发明内容
本发明的目的在于提供一种分组时间、空间、频率多地址编码方法。所编地址码的组与组之间的互相关函数存在“零相关窗”。每组地址码由若干个码构成,组内各码的自相关与互相关函数并不要求具有“零相关窗”特性。依靠本发明的方法,在“窗口”宽度相同条件下,本发明可以提供更多的地址码数。反之,在地址码数目相同条件下,本发明可以提供更宽的“窗口”,从而为更大幅度地提高系统的容量与频谱效率创造了条件。
本发明的另一重要目的在于使所编地址码同时具有很高的传输可靠性,即具有很高的隐分集重数,而且在增加隐分集重数的同时,系统的频谱效率不但不降低反而会升高或保持不变。
由于本发明要求每个地址用户使用一组码,虽然组内各码之间的自相关函数与互相关函数并不理想,但是由于组内各码是由同一用户所用,信道衰落特性完全一致,同时组内码数是个固定的有限数,这将为多码联合检测带来便利,解决了传统CDMA系统中联合检测的复杂度等问题。
本发明的技术方案为:
一种多地址码的分组编码方法,利用时间、空间、频率等弱相关随机变量或者常量作为编码元素,其特征在于该方法包含以下步骤:
选择基本完美正交互补码对偶;
选择基本时间、空间、频率编码扩展矩阵;
构成基本完美正交互补码组偶;
按照生成树法,对基本完美正交互补码组偶中码的长度与码的数目进行扩展;
变换生成树。
所述的选择基本完美正交互补码对偶还包括以下具体步骤:
根据所需零相关窗口的宽度,码组内码数等要求,决定基本完美正交互补码对偶的长度N;
按照关系N=N0×2l;l=0,1,2,...,决定一个最短基本完美互补码的长度N0;
根据上述步骤决定的最短码长,以及工程实现的要求,任意选定一码长为最短码长N
0的
码,
根据自相关函数完全互补性的要求,用数学上解联立方程组的办法,求解出与
完全互补的
码,
根据上述步骤所解出的最短基本互补码对
求解出与之完全正交互补的另一对最短基本互补码对
从码长为N0的完美正交互补码对偶形成所需长度N=N0×2l (l=0,1,2,...)的完美正交互补码对偶。
所述的选择基本完美正交互补码对偶还包括以下具体步骤:
根据所需零相关窗口的宽度,码组内码数等要求,决定基本完美正交互补码对偶的长度N;
按照关系N=N01×N02×2l+1;l=0,1,2,...决定两个最短基本完美互补码的长度N01,N02;
根据上述步骤决定的最短码长,以及工程实现的要求,任意选定一码长为最短码长N
0的
码,
根据自相关函数完全互补性的要求,用数学上解联立方程组的办法,求解出与
完全互补的
码,
根据上述步骤所解出的最短基本互补码对
求解出与之完全正交互补的另一对最短基本互补码对
从码长为N0的完美正交互补码对偶形成所需长度N=N0×2l (l=0,1,2,...)的完美正交互补码对偶。
将短码按照以下步骤串接,可以得到长度加倍的新完美正交互补码对偶:
还可以用以下步骤得到长度加倍的新完美正交互补码对偶:
C
1(S
1)码的奇偶位分别由
及
组成;C
2(S
2)码的奇偶位分别由
及
组成。
将短码按照以下步骤串接,可以得到长度加倍的新完美正交互补码对偶:
还可以用以下步骤得到长度加倍的新完美正交互补码对偶:
C
1码的奇偶位分别由
及
组成;S
1码的奇偶位分别由
及
组成;C
2码的奇偶位分别由
及
组成;S
2码的奇偶位分别由
及
组成。
连续使用所述的步骤,可以得到所需长度N的新完美正交互补码对偶。
所述的选择基本时间、空间、频率编码扩展矩阵还包括以下具体步骤:
根据所需零相关窗口Δ的大小,由关系Δ≥NL-1,决定扩展矩阵的列数L,其中:N为基本完美正交互补码对偶的长度,L为扩展矩阵的列数,Δ的单位以码片数计算;
根据可用时间、频率、空间的空间大小及系统复杂性等工程要求,选取基本弱相关随机变量(编码元素)的个数;
根据系统复杂性及对提高频谱效率等要求,决定每组地址码内码的个数M,M为扩展矩阵的行数;
根据可用时间、频率、空间弱相关随机变量(编码元素)的个数,所需扩展矩阵的行数M及列数L,构造基本编码扩展矩阵。
所构造的基本编码扩展矩阵只需满足以下基本条件:
在各行向量中应安排尽量多的弱相关随机元素,或者只安排常量元素;
该扩展矩阵应是行满秩矩阵,即各行向量间应线性无关;
各行向量的非周期与周期自相关函数应具有尽可能小的付峰;
各行向量间的非周期与周期互相关函数应具有尽可能小的付峰。
所构造的基本编码扩展矩阵可以是随机矩阵,也可以是常量矩阵,甚至为常量。
各行向量中弱相关随机元素的个数,即是对应无线通信系统的隐分集重数。
组内对应码在窗口内的自相关函数的好坏由各行向量的自相关函数的好坏所决定。
组内对应码之间在窗口内的互相关函数的好坏由各行向量间的互相关函数的好坏所决定。
基本完美正交互补码组偶由基本完美正交互补码对偶及基本时间、空间、频率编码扩展矩阵生成。
经扩展后的各组地址码,具有与随机变量种类和个数相应的隐分集重数,同时,不同码组地址码间的互相关函数在原点附近存在一零相关窗口,其窗口宽度由完美正交互补码组偶的基本长度所决定。
扩展基本完美正交互补码组偶是按照生成树的关系进行的,其中,生成树所扩展后的各组地址码的性质完全由生成树中的初始根中的基本完美互补码组偶所决定。
所述变换生成树可以是交换生成树C码与S码的位置。
所述变换生成树可以是将生成树中的C码或S码之一取反,或二者同时取反。
所述变换生成树可以是使用倒序列,即将C与S码同时取其倒序列。
所述变换生成树可以是交错各码位的极性。
所述变换生成树可以是在复平面内对各码位作均匀旋转变换。
所述变换生成树可以是在生成树中将C码与S码中的各列同步进行再排列,其中的列是以基本完美正交互补码组偶中的码为单位。
所述地址码以组为单位,每组内有固定数目的码,各组地址码间的互相关函数具有零相关窗。
所述地址码具有很高的隐分集重数,其有效分集重数等于编码元素中弱相关时、空、频等随机变量的个数与在窗口内以码片为单位的信道时间扩散量的乘积。
所述地址码以组为单位,每组内有若干码,组与组之间码的互相关函数具有零相关窗特性。
所述地址码组内各码的自相关函数及码间的互相关函数不要求一定理想,也不要求一定存在零相关窗口。
各地址码组之间互相关零相关窗口的大小可以调整。
所述调整方法可以是调整基本正交互补码对偶的长度。
所述调整方法可以是调整基本时、空、频扩展矩阵的列数。
所述调整方法可以是调整码生成树编码扩展矩阵间零元素的数目。
各地址码组内的码数可以通过调整基本时、空、频编码扩展矩阵的行数来调整。
在零相关窗口内,各地址码组内各码的自相关函数主要决定于所选基本时、空、频编码扩展矩阵各行的自相关特性,组内各码间的互相关函数主要决定于所选时、空、频扩展矩阵各对应行之间的互相关特性。
在零相关窗口外,各地址码的自相关与互相关特性,包含组内各地址码的自相关与互相关特性,决定于基本正交互补码对偶及对应生成树的结构。
所述时、空、频编码扩展矩阵,可以是任意矩阵。
所述时、空、频编码扩展矩阵包括:时、空;时、频;时、空、频,甚至是常量矩阵或常量。
本发明给出一种新的利用时间、频率、空间等相关随机变量作为编码元素的分组多地址编码技术。这种编码技术的基本特点如下:
1)地址码以组为单位,每组内有固定数目的码,各组地址码间的互相关函数具有“零相关窗”特性,在窗口宽度相同或更宽,地址码长稍长的条件下,与李道本在PCT/CN00/0028发明的多地址码相比,本发明所提供的地址码的组数与其码数相同,但由于组内有多个码,所以本发明所提供的码的总数目较之有大幅度提高,反之亦真。因此利用本发明作为地址码的无线通信系统,将有更高的系统容量、更高的频谱效率。
2)由于地址码的元素是弱相关的时间、频率或空间等随机变量,所编地址码同时还具有很高的隐分集重数,可使系统的传输可靠性大大提高。其有效分集重数等于编码元素中弱相关时、空、频等随机变量的个数与在“窗口”内以码片为单位的信道时间扩散量的乘积。例如,地址码元素使用两频、两空共四个衰落随机变量,信道的时间扩散量有三个码片宽,则使用该地址码的实际系统将有4×3=12重分集效果,传输可靠性已非常接近无衰落的恒参高斯信道了。
3)所编地址码以“组”为单位,每组内有若干码,组与组之间码的互相关函数具有“零相关窗”特性,若该“窗口”宽度宽于实际信道的时间扩散加系统定时误差,同时系统内部每个用户使用一组码,则对应的无线通信系统将不会存在“远近效应”,同时系统的容量与频谱效率有大幅度提高。
4)所编地址码“组”内各码的自相关函数及码间的互相关函数不一定理想,也不一定存在“零相关窗”口。这将要求在实用时应配合使用多码(多用户)联合检测等技术,来降低组内干扰的影响,但是由于组内各码一般是由同一用户所使用,信道衰落特性完全一致,同时组内码的个数一般不多,这就为应用多码联合检测、多码干扰抵消、多码道均衡等技术带来方便。
5)各地址码组之间互相关“零相关窗”口的大小可以通过以下主要手段来调整:
a)调整基本正交互补码对偶的长度;
b)调整基本时、空、频编码扩展矩阵的列数;
c)调整码生成树编码扩展矩阵间“零”元素的数目。
6)各地址码组内的码数可以通过调整基本时、空、频编码扩展矩阵的行数来调整。
7)在“窗口”内,各地址码组内各码的自相关函数主要决定于所选基本时、空、频编码扩展矩阵对应各行的自相关特性,组内各码间的互相关函数主要决定于所选时、空、频扩展矩阵各对应行之间的互相关特性。因此选取一个各行自相关与行间互相关特性较好的扩展矩阵是至关重要的。
8)在“窗口”外,各地址码(含组内)的自相关与互相关特性,决定于基本正交互补码对偶及对应生成树的结构。
9)时、空、频编码扩展矩阵,可以是任意矩阵,如时、空;时、频;时、空、频甚至是常量矩阵。其区别仅在于分集的类型及有无而已。
具体实施方式
下面结合附图说明本发明的具体实施方式:
本发明的基本编码步骤如下:
步骤一:
基本完美正交互补码对偶(Basic perfect complementary orthogonalcode pairs mate)的选择。
该步骤又可细分如下:
1)根据所需“零相关窗”口的宽度,码组内码数等要求,决定基本完美正交互补码对偶的长度N。
2)按照关系
N=N0×2l;l=0,1,2,..
先决定一个最短基本完美互补码(the shortest perfect complementarycode)的长度N0。例如要求N=12,则N0=3,l=2。
3)或者按照关系
N=N01×N02×2l+1;l=0,1,2,...
先决定两个最短基本完美互补码的长度N01,N02。例如,要求N=30,则N01=3,N02=5(l=0)。
4)根据2)或3)决定的最短码长,以及工程实现的要求,任意选定一码长为最短码长N
0的
码,
5)根据自相关函数完全互补性的要求,用数学上解联立方程组的办法,求解出与
自相关函数完全互补(complete complementary)的
码,
由上述联立方程解出的
码,一般有很多解,可以任选一个作为
例1:若
这里+代表+1;-代表-1,可能的
解很多,如:+0+;-0-;+j+;+-j+;-j-;--j-等。
若初选的
取值不当,则
可能无解;有时尽管
有解,但不便于工程上应用,此时,需重新调整
的取值,直至我们对
及
的取值均感满意为止。
6)若由3),因为有两个最短长度N
01,N
02,则重复4)5),求解出两对
及
并按如下规则求解出长为2N
01×N
02的完全互补码对
其中
它们的长度均为2N01×N02。
在数学上记为:
式中
表示克罗内克积(Kroneckzer product);
·表示倒序列;
表示非序列,即元素值取反。
7)根据5)6)所解出的最短基本互补码对(The Shortest BasicComplementary Code pair)
求解出与之完全正交互补的另一对最短基本互补码对
被称为完美正交互补码对偶(Perfect Complete Orthogonal Complementary code pairsmate),也就是说,从互补意义上讲,它们中每一对的自相关函数以及两对之间的互相关函数都是理想的。
理论与遍搜索已经证明,对于任一互补码对
只存在一个与之配偶的互补码对
且它们满足如下关系:
这里:下划线·表示倒序列,即排列顺序颠倒(从尾部到头部);
上划线表示非序列,即元素值全部取反(负)值;
*表示复数共轭;
k为任意复常数。
相对称位值τ |
-2 |
-1 |
0 |
1 |
2 |
R1(τ) |
0 |
0 |
6 |
0 |
0 |
相对称位值τ |
-2 |
-1 |
0 |
1 |
2 |
R2(τ) |
0 |
0 |
6 |
0 |
0 |
相对称位值τ |
-2 |
-1 |
0 |
1 |
2 |
R12(τ) |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
表1至表3分别列出了它们的互补意义上的自相关与互相关函数值,可见它们都是理想的。
8)从码长为N0的完美正交互补码对偶(perfect complete orthogonalcomplementary code pairs mate)形成所需长度N=N0×2l (l=0,1,2,...)的完美正交互补码对偶。
若
与
是一完美正交互补码对偶,则我们可以用下述四种简单方法来使其长度加倍,而长度加倍后的两个新码对,仍然是一完美正交互补码对偶。
方法一:将短码按下述方法串接起来
方法三:将短码按下述方法串接起来:
方法四:C
1码的奇偶位分别由
及
组成;S
1码的奇偶位分别由
及
组成;C
2码的奇偶位分别由
及
组成;S
2码的奇偶位分别由
及
组成。
还有很多其它等效的方法,这里不再赘述。
连续使用上述方法,可最终形成所需长度N的完美正交互补码对偶。
步骤二:基本时间、空间、频率编码扩展矩阵(Basic time、space、frequencycodes expanding matrix)的选择
基本时间、空间、频率编码扩展矩阵是将基本码间“零相关窗”编码扩展为码组间“零相关窗”编码的重要组成部分。由于该扩展矩阵的引入在同样“窗口”宽度条件下,本发明所提供的可用码数将有大幅度地提高,反之,在可用码数相同条件下,本发明可提供更宽的“零相关窗”口。
若扩展矩阵的阶数为M×L,这里M代表扩展矩阵的行数,L代表扩展矩阵的列数,一般来说,M×L越大,所形成的地址码的频谱效率会越高,同时对应通信系统的隐分集重数亦越高,传输可靠性亦越高,系统所需的发射功率相对亦越小,但系统的复杂度亦随之增加。
扩展矩阵的行数M等于各码组内码的个数。M越大,系统的频谱效率越高,但随之系统复杂度亦越高。
扩展矩阵的列数L与所形成的地址码组与组之间互相关函数的“零相关窗”口的宽度有关,L越大,“窗口”越宽。L一般大于或等于系统隐分集的重数,即实际可提供的衰落弱相关的时间、空间、频率等随机变量的个数,这些随机变量就是扩展矩阵中的元素,在传统系统设计中,人们往往要求不相关分集,这将导致要求编码元素应具有不相关或者独立衰落。但在一定可处理的“空间”范围内,如地理空间尺寸,处理时间、系统可使用带宽等约束条件下,可供使用的具有不相关衰落或独立衰落的随机元素数目将受到限制。理论与实际均已证明,可适当放松对所用随机元素相关性的要求。李道本教授在其著作中提出了e-1准则,即相关性为零与相关性高至e-1(约为0.37)在性能上几乎没有区别。根据实验结果,相关性甚至可放松至0.5左右,这样在给定可处理的“空间”范围内就可以达到更高的隐分集重数,但相关性进一步放松并不可取,虽然这样做可以造成更高的视在隐分集重数,但真正有效的分集重数提高非常有限。因此对相关性的放松一定要适度。
步骤二又可细分如下:
1)根据所需“零相关窗”口Δ的大小,由关系
Δ≥NL-1,决定扩展矩阵的列数L。
这里:N为基本完美正交互补码对偶的长度;
L为扩展矩阵的列数;Δ的单位以码片数计算。
2)根据可用时间、频率、空间的“空间”大小及系统复杂性等工程要求,选取基本“弱”相关随机变量(编码元素)的个数。
3)根据系统复杂性及对提高频谱效率等要求,决定每“组”地址码内码的个数M,M就是扩展矩阵的行数。
4)根据可用时间、频率、空间弱相关随机变量(编码元素)的个数,所需扩展矩阵的行数M及列数L,构造基本编码扩展矩阵。该矩阵只需满足以下四个基本条件即可:
a)在各行向量中应安排尽量多的“弱”相关随机元素;
b)该扩展矩阵应是行满秩矩阵,即各行向量间应线性无关;
c)各行向量的非周期与周期自相关函数应具有尽可能“小”的付峰,例如说绝对值不大于e-1甚至0.5以上。
d)各行向量间的非周期与周期互相关函数应具有尽可能“小”的付峰,例如说绝对值不大于e-1甚至0.5以上。
其中:
a)各行向量中“弱”相关随机元素的个数,即是对应无线通信系统的隐分集重数;
b)各行向量的自相关函数的好坏将决定组内对应码在“窗口”内的自相关函数的好坏;
c)各行向量间的互相关函数的好坏将决定组内对应码之间在“窗口”内的互相关函数的好坏。
以下给出几种实用的基本时间、空间、频率编码扩展矩阵。
a)编码扩展矩阵的行列数M=L=2,随机变量数为2。
基本编码扩展矩阵为
这是一个正交矩阵,其中a1,a2是两个空间或极化或频率分集随机变量,甚至是两个常量,对它们的相关性毫无要求。当它们的相关性为1(即常量矩阵)时,隐分集增益消失,但仍然对提高系统容量及频谱效率有益。
b)编码扩展矩阵的列数L=2,行数M=4,随机变量数为4。
这种扩展矩阵有两种基本形式:
该矩阵有上下两个子块,其中上子块中a1,a2是两个空间或极化分集随机变量但载波频率为f1,下子块中a1,a2也是两个空间或极化分集随机变量,只是载波频率换为f2。对a1,a2两天线间的相关距离不作任何要求,甚至a1与a2是两个常量(包括a1=a2)也可以,只是这时没有空间分集或极化分集增益而已。f1应与f2有所不同,但没有不相关衰落的要求,这种编码扩展矩阵也可推广至多载波情况,即
其中f1,f2,...,fn是n个相关衰落的载波。
由上述多载波编码扩展矩阵一所形成的地址码组,至多具有两重隐空间或极化分集的能力,采用多个载波是为了增加系统的容量及频谱效率。
该矩阵有上下两个子块,其中上子块中f1,f2是两个频率分集随机变量但使用天线a1,下子块中f1,f2也是两个频率分集随机变量,只是使用天线a2。对f1,f2两载波频率间的距离不作任何要求,甚至二者相等也可以,只是这时没有频率分集增益而已。a1与a2之间应有适当距离,但无独立衰落要求。这种编码矩阵也可以推广至多天线情况,即
其中a1,a2,...,an是产生相关空间选择性衰落的n个天线。
由上述多天线编码扩展矩阵二所形成的地址码组,至多具有两重隐频率分集的能力,采用多个天线是为了增加系统的容量与频谱效率。显然上述两种编码扩展矩阵也可以混合使用。
c)编码扩展矩阵的行列数M=L=4,随机变量数为4。
这也是一个正交矩阵,其中a1,a2,a3,a4可以是任何空间、频率、极化分集随机变量或由它们组合而生的新分集随机变量,也可以是任何常量。
实际可应用的基本编码扩展矩阵还有很多不再赘举,只要它们满足前述四项基本条件,甚至常量矩阵均可应用,但是需要说明的是,常量编码扩展矩阵,只对提高系统频谱效率,增加系统容量有用,对提高系统传输可靠性不但不会起任何作用,甚至起相反作用。
李道本在PCT/CN00/0028中的“零相关窗”多地址编码方法,仅仅是本发明中扩展矩阵为1×1矩阵(常数)时的特例。
步骤三:
基本完美正交互补码组偶(Basic perfect complementary orthogonalcode pair group mate)的构成。
基本完美正交互补码组偶由基本完美正交互补码对偶(Basic perfectcomplementary orthogonal code pair mate)及基本时间、空间、频率编码扩展矩阵生成,其生成方法如下:
设基本完美正交互补码对偶为
基本编码扩展矩阵为A,其中:
基本完美正交互补码组偶,顾名思义有两组码,每组内有M对码,码长均为NL+L-1。任一组内各码对与另一组内任一码对间的互相关函数,在互补意义上都是理想的,即完全没有付峰,而组内各码对无论自相关或是互相关函数并不保证具有理想特性。由基本完美正交互补码对偶及基本编码扩展矩阵所形成的基本完美正交互补码组偶,记为(C1,S1);(C2,S2)。
这里:
表示克罗内克乘积(Kronecker product)
0表示M×(L-1)零矩阵。
即,C1=[C11A,C12A,...,C1NA,0],S1=[S11A,S12A,...,S1NA,0];
C2=[C21A,C22A,...,C21NA,0],S1=[S21A,S22A,...,S2NA,0]。
它们都是M×(NL+L-1)阶矩阵,其中0矩阵是为了隔离在生成树中前后两生成单元,在最不利情况下所可能出现的“干扰”而设置的最大保护区间,可根据实际情况缩短甚至取消。0矩阵也可不放在各码组的尾部,而放在头部。
例如1:若基本正交互补码对偶是
它们都是码长N=2的矢量。基本编码扩展矩阵为
它是行列M=L=2的正交矩阵。则所生成的基本完美正交互补码组偶为:
由于L=2,所以此处只插入一个0。可以很易验证,从简单互补意义上讲,无论码组(C1,S1)或是(C2,S2)内的两对码的自相关与互相关函数均不理想(均出现两个付峰),但是组内两对码自相关函数之和仍是理想的(见表4,表5),这是更广义的互补。这种扩展编码的最重要的特点是,从简单互补意义上讲,不同码组各对码之间的互相关函数都是完全理想的(见表6)。
表4:(C1,S1)码组的自相关与互相关函数
注:阴影数字不出现在生成树结构码中
表5:(C2,S2)码组的自相关与互相关函数
注:阴影数字不出现在生成树结构码中
表6:(C1,S1);(C2,S2)不同码组间各码的互相关函数
注:阴影数字不出现在生成树结构码中
在此例中,L=2,N=2,所以以之作为“根”(见后)而形成的扩频地址码组间的单边“窗”口宽度Δ≥3。
又例如2:若基本完美正交互补码对偶是
其中:
它们都是码长N=2的向量。
基本编码扩展矩阵A为:
则基本完美正交互补码组偶为:
由于L=4,所以此处插入3个0,同样,码组(C1,S1)与(C2,S2)内四对码的自相关与互相关函数也是不理想的(都有6个付峰)(见表7与表8),但不同码组各对码间的互相关函数都是完全理想的(表9)。
在此例中,L=4,N=2,所以以之作为“根”(见后)而形成的扩频地址码组间的单边“窗”口宽度Δ≥7。
表7:(C1,S1)码组的自相关与互相关函数
(表7如下页)
表9:(C1,S1),(C2,S2)不同码组间各码的互相关函数
注:阴影数字不出现在生成树结构码中
步骤四:
按生成树法,对基本完美正交互补码组偶进行码的长度与数目扩展。经扩展后的各组地址码,若基本编码扩展矩阵的元素是由“弱”相关分集随机变量组成,它将具有与随机变量种类和个数相应的隐分集重数,同时,不同码组地址码间的互相关函数在原点附近存在一“零相关窗”口,其“窗”口宽度由完美正交互补码组偶的基本长度决定。
若(C1,S1)与(C2,S2)是一基本完美正交互补码组偶,则码长与码数扩展的基本运算为,
新生成的(C
1C
2,S
1S
2)与
以及(C
2C
1,S
2S
1)与
分别是两个码长加倍的新完美正交互补码组偶,但码组偶之间的互相关函数将不再完美,而仅具有“零相关窗”特性,连续实施上述扩展运算,就形成了图1的树形结构图。
在树根部,即初始0阶段,我们只有一个完美正交互补码组偶,共有两组码。在第一阶段,我们可得两个完美正交互补码组偶,共有四组码,其码长是初始阶段的21=2倍,偶内的互相关函数是理想的,但偶与偶之间的互相关函数存在着“零相关窗”。在第二阶段,我们可得四个码组偶共八组码,其码长为初始阶段的22=4倍,...如此连续进行扩展,一般来说,在扩展的第l阶段,我们可得2l个码组偶共2l+1组码,其码长为初始阶段的2l倍。在扩展的每一阶段,各个码组偶均是完美正交互补码组偶,偶内各码的互相关函数是理想的,但偶间各码的互相关函数存在着“零相关窗”,其单边“窗”口宽度不小于这两个偶共同“根”的基本码长减一,例如图1中,I2与II2中各码间的互相关函数的单边“窗”口宽度不窄于I1中码的基本长度减一,因为I1是I2与II2的共同“根”。同样III2与IV2中各码间的互相关函数的单边“窗”口宽度不窄于II1中码的基本长度减一,因为II1是III2与IV2的共同“根”。但I2与III2或IV2中各码间互相关函数的单边“窗”口宽度只能不小于I0即初始根的基本码长减一,因为初始根才是它们的共同“根”。所谓“基本码长”是指不包含在最尾部0元素的码的长度,中间部位的0元素应计算在基本码长内。
需要特别说明的是,本发明所用的基本编码扩展矩阵有可能是随机矩阵。不同地址用户只有在基站端才有可能使用同一扩展矩阵,而处于不同移动站的地址用户,在基本编码矩阵是随机矩阵时,就不再可能采用同一编码扩展矩阵了。在扩展矩阵不是同一矩阵的情况下,能否仍然保证各码组偶之间互相关函数的“零相关窗”特性呢?答案是肯定的。理论与实践均已证明,只要各地址用户的地址码所用的扩展矩阵是同构矩阵(Homomorphicmatrices),则由生成树所生成的地址码组间的“零相关窗”及其它性质均将保留而不会遭到破坏,所谓同构矩阵(Homomorphic matrices)是指矩阵的结构形态完全一致而矩阵中的元素并不要求相同,如
与
就是同构矩阵,其中元素a
1,a
2与b
1,b
2可以完全不同,又如
与
也是同构矩阵,其中元素a
1,a
2,a
3,a
4与b
1,b
2,b
3,b
4可以毫无关系。
因此,在图一生成树的每一阶段,不同“行”即不同码组中的编码扩展矩阵,可以是同一矩阵(例如说在基站中应用),也可以是同构矩阵(例如说在移动站中应用),但是无论何种情况必须保证同一“行”,即同一组中的编码扩展矩阵是同一矩阵。
图2就是一个具体的码生成树例子,为了简明图中只画了两个阶段树。图中所用的基本正交互补码对偶是
图2中各“行”,即不同码组中的编码扩展矩阵已全部以同构矩阵表示。在应用了同构编码扩展矩阵后,让我们以前述例1即图2码生成树来说明,其第一阶段中生成了两个偶即(C1,S1),(C2,S2)与(C3,S3),(C4,S4),如前所述,(C1,S1),(C2,S2)与(C3,S3),(C4,S4)应都是完美正交互补码组偶,也就是说,在各偶内不同码组间各码的互相关函数应都是理想的,但不同偶各码间的互相关函数应具有“零相关窗”特性。表10至表13为不同码组的自相关与互相关函数,而表14则为不同码组间各码的互相关函数。由于在此例中基本完美互补码对偶的长度N=2,编码扩展矩阵的列数L=2,所以单边“窗口”宽度应不窄于NL-1=2×2-1=3个码片宽度。
(表10至表14如下)
表14:图2第一阶段中不同码组间各码的互相关函数
将表14与PCT/CN00/0028中的编码方法相比,即使仅仅使用了如此简单的编码扩展矩阵,在同样互相关函数“窗口”条件下,本发明所提供的地址码数目就翻了一番,当然我们是牺牲了组内地址码间的“零相关窗”特性,同时码长也有一点点增加(增长25%),码长增加的原因是必须隔离在生成树中前后两生成单元,使它们不产生相互干扰所造成的。在采用了更复杂的编码扩展矩阵后,采用本发明地址编码技术的无线通信系统的频谱效率及“窗口”宽度还会有进一步的提高。
总之,生成树中的初始“根”中的基本完美互补码组偶完全决定了由生成树所扩展后的各组地址码的性质。如:
1)在生成树第l(l=0,1,2,...)阶段中,共产生2(l+1)组码;每组中有M个码,这里M是编码扩展矩阵的行数;各组码的长度均为(NL+L-1)×2l,这里N为基本正交互补码对偶的长度,L为编码扩展矩阵的列数。
2)不同码组地址码之间的互相关函数,不仅在原点附近存在一“零相关窗”,在原点以外还存在一系列的“零相关窗”,这些“零相关窗”的宽度与原点附近的“零相关窗”一样,即不窄于两倍它们共同“根”的基本长度减一。在“零相关窗”之间可能存在一些相关付峰,其付峰个数不多于两倍编码扩展矩阵的列数(L)减一(即2L-1)。
3)地址码本身所具有的隐分集重数等于编码扩展矩阵对应行中弱相关随机变量的个数,其最大值为编码扩展矩阵的列数L。实际系数所具有的最大隐分集重数则等于L与实际信道以码片为单位的时间扩散量的乘积。
步骤五:生成树变换
图1所给出的仅是一种最基本的生成树。生成树的种类非常多,但它们之间在数学上均是等效的。对生成树进行变换可以产生数量巨大的地址码组变种,这些变换对工程实际会带来诸多方便,因为变换前后所产生的码组之间往往会有许多新的甚至是奇妙的性质,可以适应工程不同的需要,如组网需要,切换需要乃至扩展容量的需要等。现将一些主要变换罗列如下:
1.交换生成树中C码与S码的位置;
2.将生成树中的C码或S码之一取反,或二者同时取反;
3.使用倒序列,即将C与S码同时取其倒序列;
4.交错各码位的极性,如保持奇数码位不变,偶数码位取反,或反之保持偶数码位不变,奇数码位取反;
5.在复平面内对各码位作均匀旋转变换。例如,某C码为C
1 C
2 C
3 C
4 C
5,若每位旋转72度,即均匀旋转一周的变换为
若每位旋转144度,即均匀旋转两周的变换为
若每位旋转216度,即均匀旋转三周的变换为
若每位旋转288度,即均匀旋转四周的变换为
其中ξ
0,ξ
1,ξ
2,ξ
3为任意初始角度,与C码相对应的S码也应作同样旋转变换,但初始角度可与C码不同。以上介绍的是整周期旋转,非整数周期旋转在实际上也是可行的,只要保持C码与对应的S码作同样旋转变换就行了。经旋转变换后相关函数“零窗口”的位置及付峰的位置不会变化,但相关付峰的极性与大小则与旋转角度有关。
6.在生成树中将C码与S码中的各“列”同步进行再排列,这里的“列”是以基本完美正交互补码组偶中的码为单位。例如,图1基本生在树第三阶段中的C码与S码均有4列,若将C与S码中的第2、第3两列互换位置,得到一新码组,如图3b所示。
一般情况下,若生成树中某一阶段C(S)码有P“列”,则排列变换可有P!种。
以上我们仅列出了若干基本变换,还有许多变换,这些变换可以单独进行,连续进行,甚至联合执行。由于变换的种类非常之多,变换前后所产生的可供工程实际运用的码组数目将非常之多,这正是采用本发明的无线通信系统的重要特点。
在工程实际中,使用本发明的无线通信系统必须确保C码只能与C码运算(含自身及其它),S码必须与S码(含自身及其它)。C码与S码一般不允许相见,为此在工程上应采用特殊的隔离措施,例如在某些传播条件下,若两个传播极化的电磁波有同步衰落,则可将C与S码分别调制在两个相互正交的极化波上(水平与垂直极化波,左旋与右旋极化波);又如,当信道在两个或两个以上码长时间内的衰落基本上不变时,可将C与S码分别放在经传输后仍不会重叠的两个时隙内等。总之为了保证互补性,C与S码在传输时必须同步衰落且两者不允许“见面”。这是两个最基本的要求,当然调制在C码与S码上的信息符号也必须相同。
本发明的重要特点之一是在提高系统隐分集重数的同时,系统的频谱效率不但不会降低,反而有所提高!这主要在于利用了“分组”编码技术以及相关分集的概念。所谓相关分集,顾名思义是指“子信道”间的衰落是相关的,也就是说允许“子信道”间有部分重叠,这样在给定信道“空间”及系统参数时,可能的分集“重”数将会有所提高,一般来说在相同分集“重”数下相关分集的性能要劣于不相关分集,但是理论与实验均已证明,只要相关系数不大,如小于甚至0.5,这种性能损失就可以忽略不计。例如若限定相关系数为0.5,相对于不相关分集,相关分集“重”数约可提高一倍。但是靠过分降低对相关性的要求以提高视在分集重数的作法并不可取,因为一方面这样做会大大增加系统复杂性,同时实际有效的分集“重”数增加将会越来越小,因此这种作法一定要适度。
本发明提供的一种码分多址(CDMA)及其它无线通信系统中的一种多地址编码技术。不同于传统的地址编码技术,在哪里各地址码的元素(码片)都是一些固定的二元值(+或-)、多元数值或者复数值。本发明所用的地址码元素(码片)不一定是固定值而可能是一些随机变量,或者更确切地说是一些经过不同“子信道”传输后产生随机起伏的衰落变量。由于衰落只存在于时间、频率及空间三种类型,所以本发明的地址编码又称谓时、空、频地址编码。
本发明的效果在于所编地址码的组与组之间的互相关函数存在“零相关窗”。每组地址码由若干个码构成,组内各码的自相关与互相关函数并不要求具有“零相关窗”特性。依靠本发明的方法,在“窗口”宽度相同条件下,本发明可以提供更多的地址码数。反之,在地址码数目相同条件下,本发明可以提供更宽的“窗口”,从而为更大幅度地提高系统的容量与频谱效率创造了条件。本发明使所编地址码同时具有很高的传输可靠性,即具有很高的隐分集重数,而且在增加隐分集重数的同时,系统的频谱效率不但不降低反而会升高或保持不变。由于本发明要求每个地址用户使用一组码,虽然组内各码之间的自相关函数与互相关函数并不理想,但是由于组内各码是由同一用户所用,信道衰落特性完全一致,同时组内码数是个固定的有限数,这将为多码联合检测带来便利,解决了传统CDMA系统中联合检测的复杂度等问题。
以上具体实施方式仅用于说明本发明,而非用于限定本发明。