CN100380495C - 使用降低复杂度的码表的解调装置和方法 - Google Patents

Abstract

一种使用降低复杂度的码表的解调装置和方法。该解调装置包括一个包含多个码字的码表，其中相似的码字被排列组合在一起；该装置还包括一软解调器，计算组成所述码字的各个位的概率，并产生所述数据字的软解调值的。

Description

使用降低复杂度的码表的解调装置和方法

本申请要求2002年12月18日在韩国知识产权局申请的韩国专利申请No.2002-81028的优先权，该申请公开的内容插入在此作为参考。

技术领域

本发明涉及信号解调技术，尤其是涉及一种在软解调器中使用降低复杂度并提高解调效率的码表的解调装置和方法。

背景技术

一般地，在使用高密度光学记录介质的环境中，存在码干扰间(ISI)，并且使用游程长度受限(RLL)码对数据进行调制。

当传统的RLL编码被解码时，信道解调器，例如，一个维特比解码器(Viterbi decoder)，从一个通过信道输入的信号中检测码字，并且一个RLL解码器利用一个解码表将所述码字解码为数据字。

近来，软解调器和软解码器已经得到广泛应用。上述维特比解码器直接输出一个包含误差并且只有1或-1之中的一个值的码字。这一方法被称作硬解调。然而，在软解调中，软信道检测器接收一个信道信号，并输出一个码字的概率值。换句话说，该软信道检测器输出包含一个编码值是1或-1的概率在内的如0.8或-0.8这样的模拟值。软解调器接收表示所述码字的概率值的数据并且输出该数据字的概率值。然后，软解码器，例如一个turbo解码器，接收并解码该数据字的概率值，并形成该数据字。

要求软调制的Turbo解码技术已由Laura L.McPheters和Steven W.McLaughlin在[“Turbo-Coded Optical Recording Channel with DVD MinimumMark Size”，IEEE Transactions on Magnetics，第38卷No.1，第298-302页，1月]中介绍。

下面的描述涉及以上所述的软解调器的操作，该软解调器接收表示一个码字的概率值的数据，并获得表示组成一个数据字的每一位的概率的记录似然比(LLR，log likelihood ratio)值。所述操作将参照图1中所示的表进行说明。

图1示出了一个对于RLL(1，7)码具有2/3码率的解码表。该表的第一行示出了从解码过程得出的2位数据字，并且在每个数据字下面示出的值是相应于所述每个数据字的码字。图1示出了为了解码一个2位的数据字使用9位码字的例子。

为了获得一个LLR值，计算后验概率(posterior probability)(APP)(d_k＝1)和APP(d_k＝0)。APP(d_k＝1)是表示解调数据d_k等于1时的概率值，APP(d_k＝0)是表示解调数据d_k等于0时的概率值。当用来限定一个数据字的码字的长度为t位时，获取设置数据字的一位为1的码字的各个位的(r_m-(2*c_m-1))²值，然后将这些值累加。这里，m＝0，...，t-l。如公式(1)所示，通过对关于将数据字的一位设置为1所有M个码字所获得的指数值进行累加，获取APP(d_k＝1)。

$\mathrm{APP}(d_k=1)=\underset{j\∈S_{1\left(k\right)}}{\mathrm{\Σ}}\exp \left[{(r_m^j-(2*c_m^j-1))}^2\right]...\left(1\right)$

这里，j表示第j个数据字为1的值，S₁(k)是对应于图1所示的表中d_kd_k+1＝10和d_kd_k+1＝11时的条目组。

APP(d_k＝0)以与APP(d_k＝1)相同的方式获得，即，根据公式(2)获得。

$\mathrm{APP}(d_k=0)=\underset{j\∈S_{0\left(k\right)}}{\mathrm{\Σ}}\exp \left[{(r_m^j-(2*c_m^j-1))}^2\right]...\left(2\right)$

这里，S₀(k)是对应于图1所示的表中d_kd_k+1＝00和d_kd_k+1＝01时的条目组。

LLR(d_k)是由公式(3)表示的比值的指数值。所述比值定义为当解调一个收到的码字时所产生的数据字d_k的一位为0的概率与数据字d_k的一位为1的概率的比。LLR(d_k)是软解调器的输出。

$\mathrm{LLR}\left(d_k\right)=\log \left(\frac{\mathrm{Pr}(d_k=1|R)}{\mathrm{Pr}(d_k=0|R)}\right),R=r_0,r_1,...,r_{t-1}$

$=\log \left(\frac{\mathrm{Pr}\left(R\right|d_k=1)}{\mathrm{Pr}\left(R\right|d_k=0|}\right)...\left(3\right)$

$=\log \left(\frac{\underset{j\∈S_1\left(k\right)}{\mathrm{\Σ}}\mathrm{Pr}\left(R\right|C^j\mathrm{transmitted})}{\underset{j\∈S_0\left(k\right)}{\mathrm{\Σ}}\mathrm{Pr}\left(R\right|C^j\mathrm{transmitted})}\right)$

当假设在S₀(k)和S₁(k)中的C^j的频率相同时，概率Pr(R|C^j)由公式(4)表示。

$\mathrm{Pr}\left(R\right|C^j)={\left(\frac{1}{\sqrt{2\mathrm{\π}}\mathrm{\σ}}\right)}^i\exp [-\frac{1}{2{\mathrm{\σ}}^2}\underset{m=0}{\overset{t-1}{\mathrm{\Σ}}}{(r_m^j-(2*c_m^j-1))}^2]...\left(4\right)$

因此，公式(3)被改写为公式(5)。

$\log \left(\frac{\underset{j\∈S_1\left(k\right)}{\mathrm{\Σ}}\mathrm{Pr}\left(R\right|C^j\mathrm{transmitted})}{\underset{j\∈S_0\left(k\right)}{\mathrm{\Σ}}\mathrm{Pr}\left(R\right|C^j\mathrm{transmitted})}\right)=\log \frac{\underset{j\∈S_1\left(k\right)}{\mathrm{\Σ}}\exp [\frac{1}{{\mathrm{\σ}}^2}\underset{m=0}{\overset{t-1}{\mathrm{\Σ}}}{r}_m^j*(2*c_m^j-1)]}{\underset{j\∈S_0\left(k\right)}{\mathrm{\Σ}}\exp [\frac{1}{{\mathrm{\σ}}^2}\underset{m=0}{\overset{t-1}{\mathrm{\Σ}}}{r}_m^j*(2*c_m^j-1)]}$

$=\log \underset{j\∈S_1\left(k\right)}{\mathrm{\Σ}}\exp [\frac{1}{{\mathrm{\σ}}^2}\underset{m=0}{\overset{t-1}{\mathrm{\Σ}}}{r}_m^j*(2*c_m^j-1)]-\log \underset{j\∈S_0\left(k\right)}{\mathrm{\Σ}}\exp [\frac{1}{{\mathrm{\σ}}^2}\underset{m=0}{\overset{t-1}{\mathrm{\Σ}}}{r}_m^j*(2*c_m^j-1)]...\left(5\right)$

$\≈{\max }_{j\∈S_1\left(k\right)}[\frac{1}{{\mathrm{\σ}}^2}\underset{m=0}{\overset{t-1}{\mathrm{\Σ}}}{r}_m^j*(2*c_m^j-1)]-{\max }_{j\∈S_0\left(k\right)}[\frac{1}{{\mathrm{\σ}}^2}\underset{m=0}{\overset{t-1}{\mathrm{\Σ}}}{r}_m^j*(2*c_m^j-1)]$

当如公式(6)所表示的使用最大对数近似值时，公式(5)可以被改写为公式(7)，因为即使忽略1/σ²，也可以呈现相同的性能。

$\log (e^{{\mathrm{\δ}}_1}+e^{{\mathrm{\δ}}_2}+...+e^{{\mathrm{\δ}}_n})\≈{\max }_{j\∈\{\mathrm{1,2},...,n\}}{\mathrm{\δ}}_j...\left(6\right)$

换句话说，如公式(7)所示，LLR(d_k)是通过当指数值的计算很复杂时，计算一个最大值来代替计算指数值，并且计算APP(d_k＝1)-APP(d_k＝0)来代替执行公式(3)所表示的除法而获得的。

$\mathrm{LLR}\left(d_k\right)={\max }_{j\∈S_1\left(k\right)}[\underset{m=0}{\overset{t-1}{\mathrm{\Σ}}}{r}_m^j*2(c_m^j-1)]-\mathrm{ma}{x}_{j\∈S_0\left(k\right)}[\underset{m=0}{\overset{t-1}{\mathrm{\Σ}}}{r}_m^j*2(c_m^j-1)]...\left(7\right)$

LLR(d_k+1)可以通过用k+1来取代公式(7)中的k而获得，如公式(8)所示。

$\mathrm{LLR}\left(d_{k+1}\right)={\max }_{j\∈S_1(k+1)}[\underset{m=0}{\overset{t-1}{\mathrm{\Σ}}}{r}_m^j*2(c_m^j-1)]-\mathrm{ma}{x}_{j\∈S_0(k+1)}[\underset{m=0}{\overset{t-1}{\mathrm{\Σ}}}{r}_m^j*2(c_m^j-1)]...\left(8\right)$

这里，S₀(k+1)是对应于图1所示的表中d_kd_k+1＝00和d_kd_k+1＝10时的条目组，S₁(k+1)是对应于图1所示的表中d_kd_k+1＝01和d_kd_k+1＝11时的条目组。

如上所述，当用于传统的软解调器中的APP解码表的规模增加时，计算LLR所需的时间也随之增加，APP解码表也变得十分复杂。

发明内容

本发明提供了一种在软解调器中使用降低复杂度并提高解调效率的码表的解调装置和方法。

本发明还提供了一种为了获得游程长度受限(RLL)码的软解调结果而使用降低复杂度的码表的解调装置和方法。

本发明的附加特征和/或优点一部分将在以下的说明中阐明，一部分将从说明中显而易见，或者可以从本发明的实际应用中领会。

根据发明的一个方面，提供了一种解调一个具有大于第一预定位长的第二预定位长的码字的装置，该码字从调制一个具有第一预定位长的数据字中得到。所述装置包括一个包含多个码字的码表，其中具有相同位的码字被排列组合到一起；以及一软解调器，使用码表来计算组成所述码字的各个位的概率，并产生所述数据字的软解调值，其中，对码字中相同的位只需要计算一次并且使用该计算结果，而不需要执行另外的计算。

根据发明的另外一个方面，提供了一种解调一个具有大于第一预定位长的第二预定位长的码字的方法，该码字从调制一个具有第一预定位长的数据字中得到。所述方法包括使用一个包含多个码字的码表，其中具有相同位的码字被排列组合到一起；以及使用码表来计算组成所述码字的各个位的概率，并产生所述数据字的一个软解调值，其中，对码字中相同的位只需要计算一次并且使用该计算结果，而不需要执行另外的计算。

附图说明

通过结合附图对本发明的优选实施例进行详细描述，本发明的上述和/或其他优点将会变得更加清楚，附图中：

图1示出了说明一传统软解调器的表的例子；

图2是应用本发明的一个系统的方框图；

图3A和3B示出了一个传统码表的例子和一个根据本发明的实施例降低复杂度的码表的一个例子；

图4A和4B示出了另外一个传统码表的例子和根据本发明的另一实施例降低复杂度的码表的另一例子；

具体实施方式

下面将对本发明的优选实施例进行详细的介绍，本发明的示例在附图中举例说明，其中相同的参考数字指代相同的元件。以下通过参照附图对实施例进行说明以便解释本发明。

参考图2，应用本发明的一个系统包括：编码器10，交织器20，调制器30，传输信道40，软解调器50，去交织器60，和迭代解码器70。然而，还可以对该系统进行各种修改。例如，可以不提供交织器20和去交织器60，或者进一步提供一个在传输信道40和软解调器50之间的软信道检测器。

编码器10使用预定的带有纠错的软编码方式，如低密度奇偶校验(LDPC，low density parity check)编码和/或turbo编码，对输入数据进行编码。交织器20将所述编码数据以一预定的顺序进行交织，并且将此交织后的数据提供给调制器30。调制器30使用一适当的方法，例如使用游程长度受限(RLL)码，对交织后的数据进行调制。调制后的数据在通过例如记录介质的传输信道40之后出现失真，然后输入到软解调器50中。

软解调器50计算组成通过传输信道40输入的码字的各个位的概率，并提供该数据字的一个软值给去交织器60。去交织器60对此软值去交织并在解码前恢复所述数据。迭代解码器70根据编码器10执行的预定软编码方式对去交织数据进行软解码，输出解码数据和表示解码是失败还是成功的附加状态信息，并且根据此附加状态信息进行迭代解码，从而增加信号检测和误差校正的性能。

图3A示出了一个传统码表的例子。图3B示出了一个用在图2所示的软解调器50中的码表的例子，该码表通过重新排列图3A所示的码字来降低复杂度。在图3A和图3B所示的例子中，一个16位的码字被用来解码一个2位的数据字。

如图3A所示的传统的码表中，多个条目被简单列举在单个列中，在该单个列中每一行都有一个码字。然而，在如图3B所示的根据本发明的实施例的码表中，相似的条目被排列组合在一起。也就是说，条目被安排在多个列中，每列具有若干不同的区段，以便码字的共同部分被显示在同一列中，共同邻接部分在每一区段中被写入一次。通过再次利用图3B所示的码表的计算结果可以减少计算量。在图3B所示的码表中，一列被分成三列。然而，所述列也可以被分为两列或六列。

尽管在图3B所示的码表中具有和图3A所示的传统码表相同的内容，但是，由于在图3B所示的码表中的条目被有效排列，因而当计算记录似然比(LLR)时可以减少计算量和计算时间。例如，假定公式(7)中所示的S1(K)是一组8个元素，如图3A中传统的码表所示的那样。当使用图3A所示的传统的码表计算LLR时，需要进行8*17＝136次加或减运算。然而，当使用图3B所示的码表时，因为对所述码字的每一个共同部分只进行一次运算，所以减少了加或减运算的数目。举例来说，对000 000的一次计算结果被使用四次，对010 000一次计算结果被使用两次，而不必重复计算。因此，当使用图3B所示的码表时，只需进行14*5+12＝82次加或减运算。

图4A示出了传统的码表的另外一个例子。图4示出了用在图2所示的软解调器50中的码表的另一个例子，该码表通过重新排列图4A所示的码字来降低复杂度。图4A和4B比图3A和图3B更普遍化，在图4A和4B每一个参考符号a、b、c、d、e和f都表示三位，一个16位的码字被用未解码一个2位的数据字。在图4B所示的码表中，一列被分成二列。然而，所述列也可以被分为三列或六列。

当用图4A所示的传统的码表计算LLR时，需要10*17＝170次加或减运算并需要9次最大函数的计算。然而，当用根据图4B所示的本发明的实施例的码表计算LLR时，只需10*8+2＝82次加或减运算并需要7次最大函数的计算。

如上所述，在接收一个信道或者软信道检测器的输出信号后，本发明使用一种有效配置的解码表对RLL编码进行软解调，使用较少的计算次数并在较短的时间内提供与传统技术相同的软解调结果。

尽管本发明是参照其特定的优选实施例来描述的，但本领域的技术人员应该理解，在不脱离由所附权利要求限定的本发明的精神和范围的情况下，可以对其进行形式和细节的各种修改，本发明的范围以权利要求书及其等效范围限定。

Claims (12)

1.一种解调一具有大于第一预定位长的第二预定位长的码字的装置，该码字从调制一具有第一预定位长的数据字中得到，该装置包括：

包含多个码字的码表，其中具有相同位的码字被排列组合到一起；

软解调器，使用码表来计算组成所述码字的各个位的概率，并产生所述数据字的软解调值，

其中，对码字中相同的位只需要计算一次并且使用该计算结果，而不需要执行另外的计算。

2.如权利要求1所述的装置，其中所述码表通过将包含所有码字的一列转换为预定数目的列而形成，其中所述码字被分配到预定数目的列中，以便所述码字的相同部分被安排到预定数目的列中的相同部分。

3.如权利要求2所述的装置，其中相同的相邻部分在预定数目的列中的各个相同部分的单个区段中被写入一次。

4.如权利要求1所述的装置，其中当当前码字的一部分与已计算的码字部分等同时，所述软解调器再次使用对码表中该码字部分的计算结果，而不必再进行一次计算。

5.如权利要求1所述的装置，其中所述码字对应于由软解调器所接收的输入信号。

6.如权利要求5所述的装置，其中所述输入信号是经传输信道传送或从软信道检测器输出的游程长度受限码信号。

7.一种解调一具有大于第一预定位长的第二预定位长的码字的方法，该码字从调制一具有第一预定位长的数据字中得到，该方法包括：

使用包含多个码字的码表，其中具有相同位的码字被排列组合到一起；以及

使用码表来计算组成所述码字的各个位的概率，并产生所述数据字的软解调值，

其中，对码字中相同的位只需要计算一次并且使用该计算结果，而不需要执行另外的计算。

8.如权利要求7所述的方法，其中所述码表通过将包含所有码字的列转换为预定数目的列而形成，其中所述码字被分配到预定数目的列中，以便所述码字的相同部分被安排到预定数目的列中的相同部分。

9.如权利要求8所述的方法，其中相同的相邻部分在预定数目的列中的各个相同部分的单个区段中被写入一次。

10.如权利要求7所述的方法，其中当当前码字的一部分与已计算的码字部分等同时，产生软解调值的步骤包括再次使用对码表中该码字部分的计算结果，而不必再进行一次计算。

11.如权利要求7所述的方法，进一步包括接收一个对应于所述码字的输入信号。

12.如权利要求11所述的方法，其中所述输入信号是经传输信道传送或由软通道方法输出的游程长度受限码信号。

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