CN101023618A - 解码方法 - Google Patents

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Abstract

本发明涉及一种用于对包含在至少一个数据分组中的信息内容解码的解码方法，所述至少一个数据分组通过数据链路(E－DCH)从发送器(UE)被传输到接收器(BS)，其中所述信息由比特序列表示，所述比特序列被转换成可传输的冗余版本并且其中a)第一次在第一数据分组中将信息从发送器(UE)初始传输给接收器(BS)，其中信息由第一冗余版本表示，所述冗余版本是可自解码的；b)通过从接收器(BS)向发送器(UE)发送确认来确认不正确的接收；c)一接收到在步骤b)中的确认，至少第二次在第二数据分组中从发送器(UE)向接收器(BS)重传该信息，其中为表示该信息使用第二冗余版本，所述冗余版本的选择根据编码参数来执行，所述编码参数描述冗余版本是否是可自解码的。

Description

解码方法
本发明涉及一种解码方法和一种用于执行此方法的电信设备。
经常为了得到更好的解码结果而组合同一数据分组的多次传输。组合数据分组对于使用分组传输的通信系统已经是公知的。这种传输系统的一个例子是所谓的E-DCH方案(E-DCH：增强型专用信道，基本上是对现有的UMTS上行链路信道的改善)，所述E-DCH方案正在立即被标准化为对UMTS系统的增强(UMTS：通用移动通信系统)。
E-DCH方案的概要可以在3GPP RAN1技术报告TR 25.896 v2.0.0“Feasibility Study for Enhanced Uplink for UTRA FDD(Release6)”，R1-040392，February 2004，Malaga，Spain中找到。
这种方案被设计来利用HARQ(HARQ：混合ARQ，混合自动重复请求)方案。在这种方案中，传输分组，并且如果这些分组没有被正确地接收到，那么一旦接收到接收器的否定确认、即所谓“非应答(not acknowledge)”(NACK)，就传输重传。如果接收是正确的，那么就发送肯定确认、即所谓的“应答(acknowledge)(ACK)”。在多于一次地传输同一数据分组的情况下，在接收器处初始传输和重传都被用于对分组解码。其中利用两个数据分组的信息的“软比特判决(soft bit decision)”被使用。这就意味着，给传输或者重传的数据分组的每一个比特都分配一个量，所述量与该比特是1还是0的概率相关联。然后在考虑两个量的情况下进行解码。
这提供一种比较好的性能，就好象在不考虑先前的传输(带有选择组合的混合ARQ)的情况下仅仅使用重传。
为了使上述该方法正确地起作用，应当确保两个所接收到的传输实际上涉及相同的所传输的(更高层的)分组，也就是两个传输都得自于相同的信息内容、相同的(更高层的)分组(但是可能利用第一层上的不同的分组被传输)。层在这是指OSI(开放式系统互联(Open System Interconnection))模型。由于在第一层中所考虑的传输特性，某一应用的信息表示、在更高层中所考虑的应用本身对于传输和重传而言可能是不同的。
有几种途径来确保这点：一种是所谓的同步重传协议。在这个协议中，如果多于一次的重传被预见，那么在初始的传输或者也在先前的重传之后以固定的时间间隔发送重传。这样，接收器知道它在什么时间期望重传给定的分组。
然而，接收器仍不知道在可相容的(compatible)时间的两个传输是否实际上涉及同一分组，或者是否已经开始了新的分组的传输。如果接收器不能接收所有分组而是例如由于干扰而错过了一些，则这尤其是这种情况。如果传输利用软切换(SHO)，那就意味着多于一个的接收器尝试接收这些分组，那么有可能是一个接收器未能接收分组，但是另一个接收器已能够接收这个分组并且应答这个分组。在这种情况下，下一次可以传输新的分组。没有接收到第一分组的接收器不知道由另一接收器所发送的应答(acknowledgement)，因此现在必须以某种方式认识到这个新的分组不能与先前所接收到的任何分组组合。
关于E-DCH，假如已经与第一基站建立了数据连接的终端接近第二基站，那么就发生软切换。为了确保当从由第一个基站管理的一个小区到由第二个基站管理的第二小区时的平滑或者软过渡，在过渡的阶段，存在至两个基站的连接。
为了容易识别，还有可能引进所谓的重传序列号(Retransmission Sequence Number)(RSN)或者重传计数器：
如果新的分组被传输，则该计数器被复位(例如为0)，并且该计数器随着每一次重传而递增。如果接收器比较RSN差与时间差(考虑同步重传协议和重传之间的已知时间差)，则如果时间差与RSN差匹配，则接收器可以组合这些接收，如果这些差不匹配，则不组合这些接收。
根据现有技术，问题在于，RSN值范围至少与可能的重传的最大次数一样大：典型地，如果不能以最大的重传次数传输分组，那么丢下这个分组和传输下一个分组。可能的重传的最大次数可能相当大。这就可能导致过多的信令信息量，因为RSN必须随着每个分组传输和重传一起被传输。
基于该现有技术，因此本发明的目标是提供改善数据分组的传输的可能性，其中数据分组的重传被预见。
本发明的另一个任务是提供一种改善的重传方法。此目标可以通过在独立权利要求中所公开的内容来实现。有利的实施例是从属权利要求的主题。
根据本发明，从发送器传输数据分组到接收器。在该数据分组中包含通过比特序列表示的信息。为了传输，此比特序列被转换成冗余版本(redundancy version)，，此冗余版本是适合于传输的更多可能的表示之一。在接收器未正确地接收数据分组的情况下，该接收器发送确认(例如NACK)到发送器。一接收到，发送器就重传在第二数据分组中的信息，所述第二数据分组可能与第一个不同。为了该重传，使用第二冗余版本，该冗余版本可能与第一个不同。为第二传输选择冗余版本是基于编码参数的，所述编码参数指示冗余版本是否是可自解码的，也即意味着只有它自己才可解码。
该选择的优点是，冗余版本的选择可以在考虑传输特性、例如接收器是否具有可被用于解码的数据分组的先前版本的情况下来完成。因此能够获得较好的解码结果。同时，为附加的信令不付出或者只付出很少的额外的努力。
对冗余版本的选择的其它方面和标准在实施例和附图的描述中得以详述。
本发明也提供“重传序列号(RSN)”方案的增强，这允许减少RSN的值范围而仍然允许用它来确定组合哪些分组，至少对于大多数情况，特别是在传输的次数不超过RSN的最大值的那些情况而言。根据此应用的第一和/或者第二重传次数可以被设计为根据先前描述的“重传序列号”。
现在可能有一些情况，其中接收器现在不再能断定数据分组是否必须被组合，但是这些情况足够稀少并且不会严重损害性能。更有价值的是，减少对RSN编码所需要的比特数，比如从三比特减少到两比特，这导致随同数据分组一起传输“开销(overhead)”信息所需要的资源的大大减少。
其它的优点和实施例接下来利用附图详述，其中：
图1示出终端和基站之间的连接。
在图1中示出具有至基站BS的连接E-DCH的终端U。
此终端可以是任何通信设备，例如移动电话、PDA(个人数字助理)、移动计算机等等。
基站可以是通信系统CS中的任何中央单元。此通信系统例如可以通过移动通信网(例如UMTS(通用移动通信系统))、局域网(例如WLAN(无线局域网))或者广播系统来表示。
连接E-DCH可以是终端UE和基站BS之间的任何数据链路，其中传输数据分组。除增强型上行链路专用信道之外，所述连接可以是HS-DSCH(高速下行链路共享信道(High-Speed Downlink SharedChannel))，或者...或者诸如广播连接之类的其它任何数据链路。
终端UE发送数据分组到基站BS。基站用ACK或者NACK来应答正确的或者错误的接收，所述ACK或者NACK被发送回终端UE。
在NACK的情况下，终端UE重传数据分组。正如上面展示的，数据分组从信息内容上是相同的，但是可以利用不同的编码，例如被编码的比特的不同子集。
在下列的描述中，根据本发明的重传次数缩写为RSN。根据本发明，如下使用RSN概念：如果正在传输新的分组(也即在新的分组的第一传输时)，RSN被复位为0。
如果分组的重传被传输，并且RSN仍在它的最大值之下，那么此RSN递增。如果分组的重传被传输，并且RSN已经达到了它的最大值，那么与先前的建议相反，RSN不递增而是保持在最大值。这样的优点是，信令所需要的空间可以被限制到事先所设定的值。
把RSN的最大值命名为RSNMAX以作进一步的讨论(RSNMAX可以是最大的重传次数)。
如果例如下列的条件1或者2之一成立，那么接收器可以将所接收到的分组与先前所接收到的分组组合。为此目的，接收器也将考虑先前所接收的分组(上一所接收的分组)的RSN和从接收到那个分组以来的时间差(例如根据权利要求，时间差可能是由多个重传时间步所组成的延时)。注意的是，假设没有新的分组被传输并且RSN被限制到RSNMAX还没有发生，所述时间差与从所述上一分组以来RSN的递增数量相同。
如果：
1)RSN小于RSNMAX并且RSN的差与传输时间的差相同(在这种情况下既没有RSN溢出又没有发送新的初始分组)或者
2)RSN等于RSNMAX，以至多是RSNMAX的时间差接收了上一所接收的分组，并且上一分组的RSN加上时间差至少是RSNMAX，则数据分组的组合是可能的。在这种情况下可能已经存在RSN的溢出，但是所接收到的该分组对应于上一所接收到的分组，否则RSN在所述上一分组之后将会已经被复位为0，并且不会增加到RSNMAX，因为从那时以来时间差太小了。
例如在下列的情况3或者4中不可以组合分组：
3)RSN小于RSNMAX并且RSN的差不等于传输时间的差(在这种情况下没有RSN溢出并且已经发送了新的初始分组，因此与旧的分组有关的数据可以安全地被删除)或者
4)RSN等于RSNMAX并且以大于RSNMAX的时间差接收了上一所接收到的分组。在这种情况下接收器不能确定是否要组合当前的和上一所接收到的分组，也就是不能确定是仅仅发送了这个分组的重传还是已经发送了新的分组和这个新的分组的如此多的重传，使得RSN已经达到RSNMAX。因此，为了避免可能混淆不同的分组的数据，必须删除与旧的分组有关的信息。
在RSN等于RSNMAX的情况下，实际上不可能是，以小于RSNMAX的时间差接收到上一所接收的分组并且所述上一分组的RSN加上此时间差小于RSNMAX。因此，严格地说，不必计算上一分组的RSN加上时间差，并且将其与RSNMAX比较。然而这很容易做并且在这种情况下可能检测到没有正确地对RSN解码的一些稀少的误差情况。这是不太可能的，因为RSN无论如何必须被适当地编码/保护，但是因为计算很容易，所以这么做并且使用该额外的一致性校验是有利的。
为了进一步解释本发明，将参考下列的表格0提供一些更加详细的例子：
 T  0  1  2  3  4  5  6  7  8  9  10  11  12  13  14  15  16  17  18
 RSN  0  0  1  2  3  3  3  3  3  3  3  3  0  1  2  3  3  3  3
 RX  0  -  1f  -  3  -  -  3  -  -  -  3f  0  -  2
 HyP  0  1  2  0  1  2  0  1  2  3  3  0  1
表格0示出：
-在第一行中时间T(以传输时间为单位，也就是在同步重传协议中的重传时间差)。时间T可以以固定数量的时隙或者所谓的TTI(时间传输间隔)表示。
-在第二行中实际被传输的RSN。
-在第三行中所接收到的RSN，其被表示为RX，如果没有接收到RSN(例如由于干扰)，那么丢失的接收用破折号(-)表示。
此外，“f”表明缓冲器已经被清除，也就是接收器假设，实际所接收到的分组不能与先前的一个组合。
-在第四行，为了说明的目的，给出所传输的RSN的另一可能的序列以表明是否可能已经接收到相同的RSN但已经发送了新的分组。根据本例子，在时间0处，RSN被设为0并且分组被传输。在时间1处，新的分组被传输并且RSN又被复位为0。然而，接收器没有接收到该RSN(-)。
在时间2处，在时间1处已经传输的分组的重传被传输。接收器认识到不应将所述分组和先前所接收到的分组(也即在时间0处所传输的分组)组合，因为实际的RSN小于RSNMAX并且实际的RSN减去上一所接收到的RSN(其在时间0处为0)的差是1-0＝1，与等于2(时间2减去时间0)的时间差不匹配。这根据情况3如上所述。注意的是：如果还发送了来自时间0的分组的重传，那么到现在为止该RSN将会已递增到2，如在Hyp行所示。因此接收器可以排除这种情况，这意味着，所述接收器不执行组合。
在时间3处，重传被传输，但是没有接收到。
在时间4处，重传被传输，RSN增加并且达到RSNMAX。接收器检测这一点，从上一所接收到的RSN以来的时间差是2，并且上一所接收到的RSN(1)加上该时间差得出3，这至少是RSNMAX。因此，根据情况2，该分组与时间2处的上一分组组合。
在时间5到6，重传被发送，RSN停留在RSNMAX。
在时间7处重传被发送，RSN仍停留在RSNMAX。根据规则2：RSN是RSNMAX，时间差是3，也即至多是RSNMAX并且先前的RSN加上时间差是6，也即至少是RSNMAX，接收器将该分组与在时间4处先前所接收到的分组组合。如果从时间4以来已经发送了新的分组，那么RSN已经被复位，并且从那时起可能已经至多增加到2，如在Hyp行示出。
在时间8到10，重传被发送，RSN停留在RSNMAX。
在时间11处，重传被发送，RSN仍停留在RSNMAX。根据规则4：RSN是RSNMAX，时间差是11-7＝4，也即大于RSNMAX，接收器不将该分组与在时间7处先前所接收到的分组组合。新的分组可能已经在时间8处被发送，RSN已经被复位并且从那时起可能已经增加到3，如在Hyp行示出。因此，接收器确实不知道在时间11处所接收的分组是否可以与在时间7处的分组组合，因此必须作一个保守的假设，也就是不组合数据。这由在第3行中在时间11处的字母f示出。
在时间12处，新的分组被发送和被接收，并且RSN被复位为0。
在时间13处，重传被发送但未被接收到，并且RSN增加到1。
在时间14处，进一步的重传被发送和被接收，并且RSN增加到2。根据规则1：RSN 2仍小于RSNMAX并且RSN的差2-0＝2等于传输时间的差14-12＝2，接收器将这个分组与在时间12处先前所接收到的分组组合。Hyp行示出如果在时间13处已经发送了(但错过了)新的分组，那么RSN将不是2而是1。
到现在为止详述了实施例，其中如果同样的数据分组已经被重传，则所述实施例已经是可适用的。
此外，有可能的是，在HARQ系统中对于相同的内容而不同的分组(这是所谓的“追赶合并(chase combining)”)但例如以不同方式编码的分组被发送，例如公知为不同的冗余版本(也称作“递增冗余”)。
在这种情况下，也可以使用对哪个冗余版本和给定的分组一起被传输的指示。这会额外地增加开销信息。因此，可以隐性地和RSN一起或者隐性地和发送分组的时间一起执行冗余版本的信令。发射器和接收器可以从或者RSN或者传输时间(或者等效于传输时间的是传输帧数、连接帧数(也称CFN)，后者将被用于下文中而没有限制其它方面的意图)中计算所应用的冗余版本(RV)。
对于正如在本发明中所提供的改善的RSN，可以如下进行RV的确定：对于低于RSNMAX的RSN值，可以从RSN中计算RV。然而，当RSN达到RSNMAX时，对于分组的所有剩余的重传而言RSN保持在这个值。因此在这种情况下，不从RSN中而是从CFN中计算RV比较好。总之，根据本发明的这个方面，如果RSN＜RSNMAX，那么从RSN中计算RV和如果RSN＝RSNMAX，那么从CFN中计算RV。
在本发明的另一实施例中，特别是对于RSN＜RSNMAX，可以在传输之前将RV对RSN的关系从接收器用信号通知给发射器。
在另一实施例中，可能存在发射器和接收器之间的预定义的缺省关联，该缺省关联可以由信号关联替代。例如对于RSN的一些值、尤其对于最经常使用的值可以用信号通知该关联，而对于其它值、例如不太经常使用的值则使用缺省值。可替代地，如果系统可以使用不同的分组尺寸或者编码方案(这尤其适用于AMC(自适应调制和编码)方案)，那么缺省值可以用于某些尺寸/方案，并且显性信令化的RV值可以用于其它的。
此外，具有在两类编码比特、即系统比特(systematic bit)和校验比特(parity bit)之间区分的编码方法。基本上系统比特对应于待传输的信息，而校验比特提供冗余信息。在这些情况下，可能是有利的是，对于初始传输强调系统比特但在至少一些重传中强调校验比特。在这种情况下，可能不用信号通知该事实以在初始传输中强调系统比特。这可以为信令化RV对RSN的关系而节省一些传输带宽。此外，甚至可能足以对于初始传输始终使用预定义的RV和为(一些)重传仅仅提供RV对RSN关系的显性信令化。此外，对于RSN＝RSNMAX的情况，强调系统比特也可能也有利。这尤其适用于低编码率(例如在所传输的分组中有重要的冗余可用)。于是对于RSN＝RSNMAX的情况，有可能也不显性地信令化以强调系统比特。
下列例子涉及冗余版本的重传。一个重要的方面是如何进行冗余版本的选择，因为这在最初与重传一起被传输时经常影响数据分组的组合式解码的有效性，所述重传在这种情况下是冗余版本。
依赖于RSN精确地选择冗余版本在接下来的部分中得以详述。对于本领域的技术人员而言显然的的是，这些方面可以有利地与先前所公开的实施例的任一方面组合。同样地，这些方面也可以独立地被应用。
已经提议基于所谓的RV索引(冗余版本索引)来选择不同的冗余版本。RV索引基本上定义了对定义特定的冗余版本所需的所有参数。这种编索引允许容易地参考特定的冗余版本，因为仅仅单个参数、即RV索引需要被指定。该指定尤其从终端UE被传输或者“用信号通知”给基站BS。关于E-DCH的概况性方面(例如概括性信令体系)在R1-041408 3GPP TR 25.808 VO.2.3(2004-10)技术报告第三代合作伙伴计划；FDD增强型上行链路；物理层方面中被讨论。
RV索引和所得出的参数之间的关系的一个提议在R1-041354，Editor(Siemens)，“CR 25.212-Introduction of E-DCH″(November2004，Shin Yokohama，Ja pan)中在其章节“4.8.4.3 HARQ RateMatching Stage”中给出。
尤其参数s和r对E-DC-RV索引的关系是相关的：
速率匹配阶段的参数取决于RV参数s和r的值。考虑到E-DCH的对应于每个RV的s和r组合在表15中列出。传输块的第一传输尝试应该使用强调系统比特的RV(具有s＝1的RV)。较高层信令被用于控制UE应使用的冗余版本数。
表1：E-DCH的RV
    E-DCH RV索引     S     r
    0     1     0
    1     0     0
    2     1     1
    3     0     1
使用下列参数：
-Nsys＝Np1＝Np2＝Ne，j/3
-Ndata＝Ne，data，j
-rmax＝2
如何使用这些参数来确定实际所使用的速率匹配模式(rate-matching pattern)的精确方法在R1-041354，Editor(Siemens)，″CR 25.212-Introduction of E-DCH″(November 2004，ShinYokohama，Japan)的上面所引用的章节中被描述。这种方法也可以应用于这里提供的各种实施例。
特别地，这个文档接下来的两章节示出，如何得出速率匹配模式。第一引用、第4.2.7.5章“Rate matching Patterndetermination(速率匹配模式确定)”涉及基于参数eplus，eminus和eini的速率匹配模式的精确确定。这些参数中eini描述当前的或实际的和期望的凿孔率(puncturing ratio)之间的初始误差，eplus描述改变该误差的步长(stepwidth)，eminus描述在速率匹配算法中所使用的另一步长。第4.5.4.3章节“(HARQ Second Rate Matching Stage(HARQ第二速率匹配阶段))”描述如何从输入参数Nsys Ndata和rmax中计算这些参数，其中Nsys表示系统比特数，所述系统参数是与用于编码的校验比特对照承载信息的比特，Ndata表示比特、也就是校验比特和系统比特的总数，并且rmax表示r加上1的最大值。在来自此文件的第4.5.4.3章中示出如何设置这些参数、尤其是用于第4.2.7.5章中的算法的eplus，eminus和eini：
参数s指定RV是否可自解码，这意味着仅当考虑该RV时是可解码的。可解码在这方面意味着可以查明由冗余版本表示的、数据分组的信息内容。如果s＝1，那么当在速率匹配期间凿孔时，所谓的系统比特优先于turbo码的校验比特。这样的冗余版本典型地是可自解码的，这意味着可以由自身解码，当然除非接收是太受干扰的。这不是当s＝0的情况(校验比特优先)，在这种情况下可能发生甚至在没有噪音的情况下RV也不能被自身解码，而只是与另一个RV一起被解码。因此，分组的第一次传输应该总是可以自解码的，也即利用s＝1。
在软切换(SHO)期间可能发生：一个基站从移动台接收分组直到某一时间为止，而另一个基站在所述时间之后接收分组。如果对第二基站的瞬时路径损耗变得比对第一基站的路径损耗好，则这发生，这可能由于快速衰落而容易发生。路径损耗是经由例如终端和基站之间的某一连接所传输的信号的衰减。信号采用一定的路线、即路径。由于反射、干扰等等，信号易于衰减。
如果对第二基站的路径损耗变得更好，那么如果所有的冗余版本是可自解码时，则是有利的。否则在这样的转换(switch)后第二基站可能不能立即对这些分组解码，因为第二基站可能没有接收到数据分组的可自解码的初始传输而只是独自非可自解码的后来的传输。
本发明还包含在上面描述的第4.2.7.5和4.5.4.3章节中。
发明人已经认识到，令人惊讶地这意味着是不必要的，如果连接或者数据传输当前处于SHO中，那么应该为每一个RV选择s＝1。原因是，如果如上所述应用凿孔，那么s＝0仅仅创建非可自解码的RV。通过凿孔删去各个比特被描述。进行凿孔来减少比特的总数，例如使总数适应传输的固定容量。这样地进行比特的凿孔，使得没有或者仅仅尽可能少的信息丢失。因此，经常大体上是校验比特被凿孔。
如果现在执行重复，那么无论如何都要传输所有的编码比特，甚至重复其中的一些。因此可以安全地选择s＝0。在这种情况下s＝0仅仅选择不同于s＝1的另一冗余版本。
使用不同的RV增强性能(所谓的递增冗余(incrementalredundancy)(IR))并且越多不同的RV可以被选择越好。因此如在引用中所提供的在软切换中使用s＝1的一般规则在这种情况下实际上并不是有利的，而应该针对重复的情况被修改。
因此根据有利的实施例，冗余版本的选择不仅仅基于RSN而且还基于是将凿孔还是将重复用于速率匹配这一事实。
附加地或者可选地被考虑的另一标准是编码率。编码率是在编码之前的比特数除以在编码之后和在速率匹配之后的比特数。速率匹配是为了获得在一定的时间间隔内所期望的最终数据数或者相应地所期望的数据速率而对比特凿孔或者重复。
典型地，对于E-DCH，使用所谓的“turbo码”来对有效载荷数据(payload data)编码。与用于信令等等的数据对照，有效载荷数据是实际承载信息的数据。这些turbo码具有(大约)1/3的编码率，也即为每个待编码的比特产生3个编码比特、即一个系统比特和两个校验比特。如果编码率(在速率匹配之后)小于1/3，那么在速率匹配期间使用重复，如果编码率大于1/3，那么使用凿孔。因此，关于使用哪些RV和尤其是是否使用s＝0的决定可以有利地基于(编码)率。
关于这一点，应该注意的是，没有速率匹配的turbo码的编码率不刚好是1/3而是稍微小一些，因为额外地所谓的“终止比特(termination bit)”被附加在编码的数据的末端。然而，为了在该应用的上下文中所描述的实施例的目的，该差别小得足以是不相关的。因此，在详述的实施例中可能或者在考虑终止比特的情况下计算编码率或者不。通常结果相等。
根据其它有利的实施例，实现基于RSN和编码率对RV的下列选择：
    编码率
    1/3＜速率＜1/2   1/2≤速率＜5/6   速率≥5/6或速率≤1/3
 RSN值     E-DCH RV索引   E-DCH RV索引   E-DCH RV索引
 0     0   0   0
 1     2   3   1
 2     0   2   3
 3     TTIN/NARQmod 2*2   TTTN/NARQmod 3   TTIN/NARQmod 4
表2：RSN值和E-DCH RV索引之间的关系
在表2中，为不同的编码率和不同的重传序列号RSN示出E-DCH的冗余版本索引。
从RSN值、所使用的编码率中、和如果RSN＝3也从TTIN(TTI(时间传输间隔(time transmission interval))号)计算E-DCHRV索引。对于UMTS，如果为TTI选择10ms，那么TTI号等于连接帧号CFN，对于2ms的TTI，定义TTIN＝5*CFN+子帧号，其中子帧号计数5个TTI，所述TTI在给定的CFN内，从针对第一TTI的0到针对最后的TTI的4。换言之，对于UMTS，子帧的长度为5个TTI。
NARQ是混合ARQ进程数，其是指并行执行单独的数据分组的多少传输。例如有数据分组A的传输和重传。同时已经开始数据分组B或者其它的数据分组的传输和重传。如果CFN包含多于一个的TTI那么使用TTIN而不是CFN是必要的，以便区分一个CFN之内的TTI。这取决于单独的数据连接和系统的设立，其中在所述系统内建立数据连接。因此，这些条件可以被一般化用于包含在帧内的TTI的其它号。由NARQ数、ARQ进程数的划分(division)是必要的，因为在先前的传输之后不会立即排定重传而是只有在接收到相应的应答(ACK或者NACK)之后。正如上面解释的，其间利用不同的HARQ进程传输数据分组。
正如当比较上面表x的最后一列和第二列时可以注意到，E-DCHRV索引总是被选定，使得在第二列使用s＝1(也即E-DCH RV索引是0或者2，对照上面的表2)。在速率小于1/3、也即针对重复的情况下所使用的最后一列中，也使用s＝0(E-DCH RV索引1和/或者3)。
因此，根据另一个实施例，使用对于1/3＜速率＜1/2的s＝1，正如在图2中所示。根据另一个实施例，不使用s＝0，即使数据链路或者数据传输不处于SHO中。以这种方式，没有必要确立对是否使用SHO的公共理解，这由于下列的原因例如推动信令化：
因为SHO的开始由于相关的信令的延迟总是稍微有点被延迟，并且因为该信令延迟对于从RNC(无线电网络控制器)到基站和终端或者移动台的信令而言不必要相等，所以公共理解的完美同步是麻烦的，其中典型地从RNC开始切换。通过上面的实施例避免决定当前是否执行SHO的该必要性。
对于这种情况只选择两个RV并不像以前所考虑的那样不利，因为对于这些速率两个RV足以传输：通过两次重传，由turbo码所产生的所有比特可以被传输：对于速率1/2，在速率匹配之后，所有系统比特和一半校验比特在一个RV中被传输，在另一个RV中，所有系统比特和另一半校验比特又被传输。因此，能够传输甚至更多的校验比特的非可自解码的RV的使用对于这种编码率是不必要的，而是仅仅对于更高的编码率必要。发明人已经认识到，现有技术的方法在系统比特方面是不利的，因为通常系统比特应该比校验比特更被强调，当一起采用多个TV时也这样。
因此，仅仅对于高于1/2的编码率，建议使用s＝0，也即用于重传的非可自解码(non self-decodable)的RV。特别地，如果1/2≤速率＜5/6，则建议使用一个非可自解码的RV，请见表9中的中间列。在编码率2/3时，可自解码的第一RV包含所有系统比特和1/4的校验比特，非可自解码的第二RV纯粹地包含校验比特、也即3/4校验比特。因此，一直到速率(2/3)，有可能用两个冗余版本传输所有比特。在更高的速率时，有必要使用多于一个的非可自解码的RV：如果编码率是1，则在初始传输中只传输系统比特，第一和第二重传各包含50％的校验比特。因此对于速率2/3，一个非可自解码的RV是理想的，并且对于速率1，两个非可自解码的RV是理想的。因为5/6是2/3和1的算术平均值，所以建议对于一个和两个非可自解码的传输之间的过渡使用这个值。显然其它的门限也是可能的，下至2/3，因为2/3是可以用一个可自解码的和一个非可自解码的传输来传输所有校验比特的最大速率。同样地，速率1/2的门限也可以设置得稍微高一些，例如在1/2和2/3之间的算术平均值，其是7/12或者1/2和7/12之间的任一值。此外无疑当在软切换时UE(用户设备(User Equipment)，移动台的同义词)应该只使用给定的最大数据速率。原因是处于软切换的移动台会在两个小区中引起干扰，所以限制它们的数据速率有利地影响在两个小区中的情形。在这个最大数据速率时某一编码率适用。因此在本发明的实施例中，可以选择过渡点、也即也使用非可自解码的传输的最小编码率来对应于在SHO中可容许的最大数据速率。
在右边的列中，对于高于5/6的编码率，正如上面示出的，建议两个非可自解码的RV，见表x。
如上所述，将RV显性地分配给最初的三个传输，其中RSN＜RSNMAX。如果RSN达到RSNMAX，所述RSNMAX在上面给出的例子中是3，那么基于TTIN计算冗余版本。这具有以下优点，即对连续的传输使用不同的RV，即使总是使用相同的RSN(也即RSNMAX)。仅仅对于在RSN＝RSNMAX情况下的第一传输，选择最佳RV是有利的，然而在RSN达到RSNMAX之后于是将会必须总是使用这个RV，这显然是所不希望的。对于不同的速率，需要考虑何时选择对RV进行选择的公式，这在下面进行详述：
如果1/3＜速率＜1/2，那么仅仅使用可自解码的RV，因此对于RSN＞RSNMAX也应该仅仅选择这些可自解码的RV。这通过在上面的表x中的TTIN/NARQmod 2*2来实现。
如果1/2≤速率＜5/6(或者通常在中间列中)，需要一个非可自解码的传输。仍然应该使系统比特优先，因此使用两个可自解码的RV。对于RSN＝1，选择E-DCH RV索引3，而对于RSN＝3，通过公式，循环地选择RV为0、1、2。以这种方式可以达到某一其它的增益，因为对于RSN＝1和RSN＝3使用不同的非可自解码的RV，这引起某一附加的IR增益。这通过在上面的表x中的TTIN/NARQmod 3实现。
如果速率≥5/6(或者2/3如上所述)，那么为包含所有校验比特，两个非可自解码的RV是必要的。为了在这种情况下也强调系统比特，建议对于RSN＝3使用4个RV，两个非可自解码的RV和两个(不仅仅最小值为1)可自解码的RV。这通过TTIN/NARQmod 4来实现。
在这表示向下取最大整数，该最大整数不大于x，有时也叫作floor(x)或者int(x)。
在下列的实施例中，利用对RSN方案的另一不同的增强，该增强又可以或者以与在本发明中所提供的其它增强结合的方式或者独立于它们的方式使用。
在R1-041339，Panasonic，Downlink signaling related issuesfor Enhanced Uplink，November 2004，Shin Yokohama，Japan中建议了，如果不能对E-DCCH数据解码，则终端UE应该重传初始的冗余版本。E-DCCH承载与有效载荷数据相关的开销信息，例如所使用的传输格式、也就是有效载荷比特数，并且对于对有效载荷数据解码是必要的。因此如果基站不能对E-DCCH解码，那么该基站将不能利用在E-DCDCH上所传输的数据。例如如果对E-DCCH数据附加CRC(循环冗余校验(cyclic redundancy check))，则基站可以确定E-DCCH未正确地被检测。如果基站不能利用第一RV，那么在R1-041339，Panasonic，Dwonlink signaling related issues forEnhanced Uplink，November 2004，Shin Yokohama，Japan中建议了再此重传第一RV，以便确定对于基站实际上可用的第一RV是可自解码的传输。在这个文件中给出多个提议：这如何被用信号通知给移动台，例如通过引进除ACK和NACK之外的第三情形。在所述的实施例的上下文中，信令化的准确方法不是临界的，因此任何在HARQ进程中所使用的信令都可以被应用。
在该申请的框架中，该信令被称为CNAK(控制NACK)。然而，这个文件没有公开关于应该如何结合RSN方案重新选择第一RV的任何信息。
在这个文件中，尤其是章节“Node B reception scenarios(节点B接收情景)”是相关的，尤其是下面的引用，所述引用从这章节的第三段开始：
下面的表格示出3种情景，这可能发生在UE发送数据分组的初始传输的时候。表中的第二列描述了对于各个情景在节点B处的接收状态，第三列示出在这种情形下优选的UE行为。
UE传输 节点B接收状态 依赖于节点B接收的UE行为
利用可自解码的RV所发送的E-DPCCH 节点B对E-DPCCH解码，但是E-DPCCH的CRC失败 UE重传数据分组的可自解码的RV
利用可自解码的RV所发送的E-DPCCH 节点B成功地对E-DPCCH解码，E-DPDCH上的CRC失败 UE根据RSN发送数据分组的下一RV
利用可自解码的RV所发送的E-DPCCH 节点B成功地对E-DPCCH和E-DPDCH两者解码 UE发送下一数据分组
在E-DPCCH不能被正确解码的情况下，正如在此表中第一情景所列，节点B不能处理在E-DPDCH上所接收到的数据。不可能对所接收到的数据解码并且因此节点B丢弃该数据。在我们看来，在这种情形下重新传输可自解码的RV是有利的。当UE根据规定的RV序列发送重传时，仅仅在传输下一可自解码的RV之后有可能对数据分组解码，这可能会导致增加的延迟。因此在这种情景下宁愿重传可自解码的RV(初始的传输)。
情景2描述了这种情况：节点B正确地对E-DPCCH解码，但在E-DPDCH上的CRC失败。这里当将在E-DPDCH上所接收到的能量与其它的重传结合时，节点B可以使用所述的在E-DPDCH上所接收到的能量。因此在这种情况下UE应该根据规定的RV序列重传。建议UE行为根据第一或者第二情景是否已经发生而不同。
基本上有两种可能性：一种可能性是，在这种情况下将第一RV不仅分配给RSN＝0也分配给RSN＝1，从而其次的RV也被移动到相应的下一RSN值。虽然这种途径可行的，但在实施例中存在所用的更好的途径：
如果移动台接收CNAK，那么再次利用RSN＝0和相应地利用第一可自解码的RV发送下一传输。乍一看这可能意味上面所描述的RSN协议不能再被用于这种情况。然而，它可以被增强来同样支持这种情况：基站和移动台都通过CNAK信令知道这种情形。两者因此可以对于RSN协议考虑该事实。此外，当它不能利用第一传输时，基站无论如何都可以决定清洗(flush)软缓冲器，这已与RSN协议的处理一致。如果这发生在软切换中，那么其它的基站典型地不知道第一基站已经传输了CNAK。然而，由于RSN协议，所述其它的基站能够检测到新的RSN＝0被发送和清洗它们的软缓冲器。虽然清洗缓冲器在这种情况下严格地讲不是必要的，但其效果是其它的基站得知RV序列被复位的这一事实，并将因此使用正确的RV。否则，所述其它的基站将会使用错误的RV，从而它们不会有任何机会对分组解码，这将是资源的浪费。即使在软切换中的其它基站中的一个能够为第一传输已经正确地检测到分组，RSN协议仍然很好地起作用：于是，在第一基站传输CNAK的同时，该基站发送ACK。然后移动台将照常利用RSN＝0传输下一分组。第一基站将不知道第二基站已经确认了第一分组的这一事实，并因此不知道新的分组被传输。然而。因为无论如何从第一个分组就清洗缓冲器，所以无论现在第一还是下一分组被传输都无关紧要。
即使移动台或者终端UE错误地将CNAK误译为ACK，基站仍然能够正确地接收下一分组。在这种情况下第一分组丢失，但不是因为RSN协议的增强而仅仅因为ACK的错误接收。当NAK被误译为ACK时，这种误差情况在没有RSN协议增强的情况下已经是可能的，也即增强型RSN协议不导致任何进一步的衰减。
本发明已经提供了对RSN的增强。应该注意到，也存在通过其它的装置或者稍微不同的信令提供相似的功能的其它可能性。一个这样的提议是NDI(新数据指示器(New Data Indicator))。NDI对于每一个新的分组是对最大值的递增模，但对于分组的重传是相同的。NDI方案在有很多重传的情况下可能是更加稳健的，因为NDI于是仅仅很少递增并且存在(例如因为回卷(wrap around))变得不再明确的较少风险。
根据本发明的另一方面，根据连接的特性可以使用RSN或者NDI方案。这意味着甚至在单一的连接中有时RSN和有时NDI能够根据特性被使用。这样的特性可以包含连接是否在软切换中的事实或者所使用的分组尺寸或者编码率。
在优选的实施例中，在没有附加的显性信令的情况下，可以由发射器和接收器来确定所选择的特性。在这种情况下不引入额外的信令开销。
对于本领域技术人员显然的的是，可以通过组合在该申请中所提供的方面和另一个或者其它已知的流程来组合本发明。因此，通过上面的例子所描述的本发明被认为也适用于那些情况。特别地，这些例子和描述不应该被理解为限制本发明的范围。
接下来给出本发明的其它例子、说明、实施例和变型：
1.介绍
在上一次会议中取得了关于对E-DCH的HARQ定义的基本进步。重要的协定是有了具有同步重传的同步协议和具有IR和追赶合并的HARQ。此外，当操作IR时同意以给定的顺序采用冗余版本并且第一传输总是强调系统比特(s＝1)。对于在非SHO中的重传，强调和不强调系统比特应该都是可能的(s＝0或者s＝1)。
对于SHO的另一协定是总是强调系统比特(s＝1)的传输的利用通常被认为是有利的。
从这些事实和可以对于一些E-TFC将RV与CFN联系和对于其它的E-TFC显性地信令化的协定开始，这个文献为HARQ相关信息的信令化建议了解决方案。
2.HARQ相关信令信息
HARQ相关信令信息利用每个E-DCH分组传输与E-TFC信息一起被传输。它的功能是通知节点B关于所使用的对于解速率匹配(de-rate matching)所需的冗余版本(Xrv值)，又触发对节点B软缓冲器的清洗。
冗余版本和应用冗余版本的排序应该由网络例如通过较高层信令控制或者可以使用固定的匹配规则为每个TFC指定。该规则对于UE和网络都是已知的和可以“以硬线方式(hard-wired)”被执行。在我们看来，对于每个TFC，三个冗余版本被指定(一个用于初始的传输、一个用于第一重传和一个用于第二传输)或者从较高层信令化。
接下来由于关于新数据指示的可靠性的不同要求以及在SHO和非SHO中对于RV选择的不同的链路功效增益，对两种情况分开讨论。
非SHO的情况下的信令化
在非SHO的情况下，建议两比特RSN，正如在R1-040958，Ericsson，“E-DCH Physical Layer Hybrid ARQ Processing”，Prague，Czech Republic，August 2004中描述的那样，其中公开了在上行链路信令化中包含RSN并且基于RSN得出冗余版本。所述的在信令化中包含RSN也在上面在RSN的介绍的上下文中已被描述。
因此，将所应用的冗余版本从UE用信号通知给节点B。附加地，RSN提供新数据指示的功能(在RSN＝0的情况下，指示软缓冲器要被清洗)。RSN随着每一重传而递增和随着每一初始传输而被置为0。在重传的次数超过2的情况下，对于所有其它重传，该RSN被置为3。这样的优点是对于RSN的比特数可以低于log2(Nmax)而不丢失IR增益，因为不同的RV的数目典型地低于最大的传输次数Nmax。对于RSN＝3，RV选择是以CFN为基础来获得进一步的增益。
SHO的情况下的信令化
正如在R1-040906，Motorola，“Synchronous HARQ andreliable signaling during SHO(Enhanced Uplink)”，Prague，Czech Republic，August 2004中描述的那样，在SHO的情况下，由UE选定特定的TFC。通常SHO TFC提供较低的速率。对于较低的速率，在学习条款阶段期间已经示出，被比喻为追赶合并的IR链路功效增益大约是0.3dB。然而，在不同的IR方案之间和也在具有不同的RV排序的IR方案之间的性能差异是小得可以忽略的，正如在R1-040719，Qualcomm，“Link Performance with different RV forLow Data Rates”，Cannes，France，June 2004中已经所示的那样。
因此为也在SHO中获得最好的性能，建议与IR一起使用特定的TFC。由于IR方案的可以忽略的差异，为RV的选择指定显性的规则是不合理的。因此，建议隐性地和基于CFN类似于已经在几个其它的文献[2，3]中所描述的那样进行RV选择。
在SHO中，于是不再需要并能够再使用针对非SHO所描述的两比特RSN。紧记的是，对于在SHO中HARQ相关信令最重要的问题是避免节点B缓冲器损坏(corruption)，建议再使用两个RSN比特作为两比特NDI。与每次重传递增的RSN对照，NDI在UE处随每一次初始传输而递增。与RSN相比，NDI提供更高的可靠性，尤其是将在第一次重传之后剩余的BLER以1％为目标的情况下。
3.总结
在这个文档中，建议仅仅使用两比特用于被用来提供新数据指示和RV选择功能的HARQ相关UL E-DCH信令信息。
根据所选定的TFC，计数器基于每一重传(＝RSN)或者每一初始传输(＝NDI)而递增，以尽可能好地支持NDI或者RV选择功能。
该解决方案的背景是所给定的事实，即在SHO的情况下NDI的可靠性比在非SHO中更是临界的，并且在非SHO中RV的选择比在SHO中对性能的影响大得多。
此外，建议也包含在SHO中的RV选择，这隐性地利用CFN例如如在[2，3]中描述的那样进行。在非SHO的情况下，用于初始传输和第一和第二重传的RV通过网络信令化，而实际的使用由UE的RSN指示。
在说明中所使用的缩写：
E-DCH：增强型专用信道，基本上是对现有的UMTS上行链路信道的改善。
E-DCDH：增强型专用数据信道，承载E-DCH的有效载荷数据。
E-DCCH：增强型专用控制信道，承载用于E-DCDCH的开销数据(L1信令)。
IR：递增冗余
SHO：软切换
CFN：连接帧号
E-TFC：增强型传输格式组合
UE：用户设备，移动台
Log2：对数底2
UL：上行链路
RSN：重传序列号
RSNMAX：重传序列号的最大值
TTIN：TTI号
TTI：传输时间间隔
CFN：连接帧号
ARQ：自动重传请求
HARQ：混合ARQ
ACK：应答
NACK：非应答
x：floor(x)，也即不大于x的最大整数
RV：冗余版本
NARQ：混合ARQ进程数
UE：用户设备，移动台或者终端的同义词

Claims (14)

1.用于对包含在至少一个数据分组中的信息内容解码的解码方法，所述至少一个数据分组通过数据链路(E-DCH)从发送器(UE)被传输到接收器(BS)，其中所述信息由比特序列表示，所述比特序列被转换成可传输的冗余版本并且其中
a.第一次在第一数据分组中将信息从发送器(UE)初始传输给接收器(BS)，其中信息由第一冗余版本表示，所述冗余版本是可自解码的；
b.通过从接收器(BS)向发送器(UE)发送确认来确认不正确的接收；
c.一接收到在步骤b)中的确认，至少第二次在第二数据分组中从发送器(UE)向接收器(BS)重传该信息，其中为表示该信息使用第二冗余版本，所述冗余版本的选择根据描述冗余版本是否可自解码的编码参数来执行。
2.根据权利要求1的方法，其中在步骤c)中的选择是基于凿孔参数的，所述凿孔参数描述是否在对比特序列凿孔的情况下或者在不对比特序列凿孔的情况下已产生了冗余版本。
3.根据权利要求1或者2的方法，其中在步骤c)中的选择基于描述编码率的被用于将比特序列转换成冗余版本的另一速率参数。
4.根据权利要求3的方法，其中如果编码率低于或者等于编码率上边界条件，那么通过速率参数选定可自解码的冗余版本。
5.根据权利要求3或者4的方法，其中如果编码率高于或者等于编码率下边界条件，那么通过速率参数选定可自解码的冗余版本。
6.根据先前的权利要求之一的方法，其中，在步骤c)中的选择基于传输次数参数，该传输次数参数描述在第n个数据分组中信息的重传次数n。
7.根据权利要求6的方法，其中，可以从比特序列中得出一组冗余版本并且对于传输次数的第一范围，该组冗余版本的第一子集可用和对于传输次数的其它范围，其它的子集可用。
8.根据权利要求7的方法，其中，第一子集和第二子集部分地或者完全地不同。
9.根据先前的权利要求6到8之一的方法，其中，其它的子集是第一子集的超集。
10.根据先前的权利要求之一的方法，其中以类似于第一信息内容的方式发送至少一个第二信息内容，和其中确定并行发送的信息内容的数目并且将这一数目用作用于选择冗余版本的进程数参数。
11.根据先前的权利要求之一的方法，其中软切换参数被用于步骤c)中的选择，所述选择根据是否执行从第一接收器(BS)到第二接收器的软切换来确定，其中对于一定的时间间隔，至第一接收器和至第二接收器建立数据链路。
12.根据先前的权利要求之一的方法，其中将所述参数中的至少两个组合成较高级的参数。
13.根据先前的权利要求之一的方法，其中，此外预见对不正确的接收的控制确认，一接收到控制确认，传输次数参数被复位为原始值。
14.根据先前的权利要求之一的方法，其中，通过参数s描述冗余版本，所述参数s表示冗余版本是否是可自解码的。
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