CN102439855B

CN102439855B - 用于在缩减状态均衡器中生成软比特值的方法和设备

Info

Publication number: CN102439855B
Application number: CN201080018357.2A
Authority: CN
Inventors: D·陈
Original assignee: Telefonaktiebolaget LM Ericsson AB
Current assignee: Telefonaktiebolaget LM Ericsson AB
Priority date: 2009-04-21
Filing date: 2010-04-21
Publication date: 2016-01-20
Anticipated expiration: 2030-04-21
Also published as: AU2010240533B2; TWI509999B; CN102439855A; US20100266071A1; EP2422453B1; CA2758528A1; US8300739B2; TW201128964A; US8711988B2; WO2010122510A1; CA2758528C; AU2010240533A1; US20130064332A1; EP2422453A1

Abstract

本文提供了一种用作缩减状态均衡器并产生可靠软比特值的解调器。根据一实施例，通过响应从符号时间n-1到符号时间n的转变而更新解调器所管理的M状态格，使用解调器为传送符号的序列生成软比特值，其中，M是传送符号的序列中每符号的比特数量的函数。每个符号时间保存与格的M个状态相关联的生存者度量，以便解调器能够计算与从符号时间n+D-1到符号时间n+D的转变有关的软比特值。生存者度量指示每个相应状态表示与符号时间n+D-1相关联的传送符号的概率。经过格来追溯以基于在符号时间n-D为M个状态所保存的生存者度量来计算在符号时间n-D检测到的符号的软比特值。

Description

用于在缩减状态均衡器中生成软比特值的方法和设备

技术领域

本发明一般涉及缩减状态均衡器，并且更具体地说，涉及使用缩减状态均衡器来生成可靠的软比特值。

背景技术

缩减状态均衡器一般使用维特比(Viterbi)或BCJR算法在格(trellis)上操作以估计传送符号的序列。格在每个符号时间具有多个状态，状态的数量是调制的函数。例如，假设信道具有一符号时期的记忆，则对于64-QAM(正交调幅)，格具有64个不同状态，并且对于32-QAM具有32个可能状态。缩减状态均衡器在确定与传送符号的序列相关联的最可能路径时剪除格。通过剪除格，在确定最可能路径时不评估格中许多路径的度量，从而降低计算复杂性。然而，当格路径未经评估时，软比特值生成变得更不可靠。这又使得很难获得在每个符号内传送的二进制比特的准确概率估计。

随着现代无线通信系统每符号传送越来越多的比特，缩减状态均衡器的使用继续在增长。具有更高符号比特密度使得格中路径的数量呈指数增长，这使得MLSE(最大似然序列估计)且甚至DFSE(判定反馈序列估计)均衡器变得更不实用。例如，考虑64-QAM。每个64-QAM符号携带6比特，这在谱上比例如每符号只携带1比特的GMSK更有效得多。然而，由于每个符号能够具有64个可能值之一，因此，考虑信道的最近两个抽头，从一个符号时间到下一符号时间，对应格具有64x64个可能路径。DFSE均衡器通过缩短信道脉冲响应而减少了状态的数量。例如，DFSE均衡器将无线电信道脉冲响应长度从7个抽头截断到2个抽头。这样，每次迭代所评估的格状态的数量从M^7减少到M^2，其中，M是调制大小。诸如RSSE(缩减状态序列估计)和MA(M-算法)等其它缩减状态均衡器提供类似的计算节约。当格正在从当前符号时间延伸到下一符号时间时，DFSE、RSSE、MA和其它类型的常规缩减状态均衡器在每次迭代生成软比特值。然而，此类常规缩减状态均衡器未评估两个符号时间之间的所有路径。在一些条件下，例如，在无线电信道有效缩短到2个符号时，DFSE能够视为是全格均衡器，即，每次迭代评估MxM个路径。相反，RSSE和MA不具有MxM个路径，而是GxM个路径。RSSE和MA的缺失路径每次迭代不断更改。

缩减状态均衡器所生成的软比特值的准确度是均衡器所评估的路径数量的函数。软比特值与符号内的特定比特相关联，并定义为比特具有“0”值与比特具有“1”值的概率之间的比率。如果比特更可能为“0”，则比率大于1，并且比率的对数大于0，即，正软比特值指示比特更可能为“0”。通过序列估计，均衡器确定最可能的符号序列。每个符号具有多个比特，并且相同符号的各个比特通常具有不同的对数似然比，即软比特值。通过使用所谓的简化SOVA(软输出维特比)算法，获得了最佳软比特值的好的近似值，即对数似然比。当评估少于所有可能路径时，软比特值准确度降低。一些情况下，例如，在路径的整个集合未进行评估时，软比特值的准确度能够降低得太差而使它们变得不可靠。因此，对于产生可靠软比特值的缩减状态均衡器存在需要。

由H.Dawid等人所著的题为“Real-TimeAlgorithmsandVLSIArchitecturesforSoftOutputMAPConvolutionalDecoding”的IEEE论文描述了利用后向获取而不是前向处理的一种实时软输出MAP算法(SMAP)，这使得复杂性降低。然而，仍需要进一步的复杂性降低。

发明内容

根据本文中公开的方法、设备和计算机可读媒体，提供了一种用作缩减状态均衡器并产生可靠软比特值的解调器。格在足够大数量的符号时间上扩建，以便通过经过格来追溯以识别在更早符号时间的传送符号，能够可靠地检测到传送符号的序列中的符号。每次迭代生成软比特值，但生成的软比特值不是关于当前符号时间而是关于过去的符号时间。本文中所述的判定延迟的软比特值计算实施例允许均衡器计算单个结束状态的软比特值。这不同于计算关于当前符号时间的软比特值的常规均衡器。因此，必须为所有结束状态计算软比特值，由此结束状态的数量对应于调制大小。

根据本文中所述的判定延迟的软比特值计算实施例，在将来的迭代中计算关于当前符号时间的软比特值。为了能够实现推迟的软比特值计算，均衡器在循环缓冲器中保存用于为当前符号时间计算路径度量的生存者(survivor)度量。与特定状态相关联的生存者度量指示状态表示与当前符号时间相关联的传送符号的概率。在缩减状态均衡器的每次迭代保存用于格的状态的生存者度量。每次迭代还在存储器中更新每个格状态的累积符号历史。保存的符号历史用于经过格来追溯以识别在更早符号时间的检测到的符号。前面紧邻的符号时间的保存的生存者度量使得均衡器能够评估两个更早符号时间的结束状态有关的所有M个格路径。随后，使用所有M个路径度量而不是G个路径度量的缩减集合(其中，G＜M)来执行特定结束状态的软比特值生成。以此方式延迟软比特值生成增大了软比特值的准确度，同时仍保持缩减状态均衡器的计算效率，因为到检测到的结束状态的所有路径用于生成软比特值。

根据一个实施例，通过响应从符号时间n-1到符号时间n的转变而更新解调器所管理的M状态格，使用解调器为传送符号的序列生成软比特值，其中，M是传送符号的序列中每符号的比特数量的函数。每个符号时间保存与格的M个状态相关联的生存者度量，以便均衡器能够计算与从符号时间n+D-1到符号时间n+D的转变有关的软比特值。经过格来追溯以基于在符号时间n-D为M个状态所保存的生存者度量而计算在符号时间n-D检测到的符号的软比特值。

当然，本发明并不限于上述特征和优点。本领域的技术人员在阅读以下详细描述并查看附图时将认识到另外的特征和优点。

附图说明

图1示出具有信道估计器和用作缩减状态均衡器的符号检测器的解调器的一实施例的框图。

图2示出由图1的解调器构建的格的一实施例的图形。

图3示出图1的解调器的格搜索器组件的一实施例的框图。

图4示出通过图1的解调器经过其来追溯以便生成软比特值的格的一实施例的图形。

图5示出图1的解调器的软比特值计算器组件的一实施例的框图。

具体实施方式

图1示出接收器110中包括的用于检测传送符号的解调器组件100的一实施例。解调器100基于在其上传送符号的信道的知识来执行相干解调。信道包括传送器滤波器、传播信道和接收器匹配的滤波器响应的净效应。解调器100包括用于估计信道的信道估计器120和用于检测传送符号的符号检测器130。信道估计器120使用诸如训练序列或导频符号等已知传送符号来估计信道。解调器100还白化接收信号r(n)以去除在传送期间与期望信号混合的至少一些干扰。白化接收信号r(n)能够实现传送符号的最佳检测。符号检测器130使用白化的信号r(n)和信道估计器120生成的一个或多个信道抽头h(k)的估计来检测已传送的符号。

信道抽头一般在整个分组上保持恒定。然而，对于快速衰退状况，信道能够在分组上有相当大的变化，并且如果不跟踪变化，解调质量可变差。因此，解调器100逐符号追踪信道变化。为了平衡追踪的计算开销和无线电性能，解调器100每符号时间追踪m个抽头，其中，m一般小于信道抽头的数量。一个特殊的情况是在解调器100只追踪单个抽头并使用该单个时间变化的抽头来更新所有L+1抽头时。符号检测器130还估计与检测到的符号相关联的S个比特的每个的概率。概率信息在本文中可交换地称为软比特值。符号检测器130生成的软比特值b(n，i)的质量对校正比特错误的信道解码器140执行的后续信道解码过程有相当大的影响，其中，n表示符号索引，并且i是符号内的比特索引。

符号检测器130在生成软比特值b(n，i)时用作缩减状态均衡器。符号检测器130包括用于在多个符号时间上扩建格的格搜索器132，以便通过经过格进行追溯以识别在更早符号时间的检测到的符号，能够可靠地检测传送符号的序列中的符号。符号检测器130基于保存的生存者度量，为每个过去的符号时间计算软比特值。与特定格状态相关联的生存者度量指示：状态表示与当前符号时间相关联的传送符号的概率。生存者度量保存在判定延迟缓冲器134中。格搜索器132还累积每个格状态的符号历史，并且在缓冲器134中存储符号历史。符号历史对于每次新均衡器迭代被更新。

格搜索器132使用保存的符号历史经过格进行追溯以检测在更早符号时间的符号。符号检测器130的软比特值计算器136组件使用与前面紧邻的符号时间相关联的保存的生存者度量来评估两个连续符号时间的所有Mx1个格路径。软比特值计算器136使用为Mx1个格路径所计算的所有对应延迟的判定路径度量来生成检测到的符号的每个比特的软比特值。以此方式延迟软比特值计算增大了软比特值的准确度，同时仍保留解调器100的计算效率，因为所有路径用于生成软比特值并且为单个结束状态计算Mx1个路径度量而不是为所有M个可能的结束状态计算MxM个路径度量。

解调器100能够在硬件、固件或两者的某一组合中实现。在一个实施例中，解调器100在例如ASIC(专用集成电路)的硬件中实现。在另一实施例中，解调器在固件中实现，例如，经DSP(数字信号处理器)。在仍有的另一实施例中，设想了混合实现，其中，解调器100的计算引擎实现为硬件加速器，例如，实现为ASIC，并且解调器100的控制逻辑和其它预处理功能在固件中实现，例如，经DSP。在每种情况下，本领域技术人员能够以计算机可执行指令的形式来实现本文中所述的描述、框图和操作流程的各种部分，这些计算机可执行指令可嵌在一种或多种形式的计算机可读媒体中。在本文中使用时，计算机可读媒体可以是能够存储或包含在能够由计算机装置访问和理解的形式中编码的信息的任何媒体。计算机可读媒体的典型形式包括(无限制)易失性和非易失性存储器、数据存储装置(包括可移动和/或不可移动媒体)以及通信媒体。解调器100访问的判定延迟缓冲器134能够包括任何或所有这些类型或其它类型的计算机可读媒体。

在一个实施例中，解调器100使用信道估计器120所计算的两个主要信道抽头估计h(k)来管理格。如果为诸如32-QAM和64-QAM等更高阶调制星座考虑多于2个抽头，则性能将改进，但复杂性将增大。将两个主要信道抽头用于格管理意味着每个状态对应于可能的符号值。例如，32-QAM具有32个状态，每个状态对应于调制星座中的符号。也就是说，在格状态与符号之间有一对一关系。格搜索器132估计对应于传送符号序列的格中的最可能路径。

格搜索器132通过生成在本文中称为度量的不同类型的概率估计来估计最可能的路径。格搜索器132计算的度量之一是生存者度量。每个状态具有生存者度量，并且视使用的缩放技术而定，带有更小生存者度量的状态比带有更大生存者度量的状态更具可能性，或反之亦然。状态l的生存者度量表示为J(l)。使用从训练序列或导频符号获得的知识，在新符号序列开始时初始化生存者度量。初始化的生存者度量对应于序列中第一传送符号的概率。例如，与32-QAM星座相关联的格的32个状态有32个生存者度量。特定状态的生存者度量对应于第一传送符号是该状态所表示的符号的概率。

解调器100估计传送符号的整个序列的概率。相应地，格搜索器132将格延伸到序列中的下一符号，即第二符号。以此方式延伸格引入了分支度量(branchmetric)的概念。分支度量是与起始状态和结束状态的组合相关联的概率量度，即序列中第一符号由起始状态表示和第二个符号由结束状态表示的可能性有多大。分支度量表示为B(l，k)，其中，l表示起始状态，并且k表示结束状态。回到32-QAM星座的示例，序列中第一符号有32个可能值，并且序列中的第二个符号有32个可能值。因此，对应于第一和第二个符号有32x32＝1024个可能的符号序列。这1024个序列的每个序列对应于格中的路径，并且每个路径与称为路径度量的概率量度相关联。

始于状态l并在状态k结束的路径度量表示为Γ(l，k)。路径度量标记法类似于分支度量标记法。然而，即使分支度量和路径度量与一对特定状态相关联，但分支度量只与从一个状态到下一状态的转变相关联，而路径度量是累积的，并且与从序列中当前符号一路返回到序列中真正第一符号的整个路径相关联。调制器100通过添加分支度量B(l，k)到与状态l相关联的生存者度量J(l)来计算从状态l到状态k的路径度量，如下式给出的：

Γ(l，k)＝J(l)+B(l，k)(1)

解调器100作为缩减状态均衡器而操作，并因此只评估GxM个路径，其中，G＜M，并且M是传送符号的序列中每符号的比特数量的函数。基于其对应的生存者度量，在前一符号时间的G个格状态表示比剩余(M-G)个状态更可能的状态。在计算所有GxM个路径度量后，解调器100使用诸如维特比算法等算法来选择在每个当前状态结束的最可能路径度量。

图2示出在传送符号的序列的处理期间由解调器100管理的格的一实施例。如上所述，基于已知训练序列或导频符号来初始化格。格初始化期间所确定的符号历史和生存者度量由格搜索器132用于开始扩建格。

图3示出格搜索器132的一实施例。格搜索器132包括用于在每次均衡器迭代期间计算GxM个路径度量的前向路径度量计算器300、用于将格从一个符号时间更新到下一符号时间的格管理器310以及用于基于判定延迟缓冲器134中存储的符号历史信息来识别更早在序列中检测到的符号的追溯管理器320。下面基于示出从符号时间n-1到符号时间n+D的状态的图2所示的格，更详细地解释格搜索器132的操作，其中，D表示解调器的判定深度。判定深度D优选地经选择以计及来自过去符号的回音(echo)。在第n次缩减状态均衡器迭代期间，前向路径度量计算器300通过根据等式(1)将来自符号时间n-1的G个选定的以前状态与来自符号时间n的所有M个当前状态配对，计算GxM个路径度量。在图2中，在时间n-1的状态2、在时间n的状态4、在时间n+1的状态6等各自被包括在相应迭代期间G个选定的以前状态的子集中。解调器100保存将在随后迭代中被修改但以后对于生成软比特值所需(如本文中以后更详细描述的)的信息。例如，未在n中选择状态5，但是在格更新期间已确定其生存者度量后，也将状态5的生存者度量与选择的状态(例如状态4)的生存者度量一起保存。在D次迭代后，解调器100回溯以查找在n+1的检测到的符号，并且使用在n的所有M个生存者度量来计算链接到检测到的符号的M个路径度量。

在一个实施例中，在符号时间n-1为所有当前格状态l＝0，1，...，M-1计算的生存者度量J_n-1(l)与m抽头估计g(n，p)(p＝1，2，...m)一起存储在判定延迟缓冲器134中。m抽头估计g(n，p)是时间变化的，并且编有索引n。由于有追踪的m个抽头，因此，每个单独抽头具有索引p，其值范围从1到m。每个格状态的更新的符号历史也存储在缓冲器134中。如本文中后面将更详细描述的，缓冲器134中存储的信息随后在D次迭代后用于计算从在符号时间n-1的所有M个状态到对应于在时间n的最可能或检测到的符号的单个当前状态的M个路径度量。在格搜索期间，Gx1个路径度量已经被计算。因此，Mx1个判定延迟的路径度量包括G个度量加上以前未计算的M-G个另外的路径度量。具有所有MxM个路径度量可用的基于DFSE的常规缩减状态均衡器在扩建格时计算软比特值，并且在存储器中存储对于所有M个结束状态的软比特值。如本文中前面所述的，在剪除格(例如在RSSE和MA均衡器的情况下)时，并非所有路径度量可用于计算软比特值。因此，由于缺失的路径度量，常规软比特值能够变得不可靠或甚至根本不能被执行，除非为所有结束状态而不是为单个结束状态计算了另外的路径度量。另外，要求更多存储空间来存储与每个符号时间相关联的软比特值，因为每结束状态的S个软比特值必须被保存，并且总共有M个结束状态。本文中所述的解调器实施例存储每个符号时间的m抽头估计和生存者度量，而不是软比特值。这大大减少了用于存储生存者度量和m抽头估计的缓冲器134的大小。

在生存者度量J_n-1(l)和m抽头估计g(n，p)存储在判定延迟缓冲器134中后，格搜索器132的格管理器组件310在随后的均衡器迭代期间更新格。对于每个当前状态，格管理器310确定哪个输入路径最佳，即最具可能性。为了帮助格管理器310做出此确定，前向路径度量计算器300对于在每个新符号时间的每个当前状态更新生存者度量和生存者序列(即，符号历史)。根据一个实施例，前向路径度量计算器300按照如下所给出的来确定具有最小路径度量的生存者l_min(k)：

Γ(l_min(k)，k)≤Γ(l，k)对于l≠l_min(k)(2)

前向路径度量计算器300还按照如下所给出的来更新生存者度量：

J_n(k)＝Γ(1_min(k)，k)(3)

并且通过添加1_min(k)到l_min(k)的现有符号历史来更新k的符号历史。

对于符号时间n＜N，重复进行更新每个格状态的生存者度量和对应符号历史并且在判定延迟缓冲器134中保存此信息的过程，其中，N是每分组或突发的符号数量。

在生存者度量和对应符号历史已为第D个符号计算并且之后在传送符号的序列中时，解调器100开始为更早在符号历史中检测到的符号生成软比特值。为了使得软比特值计算器136能够生成检测到的符号的软比特值，格搜索器132的追溯管理器组件320从最可能的符号状态k_min到与更早符号时间相关联的检测到的符号通过格进行追溯。

图4示出在追溯过程期间解调器100所管理的格的一实施例。图4示出与当前符号时间n到以前的符号时间n-D相关联的格状态。追溯管理器320使用为状态k_min保存的符号历史，从在时间n的最可能符号状态k_min经过格追溯D-1个符号时间以查找在时间n-D+1的最佳状态k_det。在追溯过程期间识别的状态表示在符号时间n-D+1已传送的最可能符号，其在本文中也称为检测到的符号。一旦识别在时间n-D+1的检测到的符号，软比特值计算器136便能够使用在n-D+1的检测到的符号作为结束状态，生成对应于符号时间n-D的软比特值。

图5示出软比特值计算器136的一实施例。根据此实施例，软比特值计算器136包括判定延迟的路径度量计算器500和软比特值生成器510。判定延迟的路径度量计算器500为在时间n-D到在时间n-D+1的检测到的状态k_det中的M个路径来计算M个判定延迟的路径度量。路径度量被视为“判定延迟的”，因为度量与过去(即从符号时间n-D到n-D+1)相关联。相反，格搜索器所计算的路径度量与当前时间(即，从符号时间n-1到n)相关联。此延迟使得软比特值计算器136能够只生成一个格状态(即在每个符号时期的kdet)的软比特值。

判定延迟的路径度量计算器500计算的路径度量对应于在符号时间n-D所有M个格状态到在符号时间n-D+1的单个检测到的状态k_det的可能转变。在一个实施例中，判定延迟的路径度量计算器500检索对应于从信道估计器120提供的L个信道抽头中解调器100追踪的m抽头的m抽头估计g(k-D+1，p)。信道估计器120提供表示为h′(k)的L个抽头，其中，k＝0，1，2，..L-1。这L个抽头在突发或分组的时期上保持恒定。解调器100追踪表示为g(n，p)的m个抽头，其中，p＝1，2，...m-1。这些抽头在每个符号时间是时间变化，并且这是第一索引是n、第二索引p用于对追踪的抽头的数量计数的原因。在每次迭代中，解调器100使用来自信道估计器120的L个抽头和m个追踪的抽头来生成最终L个抽头。这样，为了更好地追踪无线电信道变化，最终L个抽头是时间变化的。最终L个抽头表示为h(n，k)，其中，k＝0，1，...L-1。例如，如果m＝1，即解调器100只追踪一个抽头，则能够丢弃第二索引p，使得g(n，0)变成g(n)。最终L个抽头随后能够通过将g(n)乘以L个恒定抽头h′(k)的每个抽头而获得，即，h(n，k)＝h′(k)*g(n)。

对于符号时间n-D+1和来自缓冲器134的符号时间n-D的生存者度量J_n-D(l)，l＝0，1，...，M-1，m抽头估计g(n，p)存储在判定延迟缓冲器134中。例如，如图4所示，判定延迟的路径度量计算器500随后计算对应于在时间n-D与n-D+1之间发生的可能转变l→k_det，l＝0，1，...M-1的M个判定延迟的路径度量Γ_n-D+1(l，k_det)。这M个判定延迟的路径度量如下所给出：

Γ_n-D+1(l，k_det)＝J_n-D(l)+B_n-D+1(l，k)，对于l＝0，1，...M-1(4)

其中，B_n-D+1(l，k)表示对应于从在符号时间n-D的状态l到符号时间n-D+1的状态k的转变的分支度量。

软比特值生成器510基于根据等式(4)计算的所有M个判定延迟的路径度量，计算检测到的符号的每个比特的软比特值b_n-D+1(i)。检测到的符号kdet用作用于计算软比特值的结束状态。也就是说，计算的软比特值不与在符号时间n-D+1的kdet相关联，而是与在符号时间n-D的符号(即，在kdet之前的一个符号)相关联。符号kdet用作结束状态。因此，实际计算的软比特值与符号时间n-D而不与n-D+1相关联。通过自n-D选择最佳起始状态，能够对在n-D的传送的符号上做出判定。在计算软比特值b_n-D+1(l，k)时，所有时变的输入被延迟D-1个样本，即，使用r(n-D+1)而不是r(n)，以及使用h(k-D+1)而不是h(k)等。软比特值能够使用诸如简化SOVA等任何适合算法来计算。仅计算对应于单个检测到的符号状态k_det的log2M个软比特值。然而，即使缩减状态均衡器用于扩建格，所有M个路径也可用于生成软比特值。另外，不要求控制逻辑来确定需要计算哪些路径度量。这为基于DSP和ASIC的实现提供了优点，因为控制逻辑往往限制解调器计算引擎的吞吐量。另外，解调器100只计算用于格搜索的(G+1)xM个路径度量、GxM个前向路径度量和用于软比特值生成的M个判定延迟的路径度量。

在最后的样本已处理后，解调器100使用例如对应于单个当前状态的已知尾部符号来终止格，并追溯以计算由于判定延迟而仍要检测的序列中的最后传送符号D的软值。更新格与软比特值生成之间的时间间隙使得解调器100能够计算每符号时间仅一个状态的软比特值。解调器100也不存储所有状态的软值。相反，只保存与D个符号的跨度相关联的m抽头估计g(n，p)和生存者度量(即，判定延迟)。此外，与必须计算更多路径度量以生成一致软比特值的常规缩减状态均衡器相比，解调器100计算与当前转变相关联的GxM个路径度量以更新格和与过去转变相关联的M个判定延迟的路径度量以生成软比值。在应用到例如32-QAM时，本发明方法将用于保存度量信息所需的缓冲器空间从用于常规缩减状态均衡器的32x5x10＝1600个存储字减少到根据本文中所述解调器实施例的10+320＝330个字。

作为本文中所述解调器实施例的优点的例示，考虑以下32-QAM示例，其中，M＝32，并且G＝4。常规缩减状态均衡器计算每当前状态4个另外的路径。根据常规缩减状态均衡器所计算的路径度量的总数是(4+4)x32＝256。由于并非所有路径可用，因此，甚至在如此多路径的情况下，软比特值质量也能够是远非最佳的。本文中所述的解调器实施例计算(G+1)xM个路径度量＝5x32＝160。甚至在少得多的用于建立格的路径的情况下，通过经过格进行追溯以识别检测到的符号并计算检测到的符号的判定延迟的路径度量，软比特值计算器136仍具有可用于生成软比特值的所有路径。

诸如“在下方”、“下面”、“较低”、“在上方”、“上部”及诸如此类的空间相对术语用于便于描述以解释一个要素相对于第二要素的定位。这些术语旨在涵盖除了与图中所示定向不同的定向之外的装置的不同定向。此外，诸如“第一”、“第二”和诸如此类的术语也用于描述各种要素、区域、部分等，并且也无意于限制。类似的术语表示本描述各处类似的要素。

在本文中使用时，术语“具有”、“含有”、“包含”、“包括”及诸如此类是开放式术语，其指示存在所述的要素或特征、但不排除另外的要素或特征。

在了解应用和变化的上述范围后，应理解，本发明并不受上述描述所限制，也不受附图所限制。相反，本发明只受随附权利要求及其法律等同的限制。

Claims

1.一种使用解调器（100）为传送符号的序列生成软比特值的方法，所述方法包括：

响应从前一符号时间n-1到当前符号时间n的转变，更新所述解调器管理的M状态格，其中，M是传送符号的所述序列中每符号的比特数量的函数；

每个符号时间保存与所述格的M个状态相关联的生存者度量，以便所述解调器（100）能够计算与从符号时间n+D-1到符号时间n+D的转变有关的软比特值，其中D表示所述解调器的判定深度，所述生存者度量指示概率，该概率是每个相应状态表示与符号时间n+D-1相关联的传送符号的概率；

经过所述格来追溯以基于在符号时间n-D为所述M个状态所保存的生存者度量来计算在符号时间n-D检测到的符号的软比特值；

基于为在当前符号时间n的M个格状态和在前一符号时间n-1的G个格状态所计算的路径度量，为所述格中每个状态更新符号历史，其中，G<M，以及基于对应的生存者度量，在前一符号时间的所述G个格状态表示比剩余(M-G)个状态更可能的状态；

识别最可能对应于传送符号的当前符号时间n的格状态；

将所识别的格状态的符号历史用于追溯到与符号时间n-D+1的检测到的符号对应的在符号时间n-D+1的格状态；

基于在符号时间n-D为所述M个格状态所保存的生存者度量，确定对于在符号时间n-D的M个格状态和符号时间n-D+1的所述检测到的符号的判定延迟的路径度量；以及

按照所述判定延迟的路径度量的函数来生成与符号时间n-D+1的所述检测到的符号相关联的软比特值。

2.如权利要求1所述的方法，其中为所述格中每个状态更新符号历史包括：

识别为在当前符号时间n的每个状态所计算的最小路径度量；以及

将所述最小路径度量添加到每个状态的符号历史。

3.如权利要求2所述的方法，包括在为符号时间n+1计算新路径度量和生存者度量之前，保存为在当前符号时间n的每个格状态所计算的生存者度量和所更新的符号历史。

4.如权利要求1所述的方法，其中确定对于在符号时间n-D的M个格状态和符号时间n-D+1的所述检测到的符号的判定延迟的路径度量包括：将在符号时间n-D为所述M个格状态的每个状态所保存的生存者度量添加到为在符号时间n-D+1的每个格状态和符号时间n-D+1的所述检测到的符号所计算的对应分支度量。

5.如权利要求4所述的方法，包括按照被延迟n-D+1个符号时间的接收信号样本和被延迟n-D+1个符号时间的m抽头信道估计的函数来确定与符号时间n-D+1的所述检测到的符号相关联的分支度量，其中m是追踪的抽头的数量。

6.如权利要求5所述的方法，包括保存对于每个符号时间的m抽头信道估计。

7.如权利要求1所述的方法，包括将所述判定延迟的路径度量输入到软输出维特比计算器以用于生成与符号时间n-D的所述检测到的符号相关联的软比特值。

8.如权利要求1所述的方法，包括：

将已知尾部符号用于追溯到在符号时间N+1的格状态，其中N是要检测的符号的数量，并且对应于传送符号的所述序列中最后检测到的符号；以及

基于在符号时间N为所述M个格状态所保存的生存者度量，为传送符号的所述序列中最后检测到的符号生成软比特值。

9.一种包括解调器（100）的接收器，所述解调器配置成：

响应从前一符号时间n-1到当前符号时间n的转变，更新M状态格，其中，M是传送符号的序列中每符号的比特数量的函数；

每个符号时间保存与所述格的M个状态相关联的生存者度量，以便所述解调器能够计算与从符号时间n+D-1到符号时间n+D的转变有关的软比特值，其中D表示所述解调器的判定深度，所述生存者度量指示概率，该概率是每个相应状态表示与符号时间n+D-1相关联的传送符号的概率；以及

其中所述解调器包括：

格搜索器（132），配置成：

识别最可能对应于传送符号的当前符号时间n的格状态，以及

软比特值计算器（136），配置成：

基于在符号时间n-D为所述M个格状态所保存的生存者度量，确定对于在符号时间n-D的M个格状态和符号时间n-D+1的所述检测到的符号的判定延迟的路径度量，以及

基于所述判定延迟的路径度量来生成与符号时间n-D+1的所述检测到的符号相关联的软比特值；以及

缓冲器（134），配置成存储D个符号的跨度上在每个符号时间的M个格状态的生存者度量。

10.如权利要求9所述的接收器，其中所述格搜索器（132）配置成通过识别为在当前符号时间n的每个状态所计算的最小路径度量并将所述最小路径度量添加到每个状态的符号历史而为所述格中每个状态更新符号历史。

11.如权利要求10所述的接收器，其中所述缓冲器（134）配置成在为符号时间n+1计算新路径度量和生存者度量之前，存储为在当前符号时间n的每个格状态所计算的生存者度量和所更新的符号历史。

12.如权利要求9所述的接收器，其中所述软比特值计算器（136）配置成通过将在符号时间n-D为所述M个格状态的每个状态所保存的生存者度量添加到为在符号时间n-D+1的每个格状态和符号时间n-D+1的所述检测到的符号所计算的对应分支度量来确定所述判定延迟的路径度量。

13.如权利要求12所述的接收器，其中所述软比特值计算器（136）配置成按照被延迟n-D+1个符号时间的接收信号样本和被延迟n-D+1个符号时间的m抽头信道估计的函数来确定与符号时间n-D+1的所述检测到的符号相关联的分支度量，其中m是跟踪的抽头的数量。

14.如权利要求13所述的接收器，其中所述缓冲器（134）包括配置成存储所述D个符号的时期上每个符号时间的一抽头信道估计的循环缓冲器。

15.如权利要求9所述的接收器，其中所述软比特值计算器（136）包括配置成响应所述判定延迟的路径度量而生成与符号时间n-D的所述检测到的符号相关联的软比特值的软输出维特比计算器。

16.如权利要求9所述的接收器，其中所述解调器（100）配置成将已知尾部符号用于追溯到在符号时间N+1的格状态，其中N是要检测的符号的数量，并且对应于传送符号的所述序列中最后检测到的符号，以及基于在符号时间N为所述M个格状态所保存的生存者度量，为传送符号的所述序列中最后检测到的符号生成软比特值。

17.如权利要求10所述的接收器，其中所述解调器配置成将已知尾部符号用于追溯到在符号时间N+1的格状态，其中N是要检测的符号的数量，并且对应于传送符号的所述序列中最后检测到的符号，以及基于在符号时间N为所述M个格状态所保存的生存者度量，为传送符号的所述序列中最后检测到的符号生成软比特值。

18.一种使用解调器（100）为传送符号的序列生成软比特值的设备，包括：

响应从前一符号时间n-1到当前符号时间n的转变，更新所述解调器所管理的M状态格的装置，其中，M是传送符号的序列中每符号的比特数量的函数；

每个符号时间保存与所述格的M个状态相关联的生存者度量以便所述解调器能够计算与从符号时间n+D-1到符号时间n+D的转变有关的软比特值的装置，其中D表示所述解调器的判定深度，所述生存者度量指示概率，该概率是每个相应状态表示与符号时间n+D-1相关联的传送符号的概率；

经过所述格来追溯以基于在符号时间n-D为所述M个状态所保存的生存者度量来计算在符号时间n-D检测到的符号的软比特值的装置；

基于为在当前符号时间n的M个格状态和在前一符号时间n-1的G个格状态所计算的路径度量，为所述格中每个状态更新符号历史的装置，其中，G<M，以及基于对应的生存者度量，在前一符号时间的所述G个格状态表示比剩余(M-G)个状态更可能的状态；

识别最可能对应于传送符号的当前符号时间n的格状态的装置；

将所识别的格状态的符号历史用于追溯到与符号时间n-D+1的检测到的符号对应的在符号时间n-D+1的格状态的装置；

基于在符号时间n-D为所述M个格状态所保存的生存者度量，确定对于在符号时间n-D的M个格状态和符号时间n-D+1的所述检测到的符号的判定延迟的路径度量的装置；以及

按照所述判定延迟的路径度量的函数来生成与符号时间n-D+1的所述检测到的符号相关联的软比特值的装置。