CN102017498A - 传输错误的恢复 - Google Patents

Abstract

本发明涉及恢复传输错误的方法，包括：接收包括与分组中包含的数据相关联的错误检测码(51)的数据分组(50)，其中数据与包括主要数据(52)和次要数据(53)的错误检测码相关，检测所接收的分组的错误检测码以检测相关数据的错误状态，当检测到错误状态时，(86)确定用于主要数据的候选值的有限集合，并且对于集合的每个候选值，根据所接收的分组的错误检测码确定候选值的边缘似然，确定所接收的分组的主要数据和候选值之间的第一相关，根据所述边缘似然和所述第一相关在候选值的集合中选择用于主要数据的纠正值。

Description

传输错误的恢复

技术领域

本发明涉及数据传输和传输错误恢复领域，特别是涉及使用对应于协议或者几个协议层的堆栈的协议数据单元。

背景技术

大部分网络通信过程是按层的方式构建的。这种分层表示引入了术语协议栈，其中协议栈指的是协议族中的层的堆栈。通过将通信处理分成层，协议栈允许分工以便于实现，例如通过软件以便于进行软件代码测试，并且具有开发可替换层实现的能力。上下层之间通过简单的接口进行通信。在这点上，层为直接位于其上面的层提供服务，并使用由直接位于其下面的层所提供的诸如传送服务的服务。在每一层上，协议指的是一组提供层的服务所需要的规则。

在通信网络中，实现给定协议层的网络设备发送或接收在协议数据单元(PDU)形式下的数据。PDU的编码规则是协议层的属性。PDU包括协议层的控制数据以及服务数据。服务数据是客户数据，也就是，来自于协议层的接口的数据以及层的服务所使用的数据。通常，将服务数据视为有效载荷。控制数据是指定和控制由协议层所提供的服务所需要的数据。通常，将控制数据放置在PDU的报头中。

发明内容

根据第一目的，本发明的实施方式提供一种用于恢复传输错误的方法，其包括以下步骤：

接收对应于协议层的协议数据单元，其中所述协议数据单元的格式包括用于控制数据的至少一个控制字段，用于与所述控制数据相关的错误检测码错误检测码的至少一个错误检测字段，和用于服务数据的至少一个服务字段，

检查协议数据单元的错误检测码以检测控制数据的错误状态，

当检测到错误状态时，确定用于控制数据的候选值的有限集合，以及确定与集合的候选值相关的错误检测码值，

确定第一关联，也就是所接收的协议数据单元的控制数据和各候选值之间的相似性，

确定第二关联性，也就是所接收的协议数据单元的错误检测码和与各候选值相关的错误检测码值之间的相似性，

以及根据所述第一和第二关联在候选值的集合中选择用于控制数据的纠正值。

在特定的实施方式中，确定候选值的步骤包括确定用于控制字段的第一部分的单一候选值，以及确定用于控制字段的第二部分的多个候选值，以及将第一部分的单一候选值与控制字段的第二部分的每个候选值相合并。在实施方式中，控制字段的第一部分包括控制字段的一个或者多个子字段。可以将这种子字段称为已知的或者可预测的字段。在实施方式中，控制字段的第二部分包括控制字段的一个或者多个子字段。可以将这种子字段称为未知字段。

根据第一目的，本发明的实施方式还提供一种用于在对应于协议层的协议数据单元中恢复控制数据的设备，其中所述协议数据模块的格式包括用于控制数据的至少一个控制字段，用于与所述控制数据相关的错误检测码的至少一个错误检测字段，以及用于服务数据的至少一个服务字段，该设备包括：

用于接收协议数据单元的输入装置，

用于检查协议数据单元的错误检测码以检测控制数据的错误状态的错误检测码检查装置，

控制数据纠正装置，可操作以确定用于控制数据的候选值的有限集合，确定与集合的候选值相关的错误检测码值，确定所接收的协议数据单元的控制数据和各候选值之间的第一关联，确定所接收的协议数据单元的错误检测码和与各候选值相关的错误检测码值之间的第二关联，以及根据所述第一和第二关联在候选值的集合中选择控制数据的纠正值。

根据第二目的，本发明的实施方式提供一种用于恢复传输错误的方法，包括：

接收包括与分组中所包含至少一些数据相关联的错误检测码的数据分组，其中与错误检测码相关的数据包括主要数据和次要数据，

检查所接收的分组的错误检测码以检测相关数据的错误状态，

当检测到错误状态时，确定用于主要数据的候选值的有限集合以及，对于集合的每个候选值：

根据所接收的分组的错误检测码确定候选值的边缘似然，

确定所接收的分组的主要数据和候选值之间的第一关联，以及

根据所述边缘似然和所述第一关联在候选值的集合中选择用于主要数据的纠正值。

该方法可以用于纠正在主要数据中发现的错误，如果有的话，而无需试图纠正在次要数据中发现的错误，如果有的话。在实施方式中，主要数据包括相比于次要数据具有更高重要性，或者更高优先级别，或者更高可靠性约束的数据。这种方法可以应用在用于恢复PDU处理所必需的控制数据的协议层解码器上，其中将服务数据视为次要数据。

在一个实施方式中，确定候选值的边缘似然的步骤包括：

确定用于次要数据的可能值的有限集合，

将次要数据的可能值分到与各错误检测码值相关的子集中，其中当与主要数据的候选值相结合时，选择子集中次要数据的所有可能值以产生相关的错误检测码值，

对于每个子集，根据所接收的分组的次要数据和所接收的分组的错误检测码来确定属于该子集的次要数据的边缘似然，

通过累积用于所有所述子集的所述边缘似然来确定候选值的所述边缘似然。

在一个实施方式中，确定属于子集的次要数据的边缘似然的步骤包括：

确定与子集相关的错误检测码值和所接收的分组的错误检测码之间的第二关联，

确定子集中次要数据的可能值和所接收的分组的次要数据之间的第三关联，以及

根据所述第二关联和所述第三关联确定属于子集的次要数据的边缘似然。

在一个优选实施方式中，确定候选值的边缘似然的步骤包括：

将所接收的分组的错误检测码分为多个块，

对于所接收的分组的错误检测码的每个块，根据所述块来确定候选值的部分边缘似然，以及根据与错误检测码的所有块相关的部分边缘似然，确定候选值的所述边缘似然。

在一个实施方式中，确定候选值的部分边缘似然的步骤包括：

确定用于次要数据的可能值的有限集合，

将次要数据的可能值分到与错误检测码的各个块的值相关的子集中，其中与主要数据的候选值相结合时，选择子集中次要数据的所有可能值以产生相关块的值，

对于每个子集，根据所接收的分组的次要数据和所接收的分组的错误检测码的块来确定属于子集的次要数据的部分边缘似然，

通过累积用于所有所述子集的所述部分边缘似然来确定候选值的所述部分边缘似然。

在一个实施方式中，确定属于子集的次要数据的部分边缘似然的步骤包括：

确定与子集相关的块的值和所接收的分组的错误检测码的块之间的第二关联，以及

确定子集中次要数据的可能值和所接收的分组的次要数据之间的第三关联，

根据所述第二关联和所述第三关联确定属于子集的次要数据的部分边缘似然。

在一个实施方式中，将次要数据的可能值分到与各个错误检测码值或者各个块值相关的子集中的步骤包括：构建次要数据的可能值的网格表示。

在一个实施方式中，将网格表示构建为从低的深度值到高的深度值，其中网格深度表示已经确定的次要数据的比特数量。

在一个实施方式中，将网格表示构建为从高的深度值到低的深度值，其中网格深度表示已经确定的次要数据的比特数量。

在一个实施方式中，将次要数据可能值的相同集合用于主要数据的所有候选值。因此，该集合可以被一次确定。在其它实施方式中，次要数据可能值的不同集合可以用于主要数据的不同候选值。

在一个实施方式中，用于次要数据的可能值的有限集合包括：预留给次要数据的分组的字段的每一比特数据的二进制值的所有可能组合。

在一个实施方式中，分组包括协议数据单元，其中主要数据包括协议数据单元的控制数据，以及次要数据包括协议数据单元的服务数据。该方法可以包括：根据控制数据的纠正值处理所接收的协议数据单元的服务数据的步骤。

在另一实施方式中，分组包括利于可扩展视频编解码器编码的视频数据，其中主要数据包括对应于基础层的视频数据，以及次要数据包括对应于增强层的视频数据。

根据第二目的，本发明的实施方式提供一种用于恢复传输错误的设备，包括：

输入装置，用于接收包括与包含在分组中的至少一些数据相关的错误检测码的数据分组，其中与错误检测码相关的数据包括主要数据和次要数据，

错误检测码检查装置，用于检查所接收的分组的错误检测码以检测相关数据的错误状态，以及

主要数据纠正装置，可操作以确定用于主要数据的候选值的有限集合以及，对于集合的每个候选值，根据所接收的分组的错误检测码确定候选值的边缘似然，确定所接收的分组的主要数据和候选值之间类似的第一关联，以及根据所述边缘似然和所述第一关联在候选值的集合中选择用于主要数据的纠正值。

根据第三目的，本发明的实施方式提供一种传输视频数据的方法，包括步骤：

利用可扩展视频编解码器对图像序列进行编码以产生对应于基础层的第一比特流和对应于增强层的第二比特流，

产生数据分组序列，其中每个分组包括属于第一比特流的主要数据，属于第二比特流的次要数据，以及与主要和次要数据相关的错误检测码，以及通过通信信道，例如使用任意合适的传输协议或者协议栈，来传输数据分组的序列。

从属权利要求进一步限定了本发明的实施方式。其它实施方式来自于权利要求的组合。

本发明实施方式是基于这样的思想，即使用在PDU或分组的所选择部分检测和恢复传输错误的错误检测码，而忽视影响PDU或分组的其它部分的潜在错误。本发明的实施方式可以用于可操作以发送PDU的有效载荷而不考虑其效果的可穿透协议层的解码器。

附图说明

通过参照下面描述的实施方式，通过示例，并参照附图，使得本发明的这些和其它方面变得更加明显。

图1是根据本发明实施方式的解码器模块的图解表示；

图2是用于操作可穿透协议层的方法的图解表示，其中该方法可以由图1的解码器模块来执行；

图3表示协议栈和对应的封装方案的实施方式，其中可以使用图2的方法；

图4是可以使用图3的协议栈的通信网络的图解表示；

图5表示根据本发明实施方式的可以用在图4的通信网络中的数据接收机；

图6和图7分别表示对应于标准802.11的PHY协议层和MAC协议层的分组格式；

图8表示可以用于图4的通信网络中的传输方法；

图9是根据本发明实施方式的用于操作可穿透的PHY协议层的方法的图解表示；

图10是示出根据本发明实施方式的PHY层解码器的性能的图；

图11是示出根据本发明实施方式的MAC-Lite层解码器的性能的图；

图12和图13是网格图；

图14是示出MAC层解码器的实施方式的性能的图；

图15是根据实施方式的传输系统的图解表示；

图16示出了可以用在图15的传输系统中的解码器模块的实施方式解码器模块；

图17是根据本发明实施方式的用于将可穿透的PHY协议层和可穿透的MAC协议层结合的方法的图解表示。

具体实施方式

图1是用于对相应于预定协议的协议数据单元进行解码的解码器模块10的图解表示。旨在将解码器模块10用在接收机中，其中接收机经通信信道从发射机处接收根据在考虑中的协议或者相应协议栈进行编码的数据。所述在考虑的协议中，协议数据单元的格式包括用于控制数据的至少一个控制字段，用于与全部或者部分所述控制数据相关联的错误检测码的至少一个错误检测字段，以及用于服务数据的至少一个服务字段。在一实施方式中，PDU是分组，而控制字段是分组的报头。

为了允许在接收机处检测传输错误，错误检测码可以是在接收机处由所要恢复的数据，也就是控制字段的全部或者部分内容，计算得到的任何类型的冗余信息。在实施方式中，错误检测码是校验和，或是循环冗余检测码(CRC)，或是前向纠错码(FEC)。

解码器模块10包括用于接收协议数据单元的输入模块1。根据在考虑中的协议层，协议数据单元可以通过多种方式获得。在一实施方式中，例如，对应于物理层解码器，输入模块从检测模块(在图中没有示出)接收PDU，其中检测模块扫描所接收的数据序列以检测PDU。能够通过检测预定的数据序列，例如已知的前同步码，来识别PDU。在另一实施方式中，输入模块从对应于下一协议层的另一模块解码器模块接收PDU。

当接收到PDU之后，输入模块1根据PDU的预定格式来识别控制字段和错误检测字段，并将这些字段的内容发送给错误检测码-检查模块2，其中错误检测码-检查模块2使用所接收的PDU的错误检测码来检查相应控制数据的完整性。如果错误检测码检查是成功的，也就是，显示没有传输错误，假定协议数据单元的控制数据是正确的。随后将PDU发送给处理模块3，其中处理模块3根据PDU的控制数据和协议的功能来处理PDU。

处理模块3的功能基于由协议层所实现的服务。例如，处理模块3的功能可以包括：根据包括在控制数据中的序列号码对一些PDU重新排序，根据包括在控制数据中的长度对服务数据进行划界和解封装，对一些PDU的服务数据进行组合与连接，对PDU的服务数据进行分段，根据控制数据中包括的协议标识符选择用于协议解复用的目的地，其中必需将服务数据输出到该目的地。对本领域技术人员来说其它的服务类型是明显的。由处理模块3所执行的处理促使将PDU的服务数据，视情况以全部或者部分的形式、或者以连接或者分段的形式，发送给解码器模块10的输出4。例如，在一实施方式中，当所接收的数据对应于协议栈时，输出4将PDU的服务数据发送给较高的协议层的解码器，并且处理模块3进行操作以将服务数据设置为适应于该较高的协议层的解码器的形式。尽管给出了一个输出，解码器模块10可以包括例如用于输出不同类型的有效载荷的多个输出。处理模块可以根据PDU的控制数据来选择输出。

在一实施方式中，处理模块3将进行处理的PDU的控制数据的所选择的部分，例如所选择的报头子字段，存储在缓存模块5中，从而使该数据可以用于层内或层间冗余技术，这在下面进行解释。

当由错误检测码检查模块2所执行的错误检测码检查不成功时，也就是，显示在PDU的控制数据中有传输错误，将PDU发送给试图恢复控制数据的控制数据纠正模块6。控制数据纠正模块6确定用于错误控制数据的候选值的有限集合，并确定与集合的候选值相关联的错误检测码值。随后，控制数据纠正模块6使用所接收的PDU的错误检测码以在之前确定的候选值中选择最佳的候选。为此，其将一方面所接收的协议数据单元的控制数据和错误检测码与另一方面的各候选值和相关的错误检测码值进行比较，并根据比较结果，也就是比较结果之间的相互关系，在候选值集合中选择用于控制数据的纠正值。

一旦选择了控制数据的纠正值，控制数据纠正模块6将纠正的PDU发送给处理模块3。根据该情况下协议数据单元的经纠正的控制数据，处理模块3按照上述方式进行操作。

可以简单地将候选值集合构造成为用于控制字段的数据的每一比特的二进制数值的所有可能组合的穷举列表。这会导致数量级为2^**l的计算复杂度，其中l以比特数表示控制字段的长度，并且′^**′表示′幂′。

在优选实施方式中，控制数据纠正模块6根据有关控制数据的先验知识，也就是所检测的协议数据单元之外的信息，来构建更有限的候选值集合。根据控制字段，可以从不同的来源获得这样的先验知识，例如，协议层的规范，层间或层内冗余，或者通信的上下文，其中从该通信中接收数据序列。

层内冗余指的是在相同协议层上传送的信息的一些标识项之间存在的一致的、确定的关系，例如，在给定PDU的一些字段之间的关系和/或在相同协议层上成功发送的PDU的字段之间的关系。根据在相同协议层中在较早的协议数据单元中所接收的数据，特别是在较早的PDU的控制字段中所接收的数据，层内冗余可以用于确定用于所接收的协议数据模块的控制数据的候选值集合或者候选值。

层间冗余指的是在不同协议层上传送的信息的一些标识项之间存在的一致的、确定的关系，例如，在第一协议层上的PDU的一个或多个字段与在第二协议层上的PDU的一个或多个字段之间的关系。根据在不同协议层(例如较高协议层或者较低协议层)中在协议数据单元中，特别是在PDU的控制字段中所接收的数据，层内冗余可以用于确定用于在给定的协议层上所接收的协议数据单元的控制数据的候选值的集合或者候选值。缓存为了执行层内冗余技术，控制数据纠正模块6可以从缓存模块中检索数据。缓存如箭头7和8所示，为了执行层间冗余技术，控制数据纠正模块6可以从较高或者较低协议层的相似的缓存模块中检索数据。

通信的上下文指的是在发射机和接收机之间的整个通信会话中已知的参数。这样的参数可以在发射机和接收机处固定地配置，或者在建立通信信道的初始阶段进行协商，例如，在无线终端和无线基站或接入点之间的附加过程中。还可以在由无线基站或接入点所发送的信令消息中发送静态或动态的上下文参数。在一个实施方式中，控制数据纠正模块6可从接收机的存储器9中检索数据，其中这些参数已经存储在，例如配置文件中。结果是，通过访问存储器9可以确定对应于该参数的子字段的候选值。

在一个实施方式中，为了尽可能地减小用于PDU控制字段的候选值的集合，控制数据纠正模块6结合在考虑中的协议层的规范。例如，协议层的规范可以提供用于控制字段的子字段的预定常量。因此，控制数据纠正模块6仅考虑在其中该子字段被设置为预定值的候选值。对于另一子字段，协议层的规范可以提供可能值的有限列表。因此，控制数据纠正模块6仅考虑在其中该子字段被设置为选自于该有限列表的值。这里的“有限”表示相比于用于子字段数据的每一比特的二进制数值的组合，列表包括更少的数值。

在一个实施方式中，控制数据纠正模块6依靠层内冗余来确定用于控制字段的子字段的候选值，其对应于相对静态的参数，也就是，不可能从一个所接收的PDU变化到下一个的参数。例如，通过增加或者减少之前所接收的值，还可以使用层内冗余以确定用于包括以预定的方式从一个所接收的PDU发展到下一个的参数的子字段的候选值。对于这些子字段，根据在之前检测的协议数据单元中设置在所述子字段中的控制数据，控制数据纠正模块6确定用于协议数据单元的子字段的候选值。

在一些情况下，协议栈在相同或者不同的协议层上可以包括多个字段，其包括与通过预定的相关规律相似或相关的信息项。在相应的实施方式中，控制数据纠正模块6使用这样的预定相关规律并结合层内或层间冗余技术以确定用于PDU控制字段的子字段的一个或多个候选值。例如，在第一协议层的PDU封装第二协议层的PDU，也就是，在服务字段中携带有第二层的PDU。第一层的PDU的格式包括：表示服务数据长度的第一子字段和表示服务数据传输速率的第二子字段。第二层的PDU的格式包括：表示发送下一第二层的PDU的持续时间的第三子字段。因此，在一个第二层PDU中所接收的持续时间可以确定：所接收的下一第二层PDU的长度和在PDU中封装的第一字段的值之间的关系。能够在IP/UDP/RTP协议栈中发现层间冗余的其它示例，例如在不同层上冗余地传输的相似信息项。

在进一步的实施方式中，将第一层的服务字段用于正确地携带第二层的一个PDU。因此获得在第一层接收的下一PDU的第二子字段和第一子字段之间的简单关系。通过仅保持满足该关系的候选值，如果控制数据存在错误的话，控制数据纠正模块6能够显著减小用于纠正该下一PDU的控制数据所需要考虑的候选值。

在一个优选实施方式中，相比于控制数据，解码器模块10不检测PDU的服务数据的传输错误。因此，解码器模块10实现所谓的可穿透协议层以能够输出PDU的有效载荷，无论其是正确还是损坏的。通过允许所接收的PDU中的错误控制数据的纠正，解码器模块10能够在对应的协议层上解释和处理所接收的PDU的较高部分，从而增加到达下一协议层或者应用层的服务数据的数量，例如有效载荷数量的。优选地，解码器模块10接收协议数据单元的服务数据以作为软信息，并在该形式下进行处理，从而将对应于服务数据的软信息输出到下一协议层或者应用层。这里，软信息指的是包括在表示逻辑′0′的′L′级别和表示逻辑′1′的′H′级别之间的多个级别的采样信号。相比之下，硬信息指的是仅用逻辑′0′和逻辑′1′进行量化的采样信息。将服务数据的软信息传给下一层，以能够使用下一层的有效解码技术或者错误检测技术。在一个实施方式中，将软信息形式的应用数据通过接收机的一个或多个可穿透协议层，传给执行允许纠正多个错误的联合信源-信道解码技术的应用层。在现有技术中已知各种鲁棒的联合信源-信道解码器，例如在DCC论文集(Snowbird，UT，1998)第272-282页由R.Bauer和J.Hagenauer撰写的“用于迭代信源/信道解码的可变长度编码”。

在一个优选的实施方式中，解码器模块10接收软信息形式的部分或者全部PDU，以及控制数据纠正模块6使用控制数据的软信息来选择最匹配的候选值。在该实施方式中，控制数据纠正模块6计算控制数据和配置为软信息的所接收的协议数据单元的错误检测码之间的关系。在计算中使用软信息提高了选择步骤的精确性。

在改进的实施方式中，可以抑制错误检测码检查模块，从而控制数据纠正模块6从输入模块1接收每一个PDU并对它们进行相似的处理。

增强的可穿透层机制

图2是用于将软信息从协议层L-1通过可穿透协议层L发送给协议层L+1的方法的图解表示。图1所示的解码器模块可以在可穿透协议层L上执行处理。

在图2的方法中，协议层L接收包括层L 11的PDU的软信息100的序列。例如，由较低协议层L-1通过对层L-1的一个或多个PDU的有效载荷进行解封装来提供软信息100的序列。在该实施方式中，PDU 11的控制字段是报头12，并且错误检测码字段是包括与报头相关的CRC或者校验和的尾部13。在图2中，′n′是指示正在被处理的PDU的索引，其中′n-1′指的是之前处理的PDU。为了检测所接收的报头是否有错误，将报头12和尾部13转换为硬信息以执行CRC检测。如果没有错误，根据包括在报头12中的信息来处理PDU。其结果是，将PDU的有效载荷14解封装并作为软信息传给其预期的目的地，也就是协议层L+1。

如果CRC检测显示有错误，执行报头恢复步骤15。报头恢复步骤包括两个主要原则。第一，使用层内和/或层间冗余以在报头的候选值上构建一些先验信息。箭头16和17表示用于在层L上进行报头恢复的冗余的各种来源。第二，将用作纠错码的PDU 11的校验和或CRC用于选择最匹配的纠正值。因此，报头恢复步骤联合由较低协议层所提供的软信息，校验和或者CRC的属性，以及之前介绍的先验信息。尽管报头12在解码后被除去，但是对于进一步的处理，其信息字段对于将有效载荷14传送给层L+1是必须的。在所示出的实施方式中，有效载荷14包括层L+1的PDU 18。

用于鲁棒的报头恢复的MAP估计器

下面，将描述诸如分组的PDU和对应于报头恢复方法的通用模式。该模式能够使本领域技术人员利用任何给定的协议来实现图2的方法。

在给定的层L上，输入数据包括：一个或多个控制字段，例如报头，一个或多个服务字段，例如有效载荷，以及检错字段，例如CRC。能够将由lc比特的CRC c所保护的信息分为四个部分。假设由lk比特的矢量k所表示的常量字段是已知的，例如协议规范的常量值。将可预测字段嵌入到lp比特的矢量p中。相对于已知字段，通过使用由R表示的层间和层内冗余来估计可预测字段。它们是通过使用包括在之前接收的分组中的信息来预测的。如果之前的分组已经正确接收，则假设可完全地确定预测字段。在lu比特的矢量u中收集重要的未知字段。这些参数或者是完全未知的，或者受限于值Ωu(k，p，R)的有限集合，其内容可以是k，p和R的数值的函数。最后，如果有的话，lo比特的矢量o包括由CRC所覆盖的其它字段。该最后部分包括未知数据，其对于层L上分组的处理不是必须的，但是可能对于层L+1是重要的。

所有这些字段包括在lr＝lk+lp+lu+lo比特的矢量r＝[k，p，u，o]中。矢量r中比特的顺序可以不对应于在分组中传输的数据的顺序。

由c＝F(r)来求与r相关的CRC c的值，其中F是通用编码函数。更具体地，c的计算基于CRC特征的产生器多项式：

$g\left(x\right)={\mathrm{\Σ}}_{i=0}^{l_c}{g}_i{x}^i$

系统的产生器矩阵G＝[1，n]可与g(x)相关联。通过使用G，可以按下述的迭代方式获得c：

$\left\{\begin{array}{c}{c}^0=0,\\ c^{j+1}=F\left(r^{j+1}\right)=c^j\⊕(r_{j+1}\·\mathrm{\π}(j+1))\end{array}\right.$ 公式(1)

其中′j′是代表迭代次数的索引。

在公式(1)中，r^j＝[r₁…r_j，0…0]，并且⊕是XOR算符。π(j)表示与比特rj相关的奇偶校验矢量，并且不需要对应于n的第j行。在lr次迭代后，

此外，我们考虑数据是通过引入均值为0且方差为σ²的噪声的平均白噪声信道来传输的。来自层L-1的噪声数据和CRC表示为

y＝[y_k，y_p，y_u，y_o，y_c]                公式(2)

其包括k，p，u，o和c的观测值。由于k和p是已知的或者可预测的，因此仅需要估计u。开发最大后验估计器(MAP估计器)，考虑观测值y，使用k和p的知识、冗余R以及CRC的属性来估计u：

${\hat{u}}_{\mathrm{MAP}}=\arg \underset{u}{\max }P\left(u\right|k,p,R,y_u,y_o,y_c)$ 公式(3)

这里，符号P(.|.)表述条件概率。通过推导，可获得：

${\hat{u}}_{\mathrm{MAP}}=\arg \underset{u}{\max }P(u,y_u,y_o,y_c|k,p,R)$ 公式(4)

信道是无记忆的。假设o独立于R，可以写成：

P(u，o，y_u，y_o，y_c|k，p，R)

＝P(u|k，p，R)P(y_u|u)P(o，y_o，y_c|k，p，u)    公式(5)

在公式(5)中，P(u|k，p，R)代表u的先验概率，并且

其中N(.，.)表示高斯定律，其中第1变元是均值，第2变元为方差。

将u的可能值，也就是那些保留的作为候选值的值，收集为：

Ω_u＝Ω_u(k，p，R)。

假设u的组合是等概率的，可获得

$P\left(u\right|k,p,R)=P\left(u\right|{\mathrm{\Ω}}_u)=\frac{1}{\mathrm{card}\left({\mathrm{\Ω}}_u\right)}$

忽略公式(5)中o的2^**lo组合，可得到：

$P(u,y_u,y_o,y_c|k,p,R)$

$=P\left(u\right|{\mathrm{\Ω}}_u)P\left(y_u\right|u)\underset{o}{\mathrm{\Σ}}P(o,y_o,y_c|k,p,u)$ 公式(6)

CRC的属性包括在下式中：

$\underset{o}{\mathrm{\Σ}}P(o,y_o,y_c|k,p,u)$

最后，将公式(6)结合到公式(3)中，MAP估计器表示为：

${\hat{u}}_{\mathrm{MAP}}=\arg \underset{u\∈{\mathrm{\Ω}}_u}{\max }P\left(y_u\right|u)\mathrm{\Ψ}(k,p,u,y_o,y_c)$ 公式(7)

其中

$\mathrm{\Ψ}(k,p,u,y_o,y_c)=\underset{o}{\mathrm{\Σ}}P(o,y_o,y_c|k,p,u)$

代表根据错误检测码y_c和其它数据y_o的观测，矢量[k，p，u]的临界概率。

字段的上述分类意在包括绝大部分的传输协议。一些字段种类可以不应用到正考虑中的专用协议。换句话说，在特定情况下，将一些字段种类视为空的，例如已知的字段k、可预测字段p和/或其它字段o。

MAP估计器的第一实施方式

在一个优选实施方式中，CRC仅覆盖层L的控制数据，也就是报头。于是，o是空的，并且公式(6)的和变成：

$\underset{o=0}{\mathrm{\Σ}}P(o,y_o,y_c|k,p,u)=P\left(y_c\right|F\left(\right[k,p,u\left]\right))$

在这种情况下，公式(7)简化为

${\hat{u}}_{\mathrm{MAP}}=\arg \underset{u\∈{\mathrm{\Ω}}_u}{\max }P\left(y_u\right|u)P\left(y_c\right|F\left(\right[k,p,u\left]\right))$ 公式(8)

在公式(8)中，[k，p，u]矢量表示用于错误控制数据的候选值集合，并且F([k，p，u])矢量表示与该集合的候选值相关联的错误检测码值，其能够通过公式(1)(例如基本CRC计算)直接进行计算。由于在这种情况下并不需要矢量o的所有可能值的和，因此相比于公式(7)来说计算复杂度大幅降低。同时矢量k和p涉及确定用于给定PDU的报头的一个或多个字段，u涉及可以采用多个值(也就是在有限集合Ωu中选择的任意值)的一个或多个字段。公式(7)中的条件概率可以通过计算相应的关联函数来估计，也就是未知字段的观测值和用于第一个的未知字段的各候选值之间的关联，以及PDU的错误检测码字段的观测值和与用于控制数据的各候选值相关的错误检测码值之间的关联。

这种关联可以作为硬判决数据的欧几里得距离来计算。当将观测值y作为软数据时，可以使用软信道解码器来确定用于一个比特的每个可能状态的似然参数，也就是，用于比特为‘1’的似然参数和用于比特为‘0’的似然参数。因此，候选值的硬数据和观测值的软数据之间的关联可以作为加权的欧几里得距离来算，其中似然参数用作加权因子。

一般来说，求解公式(8)允许在候选值的集合中选择用于控制数据的单个纠正值。在实施方式中，也能通过该方法纠正仅影响错误检测码的传输错误。

在公式(8)中，在第一条件概率中没有考虑已知的和可预测的字段。然而，可以在改进的实施方式中考虑它们。由于这些字段是单一数值的，无论如何它们对在用于控制数据的各候选值之间进行识别是没有贡献的。

如上所述，由于它们允许减小Ωu集合的大小，因此在给定层(也就是层内关系)或者不同层(也就是层间关系)的字段之间的确定性的关系规则便于错误报头的恢复。

应用于802.11标准

下面将描述在IEEE 802.11(WiFi)网络中的实施方式，其中在PHY层和/或MAC层上执行报头恢复方法。

图3说明了可用于结合802.11标准(WiFi)的多媒体分组传输的RTP/UDP/IP协议栈的示例。‘H’表示各PDU的报头，以及APL涉及应用层。在PHY层，CRC保护报头字段。在MAC层，CRC保护报头和有效载荷。在IPv4层，通过校验和来保护报头字段。在UDP层，校验和保护报头和有效载荷。

802.11标准能够与其它协议结合。图3的协议栈不是限制性的。在图3中在每个协议层所描述的分段和封装机制仅仅是用于解释并不是限制性的。

图4表示网络体系结构的实施方式，在其中可以使用图3的协议栈。在该实施方式中，我们设想下行多媒体传输通过在接入点AP和终端T1之间的802.11无线接口。多媒体流25来自媒体服务器20，例如通过广域网21和路由器R1。

图5是表示包括在终端T1中用于接收并解码媒体流的接收机设备30的图解表示。接收机设备30包括：无线前端31和对应于各协议层的一系列解码器模块32到37。无线前端31对所接收的无线信号进行解调并将基带信号(优选地是以软信息的形式)发送给PHY解码器模块32。

参照图6和图7，现在简要重复PHY层和MAC层的标准。

DSSS PHY层描述

在PHY层，802.11标准在2.4GHz带宽通过使用调频扩展频谱(FHSS)或者直序列扩展频谱(DSSS)来提供1或2Mbps的传输速率。在DSSS中，使用11个切片的Barker编码序列来扩展1Mbps的比特流。编码流从而表示11MHz的基带信号。应用差分BPSK(DBPSK)和差分QPSK(DQPSK)调制来分别提供1Mbps或2Mbps的比特率。

在如图6说明了DSSS PHY分组格式40，通过使用1Mbps的DBPSK调制来传送前同步码41和报头42，而将有效载荷43调制为1Mbps的DBPSK或者2Mbps的DQPSK。在该PHY分组中，SYNC字段44和SFD字段45由144个没有被CRC所保护的已知字节组成。这些字段可以用于估计由信道所引入的噪声方差。

2比特的CCITT CRC-16字段46保护信号字段47、服务字段48和长度字段49。通过使用上述通用模式的标记，将字段46表示为c^PHY，并将其相应的编码函数表示为F^PHY。在该示例中，假设有效载荷43仅包括一个MAC分组，有效载荷43在该层上没有被保护。服务字段48留作未来使用。根据通用模式的标记，将其设为00₁₆，并包括在k^PHY中。信号字段47的值指示有效载荷的调制，并且可以仅等于0A₁₆或者14₁₆以分别用于1或2Mbps比特率。长度字段49的值在2字节上指示要求传输有效载荷43的微秒的数量。其取决于比特率和有效载荷大小。其范围可以从16到(2^**16-1)。通过使用上述通用模式的标记，信号47和长度49从而形成矢量u^PHY。在该层上，矢量p^PHY和o^PHY是空的。

MAC层描述

在图7中描述了MAC分组格式50。在该分组中，表示为c^MAC的4字节的CRC字段51保护报头字段52和有效载荷53。其编码函数表示为F^MAC。

考虑特定的通信上下文，例如，具有去激活的重传和省电模式的有序MAC数据分组的非加密下行传输，2字节的帧控制字段54的所有子字段或者是已知的或者是容易预测的，除了更为动态变化的更多片段标志55之外。6字节的地址字段包括终端T1的MAC地址并且因此是已知的。MAC报头最后的字段27保留用于局域无线网络。当未使用时其包括6字节的0。通过使用通用模式的标记，可以将上述的所有字段嵌入到k^MAC或p^MAC中。

6字节的地址字段58包括接入点AP的MAC地址。在媒体预留过程(RTS-CTS)中将该地址发送给终端T1，并且因此在整个通信会话过程中该地址是接收机所知道的。6字节的地址字段59对应于路由器R1的MAC地址。一旦接入点AP已经在一个信息分组中接收到路由地址，如果接入点AP与单一路由器连接，则接收机通过后续的分组可以容易地预测地址字段59。

2字节的顺序控制字段60包括两个参数：顺序号和分段号。顺序号表示当前IP分组计数器的值。分段号表示当前MAC分组计数器的值。假设分组是按顺序发送的，则可以容易地确定这些参数：对于每个RTS-CTS，顺序号增加一个，对于每个接收的MAC分组，分段号增加一个。因此，接收机可以通过增加之前的接收值来估计顺序控制字段60。因此，可以将所有这些可预测的单值字段视为属于p^MAC。

更多片段标志55指定当前的MAC分组是否是IP分组的一系列分段的最后一个。2字节的持续时间字段61指示需要发送下一个MAC分组和一些控制参数的毫秒数量。其数值取决于当前的调制和下一个MAC分组的大小。这两个字段嵌入到通用模式的矢量u^MAC中。最后，有效载荷包括需要传输的数据，并且其大小在0-2312字节之间。其由o^MAC表示。

在一个实施方式中，为了允许一些分组丢失和/或某种程度的分组重新排序，通过从最后接收到的值中考虑所有落入有限范围的值(例如，在-10和+10之间)，接收机能够构建用于顺序控制字段60的候选值的有限集合。从而认为该字段必然在矢量u^MAC中而不是p^MAC中。

在一个实施方式中，为了允许一些路由，通过访问一系列最近或最常使用的值，接收机能够构建用于地址字段59的候选值的有限集合。从而认为该字段必然在矢量u^MAC中而不是p^MAC中。

层间关联

为了解释802.11的PHY和MAC层之间的关联，下面将描述在MAC层上的处理。图8说明了当需要发送两个MAC数据分组时的802.11 MAC传输协议。传输由包括在接入点AP和终端T1之间的RTS-CTS交换中的媒体预留过程所发起。接着，将数据分组发送给终端T1，终端T1确认它们(ACK)。假设终端T1正确地接收到控制分组，例如RTS、CTS和ACK。将仅考虑数据分组中的错误。10μs的帧间短间隔(SIFS)分隔每个分组以避免冲突。当终端T1接收到所有的分组时传输完成，并且在下一媒体预留过程之前分配50μs的帧间分散间隔(DIFS)。持续时间字段61包括在每个分组中，并且它的值指示传输下一分组所需的毫秒数量。持续时间值允许调整用于其它终端的网络分配矢量(NAV)。在NAV周期中，为了避免干扰，其它站不能通信。

接下来，D^MAC _n和B^PHY _n表示在与由接入点AP所发送的第n个分组(RTS或者数据分组)相关联的信号字段47中编码的持续时间字段61和传输比特速率的值。根据802.11标准的MAC层规范，将D^MAC _n定义为：

$D_n^{\mathrm{MAC}}=3T_{\mathrm{SIFS}}+{3T}_{\mathrm{OVH}}+2\frac{l_{C-A}}{B_n^{\mathrm{PHY}}}+\frac{l_{x,n+1}^{\mathrm{PHY}}}{B_n^{\mathrm{PHY}}}$ 公式(12)

除了IP分组的分段序列的最后分组之外，也就是，当更多分段的值M^MAC _n＝0时。在这种情况下，可以得到：

$D_n^{\mathrm{MAC}}=T_{\mathrm{SIFS}}+T_{\mathrm{OVH}}+\frac{l_{C-A}}{B_n^{\mathrm{PHY}}}$ 公式(13)

在公式(12)和公式(13)中，T_SIFS表示SIFS的持续时间，而T_OVH表示用于以1Mbps传输由包括前同步码和报头组成的PHY开销的常量大小的持续时间。公式(12)的其它项取决于当前的比特率B^PHY _n。CTS和ACK具有相同的常量大小l_C-A，并且l_C-A/B^PHY _n对应于用于发送这些分组中的一个的持续时间。最后，

指的是

比特的下一PHY有效载荷的传输持续时间。

PHY报头恢复

对于PHY层上给定的分组‘n’，将与上述定义的k^PHY _n、u^PHY _n和c^PHY _n相关联的观测值收集在下式中：

$y_n^{\mathrm{PHY}}=[y_{k,n}^{\mathrm{PHY}},y_{u,n}^{\mathrm{PHY}},y_{c,n}^{\mathrm{PHY}}]$

此外，y^PHY _x，n表示与有效载荷的l^PHY _x，n比特相关的观测值。通过利用包括在之前接收的MAC分组(RTS或者数据分组)中的持续时间字段，u^PHY可以使用的值的数量大幅减小。通过使用PHY层上之前分组的B^PHY _n-1和MAC层上之前分组的D^MAC _n-1，可从公式(12)中推导出l^PHY _x，n为：

$l_{x,n}^{\mathrm{PHY}}=(D_{n-1}^{\mathrm{MAC}}-{3T}_{\mathrm{SIFS}}-{3T}_{\mathrm{OVH}}-2\frac{l_{C-A}}{B_{n-1}^{\mathrm{PHY}}})B_{n-1}^{\mathrm{PHY}}$ 公式(14)

从而，通过使用下式可以计算当前PHY分组n的长度字段49中编码的持续时间L^PHY _n：

$L_n^{\mathrm{PHY}}=\frac{l_{x,n}^{\mathrm{PHY}}}{B_n^{\mathrm{PHY}}}$ 公式(15)

在公式(14)中，l^PHY _x，n完全是在假设正确估计PHY和MAC层上之前的分组‘n-1’的报头的情况下确定的。因此，根据公式(15)，L^PHY _n可以根据B^PHY _n的值仅采用两个值。通过将这些结构相关性结合到公式(8)中，可以得到专用于PHY层的MAP估计器的定义：

${\hat{u}}_n^{\mathrm{PHY}}=\arg \underset{u_n^{\mathrm{PHY}}\∈{\mathrm{\Ω}}_{u,n}^{\mathrm{PHY}}}{\max }P\left(y_{u,n}^{\mathrm{PHY}}\right|u_n^{\mathrm{PHY}})P\left(y_{c,n}^{\mathrm{PHY}}\right|c_n^{\mathrm{PHY}})$ 公式(16)

其中 $c_n^{\mathrm{PHY}}=F^{\mathrm{PHY}}\left(\right[k_n^{\mathrm{PHY}},u_n^{\mathrm{PHY}}\left]\right)$

因此，仅仅将满足公式(15)的信号字段47和长度字段49的值存储在Ω^PHY _u，n(k，p，R)中并考虑用于纠正报头。

上述的层内和层间冗余可以用在与图1的解码器模块10构造相似的增强PHY层解码器模块32上。在该实施方式中，控制数据纠正模块6访问关于之前所接收分组的信息，从而确定满足公式(15)的长度字段49的值。例如，控制数据纠正模块6通过公式(14)由读取缓存模块5中的参数B^PHY _n-1来计算l^PHY _x-n，其中该参数之前由处理模块3写入。相似地，例如可以通过临时的数据存储器从MAC解码器模块33获得参数D^MAC _n-1。

在该实施方式中，控制数据纠正模块6构建用于分组‘n’的PHY报头42的两个候选值的集合，其仅对应于协议规范(也就是OA₁₆和14₁₆)所允许的信号字段47的两个值。还计算用于字段46的结果CRC值。随后，控制数据纠正模块6求公式(16)的值以选择最匹配观测值的候选值，也就是，报头字段42和CRC字段46的所接收的值。这允许在许多情况下恢复正确的报头值。从而，该实施方式的处理模块3使用长度字段49的恢复值以正确划界和解封装PHY分组‘n’的有效载荷。

上述实施方式假设将服务字段48固定地设为00₁₆。然而，如果协议的特定执行允许服务字段48的多个值，那么可以基于相同的原则实现相应的PHY层解码器模块。为了构建用于报头恢复的一组候选值，于是将结合信号字段47的两个可能值来考虑服务字段48的所有可能值。

图9说明了用于PHY层的解码方法的实施方法，其可以由接收机上的PHY层解码器模块32来执行。箭头62指示层之间和连续分组之间的信息交换。根据上述内容执行报头恢复步骤66。

此外，y^PHY _s，n表示l_s ^PHY比特的已知前同步码s^PHY的观测值。如上所述，利用s^PHY执行接收机同步。在一个实施方式中，从s^PHY和y^PHY _s，n估计噪声功率σ²。该测量对使用软信息是有益的，由于其允许所有似然的估计。通过下式给出噪声功率估计：

${\widehat{\mathrm{\σ}}}^2=\frac{1}{l_s^{\mathrm{PHY}}}{\left|\right|y_{s,n}^{\mathrm{PHY}}-s^{\mathrm{PHY}}\left|\right|}^2$ 公式(19)

其中‖·‖表示欧几里得距离。

当常规的CRC检测成功时绕过报头恢复步骤66，可以使计算复杂度最小化。在一个实施方式中，当由较低层提供的软信息的质量太差时，也就是当信号功率低于预定门限时，对报头恢复处理去激活。在这样的情况下，丢弃该分组。

在图9中，MAC解码步骤63可以包括也可以不包括MAC报头恢复方法。

PHY仿真结果

已经对在图4中示出的由发射机AP，AWGN信道65，接收机T1组成的传输系统64进行了数字仿真。AP根据图6和图7中所定义的格式产生PHY和MAC分组。MAC有效载荷由随机产生比特的可变量组成。发射机将数据调制成用于所有仿真的DBPSK。在T1中考虑了三种类型的PHY报头恢复方法。标准的解码器在信道输出上执行数据的硬判决。鲁棒解码器通过软解码算法仅利用层内和层间冗余，而忽视由CRC提供的信息。最后，通过在上述部分中给出的使用公式(16)的报头恢复方法，CRC鲁棒解码器将层内和层间冗余与CRC所提供的信息相结合。

图10给出了在EHR(错误的报头率)相对于信噪比方面的性能分析。在图10中，比较了标准的，鲁棒的，和CRC-鲁棒的PHY解码器。鲁棒的解码器要优于标准的解码器。鲁棒解码器SNR大于4dB和CRC鲁棒解码器的SNR大于2dB时，可以得到小于10^-5的EHR。利用标准解码器，要求至少15dB的SNR以得到相当的EHR。在PHY层，从而观测到用于相对低的附加复杂度的相当大的编码增益。

MAC-Lite报头恢复

在图4的传输系统的实施方式中，利用改进的分组格式实现MAC层，其中将CRC字段51修改为仅保护MAC分组的报头字段52。所述改进的MAC协议被称为通过对国际互联网工程任务组的评论第3828号的请求中所描述的UPD-Lite协议进行模拟的MAC-Lite。在该情况下，由于矢量o^MAC是空的，因此MAC-Lite解码器模块使用下式定义的MAP估计器来实现报头恢复方法：

${\hat{u}}_n^{\mathrm{MAC}}=\arg \underset{u_n^{\mathrm{MAC}}\∈{\mathrm{\Ω}}_{u,n}^{\mathrm{MAC}}}{\max }P\left(y_{u,n}^{\mathrm{MAC}}\right|u_n^{\mathrm{MAC}})P\left(y_{c,n}^{\mathrm{MAC}}\right|c_n^{\mathrm{MAC}})$ 公式(20)

其中 $c_n^{\mathrm{MAC}}=F^{\mathrm{MAC}}\left(\right[k_n^{\mathrm{MAC}},p_n^{\mathrm{MAC}},u_n^{\mathrm{MAC}}\left]\right)$

从而在MAC-Lite层，可以按与上述的PHY层相似的步骤来使用报头恢复方法。为了构建候选值，将定义在MAC层说明中的已知的和可预测字段设置为它们的各自单一的预测值。在该实施方式中，MAC-Lite解码器模块使用层内冗余以确定这些值。

PHY分组有效载荷y^PHY _x，n进入MAC层并且包括与在MAC层说明中指定的k^MAC _n、p^MAC _n、u^MAC _n、o^MAC _n、和c^MAC _n相关联的观测值。通过使用在通用模式中所定义的惯例，可写为：

$y_n^{\mathrm{MAC}}=y_{x,n}^{\mathrm{PHY}}=[y_{k,n}^{\mathrm{MAC}},y_{p,n}^{\mathrm{MAC}},y_{u,n}^{\mathrm{MAC}},y_{o,n}^{\mathrm{MAC}},y_{c,n}^{\mathrm{MAC}}]$

当利用公式(12)和公式(13)的属性时，用于u^MAC _n的可能组合的数量会大幅减少。实际上，当M^MAC _n＝0时，持续时间D^MAC _n的值是完全确定的。当M^MAC _n＝1时，持续时间字段61的值取决于下一PHY有效载荷的大小。组合的数量是MAC有效载荷大小的范围的函数。考虑到有效载荷包括字节数量的全部，公式(12)中

的可能值为：

$l_{x,n+1}^{\mathrm{PHY}}=l_{\mathrm{HDR}}+8i$ 公式(17)

其中i＝1，2…2312

在公式(17)中，l_HDR限定MAC数据分组中报头的已知大小。从而，通过使用公式(12)、(13)和(17)，将u^MAC _n限制为插入到候选值Ω^MAC _n集合中的2313个组合。

在图11中比较了标准的、鲁棒的和CRC-鲁棒的MAC-Lite解码器。在T1中考虑三种MAC-Lite报头恢复方法。标准解码器在由PHY层提供的数据上执行硬判决。鲁棒解码器仅利用通过软解码算法的层内冗余，而忽略由CRC提供的信息。最后，根据公式(20)，CRC鲁棒解码器将层内冗余同通过报头恢复方法由CRC所提供的信息结合在一起。当利用CRC冗余的情况下，在SNR大于3dB时EHR小于10^-5，而其它两种情况需要至少14dB才能得到EHR小于10^-5的情况。

上述在PHY层和MAC-Lite层上的各个鲁棒解码器模块可以相互独立的使用，也可以联合使用。在一种联合的实施方式中，图5的解码器32和33执行相应的报头恢复方法，其增加到达下一协议层的有效载荷的数量。在数字仿真中，所提出的可穿透PHY和MAC-Lite层的联合机制，从3dB的SNR向上最终恢复出所有的PHY和MAC报头。

在上述的PHY和MAC层解码器模块的实施方式中，将各报头字段分配给定义为已知矢量k，可预测矢量p和未知矢量u的模式种类，这纯粹是解释性的而不是限制性的。这些分配是基于将通信上下文的一些元素固定到先验值的假设。在其它使用情况下，可以有较多或者较少的已知为先验值的上下文信息。其结果是，在其它实施方式中，将呈现为已知或者可预测的一些字段作为未知的进行处理。尽管如果将更多字段视为未知的会增加报头恢复处理的计算复杂度，但是在许多情况下，层内或者层间冗余的充分使用，会允许将该复杂度保持在可接受的水平上。

MAP估计器的第二实施方式

在其它协议中，CRC不仅覆盖层L上的控制数据，而且还覆盖一些或所有服务数据，例如，普通802.11MAC层中的有效载荷。在通用模式中，该状态暗示矢量o是非空的。下面将描述在这种情况下，适于恢复PDU的控制数据(例如MAC分组报头)的MAP估计器的实施方式。

当o是非空的，我们假设o的比特是独立同分布的，并不取决于其它参数。公式(6)的第2项就变成

$\mathrm{\Ψ}(k,p,u,y_o,y_c)=\underset{o}{\mathrm{\Σ}}P\left(o\right)P\left(y_o\right|o)$

$P\left(y_c\right|F\left(\right[k,p,u,o\left]\right))$ 公式(9)

在公式(9)中，P(o)定义矢量o的先验概率，P(y_o|o)≈N(o，σ²l_to)，并且P(y_c|c)≈N(c，σ²l_tc)，其中N(.，.)表示高斯定律，其中第1变元为均值，第2变元为方差。

求公式(9)的值需要与矢量o的2^**lo组合以及与它们相应的CRC相关的概率和的计算。该计算明显具有以lo为幂的复杂度。在该部分中，提出两种用于减小公式(9)的复杂度的方法。第一种方法涉及精确计算，以及第二种方法提供一种近似的解决方案。

精确的和计算

该方法涉及一种存在于由导致CRC值相同的o所采用的值的分组结合中的网格结构。该网格由各段互联的状态集合组成。该状态分成用表示网格深度并对应于o的比特的参数j＝0，1…lo索引的lo+1个集合。在任意深度j，存在2^**lc个状态，也就是CRC的2^**lc个值。在深度j和j+1之间的分段连接状态，其中j＝0，1…lo-1。在深度j，由i＝0，1…2^**lc-1索引的每个状态取值S_i(j)。索引i指定CRC c_i的数值。这里，矢量c_i包括i的二进制表示。

下面详细描述计算公式(9)的步骤。将网格构建为从深度0开始并向深度lo前进。

步骤1-在深度j＝0，对于所有的i来说S_i(0)＝0，除了i＝u其中S_u(0)＝1之外。在深度0处唯一的状态由c_u＝F{[k，p，c，0]}指定，其表示了当矢量k，p，c已知时CRC的值。

步骤2-对于j＝0，1…lo，每个状态根据矢量o的第j个入口与两个之前的状态连接：

$S_i\left(j\right)=P(o_j=0)P\left(y_{o_j}\right|o_j=0)S_i(j-1)$

$+P(o_j=1)P\left(y_{o_j}\right|o_j=1)S_q(j-1)$

其中i＝0，1…2^**lc-1，并且q是由c_q＝c_i⊕π(j)表示的整数。

步骤3-经过lo次迭代，可以得到对于任意i＝0，1…2^**lc-1：

$S_i\left(l_o\right)=\underset{o|F\left(\right[k,p,u,o\left]\right)=c_i}{\mathrm{\Σ}}P\left(o\right)P\left(y_o\right|o)$

通过由P(y_c|c_i)乘以Si(lo)，可以得到：

$L_i=P\left(y_c\right|c_i)\underset{o|F\left(\right[k,p,u,o\left]\right)=c_i}{\mathrm{\Σ}}P\left(o\right)P\left(y_o\right|o)$

其中L_i取决于给出相同的CRC c_i的o的所有值。

步骤4-对L_i的值求和，其中i＝0，1…2^**lc-1，可以最终得到：

$\underset{i=0}{\overset{2^{l_c}-1}{\mathrm{\Σ}}}{L}_i=\mathrm{\Ψ}(k,p,u,y_o,y_c)$

示例1：图12表示网格，其可以利用下式得到系统二进制Hamming(7，4)码：

$\mathrm{\Π}=\left[\begin{array}{ccc}1& 1& 0\\ 1& 0& 1\\ 0& 1& 1\\ 1& 1& 1\end{array}\right]$

在该示例中，假设[k，p，u]＝[1]，并且lo＝3。

对于k，p和u的给定值，该技术允许将公式(9)的计算复杂度从O(2^**lo)降低到O(lo2^**lc)。然而，步骤1的初始化取决于由F{[k，p，u]}所取的值。对于Ωu中u的所有值，需要构建新的网格。因此，整体复杂度为O(|Ωu|lo2^**lc)，其中|Ωu|表示Ωu的基数。

下面，给出一种在深度0处同时计算用于所有初始状态的公式(9)的方法。该方法在于构建从深度lo开始并返回到深度0的网格。下面将给出总和计算的步骤。

步骤1-在深度j＝lo，对于任何i＝0，1…2^**lc-1，Si(lo)＝P(y_c|c_i)。

步骤2-对于j＝lo-1…1，0

$S_i\left(j\right)=P(o_{j+1}=0)P\left(y_{o_{j+1}}\right|o_{j+1}=0)S_i(j+1)$

$+P(o_{j+1}=1)P\left(y_{o_{j+1}}\right|o_{j+1}=1)S_q(j+1)$

对于所有的i，q表示c_q＝c_i⊕π(j+1)的数值。在深度j，状态i与深度j+1的状态i和q相连接。

步骤3-经过lo次迭代，对于i＝u，可以得到：

$S_u\left(0\right)=\underset{o}{\mathrm{\Σ}}P\left(o\right)P\left(y_o\right|o)P\left(y_o\right|c_u\⊕F(\mathrm{0,0,0},o))$

$=\mathrm{\Ψ}(k,p,u,y_o,y_c),$

其中c_u＝F{[k，p，u，0]}。

示例2：通过使用与示例1相同的码，可以得到图13中所表示的网格(构建为向后传播)。该方法允许直接计算公式(9)中对于由u所采用的所有值的和，复杂度为O(lo2^**lc)。

近似的和计算

大部分CRC大于16比特。在一些情况下，复杂度O(lo2^**lc)可能太大了，从而不能允许上述方法的实时实现。一种近似的计算在于将CRC分割成lb＝lc/n_b比特的n_b个块。例如可以将长度lc＝32的CRC分割成长度lb＝8的n_b＝4个块。在下文中，假设这些块中的每一个在统计上相互独立。通过使用该分解，可以将y_c写为：

$y_c=[y_{c_1},y_{c_2}\·\·\·y_{c_{n_b}}]$

通过使用独立的假设，公式(9)中的和变成：

$\mathrm{\Ψ}(k,p,u,y_o,y_c)=\underset{m=1}{\overset{n_b}{\mathrm{\Π}}}{\mathrm{\Ψ}}_m(k,p,u,y_o,y_{c_m})$ 公式(10)

其中

${\mathrm{\Ψ}}_m(k,p,u,y_o,y_{c_m})=\underset{o}{\mathrm{\Σ}}P\left(o\right)P\left(y_o\right|o)P\left(y_{c_m}\right|F_m\left(\right[k,p,u,o\left]\right))$ 公式(11)

其中F_m是计算lb比特的部分CRC的，与n的列(m-1).lb+1到m.lb相关联的编码函数。公式(11)的计算与上面部分中描述的ψ相似。不同仅在于网格的大小：在任意深度需要考虑2^**lb个状态(替代不分割CRC的2^**lc个状态)。用于计算公式(10)的整体计算复杂度现在是O(n_blo2^**(lc/n_b))。

MAP估计器的第二实施方式使得恢复在由错误检测码所覆盖的信息的所选部分(也就是标识为u，k和p的感兴趣的字段)中的传输错误成为可能，而忽视影响由错误检测码所覆盖的信息的其它部分(也就是标识为o的次要字段)的潜在错误。从而能够实现可穿透协议层解码器，其中该类型的MAP估计器仅用于恢复控制数据中的错误。该类型的实施方式可以用于标准的802.11MAC层。图1所示的解码器模块10可以容易地适于实现该实施方式。修改控制数据纠正模块6的功能以允许确定报头的各候选值的边缘似然。

MAC报头恢复

通过将802.11MAC层的属性结合到公式(7)中，可以得到下列MAC度量：

${\hat{u}}_n^{\mathrm{MAC}}=\arg \underset{u_n^{\mathrm{MAC}}\∈{\mathrm{\Ω}}_{u,n}^{\mathrm{MAC}}}{\max }P\left(y_{u,n}^{\mathrm{MAC}}\right|u_n^{\mathrm{MAC}})$

$\·\mathrm{\Ψ}(k_n^{\mathrm{MAC}},p_n^{\mathrm{MAC}},u_n^{\mathrm{MAC}},y_{o,n}^{\mathrm{MAC}},y_{c,n}^{\mathrm{MAC}})$ 公式(18)

其中第2项表示报头的各候选值的边缘似然，并可以使用在MAP估计器的第二实施方式中给出的方法进行计算。

基于公式(18)执行报头恢复方法的鲁棒MAC解码器在与PHY层仿真类似的条件下进行数字仿真。图14比较了由标准的、鲁棒的、和CRC-鲁棒的MAC解码器所获得的编码增益。考虑了两种有效载荷的大小(50和100字节)。此外，使用了上述的近似和计算方法，将CRC分割成4块，每个块1个字节。曲线形状与在PHY层所获得的结果很类似，但是编码增益显著减小。由MAC CRC信息的增益改善增加了SNR。利用100字节的有效载荷，当分别使用CRC-鲁棒的、鲁棒的、和标准的MAC解码器时，在SNR为11dB，14dB和15dB时EHR低于10^-5。由于在公式(9)中要求进行忽略操作，因此MAC报头恢复处理比在PHY层上进行的处理要更为复杂。有效载荷越大，则解码处理越复杂。鲁棒MAC解码器和CRC-鲁棒MAC解码器之间的差别在于对公式(9)中最后一项(也就是CRC值的关联)的考虑。图14允许将该特征的贡献增加到CRC-鲁棒MAC解码器的功效中。

图17与图9相似的表示，其说明了适于802.11协议栈的解码方法的实施方式。图17将基于计算公式(16)的PHY报头恢复85的步骤(其可以由PHY层解码器模块32执行)和基于计算公式(18)的MAC报头恢复86的步骤(其可以由接收机的MAC层解码器模块33执行)相结合。利用这种结合的实施方式，如附图标记87所示，更大数量的MAC有效载荷(例如，以软判决数据的形式)可以被传递到上层。

上面描述的MAP估计器的第二实施方式可以应用于可穿透协议层解码器以及任意其它应用，其中要求传输错误的选择性恢复。

在一个实施方式中，MAP估计器的第二实施方式用作应用到使用可扩展的视频编解码器的错误复原视频传输的错误纠正方法的基础。可扩展的视频编解码器定义为能够产生被分割为嵌入有子集的比特流的编解码器。这些子集能够独立地进行解码以提供增强质量的视频序列。从而，单一压缩操作能够产生不同速率和对应于重建质量级别的比特流。可扩展的视频编解码器被大部分视频压缩标准所支持，例如MPEG-2、MPEG-4和H.323。

视频数据分割可以用于促进可扩展性。例如在MPEG-2中，片层指示包括在特定比特流中的块变换系数的最大量，已知为优先断点。数据分割是将64个量化变换系数的块分割成两个比特流的频域技术。第一的高优先级的比特流，例如基础层，包括更关键的低频系数和边缘信息，例如零频值和运动矢量。第二的低优先级的比特流，例如增强层，携带高频的视频数据。

在如图15所说明的实施方式中，通过将一个或多个额外层作为次要数据传输以提供增强层，将原始比特流的子集作为主要数据传输以提供基础层的质量。从而，错误纠正方法允许应用不均等的错误保护，例如，同一分组在传输多个层时对基础层的错误保护要强于对增强层的保护。其结果是，即使在不利的传输信道条件下，也能以较高的概率对基础层进行成功地解码。

图15是用于传输视频(也就是图像序列)的传输系统80的图解表示。系统80包括发射机设备70，其在诸如无线信道的通信信道72上将视频数据传送给接收机设备71。由可扩展视频编解码器对视频进行编码。在发射机设备70中，编码器模块73利用诸如MPEG-4的可扩展视频编解码器对图像序列进行编码，以生成对应于基础层的第一比特流和对应于增强层的至少一个第二比特流，以及将结果比特流的连续片段放置在要传输的分组74中。从而，解码器模块73产生数据分组74的序列。在所说明的实施方式中，分组74包括：用于属于第一比特流的数据的主要字段75，用于属于第二比特流的数据的第二字段76，以及用于与主要和次要字段相关的错误检测码(例如CRC)的错检测字段77。将数据分组74的序列通过通信信道72进行发送，所述通信信道72使用任何合适的传输协议或者协议栈以及任何合适的封装技术。因此在发射机设备70中，解码器模块73可以连接到对应于较低协议层的另一编码模块，这在图5中没有示出。

在接收机设备70中，解码器模块90接收连续分组74，例如从对应于较低协议层(未示出)的另一解码器模块。解码器模块90将在字段77中所接收的CRC与包括在分组中的相应数据进行检查。当CRC检查不成功时，解码器模块90执行选择性的错误恢复方法以恢复影响主要字段75(也就是基础层)的传输错误。

图16是解码器模块90的实施方式的图解表示。解码器模块90包括：用于接收数据分组74的输入模块91，以及用于检查所接收的分组的错误检测码的错误检测码检查模块92。如果检查成功，模块92除去字段77并将字段75和76的视频数据传递给输出模块93。输出模块93将视频数据输出给诸如MPEG-4的合适的视频解码器，其将第一和第二比特流解码以重建图像序列。

如果检查不成功，错误检测码检查模块92将分组74传递给选择性错误纠正模块94，其可操作以发现属于第一比特流的数据的最可能正确的值，也就是说恢复主要字段75。选择性错误纠正模块94确定用于主要字段75的候选值的有限集合，例如，2^**L个二进制值的穷举列表，其中L是字段75或者更有限集合的长度，如果先验已知信息允许排除一些这样的二进制值的话。对于集合的每个候选值，根据所接收的分组74的字段76和77中所接收的数据，例如通过计算公式(9)和公式(10)，选择性错误纠正模块94确定候选值的边缘似然。选择性错误纠正模块94还确定在所接收的分组74的主要字段75中所接收的数据和候选值之间的关联，例如欧几里得距离。随后，其使用各边缘似然和关联值来选择用于主要字段的候选值，其中该候选值最好与观测值匹配。接着，选择性错误纠正模块94将主要字段75的纠正值传递给输出模块93，从而至少能够对基础层进行解码。还将次要字段76的接收值传递给输出模块93，尽管传输错误会对其产生影响，如果有的话，但是通过上述处理其不会被纠正。

在传输系统80的改进实施方式中，分组74进一步包括：同样被字段77中的错误检测码所覆盖的报头字段78。例如，这样的分组74可以用于UDP或者UDP-Lite协议层。然后，选择性错误纠正模块94可以适于恢复在报头字段78以及主要字段75中发现的传输错误。假设这些字段是独立的，在这种情况下，可以考虑候选值包括：用于报头字段78的控制数据的候选值和用于主要字段75的视频数据的候选值的结合。

在进一步的实施方式中，分组74可以包括：多个主要字段和或多个次要字段。对于同样处理主要和次要数据的解码器模块90，分组格式的相应映射对于解码器模块90必需是可用的。可以按任何合适的方式使其对于解码器模块是可用的，例如，进行固定配置或者通过另一信道进行通信。优选的，一个或者多个主要字段比一个或者多个次要字段更靠近分组报头，但这不是强制的。

所描述的用于恢复传输错误的方法和设备可以应用于上述层之外的其它传输协议层，例如，DVB，Wimax以及非标准的协议层。用于恢复传输错误的方法和设备可以应用于单一协议层或者协议栈的多个协议层。

所描述的用于恢复传输错误的方法和设备可以应用于任何类型数据的传输。由于PDU的有效载荷在任何潜在的层上可以包括大量应用数据，例如多媒体内容信息，因此特别期望对压缩多媒体内容的传输的应用。由于那些更易于产生传输错误，因此特别期望对通过无线信道的信息传输的应用。由于那些使得难以依靠重传来恢复错误，因此特别期望对诸如卫星电视的广播传输或者诸如可视电话的较强延迟限制的传输的应用。

所描述的用于恢复传输错误的方法和设备可以应用到可穿透协议层解码器，特别是用于协议栈的一个或多个下层传输协议层，其中在协议栈中的联合信源-信道解码技术允许在应用层上纠正许多错误。通过增加到达应用层的分组的数量，例如以软信息的形式，这种可穿透协议层解码器允许在应用层上提高联合信源-信道解码的性能。

图中所示的各种元件的功能，包括被称为“模块”的任何功能块，可以通过使用专用硬件以及能够执行与适合的软件相关联的软件的硬件来提供。当由处理器提供时，可以由单一的专用处理器，由单一的共享处理器，或由多个独立的处理器(其中部分可以被共享)来提供。此外，术语“处理器”或者“控制器”的直接使用并不解释为专指能够执行软件的硬件，还可以暗示地包括，但不限于：数字信号处理器(DSP)硬件，网络处理器，专用集成电路(ASIC)，现场可编程门阵列(FPGA)，用于存储软件的只读存储器(ROM)，随机访问存储器(RAM)，以及非易失性存储器。还可以包括其它传统和/或惯用的硬件。

该发明不局限于上述实施方式。所附权利要求被解释为包括对于本领域技术人员来说可以想到的、完全落在这里给出的基本教导范围内的所有修改和替换结构。

在该权利要求中表示为执行特定功能的手段的元件意在包括执行所包括功能的任意方式，例如，a)执行该功能的电路元件的结合或b)任何形式的软件，因此包括，固件、微码或者与执行软件的合适电路相结合以执行该功能的类似物。通过这样的权利要求限定的本发明存在这样的事实，即在权利要求所要求的方式中将由各所述手段所提供的功能进行组合和结合。因此申请人将能够提供这些功能的任何手段作为与这里所描述的手段是等同的。

所使用的动词“包含”或者“包括”及其组合并不排除存在那些不在权利要求中所声称的元件或者步骤。此外，在元件和步骤前所使用的冠词“a”或者“an”并不排除存在多个这样的元件和步骤。本发明可利用硬件以及软件来实现。硬件的相同项目可以表现为多个《手段》。

在权利要求中，放置在括号间的附图标记不结尾为限制权利要求的范围。

Claims (15)

1.一种用于恢复传输错误的方法，包括：

接收包括与分组中所包含的数据相关联的错误检测码(51，77)的数据分组(50，74)，其中与错误检测码相关的数据包括主要数据(52，75)和次要数据(53，76)；

检查所接收的分组的错误检测码以检测相关数据的错误状态，

当检测到错误状态时，确定(86)用于主要数据的候选值的有限集合以及，对于集合的每个候选值：

根据所接收的分组的错误检测码确定次要数据上候选值的边缘似然；

确定所接收的分组的主要数据和候选值之间的第一关联；

根据所述边缘似然和所述第一关联在候选值的集合中选择用于主要数据的纠正值。

2.根据权利要求1所述的方法，其中确定候选值的边缘似然的步骤包括：

确定用于次要数据的可能值的有限集合，

将次要数据的可能值分到与各错误检测码值相关的子集中，其中当与主要数据的候选值相结合时，选择子集中次要数据的所有可能值以产生相关的错误检测码值，

对于每个子集，根据所接收的分组的次要数据和所接收的分组的错误检测码来确定属于该子集的次要数据的边缘似然，

通过累积用于所有所述子集的所述边缘似然来确定候选值的所述边缘似然。

3.根据权利要求2所述的方法，其中确定属于子集的次要数据的边缘似然的步骤包括：

确定与子集相关的错误检测码值和所接收的分组的错误检测码之间的第二关联；

确定子集中次要数据的可能值和所接收的分组的次要数据之间的第三相联；以及

根据所述第二关联和所述第三关联确定属于子集的次要数据的边缘似然。

4.根据权利要求1所述的方法，其中确定候选值的边缘似然的步骤包括：

将所接收的分组的错误检测码分为多个块；

对于所接收的分组的错误检测码的每个块，根据所述块来确定候选值的部分边缘似然，以及根据与错误检测码的所有块相关的部分边缘似然，确定候选值的所述边缘似然。

5.根据权利要求4所述的方法，其中确定候选值的部分边缘似然的步骤包括：

确定用于次要数据的可能值的有限集合；

将次要数据的可能值分到与错误检测码的块的各值相关的子集中，其中当与主要数据的候选值相结合时，选择子集中次要数据的所有可能值以产生相关块的值；

对于每个子集，根据所接收的分组的次要数据和所接收的分组的错误检测码的块来确定属于子集的次要数据的部分边缘似然；

通过累积用于所有所述子集的所述部分边缘似然来确定候选值的所述部分边缘似然。

6.根据权利要求5所述的方法，其中确定属于子集的次要数据的部分边缘似然的步骤包括：

确定与子集相关的块的值和所接收的分组的错误检测码的块之间的第二关联；以及

确定子集中次要数据的可能值和所接收的分组的次要数据之间的第三关联；

根据所述第二关联和所述第三关联确定属于子集的次要数据的部分边缘似然。

7.根据权利要求2-6中任一项所述的方法，其中将次要数据的可能值分到与各个错误检测码值或者各个块值相关的子集中的步骤包括：构建次要数据的可能值的网格表示。

8.根据权利要求7所述的方法，其中将网格表示构建为从较低的深度值到较高的深度值，其中网格深度表示已经确定的次要数据的比特数量。

9.根据权利要求7所述的方法，其中将网格表示构建为从较高的深度值到较低的深度值，其中网格深度表示已经确定的次要数据的比特数量。

10.根据权利要求2-9中任一项所述的方法，其中用于次要数据的可能值的有限集合包括：预留给次要数据的分组的字段的每一比特数据的二进制值的所有可能组合。

11.根据权利要求1-10中任一项所述的方法，其中分组包括协议数据单元(50)，其中主要数据包括协议数据单元的控制数据(52)，以及次要数据包括协议数据单元的服务数据(53)。

12.根据权利要求11所述的方法，进一步包括根据控制数据的纠正值处理所接收的协议数据单元的服务数据(53)的步骤。

13.根据权利要求1-12中任一项所述的方法，其中分组(74)包括利于可扩展视频编解码器编码的视频数据，其中主要数据(75)包括对应于基础层的视频数据，以及次要数据(76)包括对应于增强层的视频数据。

14.一种用于恢复传输错误的设备(90)，包括：

输入装置(91)，用于接收包括与包含在分组中的数据(75，76，78)相关的错误检测码(77)的数据分组(74)，其中与错误检测码相关的数据包括主要数据(75)和次要数据(76)；

错误检测码检查装置(92)，用于检查所接收的分组的错误检测码以检测相关数据的错误状态；

主要数据纠正装置(94)，可操作以确定用于主要数据的候选值的有限集合以及，对于集合的每个候选值，根据所接收的分组的错误检测码确定次要数据上候选值的边缘似然，确定所接收的分组的主要数据和候选值之间的第一关联，以及根据所述边缘似然和所述第一关联在候选值的集合中选择用于主要数据的纠正值。

15.一种包括根据权利要求14的设备和处理模块(93)的可穿透协议层解码器(93)，其中分组包括协议数据单元(50)，其中主要数据包括协议数据单元的控制数据(52)，以及次要数据包括协议数据单元的服务数据(53)，其中处理模块可操作用于根据所述控制数据处理所述服务数据。

Images