CN1238075A

CN1238075A - 自动请求重发系统的检错方案

Info

Publication number: CN1238075A
Application number: CN97199890A
Authority: CN
Inventors: D·R·欧文; A·S·哈于阿拉
Original assignee: Ericsson Inc
Current assignee: Ericsson Inc
Priority date: 1996-09-27
Filing date: 1997-09-22
Publication date: 1999-12-08
Anticipated expiration: 2017-09-22
Also published as: CA2267373A1; EP0928520A1; DE69717472D1; EP1154576A2; AU727898B2; CN1100394C; DE69717472T2; EP1154576A3; WO1998013940A1; AU4429597A; DE69727325D1; TW345781B; JP2001501789A; KR20000048677A; EP0928520B1; DE69727325T2; EP1154576B1; KR100312729B1; US5745502A

Abstract

本发明所提出的用于自动请求重发(ARQ)系统的检错和纠错方案通过对一个包括一个CRC段的接收数据分组的多个复本进行相互比较确定各个不一致比特位置。如果所确定的不一致位置数在预定门限之下，就对在不一致比较位置具有所有可能配置的各试探性分组进行CRC检验。为了考虑一个接收数据分组的多个复本之间的标题段的改变，在修改所述接收数据分组的至少某些复本的可变标题段之前和之后计算出相应的CRC段。

Description

自动请求重发系统的检错方案

本发明属数据通信系统技术领域。具体地说，本发明与遭到高误码率(BER)传输影响的自动请求重发(ARQ)系统的检错技术有关。

在数字通信系统中，利用一些块代码在所发送的数据上附加冗余信息，以便能对在传输期间可能出现的任何差错进行检测和/或纠正。一种常用的码称为循环冗余校验码(CRC)。循环冗余码能以最少量的冗余检测大量的差错，并且还能用简单的逻辑电路实现。这些优点使得CRC码在数字通信系统中有广泛的应用。

CRC校验的一个缺点是CRC校验可以检测差错但不能前向纠错。因此，CRC校验经常用于自动请求重发(ARQ)系统，其中的接收单元可以向始发单元发回信息。具体地说，接收单元通过检查由循环冗余校验产生的、由始发单元附于分组(或帧)的帧校验序列对进入分组或帧进行校验，以检测传输差错。如果进入分组元明显差错，终接单元就向始发单元发回一个称为ACK的确认分组。如果进入分组有传输差错的问题，终接单元就丢弃这个分组，不发送它的ACK(或者发送一个否认分组NACK)。在没有收到ACK时，始发单元就推断分组没有被终接单元正确接收，于是再重发这个分组。

上述传统的ARQ系统已沿用了好长时期，详细情况可参阅Bertsekas和Gallager的“数据网”(“Data Networks”,Prentice-Hall,1987,pp58-73)。美国专利5,241,548对这种传统的ARQ方案作了如下改进。在发现所接收的一个分组有传输差错时，终接单元就将它存入一个缓存器而不是丢弃掉。每当这样累存了三个有错分组时，终接单元对这个分组的三个有错复本执行逐比特从众逻辑抉择。根据抉择结果，终接单元构成一个新的合成分组。如果这个合成分组的帧校验序列是有效的，终接单元就向始发单元发送一个确认消息；否则，出清缓存器，重新开始这个过程，终接单元等待这个有问题的分组自动重发。

历来对这种基本ARQ方案都作了某些改动，主要是由于通常具有低BER的陆地传输链路的需要。这些改动一般都增大了信道的效率和吞吐量。然而，迄今为止的各种方案还没有充分对有信道差错，特别是在可能有时BER很高的无线电移动传输系统中的信道吞吐量和效率最优化。

具体地说，美国专利5,241,548中所揭示的方案必需接收到分组的三个复本才能进行从众逻辑抉择，根据两个接收到的分组不能作出可信的判决。如果分组在三个复本后仍不能正确解码，可替代重新开始整个过程的唯一方案是等到有一共五个复本，因为从众逻辑操作需要奇数个复本才能排除等票的表决。然而，要聚集三个或五个那样奇数个复本在用两个或四个复本就能正确解码的情况下就造成不小的浪费。

此外，要求有奇数个分组在支持单元的物理层是一个分集接收机时尤其受到限制。通常，一个分集接收机采用两个天线，得出进入信号的两个估计。这种结构本身具有提供偶数个分组复本进行检验的能力。然而，在这种分集接收机支持一个具有按现有方式进行操作的ARQ模块的终接单元时，这种能力就完全浪费了，因为现有技术的ARQ模块只需要奇数个分组复本。

现有技术的ARQ系统中遇到的另一个问题出现在复本之间有一部分由CRC保护的信息有改变而其余部分相同的时候。出现这种情况例如在一个数据分组含有一个承载有关同步、定序、寻址、网络管理信息或其他由低层通信协议使用的信息的标题段时。在这种情况下，在标题段的信息，例如序号，可能各复本互不相同，而正文段是相同的。由于CRC是根据标题和正文段两者计算得出的，因此即使正文段保持相同，但复本间标题的任何改变都将导致CRC的改变。

本发明与执行ARQ协议的终接单元有关。在一个优选实施例中，接收到的带有传输差错的分组保持在一个存储器内，并不丢弃。每当在存储器内有一个发送分组的偶数个有错复本时，就对各复本之间互不相同的不一致的比特进行计数。将计数结果与一个预定或可调的门限进行比较，这个门限的值的选取根据应用的未检出传输差错容限，或根据对可用处理器资源的估计，或者在便携式终端的情况下根据对可用电池裕量的估计。如果不一致的比特的数目小于这个门限，就在认为所接收的任何一致的比特都是无传输差错的比特的假设下构成一个包括所有可能的发送比特模式的集合。对每个可能的发送比特模式的CRC进行检验。如果发现其中恰好有一个CRC是有效的，终接单元就发送一个ACK，等待下一个发送分组的复本到达。每当存储器内有奇数个有错复本时，就用从众抉择形成一个合成分组。如果这个合成分组的CRC是有效的，就发送一个ACK。在另一个有关分集接收机的实施例中，我们采用了上述改进的终接单元对各对有错分组进行处理和解码。

本发明改善了终接单元的操作，从而提供了最大的信道吞吐量、节约了信道带宽、减小了端到端的分组延迟，而且使分集接收机的性能最优化。在通信信道的物理层资源受到容量限制时，诸如在用蜂窝、频带有限的移动无线电或具有低链路裕量的卫星传输设备实现的移动无线电链路的情况下，或者在移动无线电链路被遮蔽阻碍物暂时隔断的情况下，或者在移动无线电链路暂时受到由于严酷的天气而造成的不利条件的情况下，上面的这些讨论就极为重要了。本发明的其他目的是提供一种可用于手持无线电终端的方法，这种终端用于ARQ协议模块的处理器资源或电池资源可能是有限的或需要根据传输信道改变情况、电池可用裕量或应用层未检出差错容限加以调整的。

在本说明的附图中：

图1示出了按现有技术互联的始发单元和终接单元；

图2示出了按现有技术就始发DLC单元来看执行ARQ协议的情况；

图3示出了按本发明改进的ARQ协议的终接单元的工作情况；

图4示出了两个分组各有10个比特、其中有3个处于不一致状态的例子；

图5为图4示例的继续，示出了一个合成分组集合的构成情况；

图6示出了能为本发明创新的终接单元提供物理层支持的二路分集接收机的基本结构；以及

图7示出了在二路分集接收机中所体现本发明的终接单元的工作情况。

下面参见这些附图，其中示出了可采用本发明的差错控制系统的数据通信系统。这种数据通信系统标为标号10。数据通信系统10包括始发单元110，通过通信链路130与终接单元120连接。始发单元110通过通讯链路130将一系列数据分组或帧发送给终接单元120。通信链路130可以由移动无线电设备提供，也可以由固定无线电设备提供，或者由固定和移动无线电设备的某种组合提供，或由陆地电路和数据电路终接设备提供。

始发单元110将数据格式化，使它适合在这通信信道上传输。将数据格式化成符合信道要求的操作称为源编码。经源编码后，数据再通过加上一些附加比特编码成数据流，使得在所接收的数据流中可以检测出信道差错。附加的数据比特称为冗余比特。称冗余比特加入数据流使得在接收端可以检错的过程称为检错编码。

检错技术的一个众所周知的例子是所谓的循环冗余校验(CRC)。大多数CRC码只是用来检错而不是用来纠错的。其他的分组码和卷积码可以既检错又纠错。在用CRC码检错时，终接单元120对所接收的数据进行校验，确定是否在传输期间出现任何差错。如果所接收的这个分组没有明显差错，接收单元120就向始发单元110发送一个称为ACK的确认分组。如果所接收的分组由于信道差错而有问题，就不发ACK。在这种情况(不发ACK)下，始发单元110在过了一段预定的时间后重发这个分组。这种系统称为自动请求重发(ARQ)系统。

图2示出了自动请求重发系统中的始发单元的工作情况。在接收到一个发送数据的请求时(步骤200)，始发单元110计算出CRC后将帧校验比特附于源信息(步骤210)。然后，通过通信链路130发送分组(步骤220)。接着，始发单元110启动一个定时器(步骤230)。如果在定时器计满预定时间前从终接单元120接收到一个ACK(步骤240)，始发单元110就推断终接单元120已正确接收到这个分组。于是，始发单元110就将一个分组重发计数器清零(步骤250)，等待下一个业务请求。否则(即在定时器230计满预定时间前没有从终接单元接收到ACK)，始发单元110就推断终接单元120没有正确接收到分组。于是，始发单元110就检验分组重发计数(步骤260)。分组重发计数是一个用来限制一个分组可以重发的次数的计数。如果分组重发计数还没有达到它的最大允许值，就向终接单元120重发这个分组(步骤270)，将分组重发计数加1(步骤280)。否则(即分组重发计数已达到它的最大允许值)，就如现有技术所规定的那样放弃通信数据链路连接130或采取校正措施(步骤290)。

图3a和3b示出了按本发明改善的终接单元的工作情况。在接收到一个分组时(步骤300)，终接单元120计算每个进入分组的循环冗余校验(CRC)，对结果进行检查(步骤310)。如果CRC通过，终接单元120就通过通信链路130向始发单元110发送一个ACK，出清一个缓存器(其功能将在下面详细说明)(步骤320)。然后，终接单元120等待下一个分组的到达。否则(即CRC有问题)，就将这有问题的分组存入缓存器(步骤330)。然后，终接单元120对缓存区进行检查，清点其中存有的分组的数目(步骤340)。如果缓存器内只有一个分组(即刚存入的这个分组)，终接单元120就等待下个分组的到达(步骤350)。

如果在缓存器内有两个或更多个分组，终接单元120就确定在缓存器内有奇数个还是有偶数个分组(步骤360)。如果有奇数个分组，就用从众逻辑抉择技术形成单一个合成分组(步骤370)。利用这种技术，任何不一致比特位置的值由在这个不一致位置上的简单多数确定。例如，如果对三个复本进行从众抉择，那么三个复本中的两个将在一个不一致比特位置具有同一个值，于是就将这个值赋予这个不一致比特位置，从众抉择的结果与正确的比特值符合的概率是很高的。形成合成分组后，对这个从众抉择得到的分组进行CRC检验(步骤380和390)。如果CRC检验通过，终接单元120就向始发单元110发送一个ACK(步骤400)，出清缓存器。否则(即CRC有问题)，终接单元120就等待下一个分组(步骤410)。

在有偶数个分组时，由于可能出现等票，因此从众逻辑抉择技术就会出现问题。可以，在有偶数个有问题的复本时需要采用置换技术来建立一些合成分组。在这种情况下(步骤360的NC分支)，终接单元120统计出不一致比特位置数(步骤420)。为此，对存储在缓存器内的这些分组复本按比特位置进行对比。如果对于在某个比特位置上的内容所有复本都一致，那么这个位置就是一致比特位置。否则，这个位置便列入不一致比特位置，加以统计。图4示出了一个例子，两个对照的复本各有10个比特，总共有3个不一致比特位置。

如图3所示，统计的不一致比特位置数与一个门限LMAX进行比较(步骤430)。如果不一致比特位置数等于或超过LMAX，终接单元120就等待下一个分组的到达(步骤440)。否则(即不一致比特位置数没有达到LMAX)，终接单元120就形成一个或几个合成分组(步骤450)。所产生的这些合成分组包含了在这些不一致比特位置上的值的所有可能组合。如果有两个不一致比特位置，则有四个可能组合。如果有三个不一致比特位置，则有八个可能组合。

图5例示了构成这个合成分组集合的情况。如图5所示，这个集合中的所有合成分组在两个所接收的分组相互一致的所有比特位置上具有与保持在缓存器内的这两个所接收的分组相同的比特值。对于两个所接收的分组不同的每个比特位置(即不一致比特位置)，在不一致比特位置填“1”形成合成分组集合中的一个元，而在不一致比特位置填“0”形成合成分组集合中的另一个元。这样，在认为在两个所存储的分组中所有同样接收的比特(即在一致比特位置处的比特)都是无差错接收比特的假设下，重构所有可能的发送比特模式。从这个有2L元的集合中除去与保持在存储器内的两个分组相应的比特模式，因为已经认为它们含有传输差错。

然后，终接单元120对合成分组集合的每个元的CRC进行计算和检验(步骤460)，确定是有效帧校验序列的合成分组的个数(步骤470)。如果刚好只有一个具有有效帧校验序列，终接单元120就向始发单元110发送一个ACK，出清缓存器(步骤400)。否则(即具有有效帧校验序列的合成分组的个数不是恰好一个)，终接单元120就不发ACK，等待下一个分组的到达(步骤440)。

门限L_MAX根据系统和性能方面的考虑计算和改变。在这里所说明的优选实施例中，L_MAX的值选择成限制CRC未检出传输差错的可能性(它随不一致比特数的增大而增大)。计算这种未检测差错的概率的解析技术可参见文献，例如Boudreau等人的“循环冗余校验的性能及其与数据扰码器的交互作用”(“Performance of a Cyclic Redundancy Checkand its Interaction With a Data Scramber”,IBM Journal of Researchand Development,vol.38,no.6(November1994),pp651-658)。

在本发明的另一个实施例中，L_MAX的值选为可用处理器周期的函数，从而根据处理器可用于检验合成分组集合的资源设置一个上限。设立或改变这个上限的作用是释放出专用于响应环境改变的处理器资源。在这个实施例的一个变型中，L_MAX的值按下式设置：

L_MAX=log((T/N)+M)，其中：T为当前可用来处理一个合成分组集合的处理器指令周期的总数；

M为存储在缓存器内的有错分组的个数；

N为处理合成分组集合中单个元所需的指令周期的个数；以及

log为底为2的对数，舍入到最接近的整数。

在本发明的另一个实施例中，L_MAX的值选为可用电池容量的函数，从而根据处理器在检验合成分组集合所耗费的能量设置一个上限。能量耗费在用电池供电的实现终接DCL模块的接收机中是需要考虑的。在这个实施例的一个变型中，L_MAX的值按下式设置：

L_MAX=log((E_T/E_N)+M)，其中：E_T为当前可用于处理一个合成分组集合的总电池容量；

M为存储在缓存器内的有错分组的个数；

E_N为处理合成分组集合中单个元所需的电池容量；以及

log为底为2的对数，舍入至最接近的整数。

在本发明的其他实施例中，在三个所接收的分组之间进行从众逻辑抉择的处理替换成扩充合成分组集合、检验集合中每个元的CRC、寻找一个CRC为有效的元的处理方式。在这样的扩充中，计算出所接收的信息的所有可能变更，其中在两个所存储的分组中同样接收的那些比特保留为正确比特，或者其中在三个所存储的分组中同样接收的那些比特保留为正确比特，或者其中在两个或三个所存储的分组中同样接收的那些比特保留为正确比特。

终接单元120在接收到偶数个分组时所用的这种置换技术也可用于分集接收机。图6示出了一个二路分集接收机500的结构。在图6中，两个接收支路对于每个进入分组得出两个复本。接收支路510包括天线520、RF电路530和解调器540。支路550包括天线560、RF电路570和解调器580。天线520和560相互分开配置以获得分集接收效果，分别接收进入信号。RF电路530、570和解调器540、580按众所周知的调制解调器方式工作，将RF信号变换成数字比特流，各自输出进入分组的一个复本。解码器590实现终接单元的功能，接收进入分组的复本，输出经校正的数据和ACK确认分组。

图7a和7b示出了体现在分集接收机中的经改善的终接单元。分集接收机由于本身有两个接收支路，因此就成对地产生分组的复本。

在接收到一对分组时(步骤610)，分集接收机500计算第一分组的CRC(步骤620)。如果第一分组的CRC有效(步骤630)，分集接收机就向始发单元发送一个ACK，并出清缓存器(步骤640)。否则(即CRC检验失败)，就检验这对分组中的第二分组的CRC(步骤650)。如果第二分组的CRC通过(步骤660)，分集接收机就向始发单元发送一个ACK，并出清缓存器(步骤670)。如果这两个分组都没有通过CRC检验，就将它们存入缓存器(步骤680)。然后，对存储在缓存器内的所有分组相互对比，确定不一致比特位置数(步骤690)。然后，将不一致比特位置数与一个门限L_MAX进行比较(步骤700)。如果不一致比特位置数超过门限L_MAX，出清缓存器后分集接收机就等待新的比特对到来(步骤710)。如果不一致比特位置数小于门限L_MAX，利用上述置换技术形成一系列合成分组(步骤720)。然后，分集接收机计算每个合成分组的CRC(步骤730)。如果其中只有一个合成分组具有有效CRC(步骤740)，分集接收机就向始发单元发送一个ACK，并出清缓存器(步骤750)。如果没有一个合成分组具有有效CRC(步骤760)，出清缓存器后分集接收机就等待接收新的比特对(步骤780)。如果有多于一个合成分组通过CRC(步骤760)，分集接收机就不发ACK，等待接收下一对分组(步骤770)。

这里所揭示的是本发明的一个优选实施例和一些它的变型。对于熟悉本技术领域的人员来说，明白了本发明的基本设想后就会想到这些构思的各种其他变更或修改的情况，特别是本发明在包括返回NARQ、选择重发ARQ、ARPANET ARQ和其他有关ARQ的变型系统方面的开拓。因此，包含在下面权利要求内的只是说明性的，而不是限制性的。

在以上对本发明的说明中，假设由始发单元110发给终接单元120的各个分组是完全相同的。然而，有这样的情况，所发射的分组可以不同于上次发送的但没有被终接单元120接受的分组。在有些通信协议中，在重发源信息时CRC保护的信息中有一部分有所改变。例如，一个数据分组通常有一个标题段，用来承载有关同步、排序、寻址或其他高层通信协议不用的信息。例如，标题段可以包括一个在信息重发时要改变的序号。由于CRC是根据标题段和信息段一起计算得出的，因此即使信息段保持不变，两次传输之间对标题作出的任何改变都会使CRC改变。这样，必需先将终接单元120接收到的一个数据分组的各个复本加以变换后才能对它们进行相互对比。

本发明提供了一种在接收单元120变换所接收的分组的方法，使得以上说明的从众抉择技术和置换技术在所发送的信息有一部分在相继传输之间有所改变的情况下可以使用。本发明利用了循环冗余校验的线性特性来处理各数据分组，清除信息改变部分的影响。这种方法可以用于任何线性差错控制码，并不只局限于系统循环冗余校验。

这种对各复本进行变换的创新方法通过对具有模2系数的多项式运算的说明就很容易理解了。图8示意性地示出了一个数据分组。这个数据分组含有一个信息段和一个冗余段。信息段再细分为一个含有K₁个比特的标题段和一个含有K₂个比特的正交段，而CRC段含有m个比特。标题段用多项式i₁(x)表示，正交段用多项式i₂(x)表示，它们含在一起便形成了表示信息段的多项式i(x)=i₁(x)x^K2+i₂(x)。所发送的码字用C(x)表示，而规定CRC校验的生成多项式用g(x)表示。于是各奇偶校验比特由下式给出：

p (x) = rem \frac{i (x) x^{m}}{g (x)}

于是，所发送的码字可表示为c(x)=i(x)x^m+p(x)。特别是要注意的是，对于线性码，p(x)可以表示为两个成分p₁(x)和p₂(x)之和。也就是说各奇偶校验比特可以表示为：

p(x)=p₁(x)+p₂(x)其中p₁(x)表示与可变信息段i₁(x)关联的冗余，而p₂(x)与不变信息段i₂(x)关联的各奇偶校验比特。p₁(x)可以表示为：

p_{1} (x) = rem \frac{i_{1} (x) x^{m} x^{k_{1}}}{g (x)}

p₂(x)可以表示为：

p_{2} (x) = rem \frac{i_{2} (x) x^{m}}{g (x)}

每当终接单元120接收到含有改变的信息的一些分组时，必需清除所接收的这些数据分组中由于可变信息段中任何改变而导致的差异。这是通过使所有所接收的数据分组中的标题段相等来实现的。然后，重新计算经变换的复本中的冗余段，减去冗余向量由于标题改变而改变的任何影响。这些运算可以表示为：

r' (x) = r (x) + p_{1} (x) + i_{1} (x) x^{m} x^{k_{2}}

在上式中，r(x)表示所接收的分组，而r′(x)表示经变换的分组。利用这种方法，就可以从具有相同正交段的各数据分组中除去由于标题改变而导致的差异。这样，就可以像前面所述那样对各经变换的复本r′(x)进行相互对比，在奇数个分组时采用从众逻辑抉择技术而在偶数个分组时采用置换技术。

下面是说明本发明的检错方法的一个例子。假设所发送的分组总共有七个比特x⁰至x⁶，其中x⁰为最低有效比特。比特x⁰至x²是用向量p(x)表示的奇偶校验比特。比特x³和x⁴是用向量i₂(x)表示的正交比特。比特x⁵和x⁶是用向量i1(x)表示的标题。生成多项式为x³+x+1。i₂(x)、i₂(x)和p(x)的值如下：

i₁(x)=1=01 (第一次传输)

i₁(x)=x=10 (第二次传输)

i₂(x)=x+1-=11 两次传输均是)

p(x)=x=010 (第一次传输)

p(x)=0=000 (第二次传输)因此，第一次传输的码字为011010，而第二次传输的码字为1011000。

在第一次传输期间，引入差错模式x²，使得第一个接收到的字r(x)为0111110。奇偶校验表明有错，因此不发ACK，而将所接收的字存入缓存器。在第二次传输期间，引入差错模式x⁴，使得第二个接收到的字r(x)为1001000。同样，奇偶校验表明有错，因此不发ACK。第二个接收到的字也存入缓存器。

接收单元现在试图采用置换技术来重建所发送的分组。然而，第一个和第二个接收到的码字不能直接相互对比，因为虽然正文段保持不变，但二次传输的标题段已有改变。所以，纠错的第一个步骤是变换所接收的码字，消除标题段的影响。首先，减去标题段各比特。其次减去由于标题段而产生的冗余向量P₁(x)。这两个运算可以表示为

r′(x)=r(x)+p₁(x)+i₁(x)x³x²=r(x)+p₁(x)+i₁(x)x⁵

为了构成r＇(x)，需按下式计算出p₁(x)：

p_{1} (x) = rem [\frac{i_{1} (x) x^{5}}{g (x)}]

对于第一次传输，p₁(x)为x²+x+1。对于第二次传输，p₁(x)为x²+1。现在就可以计算r＇(x)如下：第一次传输

r＇(x)=r(x)+p₁(x)+i(x)x⁵

r＇(x)=x⁵+x⁴+x³+x²+x →0111 110

p₁(x)= x²+x+1→0000 111

i(x)x⁵=x⁵ →0100 000

r＇(x)= x⁴+x³+1 →0011 001第二次传输

r＇(x)=r(x)+p₁(x)+i₁(x)x⁵

r(x)=x⁶+x³ →1001 000

p₁(x)=x²+1 →0000 101

i(x)x⁵=x⁶ →1000 000

r＇(x)= →0001 101

现在，可以直接比较这两个复本，确定不一致比特位置如下：

第一个复本 0011001

第二个复本 0001101在这两个复本中，比特位置x²和x⁴是不一致比特的位置。因此，将值1和0代入不一致位置，构成一个合成分组集合如下：

合成复本1→0001001

合成复本2→0001101 第二个复本

合成复本3→0011001 第一个复本

合成复本4→0011101忽略第二和第三合成复本，因为它们与已经知道有错的两个所接收的复本相同。然后，检验剩下的两个合成复本的奇偶校验比特如下：

对于第一合成复本

rem [\frac{x^{3}}{x^{3} + x + 1}] = x + 1 = 001

无效

对于第四合成复本

rem [\frac{x^{4} + x^{3}}{x^{3} + x + 1}] = x^{2} + 1 = 101

有效

可见只有合成复本4含有有效奇偶校验。因此，合成复本4假设含有所发送的正文段。

在上述说明中，假设了r(x)是一个硬输出接收分组。然而，本发明也可与软输出接收分组结合使用。一个软输出接收分组包括一系列正数示为0而负数示为1的实数．为了从r(x)中减去i₁(x)的影响，需要根据i₁(x)构成I₁(x)，使i₁(x)中的0(1)成为I₁(x)中的+1(-1)。类似，根据p₁(x)构成p₁(x)。于是就可计算出：

r' (x) = r (x) (p_{1} (x) + I_{1} (x) x^{m} x^{k_{2}})

同样，r′(x)现在只取决于i₂(x)。然后，可以采用传统的软合并技术将r′(x)的L个复本加以合并。所得出的软输出字r″通过将正值变换成0而将负值变换成1现在就可以变换成通常的硬输出字。最后，对CRC进行检验。

本发明当然可以根据本发明的精神和特点用其他与这里所列举的不同的具体方式实现。例如，在说明按本发明构建的典型对流炉中所用的具体尺寸并非对权利要求的范围有所限制，只是作为例子列出。因此，所介绍的这些实施例都只是示例性的而不是限制性的，所有可根据所附权利要求的精神作出的属于权利要求限定范围的变更均应为本专利的保护对象。

Claims

1．一种用来纠正在一个包括一个可变信息段和一个固定信息段的发送分组的多个有错复本中的差错的方法，所述方法包括下列步骤：

a)改变至少一个所述有错复本中的可变信息段，使所有复本中的可变信息段相同；

b)重新计算经变换的复本中的冗余段，以减去由于可变信息段改变而引起的冗余向量；

c)比较各个所述经变换的复本，确定各个不一致比特位置；

d)根据多重迭代有错复本的比较结果产生至少一个合成分组，其中所述多重迭代包括至少一个经变换的复本；以及

e)确定所述合成分组的有效性。

2．按权利要求1所述的方法，其中所述合成分组是在不一致比特位置处通过从众逻辑抉择产生的。

3．按权利要求1所述的方法，其中所述合成分组是用置换技术产生的，通过将在不一致比特位置处的值的所有可能组合代入含有一致比特的信息串中产生多个合成分组。

4．一种用来纠正在一个包括一个可变信息段和一个固定信息段的发送分组的多个有错复本中的差错的方法，所述方法包括下列步骤：

a)选择一个复本作为基准；

b)改变其余复本中的可变信息段，使得所有复本中的可变信息段相同；

c)重新计算经变换的复本中的冗余段，以减去由于可变信息段改变而引起的冗余向量；

d)比较各个所述复本，确定各不一致比特位置；以及

e)确定所述合成分组的有效性。

5．按权利要求4所述的方法，其中所述合成分组是在不一致比特位置处通过从众逻辑抉择产生的。

6．按权利要求4所述的方法，其中所述合成分组是用置换技术产生的，通过将在不一致比特位置处的值的所有可能组合代入含有一致比特的信息串中产生多个合成分组。

7．一种用来纠正在一个包括一个可变信息段和一个固定信息段的发送分组的多个有错复本中的差错的方法，所述方法包括下列步骤：

a)将每个复本中的可变信息段都改变为一个预定值；

b)重新计算每个复本中的冗余段，以减去由于可变信息段改变而引起的冗余向量；

c)比较各个所述经改变的复本，确定各不一致比特位置；

e)确定所述合成分组的有效性。

8．按权利要求7所述的方法，其中所述合成分组是在不一致比特位置处通过从众逻辑抉择产生的。

9．按权利要求7所述的方法，其中所述合成分组是用置换技术产生的，通过将在不一致比特位置处的值的所有可能组合代入含有一致比特的信息串中产生多个合成分组。

10．一种用来改变一个具有一个可变信息段、一个固定信息段和一个冗余段的接收码字以便与另一个具有相同固定信息段的接收码字进行比较的方法，所述方法包括下列步骤：

c)改变所述接收码字中的可变信息段；以及

d)重新计算所述接收码字中的冗余段，以消除由于可变信息段改变而引起的冗余向量。

11．按权利要求10所述的方法，其中所述可变信息段改变成使它等于所述另一个接收码字中的可变信息段。

12．按权利要求10所述的方法，其中所述可变信息段改变成使它等于一个预定值。

13．一种用来纠正在接收发送数据的多个复本的分集接收机中的差错的方法，所述纠错方法包括下列步骤：

a)比较所述接收数据分组的多个复本，确定各不一致比特位置；

b)通过将在不定比特位置处的值的所有可能组合代入含有一致比特的信息串产生一个合成分组集合；

c)确定每个合成分组的有效性；以及

d)如果只有一个合成分组有效，就输出这个有效合成分组。

14．按权利要求13所述的纠错方法，所述方法还包括在产生合成分组前将不一致比特位置数与一个预定门限进行比较的步骤。

15．按权利要求14所述的纠错方法，其中所述合成分组只在不一致比特位置数小于所述预定门限时才产生。

16．按权利要求14所述的纠错方法，其中所述预定门限是电池容量的函数。

17．按权利要求14所述的纠错方法，其中所述预定门限是可用处理器指令周期的函数。