CN1187718A

CN1187718A - 包括结合正交调幅的穿孔乘积码的数字传输系统与方法

Info

Publication number: CN1187718A
Application number: CN97126055A
Authority: CN
Inventors: A·曹莱; A·布拉亚尔; D·吉尔内拉
Original assignee: Philips Electronics NV
Current assignee: Koninklijke Philips NV
Priority date: 1996-12-10
Filing date: 1997-12-10
Publication date: 1998-07-15
Anticipated expiration: 2017-12-10
Also published as: CN1179488C; US5944850A; JPH114269A; EP0848524A1

Abstract

数字传输系统将穿孔系统卷积码用于输入数据,通过加入冗余数据来产生带有格状封包的分组乘积码。然后,如此编码的数据被分配到正交调幅系统。在接收器端,解码装置通过计算硬判决可靠度、因而在输出符号上提供软判决来执行迭代解码。本发明也涉及在这种系统中实现的数据保护方法。用途:有线电视、卫星电视的数字传输系统。地面数据广播系统或电话线传输系统。

Description

包括结合正交调幅的穿孔乘积码的数字传输系统与方法

本发明涉及具有输入数据保护的数字传输系统，所述系统包括所述数据的编码装置和迭代解码装置，所述编码装置包括执行系统卷积格状编码、容许迭代解码的第一子集，以及用于向数字调制符号分配编码数据的第二子集。

本发明也涉及在这种数字传输系统中实现输入数据保护的方法。

所述系统可用于有线电视、卫星电视的数字传输，用于地面广播，及用于电话线上的传输等。

将卷积编码与数字调制结合的选择性保护系统是众所周知的。更具体地说，为了增强这种系统在误码率意义上的性能，在1993年5月日内瓦ICC93的会议记录第1064-1071页C.BERROU、A.GLAVIEUX、P.THITIMAJSHIMA的题为“接近Shannon极限的纠错编码和解码：涡轮码(1)”的文件中描述了称作涡轮码(turbo code)的新一类卷积码。这些涡轮码具有接近Shannon提出的理论极限的以误码率表达的性能。它们是并行连接卷积码。这些卷积码基于系统穿孔递归码，也就是说，它们由1/2码率的码得出，其中一个输入位产生两个输出位，穿孔方法被用于位自身。这样的级联通过适当插入包含信息的数据来实现。

在接收机端，称作涡轮解码的迭代解码包括对接收符号解码数次，以改善系统在误码率意义上的性能。随后的迭代解码由单个软判决Viterbi解码器完成。这种解码器与进行硬判决的传统Viterbi解码器不同。在所述文件中，关于解码器的输出的软判决产生硬判决的可靠度，即正确判决的可能性。然后，解码器继之以输出数据的适当的交错。

但是，在所述文件中公开的继之以迭代解码的涡轮码的使用不能超过来自1/2码率码的穿孔系统码的极限，特别是当后者由它们与之协同工作的数字调制独立应用时。更具体地说，这些码的缺点是它们只适应具有低频谱效率(小于或等于2位/秒/赫)的调制，比如MDP2和MDP4相位调制。等于所用带宽的两倍的最大值的比特率对应于这些码。为了增加固定占用带宽的码率，我们可以采用正交调幅(QAM)形式的高频谱效率调制。但是使用上述与QAM调制并列的穿孔卷积码不能提供最佳性能，因为这些码的设计是不考虑调制的。

本发明的目的在于增强这种数字传输系统的性能，同时保证系统的正常功能，将信噪比降至最低，并改善其频谱效率。

所述目的通过这样一种系统来实现，其中第一子集采用系统卷积格状编码，它具有编码码率M/2M，这里M为大于1的整数，系统向其加入一种用于符号的穿孔方法，以获得更高编码码率，如此得到的穿孔系统卷积码用来通过加入冗余数据、产生具有格状封包的分组乘积码，乘积码由矩阵的行编码和列编码产生的成分构成，所述矩阵通过穿孔系统卷积码收集编码数据，同时第二子集将乘积码与2^M-状态正交调幅结合，所述迭代解码过程为分组解码过程。

为了根据系统卷积码产生乘积码和另加冗余数据，编码装置可包括称作状态机的装置，它根据输入状态和数据符号确定输出状态和冗余符号。

状态机最好耦合到读取表，以确定系统卷积码的冗余符号和用来封包格码的符号。

本发明也涉及在这样一种数字传输系统中实现的输入数据保护的方法，所述方法包括用来对所述数据编码的编码阶段和迭代解码阶段，编码阶段包括容许迭代解码的第一系统卷积格状编码步骤，所述步骤结合将编码数据分配到数字调制符号的第二步骤，其特征在于：在第一步骤中，系统格状编码具有编码码率M/2M，其中M为大于1的整数，所述编码经历作用于符号的穿孔，以得到更高的编码码率，如此得到的穿孔系统卷积码用来通过加入冗余数据产生具有格状封包的分组乘积码，乘积码由矩阵的行编码和列编码产生的成分构成，所述矩阵通过穿孔系统卷积码收集编码数据，而第二步骤将乘积码与2^M-状态正交调幅结合，所述迭代解码过程为分组解码过程。

卷积编码这里以具有被穿孔以获得更高的码率(最好是码率7/8)的码率M/2M(最好是码率2/4)来讨论。所述编码结合2^M-状态数字调制(分别是16-QAM)，编码和穿孔结合以达到最佳性能。根据所述实施例(M＝2，码率＝7/8)，通过处理位流来获得所述编码，其中位(称作输入位)两两结合，以将其编码为四位(称作输出位)，所述输出位相应地穿孔、以为14个输入位获得16个输出位。2M个输出位(分别是四位)选择两个2^M级的符号(4级分别是{+1，-1，+3，-3})，也就是说，两个实2^M级振幅调制符号，每个符号M个输出位(分别是4级4-AM，每个符号两个输出位)。编码器的下游，具有两个2^M-AM(分别是4-AM)调制输出符号、而非位的穿孔。穿孔由穿孔矩阵确定。通过将穿孔系统卷积编码加到矩阵的行和列上获得乘积码，所述矩阵包含具有各行和各列的格状封包的信息位。最后，在乘积码之后来自矩阵的4-AM符号两两结合，产生16-QAM符号。然后，根据传统技术，由载波传输编码数据。

为了容许在接收端进行涡轮解码，乘积码必须系统化。所以，要用到系统卷积码，也就是说，在编码之后，输入数据符号出现在输出时不变。

以下描述的具有码率M/2M，如2/4的卷积码这样来设计，在穿孔之后，它们被最优化，也就是说，对于给定的信噪比，它们提供最低的误码率，这尤其是对4-AM或16-QAM调制。这样，通过结合以最佳方式实现码率为2/4的系统卷积编码的编码器结构和以最佳方式实现穿孔的穿孔矩阵，获得信噪比方面和频谱效率方面都具有最佳性能的系统。所述结构和矩阵被最优化，以共同工作。最佳穿孔矩阵取决于所寻求的最终码率。

本发明涉及结合正交调幅的、使用系统卷积码的乘积码，而不涉及交叉重叠法。

所述系统有各种优点。

与采用具有MDP4相位调制的二进制穿孔码的先有技术系统相比，我们具有高出两倍的传输容量(频谱效率介于2与4位/秒/赫之间)。

系统的硬件不是很复杂，因为仅仅需要用单个软判决解码器来执行乘积码的迭代解码。

所使用的码最好是码率为2/4、具有两个输入位和四个输出位的系统卷积码。产生四个作为输入位和编码器状态(存储)的函数的输出位的函数已经根据16-QAM调制最优化。

穿孔方法用于4-AM符号，也就是说，用于假定四个可能值(+1，-1，+3，-3)的实符号，而非象先有技术穿孔方法那样用于位。

选择穿孔系统卷积码，其码率最好是7/8，以便这些结合16-QAM调制的码的最小欧氏距离最大化，以改善性能。这尤其指编码和调制的结合。

本发明的这些和其他方面参考下述实施例来描述将更清楚。

图中：

图1表示根据本发明的基带数字传输系统的方框图；

图2表示容许产生乘积码的编码器的总体电路图；

图3表示结合具有穿孔编码的4-AM调制的码率为2/4的系统卷积编码器的总体电路图；

图4表示对码率为2/4的码的编码器的特殊实施例的方框图；

图5表示用于获得码率为2/4的系统卷积编码的16-状态编码器的特殊实施例的方框图；

图6表示用来提供7/8码率的、穿孔的码率为2/4的码的网格；

图7表示对冗余符号统一编码的编码器；

图8表示根据本发明的解码器的方框图；以及

图9表示各解码步骤的流程图。

图1表示根据本发明的基带数字传输系统的方框图。通过比如将它们存入由地址分开的行和列构成的存储器10，将来自源5的要保护的输入数据组织在矩阵中。系统包括行编码装置12和列编码装置14。这两个编码装置产生分配到4-AM数字调制符号的数据。分配单元16将4-AM符号转换为16-QAM符号。这是4-AM乘积码输出符号的成对结合。

这些符号通过信道19根据传统技术发送到接收器装置。接收数据穿过容许执行下述环处理的暂存装置20(比如存储器)。在存储装置20的输出处，数据进入具有两个输出的Viterbi解码器22、提供为各迭代取得的估测符号的硬判决输出21及通过数据交错器24循环回到存储器20的软判决输出23。随着迭代处理的重复，估测符号越来越可靠。以误码率测量，平均在四或五次迭代之后获得改善。

表I

S_1l…S_1j…S_1，7N……S_il…S_ij…S_i，7N……S_7N，1…S_7N，j…S_7N，7N	R_1l…R_1j…R_1，7N……R_il…R_ij…R_i，7N……R_7N，1…R_7N，j…R_7N，7N	TR₁₁，TR₁₂……TR_i，1，TR_i，2……TR_7N，1，TR_7N，2
S_1l…S_1j…S_1，7N……S_il…S_ij…S_i，7N……S_7N，1…S_7N，j…S_7N，7N	R_1l…R_1j…R_1，7N……R_il…R_ij…R_i，7N……R_7N，1…R_7N，j…R_7N，7N	TR₁₁，TR₁₂……TR_i，1，TR_i，2……TR_7N，1，TR_7N，2	C_1l…C_1j…C_1，7N……C_il…C_ij…C_i，7N……C_N，l…C_Nj…R_N，7N

TC₁₁…TC_1j…TC_1，7NTC₂₁…TC_2，j…TC_2，7N

为了获得乘积码，矩阵行的编码通过行编码器以以下方式进行(图2)。以码率7/8(编码器130)的穿孔系统卷积码为例来考虑。随着7个有用信息符号(表I)，产生8个包括7个有用符号(系统卷积码)加上1个冗余符号的符号。考虑由N个7个信息符号、即14位的分组构成的矩阵的第一行：

(S₁₁…S₁₇)，(S₁₈…S_1，14)，…，(S_1，7(N-1)+1…S_1，7N)。

对于各分组，计算穿孔系统卷积码(图2)的冗余符号(即2位)。分组1产生R₁₁，分组2产生R₁₂，依此类推，直到产生R_1，N的分组N。

假设编码器的初始状态等于零。在产生R_1，N之后，编码器处在状态σ(N)。通过产生对应于卷积码网格内的2个过渡态的2个信息符号TR₁₁和TR₁₂(对于16-状态码)、以便在这2个过渡之后达到状态σ＝0、迫使网格的状态到零来封包网格。对于具有更多状态的码，有必要使用更多格状封包符号。TR₁₁和TR₁₂是网格状态σ(N)在行编码之后的函数，并由σ(N)寻址的表产生。

行编码器12以以下方式操作。输入符号d₀、d₁进入为7个信息符号的分组提供冗余符号的码率为7/8的编码器130。多路复用器129将所述符号连续化。所以，它在其输出131处相继产生8个符号的组、每个组由7个信息符号和对应于所述分组的冗余符号构成。所述多路复用器相继提供所有8个连续符号的组。当所有组被提取时，所述多路复用器提取为确定封包符号、由单元124产生的2个格状封包符号。

符号TR₁₁和TR₁₂由各具两位的两个符号构成。以下表II给出假定这两个位是16-状态码编码器的状态的函数时、以十进制计数法表示的值。各符号的位的值也以十进制给出，以方便表的描述。表II

σ(N)(二进制)	σ(N)(十进制)	TR11，TR12(十进制)	σ(N+1)，σ(N+2)(十进制)
σ(N)(二进制)	σ(N)(十进制)	TR11，TR12(十进制)	σ(N+1)，σ(N+2)(十进制)	0000	0	(0，0)	0，0
1000	8	(2，2)	4，0	0000	0	(0，0)	0，0
1000	8	(2，2)	4，0	0010	2	(2，1)	1，0
1010	10	(0，3)	5，0	0010	2	(2，1)	1，0
1010	10	(0，3)	5，0	0100	4	(2，0)	0，0
1100	12	(0，2)	4，0	0100	4	(2，0)	0，0
1100	12	(0，2)	4，0	0110	6	(0，1)	1，0
1110	14	(2，3)	5，0	0110	6	(0，1)	1，0
1110	14	(2，3)	5，0	0001	1	(1，0)	0，0
1001	9	(3，2)	4，0	0001	1	(1，0)	0，0
1001	9	(3，2)	4，0	0011	3	(3，1)	1，0
1011	11	(1，3)	5，0	0011	3	(3，1)	1，0
1011	11	(1，3)	5，0	0101	5	(3，0)	0，0
1101	13	(1，2)	4，0	0101	5	(3，0)	0，0
1101	13	(1，2)	4，0	0111	7	(1，1)	1，0
1111	15	(3，3)	5，0	0111	7	(1，1)	1，0

符号TR₁₁和TR₁₂可存储在由编码器的状态寻址的读取表124内。

其他行以类似方式处理。

以类型方式，对列(列编码器14)实现类似处理。第一列的第一分组由符号S₁₁，S₂₁，…S_7N，1产生。一个冗余符号将对应于各分组，例如，符号C₁₁将对应于第一分组，符号C_N，1对应于最后一个分组。第一列的格状封包冗余符号将是符号TC₁₁和TC₂₁。由初始数据符号、行和列编码冗余符号和格状封包符号构成的所有数据构成乘积码。根据图1的方框图实现的乘积编码给出符合表I的矩阵。

所述乘积码的一行构成用于对4-AM调制符号编码的符号的一个分组。因为不管它们以行还是以列读取，初始数据符号保持相同，所以对于采用乘积码的列，不必再次使用初始信息符号。因此只有乘积码的列的冗余符号用于对4-AM调制符号编码(列编码器14)。来自乘积码的行和列的4-AM符号用于对分配单元16中的16-QAM调制编码。

为了增强系统的性能，有可能也对刚刚计算的冗余符号编码。在这种情况下，在所述各行和各列之后对7N×7N的信息矩阵编码，以与刚刚描述的方式相同的方式获得行冗余(符号R_ij和TR_ij)及列冗余(符号C_ij和TC_ij)。因此，行冗余以列编码，列冗余以行编码，以增强系统的性能。因此，例如，7N个符号(R₁₁，…R_7N，1)的分组被编码，以产生起自7/8码冗余的N个列冗余符号(RC₁₁，…RC_N，1)，以及两个格状封包冗余符号(RCT₁₁，RCT₂₁)。对于行冗余(R_1，j，…R_7N，j)的其他列，j＝1，…，N及2列(TR₁₁，…TR_7N，1)和(TR₁₂，…TR_7N，2)，处理相同。列冗余的行也被编码，也就是说，行(C_i，1，…C_i，7N)，对于i＝1，…，N及2行(TC₁₁，…TC_1，7N)和(TC₂₁，…TC_2，7N)，

于是获得以下矩阵：

表III

S_1l…S_1j…S_1，7N……S_il…S_ij…S_i，7N……S_7N，1…S_7N，j…S_7N，7N	R₁₁…R_1j…R_1，7N……R_il…R_ij…R_i，7N……R_7N，1…R_7N，j…R_7N，7N	TR₁₁，TR₁₂……TR_i，1，TR_i，2……TR_7N，1，TR_7N，2
S_1l…S_1j…S_1，7N……S_il…S_ij…S_i，7N……S_7N，1…S_7N，j…S_7N，7N	R₁₁…R_1j…R_1，7N……R_il…R_ij…R_i，7N……R_7N，1…R_7N，j…R_7N，7N	TR₁₁，TR₁₂……TR_i，1，TR_i，2……TR_7N，1，TR_7N，2	C_1l…C_1，j…C_1，7N……C_il…C_i，j…C_i，7N……C_N，l…C_N，j…C_N，7N……	RC_1l…RC_1j…RC_1，N……RC_il…RC_ij…RC_i，N……RC_N，1…RC_N，j…RC_N，N……	TRC₁₁，TRC₁₂……TRC_i，1，TRC_i，2……TRC_N，1，TRC_N，2……

TC_1l…TC_1j…TC_1，7NTC_2l…TC_2j…TC_2，7N	RCT_1l…RCT_1，j…RCT_1，NRCT_2l…RCT_2，j…RCT_2，N	TRCT₁₁，TRCT₁₂TRCT₂₁，TRCT₂₂
TC_1l…TC_1j…TC_1，7NTC_2l…TC_2j…TC_2，7N	RCT_1l…RCT_1，j…RCT_1，NRCT_2l…RCT_2，j…RCT_2，N	TRCT₁₁，TRCT₁₂TRCT₂₁，TRCT₂₂	CR_1，l…CR_1，j…CR_1，N……CR_i，l…CR_i，j…CR_i，N……CR_N，l…CR_N，j…CR_N，N	CRT₁₁，CRT₁₂CRT_i，2，CRT_i，2CRT_N，1，CRT_N，2
TCR_1，l…TCR_1，j…TCR_1，NTCR_2，l…TCR_2，j…TCR_2，N	TCRT₁₁，TCRT₁₂TCRT₂₁，TCRT₂₂			CRT₁₁，CRT₁₂CRT_i，2，CRT_i，2CRT_N，1，CRT_N，2

容许对进行所述双重冗余编码的编码器的方框图示于图7。与图1相同的单元示以相同标号。在考虑之下的实施例情况中，存储器10包含49N²个符号。另一个存储器MR包含7N(N+2)个行冗余符号(符号R_i，j，TR_i，j)。另一个存储器MC包含7N(N+2)个列冗余符号(符号C_i，j，TC_i，j)。存储器MR和MC在完成M的行和列编码之后装载。继后，根据列对MR进行编码，根据行对MC进行编码，以分别产生(N+2)²个4-AM符号(RC_ij，TRC_ij，RCT_ij和TRCT_ij)和(N+2)²个4-AM符号(CR_ij，CRT_ij，TCR_ij和TRCT_ij)。换向开关13和15保证在控制器17控制之下的操作的正常过程。

最后，所有为表I或II的各乘积码字构成的4-AM符号两两重组，并通过信道以16-QAM合成体(以定义好的序列)的合成符号形式传输。

在未对所述冗余编码的情况下，乘积码的码率等于：

ρ_{1} = \frac{7 N}{9 N + 4}

于是频谱效率等于所述码率的4倍。对于N＝12，频谱效率为3位/秒/赫。

在对所述冗余进行双重编码的情况下，乘积码的码率等于：

ρ_{2} = \frac{{49 N}^{2}}{{65 N}^{2} + 36 N + 8}

所以，对于N＝12，得到频谱效率2.88位/秒/赫。当对0.12位/秒/赫的冗余编码时损失了频谱效率，但系统性能增强了。

本发明涉及经过系统卷积编码的信息数据。图3给出也因此构成图1的行列编码器的一部分的穿孔系统卷积编码器的实施例。图3说明如何通过级联码2/4和码的穿孔来实现7/8码。借助于连接119得到要编码的输入信息符号(d₀(k)，d₁(k))。为了产生码率2/4的系统卷积码，以2位的分组进行处理。这两位保持Y₃、Y₂不变，以便在产生信息符号U1(k)的调制装置127内对4-AM调制编码。表IV中表示把位Y₃、Y₂分配到4-AM符号。

表IV

(Y₃，Y₂)resp.(Y₁，Y₀)	00	01	10	11
(Y₃，Y₂)resp.(Y₁，Y₀)	00	01	10	11	U₁resp.U₂	+3	+1	-1	-3

另一方面，相同的输入符号进入根据先前状态σ_k确定解码器的顺序的状态σ_k+1的状态机122。延迟单元125保证一个符号时间间隔的时移。状态机122产生两个位Y₀和Y₁，它们用于对4-AM调制(分组126)(表IV)编码，并继之以装置128，后者用于将所述码穿孔并产生符号U2(k)。

为了获得比M/2M码率更高的码，冗余符号U2必须经过穿孔(图3)。在穿孔过程中，一定的冗余符号的传输随矩阵(称作穿孔矩阵)而被禁止，这种操作周期性进行。穿孔包括在特定时间不传输的所有符号U2。把矩阵内的零理解为意味着对应的符号不传输。比如说，考虑容许在输出处获得码率7/8的穿孔码的码率2/4的码的穿孔。

根据7个信息符号(d₁，d₀)，传输各相同的符号U1(4-AM符号)和1个冗余符号U2，后者对应于在借助码率2/4的卷积码对分组的第7个(最后)符号进行编码时产生的冗余位(Y₃，Y₂)。16-状态码的穿孔矩阵为：

A = [\begin{matrix} 1 & 1 & 1 & 1 & 1 & 1 & 1 \\ 0 & 0 & 0 & 0 & 0 & 0 & 0 \end{matrix}] .

矩阵的第一行涉及符号U1，第二行涉及符号U2。

只传输矩阵中包含零的列的2位，而不是传输矩阵的每列的4位。因此，在矩阵A的情况下，穿孔容许在7个周期只传输由2/4码率的主码(mother code)产生的14个符号中的8个符号。

因此，穿孔码的码率变得比非穿孔码高，也就是说，对于相同数量的信息位(在编码器的输入处)，传输位的数量小于非穿孔码。

在时刻kT，分别使用位(Y₀，Y₁)、(Y₂，Y₃)，以便在装置126、127内选择4-AM振幅调制的符号U1和U2。

图4是涉及能够替换状态机122的码率2/4的系统卷积编码器的特殊方框图。输入符号d₀(k)和d₁(k)进入装置210，后者采用产生a₀ ^(k)和a₁ ^(k)两个符号的线性函数F2。这些符号进入两串移位单元220₀，220₁，…，220_v0和222₀，222₁，…222_v1，它们在其最后的单元的输出处分别产生延迟符号a₀(k-v0)和a₁(k-v1)。所有延迟单元的输出进入采用线性函数F2的装置210和采用线性函数F1的装置215。装置215也接收符号a₀(k)和a₁(k)。装置215产生进入产生符号U2的调制装置126的编码符号Y₀(k)和Y₁(k)。

举例来说，借助于图4的方框图获得系统卷积码，其中函数F1和F2具有以下值：

-函数F1：

Y₂(k)＝d₀(k)

Y₃(k)＝d₁(k)

Y_{0} (k) = Σ_{l = 0}^{v_{0}} {h_{00}^{l} a}_{0} (k - l) &CirclePlus; Σ_{l = 0}^{v_{1}} h_{10}^{l} a_{1} (k - l)

Y_{1} (k) = Σ_{l = 0}^{v_{0}} {h_{01}^{l} a}_{0} (k - l) &CirclePlus; Σ_{l = 0}^{v_{1}} h_{11}^{l} a_{1} (k - l)

其中∑指模2总和。

-函数F2：

a_{0} (k) = d_{0} (k) &CirclePlus; Σ_{l = 01}^{v_{0}} h_{02}^{l} a_{0} (k - l) &CirclePlus; Σ_{l = 0}^{v_{1}} h_{12}^{l} a_{1} (k - l)

a_{1} (k) = d_{1} (k) &CirclePlus; Σ_{l = 0}^{v_{0}} h_{03}^{l} a_{0} (k - l) &CirclePlus; Σ_{l = 1}^{v_{1}} h_{13}^{l} a_{1} (k - l)

其中，(n⁰ ₀₃，n⁰ ₁₂)≠(1，1)

符号∑指模2总和，符号表示“异-或”。系数h_ij ¹为二进制系数，对于1＝1，…，v₀和1’＝1，…，v₁，(a₀(k-1)，a₁(k-1’))表示编码器在时刻k的状态σ_k。

图5是图4在延迟单元的个数限于v₀＝v₁＝2时的特殊情况，也就是说2/4码至16个状态的特殊情况。函数F1和F2借助于累加单元230₀，230₁，230₂，230₃实现。

-累加单元2300接收d₀(k)、a₁(k-2)和累加单元230₁的输出，并提供a₀(k)。

-累加单元230₁接收d₁(k)、a₀(k-1)、a₀(k-2)和累加单元230₂的输出，并提供a₁(k)。

-累加单元230₂接收a₁(k-1)和a₁(k-2)。

-累加单元230₃接收a₀(k)、a₀(k-1)、a₁(k)和累加单元230₂的输出。

有关图5的方程式为：

Y₂(k)＝d₀(k)

Y₃(k)＝d₁(k)

Y₀(k)＝a₀(k-2)

Y₁(k)＝a₀(k)a₀(k-1)a₁(k)a₁(k-1)a₁(k-2)

其中

a₀(k)＝d₀(k)a₁(k)a₁(k-2)

a₁(k)＝d₁(k)a₀(k-1)a₀(k-2)a₁(k-1)a₁(k-2)

图6表示上述系统卷积码2/4的网格。它给出了编码器从状态σ(k)到状态σ(k+1)的所有可能的过渡。通过以下方式来分析它。

根据状态σ(k)＝[a₀(k-1)，a₀(k-2)，a₁(k-1)，a₁(k-2)]＝[0000]，编码器可以过渡到4个状态[0000][1000][0010][1010]，所述过渡分别为所述4个状态产生有效数据对(U1，U2)，用十进制[00][12][32][20]表示。网格的构成以相同方式分析。

图8表示根据本发明的双重判决Viterbi解码装置22的阶段的总体电路图。所述装置包括：

-计算量度的子集220，

-产生硬判决的实际Viterbi解码器222，

-计算判决的可靠度的子集224，

-计算软判决的子集226。

穿孔系统卷积码的解码包括采用软判决解码算法。为了简化说明，例如，采用码率7/8的穿孔系统卷积码。根据实施例，特别是对表I中的指数1的行的描述，由已经在发射器端发送的以下符号构成一系列乘积码(为了简化书写，以下省略行指数，即，这里的i＝1)：

-7N个信息符号：

S＝S₁，…，S_7N

-N个码冗余符号：

R＝R₁，…，R_N

-2个格状封包符号：

TR＝TR₁，TR₂。

因为传输信道不尽完善，接收符号D⁽⁰⁾＝(D₁ ⁽⁰⁾，…，D_8N+2 ⁽⁰⁾将相对于所发送的符号呈现差异。

在接收器端，对应于所发送的16-QAM符号的复符号在通过信道后被接收。把每个复符号当作2个实符号的序列来考虑。然后，根据具有与发射器端定义的矩阵相同的结构的矩阵，这些实符号存储在存储器20(图1)中。实接收符号保持与发射器端使用的相同的顺序布置在矩阵中。解码过程是迭代，也就是说，矩阵的行先解码，然后才是列。每次迭代时被解码的行或列的数量在表I的情况下等于7N(无冗余解码的情况)，而在对冗余解码的情况下(表III)等于8N+2。

首先，考虑对矩阵的行的第i次迭代的迭代解码，也就是说，实符号的分组：D^(l-1)＝(D₁ ^(i-1)…，D_8N+2 ^(i-1))。解码产生8N+2个实符号(软输出)的分组：D⁽ⁱ⁾＝(D₁ ⁽ⁱ⁾，…，D_8N+2 ⁽ⁱ⁾)，它将加给下一次迭代和最佳判决⁽¹⁾＝(₁ ⁽ⁱ⁾，…⁽ⁱ⁾ _8N+2)。假设7N个符号D₁ ^(i-1)，…，D_7N ^(i-1)对应于信息符号，N个符号D_7N+1 ^(i-1)，…，D_8N ^(i-1)对应于7/8码冗余符号，两个符号D_8N+1 ^(i-1)，D_8N+2 ^(i-1)为网格封包符号。这些符号按以下顺序处理：

D_{1}^{(i - 1)}, D_{7}^{(i - 1)}, D_{7 N + 1}^{i - 1};

D_{8}^{(i - 1)}, . . D_{14}^{(i - 1)}, D_{7 N + 2}^{(i - 1)};

D_{7 N - 6}^{(i - 1)}, . . D_{7 N}^{(i - 1)}, D_{8 N}^{(i - 1)};

D_{8 N + 1}^{(i - 1)}, D_{8 N + 2}^{(i - 1)}

解码分六步进行。以下说明指出从D^(i-1)引出D⁽ⁱ⁾的方法。

在第一步中，计算量度的子集220(图8)对每个符号D_k ^(i-1)进行4-AM调制的每个符号U的量度MET(U)的计算，因此：

MET (D_{k}^{(i - 1)}, U) = {| D_{k}^{(i - 1)} - U |}^{2} for k = 1, . . 8 N + 2

这样，用于Viterbi解码器的量度为：

a)对于其中已经经过穿孔(冗余穿孔)的网格的过渡，即符号

D_{1}^{(i - 1)}, . ., D_{6}^{(i - 1)}

D_{8}^{i - 1}, . . ., D_{13}^{(i - 1)}

D_{7 l + 1}^{(i - 1)}, . . ., D_{7 l + 6}^{(i - 1)}

D_{7 N - 6}^{(i - 1)}, . . ., D_{7 N - 1}^{(i - 1)}

D_{8 N + 1}^{(i - 1)}, D_{8 N + 2}^{(i - 1)}

对于各符号，网格的分支的4个量度在过渡1，2…6，8…14，71+1…71+6，…7N-6，…7N-1，8N+1，8N+2中产生。

b)对于其中未经过穿孔(所有7个过渡)的网格的过渡，即

以下符号对

D_{7}^{(i - 1)}, D_{7 N + 1}^{(i - 1)}

D_{14}^{i - 1}, D_{7 n + 2}^{(i - 1)}

D_{7 l + 7}^{(i - 1)}, D_{7 N + l + 1}^{(i - 1)}

D_{7 N}^{(i - 1)}, D_{8 N}^{(i - 1)} .

对于每对符号，16个量度用于Viterbi解码器，其中U和V为2个4-AM符号，这16个量度为

MET (D_{7 l + 7}^{(i - 1)}, D_{7 N + l + 1}^{(i - 1)} (V, V))

= MET (D_{7 l + 7}^{(i - 1)}, U) + MET (D_{7 N + l + 1}^{(i - 1)}, V)

这些量度是网格分支在第7，14，…71…7N个过渡时的量度。

在第二步骤中，子集222实现接收符号序列的传统Viterbi解码。获得行的最佳解码(硬判决)序列：

{\overset{Λ}{S}}^{(i)} = {\overset{Λ}{S}}_{1}^{(i)}, . . . {\overset{Λ}{S}}_{7 N}^{(i)}, {\overset{Λ}{S}}_{7 N + 1}^{(i)}, . . . {\overset{Λ}{S}}_{8 N + 2}^{(i)}

对应于解码状态的状态的序列为：

它对应于7N+2个过渡或分支，

为初始及最终零状态。存储每个状态σ＝0，…15和每个时刻j＝1，…N+2的状态M_j ⁽ⁱ⁾(σ)量度的向量。最后，留存路径存储在表中。所有这些由Viterbi解码器产生的结果用于计算可靠度。

在第三步过程中，在子集224内计算序列的每个符号^k _(i)的可靠度，k＝1，…8N+2。可靠度表示解码符号的质量(准确度)。所述可靠度可写为：

F⁽ⁱ⁾＝F₁ ⁽ⁱ⁾，…F⁽ⁱ⁾ _8N+2。

顺次第k个符号的可靠度写为：

F_{k}^{(i)} = \log [\frac{(Σ_{C ({\overset{Λ}{S}}^{(i)})} Prob (D^{&Integral; - 1)} |) C)}{Prob (D^{(i - 1)} | {\overset{Λ}{S}}^{(i)}}]

其中，C(⁽ⁱ⁾ _k)是码字集。可靠度F_k ⁽ⁱ⁾可写为：

F_{k}^{(i)} = \log [Σ_{c ({\overset{Λ}{S}}_{k}^{(i)}} \exp \frac{d^{2} (D^{(i - 1)}, {\overset{Λ}{S}}^{(i)}) - d^{2} (D^{(i - 1)}, C)}{N_{0}}]

取所述和中的主要项，可写为：

F_{k}^{(i)} \approx \min_{C ({\overset{Λ}{S}}_{k}^{(i)})} [d^{2} (C, D^{(i - 1)} - d^{2} ({\overset{Λ}{S}}^{(i)}, D^{(i - 1)}))]

所述最小值仅对应于产生邻近符号⁽ⁱ⁾ _k的解码4-AM符号的误码路径。

可靠度的计算根据以下算法进行(图9)。Viterbi解码序列⁽ⁱ⁾ _k对应于长度为7N+2的网码路径。计算k＝1，…8N+2时的判决⁽ⁱ⁾ _k的可靠度F_k ⁽ⁱ⁾的算法如下：

-从⁽ⁱ⁾ _k，M⁽ⁱ⁾ _k(σ)，D^(i-1) _k的值开始。F⁽ⁱ⁾ _k＝(F⁽ⁱ⁾ _k，k＝1，…8N+2)初始化为无穷大。在实际中，将足够大的值分配给F⁽ⁱ⁾ _k，k＝1，…8N+2。

-对于k＝7N+2，…2(步骤302)，其中k对应于一时刻(过渡的指数)，进行以下操作：

a)根据解码器在解码路径内的第k个过渡之后的状态

，在解码路径的第k-1个过渡和

的3个其他先行状态、即σ⁽ⁱ⁾ _j，k-j，j＝1，2，3(步骤304)之后确定状态。因此，对于从1到8N+2变化的k的

的值由Viterbi解码器产生，同时

可存储在存储器中。

根据所计算并存储在Viterbi解码器中的k＝1，…7N+2时的并且表示为如下形式的状态量度σ⁽ⁱ⁾ _1，k-1，σ⁽ⁱ⁾ _2，k-1，…σ⁽ⁱ⁾ _3，k-1和

M_{k - 1}^{(i)} (σ_{1, k - 1}^{(i)})

M_{k - 1}^{(i)} (σ_{2, k - 1}^{(i)})

M_{k - 1}^{(i)} (σ_{3, k - 1}^{(i)})

M_{k - 1}^{(i)} ({\overset{Λ}{σ}}_{k}^{(i)}) .

为来自3个状态σ⁽ⁱ⁾ _j，k-1，j＝1，2，3的3个路径计算状态σ⁽ⁱ⁾ _k的3个累积量度。如果从时刻k-1到时刻k的过渡对应于穿孔(7的k倍)，则这3个累积量度为：，而如果从时刻k-1到时刻k的过渡不对应于穿孔，则这3个累积量度为：(步骤306)。

在这些方程式中，符号D_k ^(i-1)、D_1k ^(i-1)是在分别对应于信息符号和冗余符号的第i个迭代之前接收的、从时刻(k-1)到时刻k的过渡的符号，符号I⁽ⁱ⁾ _j，k、R⁽ⁱ⁾ _j，lk分别是分配给从状态σ⁽ⁱ⁾ _j，k-1到状态σ⁽ⁱ⁾ _k的过渡的4-AM信息符号U1和冗余符号U29(见图6)。分配给从状态σ⁽ⁱ⁾ _j，k-1到状态σ^{^(i)}k的过渡的信息符号I⁽ⁱ⁾ _j，k和冗余符号R⁽ⁱ⁾ _j，lk在Viterbi解码时存储在存储器中。仅当没有穿孔(7的k倍)时计算指数l_k：l_k＝7N+K/7。

c)-计算最佳量度和每个累积量度之间的差值：

Δ (j) = δ (j) - M_{k}^{(i)} ({\overset{Λ}{σ}}_{k}^{(i)}), j = 1,2,3

其中M⁽ⁱ⁾ _k(σ⁽ⁱ⁾ _k)为状态σ⁽ⁱ⁾ _k的最佳量度。

继后，检查状态σ⁽ⁱ⁾ _k的3个先行留存状态。留存状态从σ⁽ⁱ⁾ _k到σ⁽ⁱ⁾ _j，k-1的顺序j增加。然后，检查顺次第j个状态σ⁽ⁱ⁾ _j，k-1的每一个留存状态，直到初始状态σ＝0，它包括将过渡的指数从k变到1。

为了简化，可以检查状态σ⁽ⁱ⁾ _j，k-1的3个留存状态，直到在时刻k-L、而非时刻1的留存状态，因此过渡数量一定。对于L＝10，性能的降低可忽略。

把分配到顺次第j个留存状态的第k’个过渡的4-AM符号与K’从k变到1、或在第二种情况下从k变到(k-L)时的解码符号⁽ⁱ⁾ _k和⁽ⁱ⁾ _7N+k’/7相比较。如果它们(位于距离2)相邻，计算min(Δ(j)，F⁽ⁱ⁾ _k’)，并将所述最小值分配给F⁽ⁱ⁾ _k’：

如果分配给留存状态j的第k’个过渡的符号⁽ⁱ⁾ _k和信息符号相邻，就是F⁽ⁱ⁾ _k，＝min(Δ(j)，F⁽ⁱ⁾ _k’)(步骤312)。对于作为7的倍数的k’的F⁽ⁱ⁾ _7N+k’/7处理相同(无穿孔)，

或者，如果符号⁽ⁱ⁾ _7N+k’/7邻近分配给顺次第j个留存状态的第k’个过渡的冗余符号，就是F⁽ⁱ⁾ _7N+k’/7＝min(Δ(j)，F⁽ⁱ⁾ _7N+k’/7)(步骤312)。

d)计算对应于k从1变到8N+2的最小值的邻近⁽ⁱ⁾ _k的符号的表，以可靠度F⁽ⁱ⁾ _k’的每次更新，通过用涉及留存状态j的顺次第k’个过渡的对应4-AM信息符号取代它来更新符号。如果k’为7的倍数，则对符号

处理相同。最后获得解码符号⁽ⁱ⁾ _k和对k＝1，…8N+2(步骤326)的邻近对应符号的可靠度F⁽ⁱ⁾ _k。

在第四步中，可靠度相继规格化，以容许计算软判决

。可用三种方法计算规格化的可靠度F_k ^norm(i)。可计算：

F_{k}^{norm (i)} = F_{k}^{(i)} / \overset{&OverBar;}{F}

或

或

其中 F等于对全部可靠度矩阵计算的F⁽ⁱ⁾ _k的平均数，β1和β2为实现 F＝β1(1-β2)的常数。

在第五步中，计算未加权软判决(子集226)。软判决根据Viterbi解码器产生的最佳判决⁽ⁱ⁾ _k、规格化可靠度F_k ^norm(i)和分别在步骤4和3中产生的4-AM符号

的序列来计算。4-AM符号是邻近符号⁽ⁱ⁾ _k的符号，即，它对应于最可能跟在符号⁽ⁱ⁾ _k之后的4-AM符号。符号由以下算式给出：

{\tilde{D}}_{k}^{(i)} = 1 / 2 ({\overset{Λ}{S}}_{k}^{(i)} + {\tilde{S}}_{k}^{(i)}) + sgn ({\tilde{S}}_{k}^{(i)} - {\tilde{S}}_{k}^{(i)}) F_{k}^{norm (i)}

其中函数sgn定义为：

sgn (x) = [\begin{matrix} 1 & si & x > \\ 0 & si & x = 0 \\ - 1 & si & x < 0 \end{matrix}]

因此，符号对应位于从

和⁽ⁱ⁾ _k之间的判决阈限的距离F_k ^norm(i)处的符号。因为E(F_k ^norm(i))＝1，符号

将集中在4-AM符号附近。

为了改善第六步的性能，

以存储在存储器20内用于计算D⁽ⁱ⁾ _k的、通过信道D⁽⁰⁾ _k接收的符号加权：

，其中αi为加权系数。例如：α1＝0，6；α2＝0，9；对于i大于2。目的在于降低第一迭代期间的误码扩展作用。步骤5和6在子集226内进行。

Claims

1.在数字传输系统中实现的保护输入数据的方法，所述方法包括用来对所述数据编码的编码阶段和迭代解码阶段，编码阶段包括执行容许迭代解码的系统卷积格状编码的第一步骤，所述第一步骤结合将编码数据分配到数字调制符号的第二步骤，其特征在于：

在第一步骤中，系统格状编码具有编码码率M/2M，其中M为大于1的整数，编码经过用于符号的穿孔，以得到更高的编码码率，如此得到的穿孔系统卷积码用来通过加入冗余数据产生以格状封包的分组乘积码，乘积码由矩阵的行编码和列编码产生的成分构成，所述矩阵通过穿孔系统卷积码收集编码数据，而第二步骤将乘积码与2^M-状态正交调幅结合，所述迭代解码过程为分组解码过程。

2.根据权利要求1的方法，其特征在于：所述系统卷积编码过程通过线性组合将两个输入位编码为四个输出位。

3.具有输入数据保护的数字传输系统包括用于将所述数据编码的编码装置和迭代解码装置，所述编码装置包括：

-用于执行容许迭代解码的系统卷积格状编码的第一子集，

-用于将编码数据分配给数字调制符号的第二子集，其特征在于：

第一子集采用码率为M/2M的系统卷积格状编码，这里M为大于1的整数，系统向其加入用于符号的穿孔，以获得更高编码码率，如此得到的穿孔系统卷积码用来通过加入冗余数据、产生以格状封包的分组乘积码，乘积码由矩阵的行编码和列编码产生的成分构成，所述矩阵通过穿孔系统卷积码收集编码数据，第二子集将乘积码与2^M-状态正交调幅结合，所述迭代解码过程为分组解码过程。

4.根据权利要求3的系统，其特征在于：所述编码装置包括用来确定编码器的顺序状态、并提供格状封包冗余符号的称作状态机的装置。

5.根据权利要求3或4的系统，其特征在于：所述系统卷积编码装置通过加入两个冗余位将两个输入位编码为四个输出位，所述装置包括两个移位单元级，通过将来自移位单元的数据线性组合来获得所述输出位。