CN102904668B - 一种用于lte的快速pbch解码方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开了一种用于LTE的快速PBCH解码方法，记录下120个数据子块交织前后的地址对应关系，得到子块交织前某个数据经过子块交织、速率匹配后数据的位置，得到表示咬尾卷积码编码后120个比特经过子块交织后的位置，即PBCH解子块交织对应关系表，该表的第1列表示中第1～8个编码后比特进行子块交织后的位置，第2列表示第9～16个编码后比特子块交织后的位置，依次类推，第15列表示第113～120个编码后的比特速率匹配后的位置；进行解速率匹配和解子块交织。本发明简化了LTE？PBCH解码的方法及结构，达到最大似然译码性能的前提下，缩短PBCH解码时间，节省PBCH解码资源消耗和实现复杂度。

Description

一种用于LTE的快速PBCH解码方法

技术领域

本发明属于移动通信技术领域，特别涉及一种适用于LTE的快速PBCH解码方法。

背景技术

LTE作为下一代主流通信技术，具有传输速率高，频谱利用率高，接收机简单等特点。LTE分为TDD和FDD两种双工模式。两种模式的帧结构如图1所示。

LTE的PBCH承载了LTE系统信息中的MasterInformationBlock(简称MIB)。MIB包括当前基站(nodeB)最重要、最常用的传输参数，例如系统带宽，PHICH配置以及系统帧号(SFN)。MIB总共有24比特，其中14比特用于表示系统信息，另外10比特是spare比特，取值为0。图2表示PBCH编码复用及映射过程。PBCH经过CRC编码，1/3码率的咬尾卷积码编码，速率匹配等处理，PBCH的传输块(TransmissionBlock)的大小为1920比特(NormalCP)或者1728(ExtendedCP)。PBCH的TransmissionTimeInterval(简称TTI)是40ms，因此PBCH的传输块被映射到连续4个无线帧上。PBCH只占用每个无线帧第一个子帧中第二个时隙的前4个OFDM符号上，并且PBCH只占用中间6个RB(即72个子载波)。PBCH的另一个优点是每个无线帧上的数据都可以单独解码，并不需要得到所有4个无线帧上的数据。

图3给出了PBCH解调、解码过程的具体步骤，其中解调过程是PBCH加扰、调制及资源映射过程的逆过程，解码过程是编码复用过程的逆过程。解调过程从接收到的信号中提取承载PBCH的子载波，进行解调和解扰，得到每个比特对应的对数似然比(LogarithmLikelihoodRatio，简称LLR)。解码过程首先根据3GPP定义的速率匹配方法对LLR进行解重复。其次根据3GPP定义的子块交织方法对解重复的结果重新排列。再次采用咬尾卷积码译码算法对重排后的LLR进行译码，得到译码比特。最后译码比特进行CRC校验，判断表示该译码结果是否正确，如果正确，将去除CRC校验子后的译码结果(即译码结果前24比特)传递给协议栈。

上述PBCH解码过程需要经过4个基本步骤，处理延时较大。同时，在各个步骤之间，通常需要存储器来暂时存储中间结果，考虑到PBCH传输块的比特数为1920或者1728，也会造成较大的资源消耗。并且，当前大多数咬尾卷积码译码算法采用循环维特比译码(CircularViterbiAlgorithm，简称CVA)或者Wrap-aroundViterbiAlgorithm(简称WAVA)。这些算法虽然可以得到比传统的维特比译码算法更加好的性能，但大大增加了运算复杂度。如果要达到最大似然译码的性能，所需要的迭代次数很大，译码延时和运算复杂度无法接受。

发明内容

本发明的目的是提供一种用于LTE的快速PBCH解码方法，以解决现有技术方案计算量大，耗费资源的问题。

本发明的技术方案是，一种用于LTE的快速PBCH解码方法，包括解速率匹配、解子块交织、卷积码解码和CRC校验，

A1，将PBCH解调和解扰后得到的对数似然比LLR存放于LLR存储器中，记为LLR_k(k＝0，1，…，K-1)，其中，

在normalCP情况下，K的取值为480、960、1440或1920，

在extendedCP情况下，K的取值为432、864、1296或1728；

A2，将解速率匹配之前的120个数据，

在normalCP情况下，重复为480、960、1440或1920个数据，

ExtendedCP情况下，重复为432、864、1296或1728个数据，

记录下120个数据子块交织前后的地址对应关系，得到子块交织前某个数据经过子块交织、速率匹配后数据的位置，得到表示咬尾卷积码编码后120个比特经过子块交织后的位置的表1为：

24	21	23	22	25	64	61	63	62	65	104	101	103	102	105
															4	1	3	2	5	44	41	43	42	45	84	81	83	82	85
34	31	33	32	35	74	71	73	72	75	114	111	113	112	115
															14	11	13	12	15	54	51	53	52	55	94	91	93	92	95
29	26	28	27	30	69	66	68	67	70	109	106	108	107	110
															9	6	8	7	10	49	46	48	47	50	89	86	88	87	90
39	36	38	37	40	79	76	78	77	80	119	116	118	117	120

19

16

18

17

20

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56

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57

60

99

96

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97

100

即PBCH解子块交织对应关系表，该表的第1列表示中第1～8个编码后比特进行子块交织后的位置，第2列表示第9～16个编码后比特子块交织后的位置，依次类推，第15列表示第113～120个编码后的比特速率匹配后的位置；

A3，用所述表1进行解速率匹配和解子块交织，算式为：

$d_n=\underset{\mathrm{mod}(k,120)={\mathrm{\Π}}_n}{\mathrm{\Σ}}{\mathrm{LLR}}_k,n=\mathrm{0,1},...,119;k=\mathrm{0,1},...,K$

(式1)

(式2)

${\mathrm{\Ω}}_l=\left\{\begin{array}{cc}24& l=0\\ 21& l=1\\ 23& l=2\\ 22& l=3\\ 25& l=4\end{array}\right.$

(式3)

其中，d_n(0≤n＜119)表示咬尾卷积码译码器的第n个输入，LLR_k(0≤k＜K)表示从LLR存储器中读取的第k个LLR，∏_n表示第n个译码器输入在经过子块交织后的位置，∏_n、Ω_l和Γ_m是表1的数学表达式。

进一步的，卷积码解码的过程是，

咬尾卷积码译码器从CRC字段开始位置开始计算路径度量，并且计算路径度量的起始状态固定为0，同时根据SFN是否已知，将终止路径度量计算的位置和回溯起始状态分为两种情况：

(1)当MIB中SFN未知时，终止路径度量计算的位置是Spare比特字段的第6个比特，回溯的起始状态是0，咬尾卷积码译码器产生36个译码结果，在尾端加上4个“0”组成最后40比特的PBCH译码结果；

(2)当MIB中SFN已知时，终止路径度量计算的位置是SFN比特字段的第6个比特，回溯的起始状态是由SFN字段的前6个比特决定，咬尾卷积码译码器产生28个译码结果，在尾端加上SFN的后2比特以及10个“0”组成最后40比特的PBCH译码结果。

本发明采用一种基于查找表(LookupTable，简称LUT)的方法完成PBCH的解速率匹配和解子块交织。该方法首先计算子块交织前和速率匹配后各个数据的对应位置关系(由于PBCH的速率匹配是重复，因此子块交织前某个数据将出现在速率匹配后的多个位置中，也就是一对多的对应关系)。然后根据该对应关系从PBCH解调结果中读取对应的LLR，将对应于同一速率匹配前地址的LLR相加完成解速率匹配。解速率匹配的结果作为咬尾卷积码译码器的输入参加译码。该方法避免了PBCH解码各个步骤中间结果的存储，大大降低了PBCH解码的资源消耗和计算复杂度。同时由于采用LUT完成解速率匹配和解子块交织，PBCH完成该步骤最多只需要1920个节拍，大大缩短了PBCH的译码时间。

本发明提出一种partialviterbialgorithm(简称PVA)的PBCH咬尾卷积码译码算法。该算法利用MIB信息中的已知比特，例如spare比特或者SFN，将这些已知比特作为译码器网格图的初始状态进行译码。该译码算法可以采用传统的维特比译码算法或者list维特比意思算法，大大减少译码复杂度的同时可以达到甚至超过最大似然译码相同的译码性能。同时，该方法需要进行译码的比特数小于CVA和WAVA，缩短译码延时，节省译码功耗。

本发明简化了LTEPBCH解码的方法及结构，达到最大似然译码性能的前提下，可以缩短PBCH解码时间，节省PBCH解码资源消耗和实现复杂度。

附图说明

图1是TDD-LTE和FDD-LTE帧结构示意图

图2是PBCH编码复用及映射过程示意图

图3是PBCH解调、解码过程示意图

图4是PBCH物理资源映射过程示意图

图5是PBCH解码结构图

图6是本发明采用PVA进行PBCH咬尾卷积码译码与现有技术对比的示意图

图7是本发明SFN未知情况下PBCH不同咬尾卷积码译码算法的性能

图8是本发明SFN已知情况下PBCH不同咬尾卷积码译码算法的性能

具体实施方式

参考图5所示，PBCH解调、解扰模块将对数似然比LLR存放在LLR存储器中，记为LLR_k(k＝0，1，…，K-1)。由于PBCH可以针对每个无线帧单独解码，在normalCP情况下，K的取值可能为480，960，1440或者1920；在extendedCP情况下，K的取值可能为432、864、1296或者1728。

PBCH速率匹配算法采用重复操作，将速率匹配之前的120个数据重复为480，960，1440或者1920(ExtendedCP情况下432，864，1296或者1728)个数据。

因此只需记录下120个数据子块交织前后的地址对应关系，就可以得到子块交织前某个数据经过子块交织、速率匹配后数据的位置。表1给出了咬尾卷积码编码后120个比特经过子块交织后的位置。其中第1列表示中第1～8个编码后比特进行子块交织后的位置，第2列表示第9～16个编码后比特子块交织后的位置，依次类推，第15列表示第113～120个编码后的比特速率匹配后的位置。比如第1行第1列的“24”表示编码后第1个比特是速率匹配后新序列的第24个比特。仔细观察表1，可以发现表1中各列之间仍有规律：第2列与第1列的差值为-3，第3列与第一列差值为-1，第4列与第1列差值为-2，第5列与第1列差值为1，第6列与第1列差值为40，第7列与第1列差值为37，第8列与第1列差值为39，第9列与第1列差值为38，第10列与第1列差值为41，第11列与第1列差值为80，第12列与第1列差值为77，第13列与第1列差值为79，第14列与第1列的差值为78，第15列与第1列的差值为81。而且各行之间也有规律：第2行与第1行的差值为-20，第3行与第1行的差值为10，第4行与第1行的差值为-10，第5行与第1行的差值为5，第6行与第1行的差值为-15，第7行与第1行的差值为15，第8行与第1行的差值为-5。这样在解速率匹配时，只需存储表1中第1行的前5列元素即可得到所有元素的映射位置。采用该表进行解速率匹配和解子块交织的公式如下：

$d_n=\underset{\mathrm{mod}(k,120)={\mathrm{\Π}}_n}{\mathrm{\Σ}}{\mathrm{LLR}}_k,n=\mathrm{0,1},...,119;k=\mathrm{0,1},...,K$ (公式1)

(公式2)

${\mathrm{\Ω}}_l=\left\{\begin{array}{cc}24& l=0\\ 21& l=1\\ 23& l=2\\ 22& l=3\\ 25& l=4\end{array}\right.$ (公式3)

其中，d_n(0≤n＜119)表示咬尾卷积码译码器的第n个输入，LLR_k(0≤k＜K)表示从LLR存储器中读取的第k个LLR，∏_n表示第n个译码器输入在经过子块交织后的位置，∏_n、Ω_l和Γ_m是将表1数学表达式，利用了表一各行各列的规律，避免了LUT的使用。采用上述公式，完成PBCH的解速率匹配和解子块交织最多只需要1920个节拍。

表1PBCH解子块交织对应关系表

24	21	23	22	25	64	61	63	62	65	104	101	103	102	105
															4	1	3	2	5	44	41	43	42	45	84	81	83	82	85
34	31	33	32	35	74	71	73	72	75	114	111	113	112	115
															14	11	13	12	15	54	51	53	52	55	94	91	93	92	95
29	26	28	27	30	69	66	68	67	70	109	106	108	107	110
															9	6	8	7	10	49	46	48	47	50	89	86	88	87	90
39	36	38	37	40	79	76	78	77	80	119	116	118	117	120
															19	16	18	17	20	59	56	58	57	60	99	96	98	97	100

PBCH的卷积码编码采用了咬尾卷积编码的方法，咬尾卷积编码器的起始状态与结束状态一致。如图6所示，采用传统的Viterbi译码算法或者listViterbi算法都假设所有64个状态的初始概率相等，从解子块交织结果的起始位置开始计算路径度量(即MIB中BW字符段开始)和幸存路径。当所有40个stage的路径度量和幸存路径计算完成后，从路径度量最大的状态开始沿着幸存路径回溯。最终得到40比特译码结果。CVA是在上述Viterbi译码的基础上增加了多次迭代功能，每一次Viterbi译码的初始状态是上一次Viterbi译码的终止状态。WAVA在CVA的基础上利用咬尾卷积编码器的起始状态与结束状态一致的性质，当发现回溯的起始状态和终止状态相同时就提前结束迭代。本发明采用一种称为PartialViterbiAlgorithm(PVA)的算法对PBCH进行译码。如图6所示，与传统Viterbi译码算法不同，PVA开始计算路径度量的位置是CRC字段开始位置。并且计算路径度量的起始状态固定为0。同时根据SFN是否已知，终止路径度量计算的位置和回溯起始状态可以分为两种情况：1)当MIB中SFN未知时，终止路径度量计算的位置是Spare比特字段的第6个比特。回溯的起始状态是0，PVA将产生36个译码结果，在尾端加上4个“0”组成最后40比特的PBCH译码结果；2)当MIB中SFN已知时，终止路径度量计算的位置是SFN比特字段的第6个比特，回溯的起始状态是由SFN字段的前6个比特决定，PVA将产生28个译码结果，在尾端加上SFN的后两比特以及10个“0”组成最后40比特的PBCH译码结果。由于两种情况下的译码结果都小于40比特，因此其译码延时都小于传统Viterbi译码算法。同时，PVA不需要采用类似于CVA和WAVA的迭代方法，译码延时将大大缩短。如图7和图8所示，PVA的译码性能比CVA和WAVA有相当大幅度的提升，同时比最大似然译码的性能也有一定提高。

表2给出了说明书中引用的英文术语缩写的全称和中文译文。

表2

英文术语缩写	全称	中文译文
			PBCH	Physical broadcast channel	广播物理信道
LTE	Long Term Evolution	长期演进
			LLR	Logarithm likelihood Ratio	对数似然比
CP	Cyclic Prefix	循环前缀
			MIB	Master Information Block	主信息块
SFN	System frame number	系统帧号
			TDD	Time division duplex	时分双工
FDD	Frequency division duplex	频分双工
			OFDM	Orthogonal Frequency Division Multiplexing	正交频分复用
CRC	Cyclic redundancy check	循环冗余校验
			CVA	Circular viterbi algorithm	循环维特比算法
WAVA	Wrap-around Viterbi Algorithm
			PVA	Partial viterbi algorithm

Claims (2)

1.一种用于LTE的快速PBCH解码方法，包括解速率匹配、解子块交织、卷积码解码和CRC校验，其特征在于，

A1，将PBCH解调和解扰后得到的对数似然比LLR存放于LLR存储器中，记为LLR_k(k＝0，1，…，K-1)，其中，

在normalCP情况下，K的取值为480、960、1440或1920，

在extendedCP情况下，K的取值为432、864、1296或1728；

A2，将解速率匹配之前的120个数据，

在normalCP情况下，重复为480、960、1440或1920个数据，

ExtendedCP情况下，重复为432、864、1296或1728个数据，

记录下120个数据子块交织前后的地址对应关系，得到子块交织前某个数据经过子块交织、速率匹配后数据的位置，得到表示咬尾卷积码编码后120个比特经过子块交织后的位置的表1为：

即PBCH解子块交织对应关系表，该表的第1列表示中第1～8个编码后比特进行子块交织后的位置，第2列表示第9～16个编码后比特子块交织后的位置，依次类推，第15列表示第113～120个编码后的比特速率匹配后的位置；

A3，用所述表1进行解速率匹配和解子块交织，算式为：

$d_n=\underset{\mathrm{mod}(k,120)={\∏}_n}{\mathrm{\Σ}}{\mathrm{LLR}}_k,n=\mathrm{0,1},\·\·\·,118;k=\mathrm{0,1},\·\·\·,K-1$ (式1)

(式2)

${\mathrm{\Ω}}_l=\left\{\begin{array}{cc}24& l=0\\ 21& l=1\\ 23& l=2\\ 22& l=3\\ 25& l=4\end{array}\right.$ (式3)

其中，d_n(0≤n＜119)表示咬尾卷积码译码器的第n个输入，LLR_k(0≤k＜K)表示从LLR存储器中读取的第k个LLR，∏_n表示第n个译码器输入在经过子块交织后的位置，∏_n、Ω₁和Γ_m是表1的数学表达式。

2.如权利要求1所述的用于LTE的快速PBCH解码方法，其特征在于，

咬尾卷积码译码器从CRC字段开始位置开始计算路径度量，并且计算路径度量的起始状态固定为0，同时根据SFN是否已知，将终止路径度量计算的位置和回溯起始状态分为两种情况：

(1)当MIB中SFN未知时，终止路径度量计算的位置是Spare比特字段的第6个比特，回溯的起始状态是0，咬尾卷积码译码器产生36个译码结果，在尾端加上4个“0”组成最后40比特的PBCH译码结果；

(2)当MIB中SFN已知时，终止路径度量计算的位置是SFN比特字段的第6个比特，回溯的起始状态是由SFN字段的前6个比特决定，咬尾卷积码译码器产生28个译码结果，在尾端加上SFN的后2比特以及10个“0”组成最后40比特的PBCH译码结果。