CN103227645B - 使用低密度奇偶校验码的通信系统的信道解码设备及方法 - Google Patents

Abstract

提供了一种用于在通信系统中进行信道编码/解码的设备和方法。该设备和方法在使用低密度奇偶校验（LDPC）码的通信系统中从具有固定长度的LDPC码字生成具有各种长度的LDPC编码块。该设备和方法使用预定数量的缩短的比特来执行缩短，并执行LDPC编码。该设备和方法根据预定数量的缩短的比特应用预定规则并确定要删余的比特的数目，并基于所确定的要删余的比特的数目来执行删余。

Description

使用低密度奇偶校验码的通信系统的信道解码设备及方法

本申请是申请日为2009年3月3日、申请号为200980107576.5、发明名称为“用于在使用低密度奇偶校验码的通信系统中的信道编码和解码的设备和方法”的发明专利申请的分案申请。

技术领域

本发明一般涉及一种使用低密度奇偶校验（LDPC）码的通信系统，更具体地说，涉及有效地生成LDPC码并实现信道的编码和解码的设备和方法。

背景技术

符号间干扰（ISI）以及各种噪声和信道的衰落显著降低了无线通信系统的链路的性能。因此，为了实现高速数字通信系统的目的，必须开发用于克服所述噪声、衰落和ISI的技术，所述高速数字通信系统需要大量的数据处理、高速的数据处理和数据的高可靠性，诸如下一代移动通信、数字广播和移动因特网。近来，已经对利用纠错码来作为用于有效地将失真信息恢复到其原始状态并改善通信的可靠性的方法进行了积极的研究。

由Gallager在二十世纪六十年代首次引入的LDPC码由于其复杂的实现方式而仍未被充分利用，到目前为止这超越了当时的技术。然而，因为由Berrou、Glavieux和Thitimajshima在1993年发现的turbo码显示出接近香农信道容量的性能，所以对turbo码的性能和特征已经进行了很多的分析研究。为此，对基于迭代解码和图形的信道编码已经进行了很多研究。

上述研究已经引起了在二十世纪九十年代末对LDPC码的重新研究。重新研究显示，当在与LDPC码对应的Tanner图（因子图(factor graph)的特定情况）上基于和-积算法(sum-product algorithm)使用迭代解码来执行解码时，LDPC码的性能接近香农信道容量。

通常，用图形表示法来表示LDPC码。同样，可以使用基于图论、代数学和概率论的方法来分析LDPC码的特征。一般来说，信道编码的图形模型对于描述码是有用的。当关于编码比特的信息对应于图形中的顶点且编码比特之间的关系对应于图形中的边（即线段）时，可以将信道码的图形模型认为是其中顶点通过边来交换预定消息的通信网络。因此，可以导出自然解码算法。例如，从可以被认为是一类图形的网格(trellis)导出的解码算法包括公知的维特比（Viterbi）算法和Bahl、Cocke、Jelinek及Raviv（BCJR）算法。

LDPC码通常通过奇偶校验矩阵来定义，并且可以使用被普遍称为Tanner图的二分图来表示。在该二分图中，顶点被划分为两种不同的类型。通过由被称为“变量节点”和“校验节点”的顶点形成的二分图来表示LDPC码。变量节点对应于按一对一比率的编码比特。

参照图1和图2，提供对于LDPC码的图形表示法的描述。

首先，图1示出LDPC码的奇偶校验矩阵H1的例子，其包括4行和8列。参照图1，8列表示LDPC码，其生成具有长度为8的码字，并且每列对应于编码的8个比特。

图2是示出与图1的H1对应的Tanner图的图。

参照图2，LDPC码的Tanner图包括8个变量节点x₁202、x₂204、x₃206、x₄208、x₅210、x₆212、x₇214和x₈216以及4个校验节点218、220、222和224。

这里，LDPC码的奇偶校验矩阵H1中的第i列和第j行分别对应于变量节点x_i和第j个校验节点。同样，其中在LDPC码的奇偶校验矩阵H1中的第i列与第j行交叉的位置的值1、即非零值意味着在图2的Tanner图中的变量节点x_i和第j个校验节点之间存在边。

LDPC码的Tanner图中的每个变量节点和每个校验节点的度表示在节点之间做出连接的边的数目。该边的数目等于与LDPC码的奇偶校验矩阵H1中的相关节点对应的列或行中的非零项（即元素）的数目。

例如，在图2中，变量节点x₁202、x₂204、x₃206、x₄208、x₅210、x₆212、x₇214和x₈216的度分别是4、3、3、3、2、2、2和2。校验节点218、220、222和224的度分别是6、5、5和5。同样，在正则序列(regular sequence)中，分别与图2的变量节点对应的图1的奇偶校验矩阵H1的列中的非零项的数目与度4、3、3、3、2、2、2和2一致。在正则序列中，分别与图2的校验节点对应的图1的奇偶校验矩阵H1的行中的非零项的数目与度6、5、5和5一致。

为了表示LDPC码的节点的度分布，均具有度I的变量节点的数目与变量节点的总数之比被设置为f_i，并且均具有度j的校验节点的数目与校验节点的总数之比被设置为g_j。

例如，在如图1和图2所示的LDPC码的情况下，f₂=4/8、f₃=3/8、f₄=1/8，且对于i≠2、3和4，f_i=0，以及g₅=3/4、g₆=1/4，且对于j≠5和6，g_j=0。当LDPC码的长度被设置为N（即列数被设置为N）且行数被设置为N/2时，通过下面的等式（1）来计算具有上述度分布的整个奇偶校验矩阵中的非零项的密度。

$\frac{2f_{2}N+3f_{3}N+4f_{4}N}{N\×N/2}=\frac{5.25}{N}......\left(1\right)$

在等式（1）中，当N增加时，奇偶校验矩阵H1中1的密度持续降低。非零项的密度通常与LDPC码的码长度N成反比例。因此，当N较大时，非零项的密度非常小。出于这个原因，LDPC码在其名称中包括低密度的含义。

参照图3描述应用本发明的LDPC码的奇偶校验矩阵H1的结构特征。

图3示出在作为数字广播标准之一的数字视频广播卫星传输第二代（DVB-S2）中被采用为标准技术的LDPC码。

在图3中，N₁和K₁表示LDPC码中的块长度和信息字的长度。(N₁-K₁)表示奇偶校验长度。此外，以可以建立q=(N₁-K₁)/M₁的方式确定M₁和q。此时，K₁/M₁被确定为是整数。

参照图3，奇偶校验矩阵中的奇偶校验部分（即，从第K₁列到第(N₁-1)列）的结构为双对角形式。因此，与奇偶校验部分对应的列的度分布除了最后一列具有值1外，全部具有值2。

应用于奇偶校验矩阵中的信息字部分（即，从第0列到第(K₁-1)列）的规则如下。

规则1：通过将与奇偶校验矩阵中的信息字对应的K₁列划分为多个组(每个组具有M₁列)而生成K₁/M₁个列组。

用于形成属于每个列组的列的方法遵循下面的规则2。

规则2：在第i（i=1,……,K₁/M₁）列组的第0列中确定1的位置。

当属于第i列组的第0列的度被表示为D₁时，如果假设具有1作为其项的行的位置被表示为则由下面的等式（2）来定义在属于第i列组的第j（j=1,2,…,M₁-1）列中、具有1作为其项的行的位置——位置

$R_{i,j}^{\left(k\right)}(k=\mathrm{1,2},...,D_i).$

$R_{i,j}^{\left(k\right)}=R_{i,(j-1)}^{\left(k\right)}+q\mathrm{mod}(N_1-K_1)$

k=1，2，...，D_i，i=1，...，K₁/M₁，和j=1，...，M₁-1

......(2)

当应用规则2时，属于第i（i=1,…,K₁/M₁）列组的列的度都被固定为D_i。为了便于容易地理解其中通过规则2而存储关于奇偶校验矩阵的信息的DVB-S2LDPC码的结构，考虑下面的例子。

当假设N₁=30、K₁=15、M₁=5且q=3时，在3个列组的每个第0列中具有1作为其项的行的位置信息可以被表示为如下3个序列。这里，为了描述的方便，通过下面的权重1（weight-1）位置序列来定义这3个序列。

$R_{\mathrm{1,0}}^{\left(1\right)}=0,R_{\mathrm{1,0}}^{\left(2\right)}=1,R_{\mathrm{1,0}}^{\left(3\right)}=2,$

$R_{2,0}^{\left(1\right)}=0,R_{\mathrm{2,0}}^{\left(2\right)}=11,R_{2,0}^{\left(3\right)}=13,$

$R_{\mathrm{3,0}}^{\left(1\right)}=0,R_{\mathrm{3,0}}^{\left(2\right)}=10,R_{\mathrm{3,0}}^{\left(3\right)}=14$

权重1位置序列可以被表示为如下的仅仅是对于每个列组的相关位置信息。

$\begin{array}{ccc}0& 1& 2\\ 0& 11& 13\\ 0& 10& 14\end{array}$

即，通过依序表示在第i列组中具有1作为其项的行的位置信息来获得第i列的序列。

当使用与上述例子和规则1及2均对应的信息来形成奇偶校验矩阵时，可以以具有与DVB-S2LDPC码的概念相同的概念的方式来生成下面图4的LDPC码。

图4示出LDPC码的奇偶校验矩阵的例子。

可以使用由规则1和2设计的DVB-S2LDPC码中的结构形式来执行有效的编码。使用下面的例子来描述用于使用DVB-S2的奇偶校验矩阵来执行LDPC编码的过程。

提供当N₁=16200、K₁=10800、M₁=360且q=15时使用DVB-S2LDPC码的编码过程。此外，具有长度为K₁的信息字的比特被表示为(i₀，i₁，...，i_K1-1)，且具有长度为(N₁-K₁)的奇偶校验比特被表示为(P₀，P₁，...,P_N1-k1-1)。

步骤1：编码器如下初始化奇偶校验比特：

P₀=P₁=...=P_N1-K1-1=0

步骤2：从所存储的奇偶校验矩阵的位置信息中读取关于在属于信息字的第1列组的第0列中具有1作为其项的行的信息。

可以如下表示所读取的信息的仅相关位置信息的例子：

0 2084 1613 1548 1286 1460 3196 4297 2481 3369 3451 4620 2622。

此外，所读取的信息的多段相关位置信息可以被如下表示为权重1位置序列：

$R_{\mathrm{1,0}}^{\left(1\right)}=0,R_{\mathrm{1,0}}^{\left(2\right)}=2084,R_{\mathrm{1,0}}^{\left(3\right)}=1613,R_{\mathrm{1,0}}^{\left(4\right)}=1548,R_{\mathrm{1,0}}^{\left(5\right)}=1286,$

$R_{\mathrm{1,0}}^{\left(6\right)}=1460,R_{\mathrm{1,0}}^{\left(7\right)}=3196,R_{\mathrm{1,0}}^{\left(8\right)}=4297,R_{\mathrm{1,0}}^{\left(9\right)}=2481,R_{\mathrm{1,0}}^{\left(10\right)}=3369,$

$R_{\mathrm{1,0}}^{\left(11\right)}=3451,R_{\mathrm{1,0}}^{\left(12\right)}=4620,R_{\mathrm{1,0}}^{\left(13\right)}=2622.$

所读取的信息和信息比特i₀被用于更新奇偶校验比特p_xs，如下面的等式（3）所定义的，其中x表示R^(k) _1,0,k+1,2,...和13中的每个。

$p_0=p_0\⊕i_0,p_{2084}=p_{2084}\⊕{i_0,p}_{1613}=p_{1613}\⊕i_0,$

$p_{1548}=p_{1548}\⊕i_0,p_{1286}=p_{1286}\⊕i_0,p_{1460}=p_{1460}\⊕i_0,$

$p_{3196}=p_{3196}\⊕i_0,p_{4297}=p_{4297}\⊕i_0,p_{2481}=p_{2481}\⊕i_0,$

$p_{3369}=p_{3369}\⊕i_0,p_{3451}=p_{3451}\⊕i_0,p_{4620}=p_{4620}\⊕i_0,$

$p_{2622}=p_{2622}\⊕i_0......\left(3\right)$

在等式（3）中，

$p_x=p_x\⊕i_0$

可以被表示为

$p_x\←p_x\⊕i_0,$ 并且

表示二进制加。

步骤3：通过下面的等式（4）来计算i₀之后的359个信息字比特i_m（m=1,2,…,359）的每个的值。

{x+(m mod W₁)×q}mod(N₁-K₁)，M₁＝360，和m=1，2，...，359

......(4)

在等式（4）中，x表示R^(k) _1,0,k+1,2,...,13中的每个的值。在该情况下，等式（4）具有与等式（2）相同的概念。

接下来，通过等式（4）获得的值用于执行与等式（3）类似的计算。

即，

对于i_m，更新

P{x+(m mod M₁)×q}mod(N₁-K₁)例如，当m=1时，即对于i₁，通过下面的等式（5）来更新

P(x+q)mod(N₁-K₁)

$p_{15}=p_{15}\⊕i_1,p_{2099}=p_{2099}\⊕i_1,p_{1628}=p_{1628}\⊕i_1$

$p_{1563}=p_{1563}\⊕i_1,p_{1301}=p_{1301}\⊕i_1,p_{1475}=p_{1475}\⊕i_1,$

$p_{3211}=p_{3211}\⊕i_1,p_{4312}=p_{4312}\⊕i_1,p_{2496}=p_{2496}\⊕i_1,$

$p_{3384}=p_{3384}\⊕i_1,p_{3466}=p_{3466}\⊕i_1,p_{4635}=p_{4635}\⊕i_1,$

$p_{2637}=p_{2637}\⊕i_1......\left(5\right)$

等式（5）对应于其中q被假设为等于15的情况。对于m=1,2,…,359以相同的方式执行上述过程。

步骤4：以与上述步骤2相同的方式对于第361个信息字比特i₃₆₀读取R^(k) _2,0,k+1,2,...,13的信息，并且更新特定奇偶校验比特p_x。这里，x表示R^(k) _2,0。

通过对i₃₆₀之后的359个信息字比特i₃₆₀、i₃₆₁、……i₇₁₉类似地应用等式（4）来更新

P{x+(m mod M₁)×q}mod(N₁-K₁)（其中，m=361,362,…,719）。

步骤5：对于具有360个信息字比特的每个信息字比特组重复步骤2、3和4的过程。

步骤6，最后，通过下面的等式（6）来确定奇偶校验比特。

$p_i=p_i\⊕p_{i-1}(i=\mathrm{1,2},...,N_1-K_1-1)......\left(6\right)$

在等式（6）中，p_i是通过完成LDPC编码而获得的奇偶校验比特。

如上所述，在DVB-S2中通过步骤1至6的过程执行LDPC编码。

发明内容

技术问题

同时，应当以适合于支持实际通信系统所需的数据传输量的方式来设计上述LDPC编码。具体而言，根据服务请求而具有用于支持各种数据传输量的各种块长度的LDPC编码对于向其应用混合自动重发请求（HARQ）方案、自适应调制和编码（AMC）方案等以用于支持高速数据传输的支持各种广播服务的通信系统和自适应通信系统来说是必要的。

然而，在传统LDPC编码中，生成均具有相同长度的多个LDPC码字，以致在编码和解码信道上存在限制。

因此，LDPC编码方案对于需要大量数据处理、高速数据处理和数据的更高可靠性的高速数字通信系统来说是必要的。此外，存在对于应用更有效的LDPC码字的信道编码和解码方案的需求。

技术方案

做出本发明以解决至少上述问题和/或劣势，并提供至少下述优点。因此，本发明的一个方面提供了一种在通信系统中对具有固定长度的LDPC码应用缩短（shorten）或删余（puncture）、并生成具有可变长度的LDPC码的设备和方法。

本发明的另一方面提供了一种在通信系统中通过预定规则改变缩短比特数与删余比特数的比率、并生成具有可变长度的LDPC码的设备和方法。

本发明的另一方面提供了一种使用缩短或删余来从具有固定长度的LDPC码生成具有可变长度的LDPC码并使用所生成的LDPC码来编码/解码信道的设备和方法。

根据本发明的一个方面，提供了一种在使用低密度奇偶校验（LDPC）码的通信系统中用于对信道进行编码的方法。使用预定数目的缩短的比特来执行缩短。执行LDPC编码。根据预定数目的缩短的比特应用预定规则，并且确定要删余的比特的数目。基于所确定的要删余的比特的数目来执行删余。

根据本发明的另一方面，提供了一种在使用低密度奇偶校验（LDPC）码的通信系统中用于对信道进行解码的方法。基于接收信号确定缩短和删余模式（pattern）。当存在已用于执行缩短或删余的比特时，根据所确定的缩短模式，缩短的比特的值被设置为0，根据所确定的删余模式设置擦除，并且执行LDPC解码。确定缩短和删余模式的步骤包括将删余的比特的数目与缩短的比特的数目的比率设置为（B+1）/B，其中B是整数。

根据本发明的另一方面，提供了一种在使用低密度奇偶校验（LDPC）码的通信系统中用于对信道进行编码的设备。该设备包括缩短模式应用单元，用于使用预定数目的缩短的比特来执行缩短。该设备还包括LDPC编码器，用于基于由缩短模式应用单元缩短的LDPC码来执行编码。该设备还包括控制单元，用于对缩短的比特的数目应用预定规则，并且确定要删余的比特的数目。该设备额外包括删余模式应用单元，用于基于所确定的要删余的比特的数目对由LDPC编码器生成的LDPC码字执行删余。

根据本发明的另一方面，提供了一种在使用低密度奇偶校验（LDPC）码的通信系统中用于对信道进行解码的设备。该设备包括解调器，用于接收并解调信道。该设备还包括缩短/删余模式确定或估计单元，用于基于解调信号确定预定的缩短和删余模式，并向LDPC解码器提供关于要缩短和删余的比特的位置信息。该设备还包括LDPC解码器，用于根据所提供的关于要缩短和删余的比特的位置信息，插入与缩短的比特的数目一样多的0并设置与删余的比特的数目一样多的擦除，并且解码LDPC码。

有益效果

本发明实施例的设备和方法在利用LDPC码的通信系统中使用关于给定奇偶校验矩阵的信息生成具有可变长度的LDPC码，并且确保了通信系统的可扩展性和灵活性。

此外，本发明实施例的设备和方法在使用LDPC码的通信系统中利用关于给定奇偶校验矩阵的信息来生成最大程度地保持了预定有效接收范围的LDPC码，并且最大程度地确保了信道传输。

当对为了根据系统需求而支持各种块长度而生成的LDPC码字应用缩短或删余时，本发明实施例的设备和方法确保了已执行缩短或删余的LDPC码的性能与在执行缩短或删余前的LDPC码的系统性能类似。因此，本发明实施例的设备和方法通过对LDPC码应用缩短和删余而确保更快的数据处理速度。

附图说明

从下面结合附图进行的详细描述，本发明的上述和其他特征、方面和优点将更加清楚，在附图中：

图1示出长度为8的LDPC码的奇偶校验矩阵；

图2是示出长度为8的LDPC码的奇偶校验矩阵的Tanner图的图；

图3是示出DVB-S2LDPC码的示意性结构的图；

图4示出DVB-S2的形式的LDPC码的奇偶校验矩阵；

图5是示出在利用应用了本发明实施例的LDPC码的通信系统中的收发器的配置的框图；

图6和图7是示出应用本发明实施例的、通过对DVB-S2LDPC编码应用缩短和删余而获得的性能曲线的图；

图8、图9和图10是示出根据本发明实施例的缩短比特的数目与删余比特的数目的关系公式的图；

图11和图12是示出根据本发明实施例的应用缩短和删余的DVB-S2LDPC编码的改进性能的图；

图13是示出根据本发明实施例的关于LDPC信息字的长度的码率的变化的图；

图14是示出根据本发明实施例的当应用删余模式时在接收器中的LDPC解码过程的流程图；

图15是示出使用应用了由本发明实施例提出的删余和缩短的LDPC码的发送器的配置的框图；以及

图16是示出使用应用了由本发明实施例提出的删余和缩短的LDPC码的接收器的配置的框图。

具体实施方式

将参照附图详细描述本发明的优选实施例。应当注意，用相同或类似的参考标记来表示相同或类似的组件，即使它们被示出在不同的图中。为了避免混淆本发明的主题，省略了对本领域公知的结构或过程的详细描述。

本发明提供了一种方法，通过该方法，在用于向LDPC编码应用缩短和删余的系统中，通过预定规则来改变缩短的比特与删余的比特的比率，以最小化由于缩短的比特与删余的比特的比率固定而导致的有效接收范围的改变。

图5是示出在使用应用了本发明实施例的LDPC码的通信系统中的收发器的配置的框图。

参照图5，输入信号u由发送器510的LDPC编码器511编码，该LDPC编码器511输出信号c。信号c由调制器513调制，该调制器513输出用于通过无线信道520传输的信号s。然后，接收器530的解调器531解调来自接收（Rx）信道的信号r并输出信号x。LDPC解码器533基于解调的Rx信道估计u。在这种情况下，LDPC编码器511按照预定方案以满足通信系统所需的块长度的方式生成奇偶校验矩阵。

具体而言，根据本发明的、使用LDPC并因此不需要分离的额外存储信息的LDPC编码器511支持各种块长度。根据本发明的用于支持各种块长度的方法使用删余或缩短技术。

删余是指这样的技术：其对给定的特定奇偶校验矩阵执行LDPC编码，生成LDPC码字，然后并不实际发送LDPC码字的特定部分。因此，接收器确定要擦除的没有被发送的部分。

同时，当将删余与缩短比较时，两种技术具有减少LDPC码字的长度的共同特征。然而，删余与缩短的不同之处在于：其对特定比特的值没有限制。即，在删余中，来自特定信息字比特或所生成的奇偶校验比特的特定部分不被发送，并且接收器将未发送的特定部分处理为擦除。

将使用在图3中示出的DVB-S2LDPC码的奇偶校验矩阵来描述删余。

在图3中示出的奇偶校验矩阵中，总长度为N₁，前面部分对应于长度为K₁的信息字比特(i₀,i₁,...,i_K1-1)，而后面部分对应于长度为N₁-K₁的奇偶校验比特(p₀,p₁,...,p_N1-K1-1)。

也就是说，当已生成的长度都为N₁的LDPC码字当中仅位于N_P个约定位置的比特不被发送时，产生与发送长度为N₁-N_P的LDPC码字相同的效果。

在上述奇偶校验矩阵中，与删余的比特对应的列在解码过程中全部被毫无遗漏地使用。因此，在这一点上，删余与缩短不同。

当建立系统时，发送器和接收器可以以相同的方式共享或估计关于删余的比特的位置信息。因此，接收器将相关的删余的比特仅处理为擦除，并执行解码。

取决于删余，实际由发送器发送的块的长度为N₁-N_P，并且信息字的长度未改变，仍是K₁。因此，码率变为K₁/(N₁-N_p)，且总是大于给定的初始码率K₁/N₁。

下面描述当同时向给定LDPC编码应用删余和缩短时的特征。

为了便于描述，初始LDPC码的块长度和信息字长度分别被设置为N₁和K₁。此外，最终LDPC码的块长度和信息字长度分别被设置为N₂和K₂。最终LDPC码意指通过对初始LDPC码执行缩短和删余而最终得到的。

当定义N₁-N₂=N_Δ和K₁-K₂=K_S，如果在DVB-S2LDPC码的奇偶校验矩阵中缩短与K₂一样多的比特并删余与N_P(=N_Δ-K_S)一样多的比特，则可以生成具有N₂和K₂作为其块长度和信息字长度的LDPC码。

当在所生成的LDPC码中N_Δ>0或K_S>0时，码率变为

$\frac{K_1-K_S}{N_1-N_{\mathrm{\Δ}}},$

其通常与DVB-S2LDPC码的码率K₁/N₁不同。因此，代数特征改变了。这里，N_Δ=K_S的情况对应于其中缩短和删余二者都未被应用、或者仅进行了缩短的情况。

如上所述，当适当调整缩短的比特的数目和删余的比特的数目时，LDPC编码可以提供系统所需的码率和块长度。

与此相关地，本发明的实施例提出了一种方法，其使用缩短和删余的特征适当调整缩短与删余的比率，生成具有不同码率的代码，并最大程度地维持预定的有效接收范围。

当以预定比率对码率为1/5、N₁=16200、K₁=3240、M₁=360和q₁=36的DVB-S2码以及码率为4/9、N₁=16200、K₁=7200、M₁=360和q₁=25的DVB-S2LDPC码应用特定模式的缩短和删余时，系统性能如图6和图7所示。

参照图6和图7，当在接近比特误差率（BER）=10^-5处完全没有应用缩短和删余时的情况以及当K₂=360时的情况之间的性能差异达到接近2dB。

为了补偿由于上述性能差异所导致的有效接收范围的损失，在向LDPC编码应用缩短和删余后不应当对LDPC码应用相同的码率。即，为了获得甚至更大的编码增益，应当通过甚至更少的比特的删余来发送具有低码率的LDPC码。

例如，在图6中，当K₂=360时，为了维持1/5的码率，N_P已被设置为11520。然而，随着N_P慢慢（by inches）减少，码率逐渐变得更小，并且发生DVB-S2LDPC码的性能接近于类似N₁=16200、K₁=3240、M₁=360和q₁=36的DVB-S2码的性能的情况。

因此，当应用大量缩短时应当执行较少的删余，以使得给定LDPC码的性能以及对其应用缩短和删余的LDPC码的性能可以都尽可能和预定值一样高。

因此，本发明提出一种缩短和删余方法，其具有如图8、图9和图10的关系图，以使得它们可以被简单地应用，同时尽可能多地防止有效接收范围中的大变化。

首先，可以由下面的等式（7）来表示图8的关系图。

其中，

表示最大取整，其小于或等于x。

在等式（7）中，确定斜率值的A被设置为如下值：用于确定N_P的适当值，以使得即使当K₂的值变得更小时，LDPC码的性能也可以不退化。

可以用下面的等式（8）来表示图9的关系图。

$\left\{\begin{array}{c}{K}_2\≤X,N_P=B\\ K_2>X,N_P=(K_1-K_2)(\frac{1}{R}-1)\end{array}\right.......\left(8\right)$

在等式（8）中，当K₂的值小于或等于特定值时，保持预定的删余的比特的数目。另一方面，当K₂的值大于该特定值时，应用按特定比率与K₁-K₂成比例的要被删余的比特的数目。

同时，在图9中，K₂的区域被划分为2个区间。然而，K₂的区域可以被划分为多于2个的区间，并且可以被设置为多于2个的区间。

可以用下面的等式（9）来表示图10的关系图。

$\left\{\begin{array}{cc}{K}_2\&le;X_1,& N_P=C\\ X_1<K_2\&le;X_2,& N_P=D\\ K_2>X_2,& N_P=0\end{array}\right.......\left(9\right)$

等式（9）取决于K₂的每个区域而分开定义删余的比特的数目。在图10中，K₂的区域被设置为3个区间。然而，K₂的区域可以被划分为多于3个的区间，并且可以被设置为多于3个的区间。

与等式（7）、等式（8）和等式（9）对应的图8、图9和图10的共同特征在于，当K₂的长度较短时，缩短和删余的比率较低。因此，即使当K₂继续变得更小，对其应用了缩短和删余的LDPC码的性能也不继续退化。具体而言，在等式（7）、等式（8）和等式（9）当中的等式（7）中，可以通过对于所有的K₂取不同的删余的比特的比率来获得较好的性能改善。

然而，当取决于每个系统而希望一些性能改进和较低的实现复杂度时，由等式（8）或等式（9）定义的方法可能更有效。

图11和图12是示出向图6和图7的DVB-S2LDPC码应用与等式（7）对应的方法而获得的性能的图，以便理解本发明的实施例所提出的缩短和删余的性能。

如图6和图7所示，在K₂具有最小值的情况和K₂具有最大值的情况之间的性能差异接近于2dB。然而，从图11和图12中注意到，BER=10^-5附近的性能差异显著降低到0.4dB以内。具体而言，图11和图12示出具有包括N₁=16200、K₁=7200、M₁=360、q₁=25以及码率R为4/9的特性的DVB-S2LDPC码的性能曲线。

在图11中，等式（10）用于向DVB-S2LDPC编码应用删余。

在该情况下，由于要删余的比特的数目N_P必须变为整数，所以执行运算。当使用等式（10）时，码率具有几乎与4/9相同的值。这可以使用下面的等式（11）来证明。

如图12所示，可以以这样的方式通过等式（12）来定义关系公式：在向DVB-S2LDPC编码应用缩短和删余之后，码可以最大程度地保持预定的有效接收范围。

在等式（12）中，部分6/5是与斜率有关的因子，并且为了便于设计，当其被限定为如下形式时具有最佳值：

$\frac{B+1}{B}$

，（B是整数）

当应用等式（12）时，可以通过下面的等式（13）来表示对于信息字长度K₂有效的LDPC码率R_eff。

图13是示出根据本发明的实施例的、有效LDPC码率R_eff关于信息字长度K₂的变化的图。

图13示出信息字长度K₂越短，则有效LDPC码率R_eff越低。同样，信息字长度K₂越长，则有效LDPC码率R_eff越高。即，有效LDPC码率R_eff也根据信息字长度K₂的变化而变化。此外，处于K₂≤7200的范围内的R_eff的值总是小于或等于4/9。

为了参考，可以通过下面的等式（14）来近似地表示根据有效LDPC码率R_eff的变化的LDPC码的块长度。

$N_2\&ap;\frac{K_2}{R_{\mathrm{eff}}}=360+\frac{11}{5}{K}_2......\left(14\right)$

如上所述，可以通过响应于信息字长度来改变码率而维持预定的有效接收范围。

可以通过下面的等式（15）来表示实质上执行与等式（13）类似的公式。

如等式（15）所定义的，即使在输出类似N_P值的所有不同情况中，也可以根据实施的方便程度适当调整操作，并且能够支持类似的性能。

当在对DVB-S2LDPC编码应用缩短和删余之后的块长度的值K₂+(N₁-K₁-N_P)应当变为m的倍数时，可以在用于计算等式（7）到等式（15）的值的每个方法中执行额外操作，以使得可以对于某一整数C满足K₂+(N₁-K₁-N_P)=mC。

这里(N₁-K₁-N_P)是删余后要被实际发送的奇偶比特的数目。即，可以响应于附加条件来慢慢改变计算在等式（7）至等式（14）中给定的值的每个过程。

图14是示出由根据本发明的实施例的接收器的接收过程的流程图。

参照图14，在步骤1001中，接收器基于接收信号确定或估计删余和缩短模式。

在步骤1003中，接收器确定是否存在删余的或缩短的比特。

当在步骤1003中的确定显示不存在删余或缩短的比特时，接收器进行到步骤1009并执行解码。

另一方面，当步骤1003中的确定显示存在删余或缩短的比特时，接收器进行到步骤1005。在步骤1005中，所确定的删余/缩短模式被提供给LDPC解码器。

在步骤1007中，LDPC解码器将所确定的删余的比特设置为擦除。此外，LDPC解码器将缩短的比特的值将是0的概率设置为1。

此后，在步骤1009中，LDPC解码器对向其应用了删余和缩短的比特执行解码。

图15是示出根据本发明的实施例的、使用被应用了删余和缩短的LDPC码的发送器的配置的框图。

参照图15，发送器包括控制单元1110、缩短模式应用单元1120、LDPC码奇偶校验矩阵提取单元1140、LDPC编码器1160和删余模式应用单元1180。

LDPC码奇偶校验矩阵提取单元1140提取LDPC码的奇偶校验矩阵，其已进行了缩短。可以使用先前在存储器中设置的校验矩阵来提取LDPC码奇偶校验矩阵。此外，发送器可以直接生成LDPC码奇偶校验矩阵。

控制单元1110控制缩短模式应用单元1120通过取决于每个信息字的长度、考虑有效接收范围来确定可变缩短模式。缩短模式应用单元1120将值为0的比特插入到与缩短的比特对应的位置、或者从给定LDPC码的奇偶校验矩阵中去除与缩短的比特对应的列。

此时，可以基于在存储器中存储的缩短模式来确定缩短模式、或者可以通过序列生成器（未示出）来生成缩短模式，等等。此外，可以通过对奇偶校验矩阵和给定的信息字长度应用密度演化分析算法(density evolution analysis algorithm)等来确定缩短模式。

此外，控制单元1110控制删余模式应用单元1180确定适合于调制方案和要删余的比特的长度的删余模式并应用所确定的删余模式。此时，确定删余模式以便根据信令信息的长度来校正有效接收范围。此外，删余模式应用单元1180可以考虑缩短模式而确定删余更少的比特。

控制单元1110和缩短模式应用单元1120通过LDPC编码器1160基于缩短后的LDPC码执行编码。已由LDPC编码器1160生成的LDPC码字被删余模式应用单元1180以适合于调制方案和要删余的比特的长度的方式用来执行删余。

图16是示出根据本发明的实施例的接收器的配置的框图。具体而言，图16示出在使用被应用删余或缩短的DVB-S2LDPC码的通信系统中的接收器的例子，所述接收器接收发送的信号，并从所接收的信号恢复用户所希望的数据。

参照图16，接收器包括控制单元1210、缩短/删余模式确定或估计单元1220、解调器1230和LDPC解码器1240。

解调器1230接收并解调被应用了缩短的LDPC码。缩短/删余模式确定或估计单元1220和LDPC解码器1240接收来自解调器1230的解调信号。

控制单元1210控制缩短/删余模式确定或估计单元1220从解调信号中确定或估计关于LDPC码的删余或缩短模式的信息。然后，缩短/删余模式确定或估计单元1220向LDPC解码器1240提供已确定的关于删余的比特和缩短的比特的位置信息。

缩短/删余模式确定或估计单元1220可以使用存储在存储器中的删余和缩短模式或先前实现的生成方法等来生成删余和缩短模式。除此之外，缩短/删余模式确定或估计单元1220可以通过对奇偶校验矩阵和给定的信息字长度应用密度演化分析算法来确定或估计删余和缩短模式。

当以与向根据本发明的实施例的发送器应用缩短和删余都相同的方式向接收器应用二者时，缩短/删余模式确定或估计单元1220可以首先确定或估计缩短模式、或可以首先确定或估计删余模式。此外，缩短模式的确定或估计可以与删余模式的确定或估计同时发生。

LDPC解码器1240假设删余的比特具有0的概率与删余的比特具有1的概率均是1/2，并执行解码。除此之外，LDPC解码器1240将删余的比特处理为擦除，并执行解码。此外，缩短的比特的值将是0的概率为1，即100%。因此，LDPC解码器1240防止缩短的比特参与其运算。除此以外，则LDPC解码器1240基于缩短的比特具有0的概率为1来确定是否允许缩短的比特参与解码。

当检查已由缩短/删余模式确定或估计单元1220缩短的LDPC码的长度时，LDPC解码器1240从所接收的信号中恢复用户所希望的数据。

如图15所示，根据本发明的实施例的发送器在LDPC编码器1160的输入的前级(pre-stage)执行缩短，并在LDPC编码器1160的输出级执行删余。同时，在如图16所示的接收器中，LDPC解码器1240在知晓关于删余和缩短的信息的同时执行解码。

虽然已参照本发明的一些优选实施例示出并描述了本发明，但是本领域技术人员应当明白，可以在这里做出各种形式上和细节上的各种改变，而不会背离由所附权利要求限定的本发明的精神和范围。

Claims (8)

1.一种在使用低密度奇偶校验(LDPC)码的通信系统中对信道进行解码的方法，该方法包括步骤：

从在所述信道上接收的信号中确定缩短的比特的数目和删余的比特的数目；并且

当存在已用于执行缩短或删余的比特时，根据所述缩短的比特的数目将缩短的比特的值设置为0，根据所述删余的比特的数目设置擦除，并且执行LDPC解码，

其中，根据预定比率确定所述删余的比特的数目，删余的比特的数目与缩短的比特的数目的预定比率为(B+1)/B，其中B是整数。

2.根据权利要求1所述的方法，其中，删余的比特的数目与缩短的比特的数目的预定比率是5/4或6/5。

3.根据权利要求1所述的方法，其中，根据下列公式来确定删余的比特的数目：

其中，N_P表示所述删余的比特的数目，K₁表示在执行缩短和删余之前的初始LDPC码中的信息字的长度，K₂表示在执行缩短和删余之后的最终LDPC码中的信息字的长度。

4.根据权利要求1所述的方法，其中，通过在预定条件下的附加操作，在执行缩短和删余之后的编码块的长度具有预定整数值的倍数值。

5.一种在使用低密度奇偶校验(LDPC)码的通信系统中对信道进行解码的设备，该设备包括：

解调器，用于接收和解调在所述信道上的信号；

缩短/删余确定或估计单元，用于在控制单元的控制下，从经解调的信号确定缩短的比特的数目和删余的比特的数目，并且向LDPC解码器提供有关被缩短和删余的比特的位置信息；和

所述LDPC解码器，用于根据所述有关被缩短和删余的比特的位置信息，设置与缩短的比特的数目一样多的零以及设置与删余的比特的数目一样多的擦除，并且解码所述LDPC码，

其中，根据预定比率确定所述删余的比特的数目，删余的比特的数目与缩短的比特的数目的预定比率为(B+1)/B，其中B是整数。

6.根据权利要求5所述的设备，其中，所述缩短/删余确定或估计单元确定删余的比特的数目与缩短的比特的数目的预定比率被设置为5/4或6/5。

7.根据权利要求5所述的设备，其中，根据下列公式来确定删余的比特的数目：

其中，N_P表示所述删余的比特的数目，K₁表示在执行缩短和删余之前的初始LDPC码中的信息字的长度，K₂表示在执行缩短和删余之后的最终LDPC码中的信息字的长度。

8.根据权利要求5所述的设备，其中，通过在预定条件下的附加操作，在执行缩短和删余之后的编码块的长度具有预定整数值的倍数值。