基于修改码字传输的先验知识在解码之前处理消息差值的
装置和方法
技术领域
[0001] 本公开总体上涉及无线通信系统接收机，并且更具体地涉及用于通信信道解码的装置和方法。
背景技术
[0002] 移动无线通信系统通常要求在基站
收发信机之间进行切换的能
力。 然而，这种切换在切换过程期间通常产生导致掉话的技术问题。
[0003] 关于GSM网络的一个这种问题是：当使用低速率高级多速率编
解码器(AMR)模式、半速率业务信道模式或的确用于许多其它逻辑业务信道的模式时，保持控制信道的完整性。例如，当使用如上所述的全速率AMR 5.9bps或4.74kbps语音
编码器模式以及半速率或其它模式进行操作时，在业务信道(TCH)上维持可接受的
帧误码率(FER)所需的载波与干扰和噪声比(CINR)可以显著地小于维持控制信道的FER所需的CINR。示例性的控制信道包括但不限于如在GSM 3GPP规范中所
指定的慢速关联控制信道(SACCH)和快速关联控制信道(FACCH)以及其它各种控制信道。
[0004] 因为控制信道接收对诸如切换之类的某些操作来说是关键性的，所以控制信道的误码率对减少网络掉话率(DCR)来说是特别重要的。
[0005] 希望例如通过Chase合并来合并多个控制信道传输。 然而，如果在随后的传输之间有任何一个或多个比特改变，那么源于前向纠错(FEC)编码方法的码字也会改变，并且往往不能直接合并控制信道
块，所述编码方法诸如为在GSM FACCH的情况下的法尔(Fire)编码和卷积编码的组合。
[0006] 可应用于FACCH的一种可能的解决方案将是允许重新传输相同的消息，由此允许移动台(MS)合并第一和第二传输。 然而，这种方法存在几个附加问题。
[0007] 首先，该方法要求第一和第二FACCH传输的184比特有效
载荷(层2或“L2”消息)完全相同以便允许在接收机处进行Chase合并。将不允许修改FACCH消息内容的任何内容。
[0008] 第二，为了允许接收机合并适当的控制消息，可能需要提供隐式或显式信令的一些手段来指示应当执行该合并。例如，在FACCH帧的第一和第二传输之间的时间可以是TDMA帧的精确数目或其它已知数目。
[0009] 第三，只可以使用该方法来合并已知有限数目的FACCH传输。 对许多FACCH传输的Chase合并进行灵活支持，会被证明是不切实际的。 最后，该方法无法被传统网络支持或者向传统终端提供显著的优点。
附图说明
[0010] 图1是图示信令方案的传输
信号的流图。
[0011] 图2是图示消息帧结构的位映象图。
[0012] 图3是图示
控制信号在184比特L1消息有效载荷上的映射的位映象图。
[0013] 图4是用于图示级联编码方案的位映象图。
[0014] 图5是图示依照各个
实施例的解码方案的
流程图。
[0015] 图6是图示依照图5的各个实施例的高级操作的流程图。
[0016] 图7是依照各个实施例、图示使用对数似然比来确定在码字或特定比特之间是否存在差值的阵列和的数学坐标图。
[0017] 图8是图示依照各个实施例的高级操作的流程图，所述各个实施例包括除图5所图示的那些实施例以外的一些实施例。
[0018] 图9是图示依照各个实施例的高级操作的流程图，所述各个实施例包括除图5和图8所图示的那些实施例以外的一些实施例。
具体实施方式
[0019] 这里提供了用于对消息进行联合解码的方法和装置。
[0020] 如这里进一步的描述，在各个实施例中，可以不考虑初始和随后消息之间的定时或间隔，而根据初始和随后消息之间的先验差值来联合解码消息。
[0021] 在一些实施例中，为了处理并且合并具有先验差值的初始消息和随后消息，可以利用
软输入、
软输出(SISO)解码器的性质。
[0022] 此外，在其它实施例中，使用随后消息传输之间的先验差值以及法尔码和卷积码的线性性质，以使得可以有效地使用各种合并技术。 在这种实施例中，有益地使用消息编码的线性度，以使得如果知道在随后消息传输中的差值，那么也就知道码字中的差值。
[0023] 在各个实施例中，如果知道码字之间的差值，就可以将对应于该差值的对数似然比取非，以使得可以直接合并先前和随后的信道块。 因此各个实施例允许对未被完全重复的信令信息进行Chase合并。
[0024] 在各个实施例中，一旦接收到第一消息传输，移动台就可以首先尝试通用消息解码，而不尝试合并在前的消息传输。
[0025] 如果解码失败，那么移动台可以对消息作出假设，并且合并根据符合该假设的当前和先前消息帧观察而获得的
软判决信息。 由移动台所使用的软合并方法取决于在每个假设的消息重传之间的改变的比特。
[0026] 如果成功的消息解码没有由第一假设产生，那么移动台可以继续假设下一消息等等，直到N个消息传输。 移动台可以在每次解码尝试之前更新所存储的消息软判决信息。
[0027] 现在转向附图，其中同样的附图标记表示同样的部件，图1是图示从基站收发信台(BTS)103向移动台(MS)101传输信息传送帧(“I帧”)105、107、109的传输图。
[0028] 各个实施例利用层2(L2)和层3(L3)的内容的重复，其已知出现在快速关联控制信道(FACCH)上的特定消息传送序列期间。因此图1图示了信令方案，其可以用来借助这里所公开的各个实施例而更加有益。
[0029] 所图示的信令方案是从BTS 103到MS 101的典型下行链路消息传送，其中在L2信息(I)帧中携带L3消息。 L3消息的精确内容是不重要的，因此L3消息可以是切换命令或感兴趣的任何其它信令消息。
[0030] 特别重要的是，应当注意，虽然这里在GSM FACCH的情境下公开了各个实施例，但是所述实施例并不受此限制。 相反，其中使用重传的任何信令方案都可以从这里所公开各个实施例受益。 此外，各个实施例可以被应用到任何无线通信标准或空中
接口，诸如但不限于GSM/GPRS/EDGE、UMTS、IEEE 802.16、IEEE 802.20、IEEE 802.11等。
[0031] 现在返回到图1和所示出的信令方案，其中将包含L3消息的第一I帧105从BTS103发送到MS 101。 I帧105还包含轮询/最终比特，该轮询/最终比特包含在命令帧以及响应帧中。 对于命令帧来说，轮询比特被称为“P比特”，而在响应帧中它被称为“F比特”。 对于各个实施例来说，命令帧的P比特是所关注的比特。
[0032] 在初始的I帧105中，P比特被设置为值0，并且也包含在I帧105内的发送序号N(S)具有任意值，其取决于先前从BTS 103向MS 101传送了多少I帧。
[0033] 在图1所图示的例子中，N(S)被示为具有值4。 也包含在I帧内的接收序号N(R)也具有任意值。 假定此值在由图1所图示的信令方案期间不会改变。 如图1所图示，I帧的重传具有很高的出现概率，然而这取决于在所图示的方案期间在上行链路上是否成功地从MS 101向BTS 103传送了I帧。 对于图1来说，假定在上行链路上BTS 103没有从MS 101接收到I帧。
[0034] 如图1所示，MS 101接收I帧105的第一传输并且尝试对其进行解码，但是没有成功。 因为BTS 103没有接收到对I帧的确认，并且在计时器“T200”111期满之后，BTS 103将重传I帧107，其具有相同的L3内容和相同的L2报头。 然而，P比特将被设置为1。
[0035] 此外，在图1中，MS 101也无法解码第二I帧107。 在计时器T200113第二次期满之后，BTS 103第三次发送I帧109，P比特再次被设置为1。 MS 101再次无法解码I帧。 如果MS 101继续无法在下行链路上解码I帧，那么重传将会继续，直到总共34个帧重传，或者对于半速率业务信道(TCH)来说为29个，在这点上呼叫被BTS 103丢弃。
[0036] 图2是图示依照3GPP标准的I帧结构的位映象。在图2中，行201表明比特
位置号，下边的行通常对应于八位字节。 I帧通用格式包括地址字段203、控制字段205、长度指示符字段207和L3消息209。 应当理解，图2一般只是用于图示目的并且其字段可以修改，例如字段可以长于一个八位字节，但是仍然是依照各个实施例的。
[0037] 在图2中，地址字段203进一步包括备用比特，比特8，其具有值0。 地址字段203还包括链路协议
鉴别符(LPD)，其对于FACCH来说始终具有值00。 此外对FACCH来说，地址字段203的服务接入点标识符(SAPI)始终具有值000。 地址字段203的命令/响应(C/R)比特指示帧是命令还是响应。 例如，在图1所图示的信令方案中，对于到MS 101的BTS 103的命令来说，C/R比特值将会被设置为1。 地址扩展(EA)字段被设置为1以指示地址字段203不存在扩展，该地址扩展字段是地址字段203的比特位置1。
[0038] 控制字段205进一步包括发送序号N(S)字段和接收序号N(R)字段。 N(S)和N(R)字段是3比特序号并且可以具有任何适当的值。 轮询比特(P比特)在初始传输I帧时为0并且在与上面所描述相同的I帧的所有重传上被设置为1，该轮询比特是控制字段205的比特位置5。
[0039] 长度指示符字段207指示层3消息209的大小。长度指示符字段207的比特位置2指示当前的L2块是否为最后的块，或者指示后面是否有更多的L2块并且需要被级联以便形成完整的L3消息，该比特位置2被定义为“更多比特”(M比特)。 被设置为1的M比特表明后面还有更多的L2块。 在FACCH上，长度指示字段207的长度扩展(EL)比特始终为1。 层3消息在长度八位字节后面。 利用十六进制值2B来填充任何未使用的八位字节。
[0040] 现在转向图3，图示了FACCH内容在L1有效载荷上的位映象。 184比特的L2FACCH信息序列被读取到184比特字段301中，d(0)...d(183)，继而由40比特法尔码来处理。
[0041] 184比特字段301d(0)...d(183)接受40比特系统法尔码处理，产生附加到d(0)...d(183)的40比特奇偶校验字段303p(0)...p(39)，如图3所图示。 使用零值后缀比特305来终止应用于L1 FACCH块的1/2码率卷积码。
[0042] 在各个实施例中，可以假设图1所图示的信令方案的L2信息消息的特定序列。在其中图1的信令方案为FACCH传输的实施例中，L2消息的第一FACCH传输与同一消息的任何随后传输之间的主要区别是P比特值发生改变，从对于第一传输来说的P＝0改变为对于任何随后传输来说的P＝1。 注意，可以由序号N(S)来标识重传，所述序号N(S)对于第一和任何随后传输来说都是相同的。
[0043] 返回到图3，P比特307占据八位字节2的比特5，并且因此位于L2信息序 列301、d(0)...d(183) 中 的 比 特 索 引 Idxp＝ (Octet#-1)×8+(Bit#-1)或 Idxp ＝(2-1)×8+(5-1)＝12，如图3所示。
[0044] 对各个实施例来说最为重要的是，1/2码率卷积码和法尔码的组合形成级联码，该级联码在如图4所图示的二进制伽罗瓦域GF(2)中是线性的。
[0045] 因此，对于图4来说，如果L2信息序列为d(x)＝d(0)+…+d(183)x183(在二进455
制伽罗瓦域GF(2)中)，那么编码序列c(x)＝c(0)+...+c(183)x 可以被表示为：
[0046] c(x)＝f(d(x))＝Md(x)(0.1)
[0047] 其中函数f(·)是线性算子，等效地由矩阵算子M来表示。
[0048] 因此，信息序列d(x)可以被分解为：
[0049] d(x)＝do(x)+Px12(0.2)
[0050] 其中多项式do(x)没有12阶的项(即O(12))。 因为f(·)是线性算子，所以码字多项式c(x)可以被表示为：
[0051] c(x)＝f(do(x)+Px12)
[0052] ＝f(do(x))+f(Px12)(0.3)
[0053] ＝co(x)+p(x)
[0054] 其中co(x)是排除P比特的码字，以下被称为基本码字，并且p(x)是对应于P比特的码字。
[0055] 然后对于每个可能的P值来说，所接收到的码字多项式c(x)可以被表示为：
[0056]
[0057] 在各个实施例中，公式(0.4)允许在图1所图示的信令方案下合并第一和任何随后的传输。 具体地，把由均衡器为消息的第i个观察所递送的456个对数似然比(LLR)值标示为 并且k＝{0，...，455}。取P＝0作为任意的参考情况，如果与消息i的第i个观察相关联的P的假设的值为 那么在合并或进一步处理之前不修改LLRki
如果 那么用算术方法将LLRk 求反，即 对于其中p(x)＝1等
的k的所有多项式项来说都是如此。
[0058] 更重要地是，假设a)对应于LLRki(i＝0)的P值不同于对应于LLRki(i＞0)的P值，或者b)相同，可以在随后传输的合并期间不那么严格地知道P的精确值。 公式(0.4)允许在任何一种假设下进行合并。
[0059] 再次暂时返回图1所图示的信令方案并且使用先前上面所定义的码字性质，在各个实施例中，可以在假设对应于第一和任何随后观察的传输的P比特值不同的情况下合并多个FACCH消息。 据此，在各个实施例中，可以使用两个
缓冲器，一个(缓冲器1)，用于存储首先观察的FACCH帧，以及第二缓冲器(缓冲器2)，用来对随后观察的帧的LLR进行求和，如图5所示。
[0060] 在图5所图示的实施例中，只要求两个解码假设；第一个假设为如在框513中所示，直接合并两个缓冲器，并且第二个假设为如在框519中所示，缓冲器1的P码字比特LLR在与缓冲器2的P码字比特LLR合并之前被求反。如框523所示，接收机允许最多N次传输，在此之后宣告解码失败。
[0061] 应当注意，对于各个实施例来说，如上所述的公式(0.4)通过利用线性码的性质特别高效地合并了第一和随后的码字观察并且对所产生的合并码字观察进行随后前向纠错解码。
[0062] 然而，本公开并不受此限制，并且应当理解，联合解码第一和随后码字观察的其它方法同样适用于这里所公开的各个实施例。 例如，可以修改基于维特比(Viterbi)解码原理的简单的卷积解码器以便通过在用于构造格子(trellis)状态量度的分支量度计算中对在第一和随后码字观察之间的信息字差值进行假设，诸如对在特定情况的FACCH传输中的P比特进行假设，来对第一和随后码字观察进行操作。 因此在一些实施例中，可以把关于信息字差值的每种特定假设与嵌入到维特比解码器中的已经公知的假设相关联，所述维特比解码器与在格子中限定每个状态转变的编码比特有关。
[0063] 在公式(0.1)中的函数f(·)是非线性码的特定情况中，利用公式(0.4)的线性码性质的合并方法可能是不适用的，并且需要联合解码的替换方法。
[0064] 应当注意，存在依照本公开的用于联合解码的各个其它实施例。 例如，在一些实施例中，联合解码可以依照概率方式来利用消息中的先验差值，注意到，对于“软输入、软输出”(SISO)解码器来说，对应于码字比特的概率值的一部分，无论其是SISO解码器的输入还是输出，都对应于先验消息差值。 因此，可以向这种比特部分应用处理，以使得可以联合解码初始和随后消息。
[0065] 应当理解，尽管为简单起见将所述消息描述为“初始”和“随后”，不过在所有实施例中可以不必在初始和随后时间发送这种消息。 例如，在一些实施例中，可以经由多个信道来发送具有已知信息内容的差值的一组消息，其中这些信道可以是时分、频分或码分多路复用的，或者依照其它方式映射到一组物理资源上，诸如
正交频分调制(OFDM)
子载波。 所要求的是接收机知道信息字内容的差值以及前向纠错编码的方法。在这种实例中，然后可以例如使用线性或SISO解码器实施例来联合解码消息。此外，对于随后消息来说，其中这种消息在初始消息之后的时间到达，各个实施例并不要求特定的时间间隔或间隙。
[0066] 应当理解，这里所公开的大部分创新性功能和许多创新性原理最好利用
软件或
固件程序或指令和集成
电路(IC)来实现，诸如为本领域普通技术人员所公知的
数字信号处理器(DSP)或专用IC(ASIC)。 因此，这种软件、固件和IC(如果存在的话)的进一步论述将限于关于由各个实施例所使用的原理和概念的本质。
[0067] 在每个TDMA帧使用单个时隙的话音呼叫的情境下定义了这里所公开的FACCH解码方法。 因此，MIPS(每秒数百万指令)和
存储器约束与多隙情况相比没有那么多限制。 尽管如此，忽视合并LLR的成本，在一些实施例中，由于需要假设可能是或可能不是实际的第一传输的第一观察FACCH块，所以解码(卷积和法尔解码)的计算复杂度加倍。因此，对于一些实施例的存储器需求来说，必须分配两个具有456个16比特字的缓冲器来存储在收到随后的FACCH帧之间的LLR值。
[0068] 图6以简化方式图示了各个实施例的高级操作。 在框601中接收并解调第一消息以便获得第一组LLR或阵列LLR1。 如框603所示，同样接收并解调第二消息以便获得第二组LLR或阵列LLR2。在为第一和第二接收的消息假设类似的干扰噪声的情况下，由此获得的LLR阵列的幅度在理论上相等。
[0069] 因此，暂时转向图7，可以确定范围703，其中可以认为第一和第二接收的消息是相同的。 例如如果，
[0070] 和
[0071] 那么当第一和第二消息相同时， 并且当第一消息中的每个比特与第二消息中的比特相反时， 通常，当两个消息不同时，假设有一半消息比特相同并且一半不相同，是合理的。 当C具有接近于在图7中所描述范围的中点705的值时，可以表明这种情况。
[0072] 因此，图7的范围703和706可以用来表明所接收的消息相同。 更特别地是在一些实施例中，落入由区域703的
阈值704和(A+B)所限定的较小区域内的值C可以被认为表明相同的消息。 具有在703区域的阈值704和∑(||LLR1|-|LLR2||)之间的C值的消息可以被认为是不同的。 注意，阈值704可以取决于各种辅助参数而发生改变，诸如与均衡(诸如训练顺序误差)或逻辑信道类型相关的性能统计等。
[0073] 注意，在各个实施例中，消息码字LLR值的子集Ω可以包括消息码字比特的任何适当的子集，其中对于所述消息码字LLR值计算量度A、B、C等。 例如，Ω可以包括整个消息码字，或者只包括其值不受P值影响的消息码字中的那些比特。
[0074] 类似地，可以使用图7的范围来确定在第一和第二消息之间P比特何时发生改变。通过取出其中P比特可能不同的一部分比特(即，通过在消息码字的修改子集Ω上形成量度A、B、C，其中Ω可以是第一子集的补集或可以是任何其它适当的子集)，可以类似于上面相对于整个消息所描述的情况来对这部分计算最大、最小和C值。 注意，消息部分可以对应于如上面公式(0.3)和(0.4)所定义的基本码字co(x)和P比特码字p(x)。 这里，大于整个中点705的C值可以被认为用来表明P比特是相同的，而对应于区域706的C值可以被认为用来表明不同的P比特。 然而同样注意，阈值T可以代替中点705被应用。
[0075] 因此，在落入本公开范围内的各个实施例中，可以使用各种实现方式。 例如，一些实施例可以只检查P比特中的差值，而其它实施例可以只检查整个消息是否是不同的。 同样，在一些实施例中，可以检查整个消息和P比特二者。
[0076] 应当理解，一个本领域技术人员可以选择代替整个中点705利用适当的阈值来应用类似的过程，或者可以执行不同形式的代数计算来计算图7中的C和范围，诸如作为增加LLR值并且取它们的绝对值的代替，使LLR值相关。
[0077] 此外，应当理解，虽然本公开论述了检查FACCH的P比特，这是因为P比特是在随后FACCH传输之间的已知差值，但是本公开并不受限于此。更确切地，本公开适用于其中随后传输包括在初始和随后传输之间的消息中已知差值的任何情况。 因此，可以使用这里所公开的各个实施例来解码并合并除具有非P比特的已知差值的FACCH之外的消息。
[0078] 因此返回到图6，如框605所示，如果确定消息是不同的，那么可以在框603中再次接收下一消息并且检查差值。然而，如果确定在消息之间不存在差值，那么如框607所示，可以检查消息以便确定P比特值是否已经改变。 如果P比特尚未改变，那么可以如框611所示合并LLR，并且如框613所示对其进行解码。
[0079] 然而，如果P比特已经改变，那么可以在框613进行合并之前，如框609所示将对应于P比特的LLR值取非。
[0080] 现在转向图8，图示了用于依照利用通用化联合解码器或概率方法(诸如SISO解码器)的实施例的高级操作。 与图6类似，如框801和803所示，分别解码第一和第二消息。
[0081] 框805表示确定所述消息是否是不同的，而框807表示确定所述消息的一部分是否是不同的。 注意，对于上面详细描述的FACCH实施例来说，此部分将对应于已知在FACCH传输之间发生改变的P比特。然而，具有这种已知差值的任何感兴趣的传输可以使用图8所图示的实施例。
[0082] 框809表示如上所述针对先验消息差值来处理对应于一个或多个码字比特部分的概率值，而不管是SISO解码器的输入/输出。 因此一个例子是LLR，其中可以在解码之前将对应于已知消息差值的某些LLR取非。
[0083] 然而，对于理解图8所图示的实施例重要的是，可以如框811所示联合解码在框805和807中检测到的具有已知差值的消息。因此在其它示例性实施例中，解码器输出可以被平均为相应比特概率的平均值。 在一些实施例中，在合并或确定解码器输出向量之前，可以简单地丢弃对应于消息差值的值。
[0084] 图5所图示的各个实施例可以进一步从使用与图1的协议类似的协议的系统中扩展到允许在T200或一些类似的计数器期满之前传输第二或附加消息的协议。因此在一些实施例中，图5的整个流程图可以表示对应于在任何时刻中‘飞行(in flight)’的不同消息的单个实例(在适用消息的上行链路确认之前)，其中可以发送多个消息。
[0085] 图9图示了可以怎样扩展这种实施例以用于N个过程的高级操作。框903和911表示确定新消息的部分A1或AN是否分别与所存储的消息1或消息N的部分A1或AN相同。 框905和913表示确定新消息的部分B1或BN是否分别与所存储的消息1或消息N的部分B1或BN相同。 注意，对于与FACCH相关的实施例来说，B1到BN可以对应于已知在FACCH传输之间发生改变的P比特。
[0086] 对于许多实例来说，在如框907和917所示关于已知消息差值处理解码器输入之前，可以如图9所示处理任意数目的比特和/或消息的一部分。 此外，可以根据所想要的准确度或粒度级来检查各个层或子部分。 此外，存在在框907和915之前，或在框909和917之前用于确定何时停止所述过程的机制，诸如在宣告过程完成之前允许多个解码失败。
[0087] 虽然已经图示并描述了各个实施例，然而应当理解本公开内容并不受此限制。在不脱离由所附
权利要求限定的精神和范围的情况下，那些本领域技术人员可以作出许多修改、改变、变化、替换和等同物。
