CN1258142A - 在比特流通信设备中检测同步字的电路、系统和方法 - Google Patents

Abstract

一种通信系统包括用于接收比特流分组的电路。比特流分组至少包括:多个标头前缀比特、多个同步字比特和多个数据比特。所述通信系统还包括用于响应于接收到多个标头前缀比特的第一部分完成载波和时钟恢复操作的电路。所述通信系统还包括电路(30),用于在比特流分组中判决多个同步字位置,用于判决的电路包括电路(36),用于在比特测试模式矢量(32)和来自比特流分组的比特的样本矢量(34)之间进行多次比较。

Description

说明书 在比特流通信设备中检测同步字的电路、系统和方法

本实施例涉及数据通信，并且特别针对在比特流通信设备中检测同步字的电路、系统和方法。所以，作为例子，下面在时分多址(“TDMA”)设备的范围内讨论背景和实施例。

TDMA比特流系统一般在无线通信的范围中实现，它们也可存在于合乎需要的其他环境，这些环境需要将公共的比特流传递至不同的接收机，而每个接收机能够把打算给它的信息和打算给别的接收机的信息加以区别。在这点上，如后面将详述那样，TDMA比特流包括信息分组。每个信息分组一般包括位于分组前部的用户数据，在本文件中称之为同步字。同步字是每个接收机知晓的比特模式。因而，作为在分组中确定其他信息的边界的基础，接收机可检测同步字。说得更具体些，一般跟在同步字后面的是接收机识别符，而跟在接收机识别符后面的是打算给所识别的接收机的用户数据。因此，通过检测同步字，接收机就可以确定同步字本身的边界。典型的系统在接收到同步字的一部分(而不是全部)之后就检测同步字。于是，一当接收到同步字的足够多的部分，并且确定出是同步字的一部分之后，接收机就可以确定同步字的末尾，并由此确定分组中其他信息(即接收机识别符和用户数据)的开头和末尾。

由上所述，熟悉本领域的人将认识到在TDMA通信中需要准确而有效地识别同步字。因为识别同步字的失效将造成信息分组剩余部分方面的通信失效，所以检测同步字的准确度得到要求很高。检测同步字的效率以各种方式显现出来。例如，影响检测同步字的能力的一个因素是以发送信号的功率为基础。在这一方面，较高的功率输出提供较大的发送信号的幅度。这一增大的幅度可以用来克服信号中的任何噪声，由此提高了接收机正确检测同步字的能力。然而，正如在电子电路装置中常见的那样，往往认为提高功率要求效率不高。因此，效率需要减小输出信号的功率，同时仍能获得正确检测同步字的令人满意的概率，在同步字检测的定时方面举另一个效率的例子。具体而言，注意可以测量从接收机接收到同步字的起始的时刻到其后接收机检测出输入信息构成同步字的时刻所经历的时间。如果这个经历的时间太长，则可认为接收机工作延迟。评价接收机效率时可考虑这种延迟。作为又一个例子，某些现有技术的系统提供在同步字检测方面提供很高的准确度，但需要有要被接收机知道的信号的特别属性才能做到这一点。例如，在如下所述的这样一个系统中，为了识别输入的同步字，需要接收机可以获得输入信号的信噪比(“SNR”)的方差。要确定这个SNR方差可能是一件既困难又复杂的事情。因此，为了检测输入同步字，即使给出SNR方差，也可能要求接收机具有较大的计算能力。因此，在某些系统中，对于给定的设计或为该系统考虑的其他规范，可能认为这些附加的要求是无效的。

根据上面所述，需要解决现有技术的缺点。于是，下面的本发明的实施例仔细考虑了这些缺点并且为在诸如TDMA设备中检测同步字提供了改进的电路、系统和方法。

在一个实施例中，有一个包括接收比特流分组的电路的通信系统。比特流分组至少包括三个比特组：(1)具有预定比特模式的多个标头前缀比特；(2)跟在多个标头前缀比特之后的多个同步字比特；以及(3)跟在多个同步字比特之后的多个数据比特。该系统还包括用于响应于接收多个标头前缀比特的第一部分完成载波和时钟恢复操作的电路。该系统还包括用于判决在比特流分组中多个同步字比特的位置的电路。所述用于判决的电路包括用于在比特测试模式矢量和来自比特流分组的比特的样本矢量之间进行多次比较的电路。对于多次比较中的每一次比较，比特测试模式矢量和比特的样本矢量都改变。对于多次比较中的至少一次比较，比特的样本矢量包括跟在多个标头前缀比特的第一部分之后的多个标头前缀比特的第二部分作比较。还有，对于多次比较中的至少某些比较，比特测试模式矢量包括与多个标头前缀比特的预定比特模式匹配的一个或多个比特，并且还包括与同步字比特匹配的一个或多个比特。还揭示了其他的电路、系统和方法，并提出了权利要求。

图1作为一个结构例示出了一种可实现有技术和本发明实施例的通信系统；

图2示出时分多址(“TDMA”)比特流；

图3示出在图2的单个比特流分组中的信息的分解；

图4a示出在接收后面跟有同步字的标头前缀期间发生的载波和时钟恢复(“CCR”)的一例；

图4b示出用于在图4b的比特流中确定比特窗的一种现有技术，图中示出比特窗紧跟在完成CCR的标头前缀比特之后；

图4c示出在图4b的比特窗从图4b所示的位置前移到下一个后续比特之后的图4b的比特窗；

图5示出用于比较在已知同步字中的比特和在比特窗中的相应的比特的现有技术系统，所述比特窗沿输入TDMA比特流偏移；

图6示出按照图5的系统在比特窗的接连五次偏移的整个范围内被比较的比特的一例；

图7示出用于比较测试模式矢量中的比特和在输入比特流中的相应的比特的本发明的第一实施例，其中，测试模式比特只包括用于第一次比较的同步字，而对于每一次接连进行的比较，测试模式矢量增添一个比特标头前缀并且去掉一个比特同步字；

图8示出按照图7的系统在接连七次比较的整个范围内被比较的比特的一例；

图9示出两个现有技术方法和两个本发明实施例的结果的曲线图；

图10示出用于比较测试模式矢量中的比特和在输入比特流中的相应的比特的本发明的第二实施例，其中，测试模式比特只包括用于第一次比较的同步字，而对于每一次接连进行的比较，测试模式矢量增添一个比特标头前缀；

图11示出按照图10的系统在接连七次比较的整个范围内被比较的比特的一例。

在详细讨论较佳发明实施例以及更全面介绍之前，用图1至图3以及下面的讨论来解释各种时分多址(“TDMA”)的原理。这些原理如该技术领域的熟练人员所理解的一样，与已有技术以及后述的本发明的实施例有关。作为进一步的背景技术，在图1至图3之后是图4a至图6，这些图与相应的论述一起描述了讨论诸如图1至图3的情况下实现的各种已有技术系统的基础。

图1示出了无线系统的示意图，整个系统用10标明。系统10包括发射机TR以及标为RCVR1至RCVRN的N个接收机。整数N用于描述诸如系统10的无线系统可以使用各种不同数量的接收机。系统10一般属于实现TDMA通信的系统。因此系统10通常是种某类型的无线系统，例如蜂窝网无线电通信系统和卫星通信系统中所用的。转到系统10的部件，在任何情况下，发射机TR包括足以进行处理和通信的硬件和软件，以发射TDMA比特流，每个接收机RCVR1至RCVRN包括足以进行处理和通信的硬件和软件，以接收并正确解释TDMA比特流。发射机TR和接收机RCVE1至RCVRN的硬件和软件(例如固件)都可以利用包括集成电路的各种电路来实现。这些实现方式将在下面即将进行的详细描述中领会TDMA比特流时可理解。

图2示出了二进制数据分组序列，作为一个整体它形成了从发射机TR发送至接收机RCVE1至RCVEN的TDMA比特流。TDMA序列中的每个数据分组用大写字母“P”表示，最左侧的数据分组，其下标开始为1，并且，从P₁向右，每个数据分组的下标递增1，其原因下面讨论。图2的TDMA数据分组进一步被分成整数X个组，用G₁至G_X表示。而且，组中的每个数据分组对应于图1中RCVR1至RCVRN的一个接收机。为了表明这一对一的对应关系，每个数据分组还用大写字母“R”后面跟一个整数来作标记，以识别出图1中数据分组指向的相同整数的接收机。例如，在组G₁中，数据分组P₁被标记成R₁，因此，其含义是发射机TR向接收机RCVR1发送数据分组P₁，以提供数据，后面将会进一步理解。另一个例子是，在组G₁中，数据分组P_N被标记成R_N，因此，它被发射机TR发送给接收机RCVRN，以提供数据。

至今已建立了一些约定，本技术领域的熟练人员可以理解术语“时分多址”。具体地说，对于诸如发送单组数据分组所需要的给定的时间周期，把该时间周期划分成时隙(即数据分组)，以使多个接收机中的每个接收机在该时间周期的部分时间期间访问有意义的信息。换句话说，对于N个接收机，分配给每个接收机该时间周期的一个时隙，该时隙按接收机每组连续数据分组重复发送。再举个例子，对接收机RCVR1分配图2中按时间划分的序列中的第一个时隙，每个组中的每一个数据分组指向接收机RCVR1。另一个例子是，对接收机RCVRN分配按时间划分的序列中第N个时隙，这样，每组中的第N个数据分组就指向接收机RCVRN。理解了这种方式的时间划分，还应理解如何把同一协议应用到图2的TDMA序列中的每个数据分组，从数据分组P₁开始，作为第一组G₁的N个数据分组中的第一个，并以数据分组P_XN作为第X组G_X中的第N个数据分组结束。

图3示出了图2的数据分组P1至P_XN中每个数据分组中实现的一系列信息的各个部分的细节。由于图3的表述可以应用于图2中任一个数据分组，所以图3的数据分组通常仅用没有下标的P作标记。转到图3的数据分组P，从图的左面向右介绍，数据分组P包括下面三个部分：(1)前置码；(2)接收机识别符；(3)用户数据。下面讨论这三个部分中的每个部分。

标头在已有技术中的另一种称法为首标，但为了前后一致，在余下部分中都称为标头。标头包括两个二进制信息部分，它们被进一步图示在图3中。第一(即左面)标头部分是前缀，第二标头部分是同步字。下面分别讨论这些部分中的每一部分。

标头前缀一般由交变的比特序列组成，例如1后面跟0，0后面跟1等，其例子如图3所示。标头前缀的长度可以随不同的系统而变化，但对于给定的系统，是固定的，一般在16至64比特左右。请注意，交变方式也可以包括多个比特，使第一组整数F个1的后面跟第二组整数F个0，而后再跟整数F个1，以此类推。标头前缀提供了一种在已有技术中已知的载波和时钟恢复(“CCR”)的手段。通常，CCR是定时捕获过程。换句话说，请注意，由于前置码位于数据分组的开头处，所以接收TDMA比特流的每个接收机首先接收标头前缀。因此，接收机使用这些初始比特调整其内部定时，以确定标头词中连续比特之间的正确边界。例如，该时序可以用于使锁相环或其它类似电路同步。在任何情况下，通过确定比特的边界，接收机已建立了定时的基础，所以可以使标头前缀后的连续比特之间得到正确区分。

同步字由二进制序列组成，通过下面的探测，它可以与标头前缀区分开，也可以与数据分组比特的余下部分区分开。同步字的长度可以随不同的系统而改变，但对于给定的系统是固定的，通常在16至80比特左右。例如“数字欧洲无绳电话”(“DECT”)系统实现了16比特的同步字，而MIL-STD-188-183标准实现了74比特的同步字。在任何情况下，请注意，同步字可以是任意设置的比特，其目的是使它与标头前缀部分以及跟在同步字后面的信息区分开。因而，一旦C通过接收机结合前缀比特的第一部分实现CCR功能，同步字的开始部分就跟在一些数量的零或者再一些二进制比特后面，提供定义前缀比特序列结束的分离符。因此，后面将会理解，图1的每个接收机工作成检测该同步字，这样，能推断出标头前缀完成。而且，确定同步字最后一比特(即尾部)的比特置，因而根据定义通知每个接收机，该标头已完成，数据分组中余下的两个部分(即接收机识别符和用户数据)是数据分组中紧接着出现的比特。在继续讲述之前，还请注意，后面讨论的较佳实施例特别针对检测同步字。因此，通过例子，在图3示出了同步字的随机比特模式，其中该模式用于文件余下部分，以示范该较佳实施例检测同步字的方面。然而，显然，其它比特模式也可以用于该同步字。

图3中数据分组P的接收机识别符实现了简单的功能，其名字就暗示它用于识别具体数据分组指向的接收机。举例来说，回到图1，如果选用数据分组P₁，则它示出识别接收机RCVR1的接收示识别符。另一个例子是，如果选用数据分组P_N+2，则示出识别接收机RCVR2的接收机识别符。请注意，这种对标识进行编码的方式可以用各种技术来实现。与这种实现方式无关，每个接收机可以对TDMA比特流中的每个数据分组赋予接收机识别符，这样，就可以获知给出的数据分组是否指向其本身或一些其它接收机。

图3中数据分组P的用户数据仅表示数据的类型，它可以利用一串数据流来发送。因此，这些数据可代表信号类型，其中不需要完整的二进制精度。这些系统的例子可以包括音频信号或视频信号。另一方面，用户数据可以是精确的数字字符等的二进制表示，其中显然，需要对数据进行较完整的测量。在任何情况下，一旦接收机进行的其CCR功能，对同步字进行了定比特，并且确定了它与数据分组中的接收机识别符一致，则接收机就可以用与这些数据的功能一致的方式处理用户数据。

解释了每个TDMA数据分组的各个部分之后，再回想前面介绍过把本实施例针对检测每个这种数据分组的同步字。在这方面，通过进一步的介绍，请注意，标头的格式显示某点上正在接收标头前缀，同时将完成CCR功能。然而，为了确保CCR操作正确，有可能出现在该点之后接收到附加标头前缀比特的情况。换句话说，希望标头前缀比特的数量足够多，以在遇到同步字的开始部分之前完成CCR。对于这一希望，则需要接收机确定输入的数据分组中的比特是否仍是标头前缀后面部分，或者换句话说，确定同步字开始部分的比特置。为了进一步举例说明这些原理，图4a示出了图3的标头前缀，后面跟同步字，限定了具有整数L个比特的矢量C。每比特用字母“C”加上表示该比特在同步字中的比特置的下标表示。回想在某点接收标头前缀，同时接收机在将完成其CCR功能。举例来说，图4a包括了相当于该比特的图例，它假设例如CCR在第十二比特标头前缀比特之后完成。而且，对于本文余下部分，也把这种类型的标头前缀比特称作完成了CCR的标头前缀比特。当然，应当理解，该比特本身实际上没有完成CCR。与此相反，接收机接收了该比特以及后面的标头前缀比特才完成CCR。在任何情况下，接收机接下来的操作确定同步字的开始处。换种方式说，对于余下的输入比特序列，接收机必须确定输入序列中有多少附加比特仍是标头前缀比特，即使CCR已完成。对于本文余下部分，这一可变的比特数称为“m”个余下的标头前缀比特。而且，在图4a的例子中，显然，m＝4。确定该数量的技术是本较佳实施例的主题，将在对TDMA和已有技术的附加介绍之后进行描述。

图4b示出了图4a的同一比特流序列，它还进一步介绍了同步字检测的各种已有技术所用的比特窗W的概念。具体地说，一旦完成CCR，就认为某一最大位数比特内会遇到同步字的开始处。对于本文余下部分，该最大值称为“M”比特。有了这种假设，则同步检测技术都对该数据分组中的比特组执行多达M次的连续评价，每次评价包括L比特，从而限定了比特窗W的长度。对于第一次这种评价，如图4b中的比特窗W的比特置所示，包括在窗W内的比特序列以完成了CCR的比特的下一比特开始。因此，利用下述的各种技术之一，把包括在比特窗W内的比特与已知的同步字作比较，并确定它反映了比特窗W内的比特是同步字的可能性。最后，为了举例的缘故，请注意，图4b示范性地示出了比特窗W包括了12比特，换句话说L＝12。

进一步举例，图4c再次示出了图4a和图4b的同一序列，但在图4c中，比特窗W在比特序列中前移比特。对于这种偏移，已有技术再次确定该窗包括同步字的可能性。对于这些图示，该技术领域的熟练人员应当理解，比特窗W能以这种方式连续前移，直到可应用的技术根据该技术准则推断出包含了同步字的比特窗W的比特置。由于比特窗W为L比特宽(例如L＝12)，所以完整的估计可以沿比特流前移L次窗W。然而前移的实际次数可以根据用于分析窗口中的比特的附加技术而变化，下面就描述一些已有技术。

图5示出了已有系统20，它通过组合检测同步字的硬件和软件来实现，它还利用了上述的比特窗技术。因此系统20以图1的系统10的每个接收机RCVR1至RCVRN来实施，从而可以进行TDMA通信，更具体地说，可以检测TDMA比特流中的同步字。

系统20包括两个存储寄存器22和24。存储寄存器22和24表示能存储下述的二进制信号表征的硬件。因此，寄存器22和24可以用各种不同类型的电路存储元件来实现，例如用集成电路中的存储器或寄存器来实现。无论如何，下面先论述上次各寄存器。

存储寄存器22存储给定系统包括的同步字表征。因此利用图4a-c的约定，存储寄存器22被图示成存储比特C1至CL，对应于同步字的连续比特，其中把L定义成同步字的长度(即比特数)。还请注意，存储量是同步字的“表征”。具体地说，为了下文所示计算原因，表征设定为：对于同步字的每个二进制“0”，在寄存器22中存储值-1，而对于同步字的每个二进制“1”，在寄存器22中存储+1值。在这一方面，下面的表1示出了图3的同步字以及存储在寄存器22中的表征：

同步字的二进制表征	1 1 1 1 0 0 1 1 1 0 0 1 1 0 0 1
		存储在寄存器22中的表征值	+1+1+1+1-1-1+1+1+1-1-1++1-1-1+1

表1存储寄存器24存储从输入TDMA比特流中得到的整数L个比特组的表征，其中在任何时刻，全部这些比特组提供了上面介绍的比特窗W形式的窗。具体地说，存储寄存器24中的比特从右移入，也是跟在完成了CCR的标头前缀比特后的数据分组中的比特的表征。为了提供下面讨论的约定，请注意，在寄存器24内，变量y1至yL用于比特名称。在这一方面请注意，每个输入y1至yL都表示比特组，其中每个变量y(即y1，y2等)的比特组包括相同整数的比特，但根据接收TDMA比特流的接收机的解码操作，整数可以是大于1的数字。如下面即将描述的那样，这样标示比特组的理由是从TDMA比特流接收机是以“硬”判决还是以“软”判决为基础。已知在TDMA技术中，利用脉冲成形来发送TDMA比特流，每个发送比特通过模拟同步脉冲来传送。通常，这一同步脉冲具有显著的幅度峰值(对于二进制1或0分别为正或负)，但前后都跟较小的幅度变化。接收每个上述脉冲的接收机对模拟信号进行取样，并根据其定时恢复测量预期脉冲峰值比特置上的样本。而且，它通过滤波和模数转换，生成整数K个比特。因此，例如，K等于8，则提供的同步脉冲用值在-128和127之间的8比特数字表示。对于已知的“软判决接收机，它们连续处理每个K比特组，因而增加了复杂性，但通常也提高了精度。因此，对于利用上述的约定比特组yN，软判决接收机的每个比特组yN包括K比特。相反，对于已知的“硬判决接收机”，它们把每个K比特组减少到一个比特。例如，一般的方案是大于0的值K被认为表示输入二进制1，因此，接收机要利用等于1的组yN内的一个比特进行附加分析，而如果K值小于或等于0，则被认为表示输入二进制0，因此，利用等于0的组yN中的一个比特进行附加分析。

说在前面，请注意，本实施例软、硬判决接收机均可用，并且确实可以应用于其它类型的接收机，这些都是该技术领域的熟练人员所已知的。无论如何，如上所述，现在应当理解，在本文中，两个方案的比特组都分别用yN来表示，并且该组的值可以具有一比特或多比特。尽管如此，为了简化下面的讨论和例子，假设使用硬判决接收机，但它并不限制本发明的范围。对于这一例子，下面的讨论L比特称指每个比特组仅具有一个比特的情况，但应当理解，根据上文所述，软判决的接收机将为L^*K比特。回到y1至yL，并假设了这些下标的约定，请注意，存储寄存器24内的比特每向左移一次，则每个下标就增1。例如，在第一次这种移动之后，则存储寄存器24将存储y2至yL+1。这一点在这里有助于理解下面的公式，它表明系统20的操作。再次注意，存储寄存器24中的比特是上述的与存储寄存器22的同一含义的表征。换句话说，再一次进行替换使实际逻辑比特“0”用-1表示，而逻辑比特“1”用a+1表示。因此，再举一个例子，下面的表2示出了图4a-c中CCR完成后的整数L个(即16个)实际比特，以及存储在寄存器24内的这些比特的表征。

同步字的二进制表征	0 1 0 1 1 1 1 1 0 0 1 1 1 0 0 1
		寄存器24所存表征值	-1+1-1+1+1+1+1+1-1-1+1+1+1-1-1+1

表2

系统20还包括计算电路26，计算电路26包括足以实现相乘和比较操作的电路，这一点可从下面的论述中得以理解。本技术领域的熟练人员应当理解这种功能和这种电路可以通过各种电路来实现。在任何情况下，对于存储在寄存器22和24中的比特序列，计算电路26的附加功能可以进行连续比较操作，在每次操作期间定义比特窗W，每次这样的操作的窗包含了L比特。下面就描述使用这些操作的两种技术。

可以用系统20来实现的第一种技术当根据系统20的比较达到阈值时，检测同步字。具体地说，这种技术可以根据下式1来说明：

其中没有定义的变量为：

m是跟在完成CCR的标头前缀比特后的m个余下标头前缀比特的预测值，0≤m≤M；

τ是如下所述建立的阈值。

下面通过例子示出公式1的应用细节。然而在这一点上，作为初步观察，请注意公式1重复运算每一 值，直到到达或超过阈值τ。每次重复运算对应于存储寄存器24中的比特向左移一比特，即，最左的比特移出存储寄存器24，同时将输入TDMA比特流的下一比特移入到存储寄存器24的最右比特置。因此，这种操作实现了比特窗W从左向右移过跟在完成了CCR操作的比特后的TDMA比特流中的比特。为了进一步便于理解这些操作，下面描述图6所示另一种情况。

图6提供发出时的比特的另一种图解以及m连续递增的迭代操作。图6的第一行根据图3和4a的信息示出完成CCR的标头前缀比特后续的实际比特流。因此，在目前的例子中，比特流包括标头前缀的最后四比特，跟在后面的是12比特同步字。图6中继续向下，第二行示出了符合上面介绍的技术的第一行比特的标示。图6中余下的五行中每行都提供了当比特窗W沿图6的第一行移动时该比特窗运作的例子。下面描述这些例子中的每个例子。

看图6中的第三行，它示出了公式1首次分析的窗W的比特置，即， 。回想一下， 是跟在完成了CCR的标头前缀比特后的m个余下的标头前缀比特的预测值。因此，图6中第三行的窗比特置基于预测到在完成CCR的比特之后没有余下标头比特(即m＝0)。在这种情况下，预测的结果是在完成CCR的比特之后的下一比特是同步字的第一比特。公式1的应用起到导出这种预测的度量的作用，具体地说，在本例中，公式1如下面的公式1.1：

根据公式1.1，对同步字中的所有L比特，把输入比特流yi的每一比特表征乘以同步字中对应的比特表征ci，把结果进行累加，与τ进行比较，为了能进一步理解这种相乘运算，在图6第三行中的比特窗W下示出了在图5的存储寄存器中存储的同步字。因此，请注意，根据图6的第三行，yici的每个乘积是-1或+1。具体地说，如果给定的一对yi和ci是相同的，则该对的乘积为+1，而如果给出的一对yi和ci是不同的，则该对的乘积为-1。因此，实际上公式1(或者在目前的例子中的公式1.1)按照比特对乘积的判决对每个比特对yi和ci进行比较。而且，通过累加每个所述乘积，最终的结果在-L与+L之间。在这一方面，对于每个yi与ci之间有较大数量的匹配的情况公式1的结果趋向于+L。相反，对于每个yi与ci之间有较大数量的失配，则公式1的结果趋向于-L。因此，推断出公式1的运算结果越大，则yi至yL与ci至cL分别匹配的可能性越大。在这一点上，假设τ＝L，因此，τ＝12。因此，给定图6的第三行中所示的实际值，则该技术领域的熟练人员可以确认该公式1.1的输出为：

因此，0的结果为小于τ＝12。再请注意，公式1.1的结果较小暗示着

的预测不准确，即，跟在已完成CCR的比特后面的下一比特被判定成不是同步字的第一比特。因而，该处理重复对 的下一次迭代，这一点就在下面论述。

看图6的第四行，它示出了公式1第二次分析的比特窗W的比特置，即m＝1。因此，图6的第四行是基于在完成了CCR的比特之后有一个标头前缀比特，并且在该附加比特之后是同步字的第一比特的预测。再次应用公式1，导出该预测的度量，该公式看成如下面公式1.2所示：

现在本技术领域的熟练人员从公式1.2中y的下标可以理解，该下标在移动存储寄存器22和24内的值进行比较分析的作用。具体地说，公式1.2是通过把存储寄存器24中的比特向左移来实现的，从而丢弃最左面的比特(即比特流中最老的比特)，并从右侧移入新的比特。此后，把寄存器22与24的对应比特相乘，累加得到的乘积，并把该结果与τ比较。因此，对于图6第四行所述的实际值，该技术领域的熟练人员可以确定公式1.2输出为：

所得-2的结果又小于τ＝12，并且公式1.2的结果较小暗示m＝1的预测不精确。换句话说，在到达同步字之前存在一比特标头前缀的假设不存在。因而，该处理仍要对m重复进行下一次迭代，下面就进行论述。

看图6的第五和第六行，根据前面的例子，本技术领域的熟练人员现在应当理解，这些附加行如何示出了对公式1进行第三和第四次分析的比特窗W的比特置，即分别是 和

。因此，对于第五行，公式1被看成下面的公式1.3，对于第六行，公式1被看成下面的公式1.4

从公式1.3和1.4中y的下标，应当理解，比特窗W如何移动成包括存储寄存器24中不同的比特，然后如何把它们与存储寄存器22中的对应比特进行比较。在这一方面，公式1.3和1.4的输出为：

对于1.3和1.4这两个公式，相应的结果是小于τ＝12，因而暗示对m＝2或m＝3的预测不精确。因此，在再一次迭代时，处理对 的值进行重复运算，如下所示，目前的例子结束了公式1的分析。

看图6的第七行，比特窗W的比特置表示

的例子。在本情况下，讲述公式1作用之前请注意，比特窗W中的每一比特yi现在与同步字的每一对应比特ci匹配(通过比较第七行的上、下项可以看出)。现在根据数学预测，如第七行所示，应用公式1对比特窗W进行定比特，得出下式1.5：因而公式1.5的结果为：

如从第七行所预见那样，由于比特窗W中的每一项与同步字表征的相应比特匹配，所以公式1.5的结果等于τ，即等于12。换句话说，现在判定预测

是正确的。因此，在CCR完成时标头前缀比特中余下四比特(即

)。因此一旦公式1.5的迭代完成，则已有技术的处理就已识别出同步字。结果，它可以确定该字的结束比特置，从而进一步限定TDMA数据分组余下部分的开始和结束处。

介绍了同步字检测的一种已有技术，现在把读者带到对用τ表示的公式1阈值的讨论中。具体地说，前面的例子示出了公式1求得比特窗W包含了与同步字匹配的比特的点上的最大值。而且，上例示出公式1的最大运算结果等于L(即同步字的比特数)。换句话说，在该最大值点上，每个乘积yici等于一，因此每L个乘积之和必须等于L。对于这种推论，请注意，在理想状态下，τ将被设置成L，在每种情况下，都将精确地检测同步字。然而，如下文所述，噪声的作用使目前不能实际实施这种理想结果。

在接入输入TDMA比特流中的每个比特时，请注意，其幅度会受到附加噪声信号的影响。因而，该噪声可以使每个所述比特的二进制值被曲解。因此，在上述的表征技术的情况下，受到噪声污染的二进制0可能被错误地表示成+1而不是-1。同样，受到噪声污染的二进制1可能被错误地表示成-1而不是+1。如果发生了这种错误的表示，则公式1的结果将不会达到L。因此，附加的噪声增加了进行同步字检测要考虑的内容的复杂性。适应这种噪声作用的一种方案是相对于公式1使用上述的系统，但把τ设置成低于L的某个值，从而考虑了这种噪声产生的差异。然而，减小τ，将降低公式1这一方案的精度。下面提出了补偿这种噪声作用的另一些方案。这些方案可以提供更佳的结果，但由于各种原因也有缺点。

补偿上述噪声作用的另一种方案是增加发射机TR的功率要求。换句话说，通过放大发射信号，减小接收信号的信噪声比(“SNR”)，(假设不把噪声放大到相同的程度)。在这种方案下，每个发射比特的幅度提高到足以压倒增加的噪声信号的作用的电平上。因而，任何信号接收机在同步字检测期间都可正确地解释每个输入比特。因此，τ可以被设置在L上，或设置在L附近，并在准确检测输入同步字的能力方面具有相当高的可信度。在这种技术可以提高公式1的效果的同时，也有不足之处。例如，它常常由于各种原因功率要求受到限制。因此，寻求提高上述功率要求的技术不能接受。即使认为可以接受，这一技术也不能认为是有效的。例如，增加的功率要求可能影响设计中的其它因素。本技术领域的熟练人员还可查明其他的例子。

补偿上述噪声作用的另一种方案是改进公式1，以消除阈值τ。这种方案重复公式1的迭代计算，在完成所有计算之后，判定同步字包括在提供了最大运算结果的公式迭代运算的窗内。用数学方式来说，这一替换的方案由下面的公式2来表示：

公式2指示出，对于0与M之间的每个

的值(即，对M+1的迭代)，进行求和，每个和为L个y(i+m)ci的乘积。而且，式前所含“max”标记指示公式2通过选择M+1个和中提供了最大结果的一个和来求解。公式2的一个例子可以再从图6所示说明来理解，并假设M＝4。在这种情况下，本技术领域的熟练人员将理解，公式2的M+1迭代将产生与公式1.1至1.5所示的相同的结果(即，分别为0，-2，-4，4和12)。接着，公式2的取最大值方面提供选择结果12，即，以 的值检测到同步值。然而，请注意，实际上，公式2的实现很可能要求M可以大于4。在这种情况下，本技术领域的熟练人员将理解，公式2在M＝4以下的附加迭代产生的结果将小于12。换句话说，对于这种附加迭代，结果12仍将是最大的结果，因此，对公式2最终的运算是选择产生最大运算结果的

(即

)的值。

尽管公式2的方案以减小上述噪声的影响的方式检测同步字，但请注意，它也有了某些缺点。例如，公式2的方案需要在从0到M的整个范围内进行迭代。相反，回想一下公式1的方案在到达阈值τ时就停止，因此，可以很快求得其结果。换句话说，公式2的技术在判决之前需要延迟较长时间。此外，为了实现对公式2的所有迭代进行全面的分析，必须提供一些技术，保存所有迭代的历史结果，以便能以根据该历史结果识别出对应于最大结果的迭代。该历史结果要求在某些场合可以被认为是一种缺陷，它可能增加了电路和处理要求。

对于最后一种已有技术的方案，Massey先生提出了下面公式3作为一种同步字检测技术，它利用上述的同一滑动比特窗方案，但进一步补偿了噪声作用，该公式如下：

其中：

y，c和L与前述方案所定义的一样；

σ是输入的TDMA流中附加高斯噪声信号归一化变量。从直觉上来说，SNR越大，σ值越小。

公式3示出在技术上对公式1和2的方案的结果作了改进。然而，它也有缺陷。例如，请注意，公式3需要变量(即σ)这一附加值，而且，需要用双曲余弦计算该变量。因此，实际上，必须确定该变量，并且最好在进行TDMA通信时不断更新。因此，如在该技术中所熟知的那样，由于这些要求自然造成额外的复杂性。对于这些缺陷以及上述的各种因素，本发明人提供了下面改进的实施例，它实现的结果，在效率上超过或接近上述的已有技术的方案，而且，它实现的方式与实现同等的或更低效率的结果的相应的已有技术相比，不复杂。

在详细论述了已有技术之后，现在开始讨论较佳实施例。在这一方面，图7示出了系统30，该系统30也通过硬件与软件的组合来实现，以检测同步字。初看，系统30可能在某些方面与已有技术的系统20类同。然而，本文余下部分将说明在方法和结果上有显著的不同。转到系统30，它由图1的系统10的每个接收机RCVR1至RCVRN较佳地实现，从而可以进行TDMA通信，尤其可以检测TDMA二进制信息流中的同步字。下面详细描述该装置和方法。而且，本技术领域的熟练人员通过这些详细描述将理解，系统30可以利用各种电路构成，包括利用集成电路构成，例如专用集成电路(“ASIC”)、数字信号处理器(“DSP”)等。

系统30包括两个存储寄存器32和34。存储寄存器32和34表示能存储下述的二进制信号表征的硬件，因此，可以利用各种不同类型的电路存储元件来实现，例如集成电路中的存储器或寄存器空间。下面将论述各寄存器。

存储寄存器32存储测试模式矢量S的表征，如下面所理解的那样，把它与输入的TDMA比特流中的比特进行比较。请注意，再次说明，寄存器存储一种表征，这种用辞的含义是，如前述所介绍的一样，表明使用相同的+1和-1的格式，替代二进制1和0。还请注意，为了检测同步字，系统30利用存储寄存器32内的测试模式进行M+1次比较，并且每次比较改变测试模式。下面会理解，每次比较利用存储在存储寄存器34内的表征进行。因此，与上述的一种已有技术中一样，这些比较对应于0≤m≤M的例子。顺便介绍一下，对于这些重复的比较的第一次比较，测试模式矢量S与矢量C相同，即，对于从1至L的每个一，si＝ci。在这一方面，请注意，在图7中，存储寄存器32存储了L比特。然而，此外，对于附加的重复，测试模式矢量S改变了，并且不再等于同步字矢量C。对矢量S的这种调整体现了本发明人发现的关键改进，而且使在较佳实施例与上述已有技术之间有关键性的差异。

在遇到完成CCR的标头前缀比特之后，本较佳实施例的目的在于检测同步字。然而，在作这种努力时，遇到同步字之前在0和M比特之间留下标头前缀(即矢量C)。把这些标头前缀比特如下面的公式4所示，用矢量B来限定：B＝{b_M，b_M-1，b_M-2，....b₂，b₁}                              公式4

回想一下，标头词头比特是对于给定系统以某些已知的方式交替变化的比特序列。如本发明人与认识到的一样，在检测同步字时，上述的已有技术丢弃了这些比特提供的已知的信息。与此绝然相反，如下所详述，在本文中表现出的本发明的实施例利用这一信息实现高效和改进的同步字检测。在这一方面，回到对存储在存储寄存器32内的测试模式矢量S的定义，现在把矢量S定义成对系统30进行的技术方法的连续迭代改变的模式。具体地说，当检测输入的同步字时，对每次迭代改变矢量S，以包括与一部分或所有同步字矢量C连结的部分矢量B。现在描述与同步字矢量C的部分连结，后面解释后一种连结。因此，在这一点上，S的连续矢量被定义成S⁰至S^M(其中，上标仅用于区别矢量S，并不是指数)。具体地说，S⁰至S^M由公式5.1至对5.5来定义：

                        ·····

有了公式5.1至对5.5以及图7的图解，本技术领域的熟练人员现在应当理解，对于m＝0的第一次比较，存储寄存器32存储同步字矢量C。对于后续的每次比较，存储寄存器32把同步字矢量C向右移出一比特，并把标头前缀矢量B的下一比特b向左移入。因此，下面会理解，与已有技术一样，在较佳的本发明实施例中，跟在已完成CCR的比特之后的标头前缀比特用来检测同步字。

现在转到存储寄存器34，它存储了从输入的TDMA比特流取样得到的跟在已完成CCR的标头前缀比特后的L比特的表征。首先，请再次注意，存储的信息是一种表征，其含义为分别将二进制0和1做成+1和-1格式。其次，请注意，与上述的已有技术不同，这些比特是不移动的。因此，限定窗口的范围，使最左侧比特就是跟在完成了CCR的比特后面的比特，对全部同步字检测该比特及其右侧的各位保持不变。换句话说，与已有技术不同，存储寄存器34最左侧的比特不向左移，在寄存器外。因此，存储寄存器左侧示为比特y1，和已有技术的情况下一样，它不移动。至于存储寄存器右侧比特是yL，它也不移动。请注意，存储寄存器34内的比特的数量对于后述的实施例来说，其增加不超过yL，但在现在描述的实施例以及后面描述的实施例中，不把这些比特向左移出存储寄存器34。

系统30包括计算电路36，该电路包括足够的电路以完成乘法和比较操作，如从下面的讨论可以明白。熟悉本领域的人应该再一次理解，可以由诸如ASIC或DSP等各种电路来完成这一功能，因而完成这一电路。无论如何，给出存储在寄存器32和34中的比特序列，计算电路36的附加功能就可进行接连的比较操作，其中，存储寄存器34中中的比特与存储寄存器32中的测试模式矢量S(它对于每次比较改变)有效地作比较。具体而言，此技术可以按照下述的式(6)叙述：

由下面的例子示出应用式(6)的细节。这里，注意到式(6)重复运算所有的

值，并且其解为给出最大值结果的迭代。在第一次之后的每次重复相应于在存储寄存器32中的测试模式矢量S的一个移位。给出上述矢量S的定义方法，每个这样的移位是向右移一个比特，即，同步字矢量C的最右边的比特移出存储寄存器32，同时标头前缀矢量B的下一个比特移入存储寄存器32最左边的位置。为了更便于了解这些操作，在图8中示出另一图，如下所述。

图8提供了用系统30对于递增

的接连的步骤进行接连的操作以实现式(6)的图解。图8的上两行与图6的信息相同，因而分别描绘了遵循CCR判决的比特流及其+1或-1表征。图8中余下的七行提供了矢量S经过存储寄存器32移位的例子。下面描述这些例子的每一个。

看图8的第三行，它首先描述存储寄存器34中的固定比特，而在那些比特的下面，示出了在存储寄存器32中的测试模式矢量S，正如它们对于式(6)中首次迭代(即，

)存在的那样。因而 ，此首例相应于预测在完成CCR的比特之后没有剩余的标头比特。应用式(6)导出这一预测的量度，其结果如下面的式(6.1)所示：

根据式(6.1)，对于同步字的字长(例如，12)，输入流y_i的每个比特表征乘以测试模式矢量S中的相应的比特表征s_i，其中，对于

，该矢量S与同步字矢量C相同。于是，给定图8的第三行所示的实际值，熟悉本领域的人可以认证示于式(6.1)中的结果。

由于重复运算式(6)，以在M+1个结果中确定最大值，图8剩下的部分(即，第4行至第9行)描绘了上述例子中的每一个例子。为了说明本例，注意假设M为6，由此给出图8中描绘的总共7种不同的情况。然而，不管这个例子的值如何，注意，M的值通常取同步字字长的一半或更少，并且根据不同的考虑可以不同。无论如何，看第4行至第第9行，熟悉本领域的人可以确认，式(6)对于

至

重复运算。此外，该熟悉本领域的人可以确认，这些操作的结果如下面的表3中所示：

表3

在判定表3中的结果之后，通过识别产生最大运算结果的

值完成式(6)的解。给出表3的结果，相应于

的输入产生了这样解，于是，在接收了4个在完成CCR的标头前缀比特之后的标头前缀比特后，系统30判定接收到同步字。

在说明了本发明的实施例之一的操作之后，图9描绘了曲线图40，它表示出与其他方法比较，其操作的效率。具体说来，曲线图40说明用如在DECT标准中遇到的同步字和标头比特估算TDMA比特流的差错特性的Monte carlo模拟结果。用于得出曲线图40的例子实现具有16比特(即，L＝16)的同步字如下：11101001100010101。于是使用上述的-1/+1替代技术，对于这个同步字的表征，得出了下面的序列：1，1，1，-1，1，-1，-1，1，1，-1，-1，-1，1，-1，1，-1。此外，标头前缀模式是{1，-1}，并且实现的M值是M＝8。给出这些测试判据，对曲线图40的结果讨论如下。

在讨论曲线图40的具体的曲线之前，还要注意其轴。曲线图40的竖直尺度是发生同步差错概率的对数值。曲线图40的水平尺度是信噪比(“SNR”)的量度，即Eb表示每个比特的能量而NO表示信号中的噪声能量。于是，该信噪比代表了功率测量。现在看曲线图40的具体结果，曲线42描绘出用以上所述现有技术的式(1)为特征的技术作模拟的结果。曲线图40的曲线46描绘出上述以式(3)为特征的现有技术的Massey判据的结果。于是，熟悉本领域的人将体会到曲线46比曲线42的改善的结果(即，SNB改善了4dB)，Massey判据在同步差错概率的对数值方面下跌了大约3.5(即，从-2.5至-6)。然而，另外注意，曲线图40的曲线40表示上述关于图7和8，并以式(6)为特征的本发明的实施例的结果。因此，曲线图40说明，本发明的实施例产生实际上与Massey方法相同的曲线，但本发明的实施例得益于在其方法中包括了对某些标头前缀比特的分析。此外，不需要Massey方法中出现上述种种额外的复杂性即可得出本发明实施例的结果。因此，就总的效率而言，此前所述实施例可以证明对于各种实际实现更加合适。

除了上述的曲线之外，注意在曲线图40中包括第4条曲线48。在这方面，注意，如在上述本发明的实施例中所说明的那样，在同步字检测中使用某些标头前缀比特的方法也可以提供给本发明的其他实施例。在此背景下，曲线48说明在当前的发明范围内的所考虑的又一个实施例的结果。既可在已提供的文章内容中理解该实施例，也可以通过下面提供的数学说明来理解。在作讨论之前，一开始就注意，此另一个实施例要比Massey(以及其他现有技术的)方法提供进一步改善的结果。事实上，通过描绘曲线48，熟悉本领域的人将理解，在图40所示的整个样本范围内有大约1dB的改善。因此，此另一实施例在各种情况下较佳，虽然它确实有一些额外的复杂性，它们将从下面的讨论中可以认识到。

介绍了下面的本发明实施例和上述的本发明实施例之间的区别之后，现在让我们看矢量S的另一个定义，我们记得该矢量是用于与输入TDMA比特流作比较的测试样本模式。具体而言，我们联系式(5.1)至(5.5)的引入可以记得，曾说明，对于每次迭代改变矢量S，以包括与同步字矢量C的一部分或全部相连接的矢量B的一部分。先前的讨论给出以前的例子，其中，只与同步字矢量的一部分相连接。然而，现在注意，通过把B的相同部分(即，跟在完成CCR的标头前缀比特之后的那些比特)与整个同步字矢量相连接，得出了另一个本发明的实施例。于是，对于此另一实施例，矢量S的连续矢量S⁰至S^M由下式的式(6.1)至(6.5)定义：

                     ······

于是，Sⁱ是L+i维矢量，即，每个矢量S包括同步字矢量C的整个表征，还包括n比特标头前缀。由于在CCR刚结束的时刻，接收单元可接着接收S⁰至S^M的任何一个，出现了此扩充的定义。因为M定义为可检测出同步字的比特数，所以在确定同步字排在完成CCR的标头前缀比特之后何处前，按照准确度的最优解收集了L+M个数据样本。此外，跟在开头L+M个样本之后的比特是随机的，它们无助于检测同步字。

让Dⁱ由下面的式(7)定义：

这里

  D是i维矢量，由随机数据构成，

P(dj＝1)＝P(dj＝0)＝1/2。如果A＝(a₁，a₂，…a_n)而B＝(b₁，b₂，…b_m)，则让矢量(A，B)代表它们的元素方面的连接。换句话说，(A，B)＝(a₁，a₂，…a_n，b₁，b₂，…b_m)。于是，在接收机处的开头L+M个值由比特样本矢量Y＝(y₁，y₂，…y_L+M)来表示，该矢量由下述的式(8)定义：

  Y^m＝(S^m，D^M-m)+N                   公式8

这里，

m是在同步字之前的标头前缀比特的未知数目；

N模拟加性高斯白噪声，即，N＝(n₁，n₂，…n_L+M)；

n_i～n(0，σ)，这里n(0，σ)是高斯随机变量。

在接收到随机样本矢量Y之后，接收机的任务是确定同步字位于何处，或者等价地说，是估算m。最佳接收机估算Y为Ym，从而使后验概率 达到最大。如果我们假设m在{0，1，…，M}范围内是均匀的，则最佳接收机等价地采集使

最大的 。这等价于最大似然判据。因此，下面的实施例提供判决下面的式(9)的接收方法：

  Y^m＝(S^m，D^M-m)+N                          公式9考虑到式(8)，则式(9)与下面的式(10)相同：

由于随机变量n₁，n₂，…n_L+M是独立的，式(10)能够写成下面的式(11)：

现在，记得 是+1或-1的随机表征数据值(具有相等概率)，于是有式(12)：

因为n是(0，σ)高斯随机为量，所以P(n＝η)等于式(13)的高斯概率密度函数f(η)：

将式(12)代入式(13)，得出式(14)：

类似地，注意到

，就得出了下面的式(15)：

将式(14)和(15)代入式(11)，就得出下面的式(16)：

消去与

无关的项，并且取对数，式(8)的最大似然判据变为

因为 与 无关，故可以将它从上式右端取最大值的过程中减去，而不改变结果，由此把对于较佳实施例的最优解表示为下面的式(18)：

由本发明的发明人给出了上面的表示，根据本发明的范围，现在提出一种实现式(18)的用于检测同步字的最优解实施例。在着手进行，并且通过引入这样一个实施例的一个例子之前，注意有关式(18)运算的一些观察。首先，注意式(18)与由式(3)示出的Massey式子的差别。例如，通过矢量S的定义，实现式(18)的一个实施例考虑

个在同步字之前的标头前缀比特。另一方面，Massey忽略标头前缀比特。作为另一个例子，实现式(18)的一个实施例进行与来自TDMA比特流的

个接收到的值的相关，与之相对照，Massey判据只考虑同步字的L个比特，并且还有跨经输入TDMA比特流的窗口滑动。其次，注意式(18)和式(3)的共同方面在于，两种技术都有非线性双曲余弦单元，因此对于每种技术，可将此看作计及随机数据和同步字周围噪声的归一化因子。

图10示出一种系统30a，它代表对系统30的一种改进，系统30是参照图7作为一个先前的本发明的实施例而描述的，并且该系统30得到了由图9的曲线图40中曲线48示出的结果。在图10中，字母“a”加在先前在图7中使用的每个标号之后。对每个标号作这样的改变，使图10中的项目与示于图7的相应的项目有区别，但认为图10的项目与图7中的相应项目在某些方面是类同的。给出了系统30a与30的类同的性质之后，熟悉本领域的人应该再次理解，系统30a可以用多种结构来实现，它们可以包括硬件和软件的组合以检测同步字。此外，这样一个系统最好在图1的系统10的每个接收机RCVR1至RCVR N中实现，由此允许TDMA通信，并且，说得更具体说，允许在TDMA二进制信息流中检测同步字。

看系统30a，它包括一个存储寄存器32a，用于存储要用来与输入TDMA二进制比特流中的比特作比较的测试模式矢量S的表征(即，每个比特+1或-1)。关于存储寄存器32a，首先再注意，本实施例考虑使用跟在CCR之后的标头前缀比特作为检测同步字的方法的一部分。其次，记得图7的存储寄存器32如此操作，从而为了首次比较，它存储了同步字矢量C中的每个L个比特，并且在首次比较后，每次接下来的比较把标头前缀比特之一移入寄存器的左边。因此，类似地，注意存储寄存器32a在此相同方面的操作，使首次比较把同步字矢量C留在存储寄存器32a中，而每次后续的比较向右移位，同时把来自标头前缀(即，矢量B)的附加的比特从左面移入。给出寄存器32a和32之间的共性之后，现在注意两者之间的区别。具体而言，记得，当将矢量B移入寄存器的左边时，存储寄存器32同时把同步字比特之一移出寄存器的右端。换句话说，对于每次比较，存储寄存器32只保留L个比特。与之相对应，现在注意，把同步字矢量C的L个比特的每一个比特在存储寄存器32a中移至右边，并且对于式(18)的所有的L+M次迭代，都将它们保留在那个寄存器中。换句话说，对于第一次迭代(即，

)，存储寄存器32a只存储L个比特，并且它们是同步字矢量C；然而，对于直到L+M次迭代的每次剩下的迭代，从左边添加来自标头前缀的一个附加的比特至已存储的比特的末端。因此，对于式(18)的最后一次迭代，存储寄存器32a存储着矢量S^M，如上述式(6.5)所定义的那样，它包括整个的同步字矢量C以及连接至矢量C右边的M个标头前缀比特。

看寄存器34a，注意，与由寄存器34存储的L个比特相比，寄存器34a可以存储多达L+M个比特。这些附加的比特应该理解为给出了与如上所述存储在寄存器32a中的矢量S的扩充定义类同的功能。于是，如寄存器32a那样，对于式(18)的每次迭代，改变在存储寄存器34a中的比特的实际数目。例如，对于首次迭代(即，

0)，存储寄存器34a只存储输入TDMA比特流的L个比特，其最左边的比特代表跟在完成CCR的标头前缀比特后面的第一个比特。对于剩下的直至L+M次迭代的每次迭代，把来自输入TDMA比特流的一个附加的比特从右边添加至已经存储的比特的末端。

最后，对于系统30a，注意，它包括计算电路36a，该电路包括足够多的电路以完成由式(18)和下面的讨论所理解的乘法和比较操作。这些功能(因而这些电路)也可以用ASIC、DSP等来完成。无论如何，给出存储在寄存器32a和34a中的比特序列，通过将存储在存储寄存器32a和34a中的比特相乘和相加，计算电路36a的附加功能可进行接连的比较操作，包括这样的功能，即，对于每次连续的比较，使那些寄存器值增加一个比特。此外，考虑计算电路36a具有足够大的存储容量，用以完成如在式(18)中提出的包括σ的计算，用以存储L+M次迭代的每一次迭代的结果，并用以从这些结果中选出最大值。在完成这一过程时，该最大值再次对应于表明在输入TDMA比特流中检测出同步字的

的值。

图11描述了用系统32a的递增

的接连步骤实现式(18)的接连操作。图11的上两行包括与图8的相同行相同的信息，因而分别描绘跟在CCR判决之后的实际比特流及其+1或-1表征。然而，除之此外，注意，在这上两行中，还示出跟在同步字后面的两个随机数据比特，以简化下面所示的例子。图11中的剩下的7行提供了把附加的比特移入存储寄存器32a和34a的例子。下面描述这些例子的每个例子，

看图11的从上数起的第三行，它首先描绘在存储寄存器34a中的L+M个固定的比特。在这些比特的下面是来自存储寄存器32a中的矢量S的相应的测度模式比特。于是，此第三行说明了式(18)的首次迭代(即，

)要比较的比特的位置。由于

，此第一例仍然相应于预测在完成CCR的比特后面没有剩余的标头比特。应用式(18)导出此预测的量度，而且给宽

后通过完成下面的式(18.1)可以解出它：

根据式(18.1)的第一个求和，在存储寄存器32a和34a中的L个比特的每一个相互相乘，并将乘积相加。此外，式(18.1)的第二个求和从第一个求和中减去归一化，这里，归一化根据在存储寄存器34a中的每一个比特以及上面确定的σ。于是，给定这些附加的值，可以解式(18.1)，然后存储所得结果，以便后面判决该结果是否为L+M个样本范围内的最大值，这点下面会进一步理解。

因为要重复运算式(18)以确定L+M个结果范围内的最大值，图11的剩下的部分(即，第4行至第9行)描绘的那些情况的每一个情况。为了说明本例的目的，仍假设M为6，由此给出示于图11的总共7种不同的情况。于是，看了图11的第4行至第9行，熟悉本领域的人将理解，每一行代表了从

至 的情况的一种相应的情况。所以，在每一种情况中，把一个额外的标头前缀比特添加至矢量S，如由移位进入存储寄存器32a的左边所做的那样。一当出现了这种移位，在存储寄存器32a和34a中的比特即再按式(18)相乘，并且通过有关σ的第二个求和来校正结果。一当得出对于式(18)的L+M次迭代的每次迭代的结果并加以存储之后，即结束分析，通过选择与存储值中的最大值相应的 值确定同步字(在本例中，

)。

给出上述说明，熟悉本领域的人将理解，图7的系统30和图10的系统30a对于同步字检测提供了可供选择的设备和方法。在考虑了这两种选择之后，现在再注意有关这两种选择的某些评论。作为第一点评论，如图9的曲线，图40的曲线44和48所示，这两个实施例都提供了比现有技术更好的结果。例如，这两个实施例都超过由曲线42所示的现有技术的阈值技术。此外，系统30的效率与现有技术的Massey系统的效率相近，而系统30a的效率超过现有技术的系统的效率。作为第二点评论，注意，系统30有效地代表了一种比由系统30a得到的方法更为简单的方法。可以通过比较上面提出的工作描述，也可以通过比较式(6)和(18)理解这一对比。在任何一种情形中，熟悉本领域的人将理解，系统30用改变系统30a的两个方面而获得其结果。首先，与系统30a比较，系统30截断测试模式矢量S的比特，从而只使用L个比特。其次，与系统30a相比，系统30不进行包含σ的附加的分析。由于给出这些评论，熟悉本领域的人可以根据实现考虑来选择其中的一种系统型式。换句话说，如果由系统30的方法得出的结果可以接受，则就不需要系统30a的方法的额外的复杂性。相反，如果或者已经有了足够的硬件和软件，或者它们可以接受地被包括在一个给定的系统中，则系统30a的较低的功率要求可在这一系统中达到。

由上所述，可以理解，上述实施例提供了用于二进制通信系统(诸如TDMA系统)的改进的设备和方法。上述各种实施例进一步说明本发明的灵活性，因此，熟悉本领域的人应该能够由此理解可以实现所讨论的各种原理的其他可能的结构。例如，虽然上述的方法使用+1/-1比特表征技术连同乘法和求和来完成按比特的比较，但也可以使用其他可能的技术，在其中把每一对比特进行相互比较，以确定它们是否相互匹配。在这点上，可以使用本领域中已知的各种逻辑运算(例如，把按比特的逻辑AND的真结果相加)。作为本发明的灵活性的另一个例子，虽然图1的系统10是作为实施例可以实现的范围而给出的，但各种其他的通信环境也可以实现本发明的原理。给出这些例子以及上述的或熟悉本领域的人可确定的其他例子，现在应该理解，虽然已经详细描述了这些实施例，但可对上述描述作各种替换、修改和变更，而不背离由下面的权利要求所限定的本发明的范围。

Claims (32)

1.一种通信系统，包括：

用于接收比特流分组的电路，所述比特流分组包括：

    具有预定比特模式的多个标头前缀比特；

    跟在多个标头前缀比特后面的多个同步字比特；

    跟在多个同步字比特后面的多个数据比特；

用于响应于接收到多个标头前缀比特的第一部分完成载波和时钟恢操作的电路；

用于在比特流分组中判决多个同步字位置的电路，所述用于判决的电路包括用于在比特测试模式矢量和来自比特流分组的比特的样本矢量之间进行多次比较的电路；

其特征在于，对于所述多次比较的每次比较，改变所述比特测试模式矢量和比特的样本矢量；

对于所述多次比较的至少一次比较，所述比特的样本矢量包括跟在所述多个标头前缀比特的第一部分后面的所述多个标头前缀比特的第二部分；

对于所述多次比较的至少一些比较，所述比特测试模式矢量包括与所述多个标头前缀比特的预定的比特模式匹配的一个或多个比特，并且还包括与所述同步字匹配的一个或多个比特。

2.如权利要求1所述的通信系统，其特征在于，对于除了一次所述比较之外的所述多次比较的所有比较，所述比特测试模式矢量包括与所述多个标头前缀比特的预定的比特模式匹配的一个或多个比特，并且还包括与所述同步字比特的至少一部分匹配的一个或多个比特。

3.如权利要求1所述的通信系统，其特征在于，对于所述比较的一次被除外的比较，在所述比特测试模式矢量中的比特与在所述同步字比特中的比特匹配。

4.如权利要求3所述的通信系统，其特征在于，用于在所述比特流分组中判决多个所述同步字比特的位置的所述电路还包括：

用于对多次所述比较的每一次比较提供准确度量度的电路；

用于对多次所述比较的每一次比较存储所述准确度量度的电路。

5.如权利要求1所述的通信系统，其特征在于，对于所述多次比较的至少某些比较，所述比特测试模式矢量包括与所述多个标头前缀比特的预定的比特模式匹配的一个或多个比特，并且还包括与整个所述同步字比特匹配的多个比特。

6.如权利要求5所述的通信系统，其特征在于，对于除了一次所述比较之外的所述多次比较的所有比较，所述比特测试模式矢量包括与所述多个标头前缀比特的预定的比特模式匹配的一个或多个比特，并且还包括与整个所述同步字比特匹配的多个比特。

7.如权利要求6所述的通信系统，其特征在于，对于所述比较的一次被除外的比较，在所述比特测试模式矢量中的比特与在所述同步字比特中的比特匹配。

8.如权利要求7所述的通信系统，其特征在于，用于在所述比特流分组中判决多个所述同步字比特的位置的所述电路还包括：

用于对多次所述比较的每一次比较提供准确度量度的电路；

用于对多次所述比较的每一次比较存储所述准确度量度的电路。

9.如权利要求1所述的通信系统，其特征在于，用于在所述比特流分组中判决多个所述同步字比特的位置的所述电路还包括：

用于对多次所述比较的每一次比较提供准确度量度的电路；以及

用于对多次所述比较的每一次比较存储所述准确度量度的电路。

10.如权利要求9所述的通信系统，其特征在于，

对于第一逻辑状态的每个比特，所述比特测试模式矢量用+1表示，而对于不同于所述第一逻辑状态的第二逻辑状态的每个比特，所述比特测试模式矢量用-1表示；

对于第一逻辑状态的每个比特，所述比特的样本矢量用+1表示，而对于第二逻辑状态的每个比特，所述比特的样本矢量用-1表示；

用于在所述比特测试模式矢量与所述比特的样本矢量之间进行多次比较的电路包括：

用于对所述比特测试模式矢量与所述比特的样本矢量作按比特的乘法的电路；

用于对每个所述按比特的乘法运算的乘积求和的电路。

11.如权利要求10所述的通信系统，其特征在于，用于在所述比特流分组中判决多个所述同步字比特的位置的所述电路判定，所述同步字比特在所述比特流分组中位于与存储的所述准确度量度的最大值相应的位置。

12.如权利要求9所述的通信系统，其特征在于，用于在所述比特流分组中判决多个所述同步字比特的位置的所述电路判定，所述同步字比特在所述比特流分组中位于与存储的所述准确度量度的最大值相应的位置。

13.如权利要求1所述的通信系统，其特征在于，所述多个标头前缀比特的第二部分紧跟在所述多个标头前缀比特的第一部分之后。

14.如权利要求1所述的通信系统，其特征在于，用于在所述比特流分组中判决多个所述同步字比特的位置的所述电路还包括校正电路，用于对进行多次所述比较的电路进行校正，所述校正电路对于所述比特流分组中的叠加的高斯噪声信号的归一化方差作出响应。

15.如权利要求1所述的通信系统，其特征在于，所述比特流分组包括时分多址比特流分组。

16.如权利要求1所述的通信系统，其特征在于，所述用于接收的电路和所述用于判决的电路形成第一接收机装置，并且所述系统还包括用于发送比特流分组至所述第一接收机装置的发射机装置。

17.如权利要求16所述的通信系统，其特征在于，

所述比特流分组是所述多个比特流分组中的一个分组；

所述第一接收机装置接收所述多个比特流分组的每一个分组；

对于所述多个比特流分组的每一个分组，所述用于判决的电路判决所述多个同步字比特在所述多个比特流分组的相应的一个分组中的位置。

18.如权利要求17所述的通信系统，其特征在于，对于所述多个比特流分组的每一个分组，所述用于进行比较的电路相应于所述的比特流分组在所述测试模式矢量和来自比特流分组的比特的样本矢量之间进行多次比较；

对于所述多个比特流分组的每一个分组，对相应于所述比特流分组的所述多次比较的每一次比较，改变所述比特测试模式矢量和所述比特的样本矢量；

对于所述多个比特流分组的每一个分组，对相应于所述比特流分组的所述多次比较中的至少一次比较，所述比特的样本矢量包括跟在所述多个标头前缀比特的第一部分后面的所述多个标头前缀比特的第二部分；

对于所述多个比特流分组的每一个分组，对相应于所述比特流分组的所述多次比较中的至少某些比较，所述比特测试模式矢量包括与所述多个标头前缀比特的预定的比特模式匹配的一个或多个比特，并且还包括与所述同步字比特匹配的一个或多个比特。

19.如权利要求17所述的通信系统，

其特征在于，除了所述第一接收机装置之外，还包括多个接收机装置，其中，

将所述多个比特流分组的每一个分组引至所述第一接收机装置或所述多个接收机装置之一的不同的一个接收机。

20.如权利要求16所述的通信系统，

其特征在于，所述比特流分组还包括用于识别第一接收机装置的代码；

所述代码紧接在所述多个同步字比特之后；

多个数据比特紧接在所述代码之后。

21.一种操作通信系统的方法，包括：

接收比特流分组，所述比特流分组包括：

    具有预定比特模式的多个标头前缀比特；

    跟在多个标头前缀比特后面的多个同步字比特；以及

    跟在多个同步字比特后面的多个数据比特；

响应于接收所述多个标头前缀比特的第一部分，完成载波和时钟恢复操作；

通过在比特测试模式矢量和来自比特流分组的比特的样本矢量之间进行多次比较，判定多个同步字比特在所述比特流分组中的位置；

其特征在于，对于所述多次比较的每次比较，改变比特测试模式矢量和比特的样本矢量；

对于所述多次比较的至少一次比较，所述比特的样本矢量包括跟在所述多个标头前缀比特的第一部分后面的所述多个标头前缀比特的第二部分；

对于所述多次比较的至少某些比较，所述比特测试模式矢量包括与所述多个标头前缀比特的预定的比特模式匹配的一个或多个比特，并且还包括与所述同步字匹配的一个或多个比特。

22.如权利要求21所述的方法，其特征在于，对于除了一次所述比较之外的所述多次比较的所有比较，所述进行比较的步骤包括进行多次比较，从而所述比特测试模式矢量包括与所述多个标头前缀比特的预定的比特模式匹配的一个或多个比特，并且还包括与所述同步字的至少一部分匹配的一个或多个比特。

23.如权利要求22所述的方法，其特征在于，对于所述比较的一个被除外的比较，所述进行比较的步骤包括进行一次比较，从而在所述比特测试模式矢量中的比特与在所述同步字比特中的比特匹配。

24.如权利要求23所述的方法，其特征在于，对于所述进行多次比较的步骤的至少某些步骤，所述比特测试模式矢量包括与所述多个标头前缀比特的预定的比特模式匹配的一个或多个比特，并且还包括与整个所述同步字比特匹配的多个比特。

25.如权利要求24所述的方法，其特征在于，对于除了一次所述比较之外的所述多次比较的所有比较，所述进行比较的步骤包括进行多次比较，从而所述比特测试模式矢量包括与所述多个标头前缀比特的预定的比特模式匹配的一个或多个比特，并且还包括与整个所述同步字匹配的多个比特。

26.如权利要求25所述的方法，其特征在于，对于所述比较的一次被除外的比较，所述进行比较的步骤包括进行一次比较，从而在所述比特测试模式矢量中的比特与在所述同步字比特中的比特匹配。

27.如权利要求21所述的方法，其特征在于，用于判决所述多个同步字比特在比特流分组中的位置的所述步骤还包括：

对于所述多次比较的每一次比较提供准确度的量度；

对于所述多次比较的每一次比较存储所述准确度的量度。

28.如权利要求24的方法，

其特征在于，对于第一逻辑状态的每个比特，所述比特测试模式矢量用+1表示，而对于不同于所述第一逻辑状态的第二逻辑状态的每个比特，所述比特测试模式矢量用-1表示；

对于第一逻辑状态的每个比特，所述比特的样本矢量用+1表示，而对于第二逻辑状态的每个比特，所述比特的样本矢量用-1表示；

在所述比特测试模式矢量和所述比特的样本矢量之间进行所述多次比较的步骤包括：

对所述比特测试模式矢量与所述比特的样本矢量作按比特的乘法；以及

对每个所述按比特的乘法运算的乘积求和。

29.如权利要求26所述的方法，其特征在于，在所述比特流分组中判决多个所述同步字比特的位置的所述步骤判定，所述同步字比特在所述比特流分组中位于与存储的所述准确度量度的最大值相应的位置。

30.如权利要求21所述的方法，其特征在于，所述多个标头前缀比特的所述第二部分紧跟在所述多个标头前缀比特的所述第一部分之后。

31.如权利要求21所述的方法，其特征在于，在所述比特流分组中判决多个所述同步字比特的位置的所述步骤还包括对进行多次所述比较的电路加以校正的步骤，所述校正步骤对于所述比特流分组中的叠加的高斯噪声信号的归一化方差作出响应。

32.如权利要求21所述的方法，其特征在于，所述比特流分组包括时分多址比特流分组。

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