CN1264301C - 在混合自动请求重复数据通信系统中的数据发送/接收方法 - Google Patents

在混合自动请求重复数据通信系统中的数据发送/接收方法 Download PDF

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Abstract

提供了一种在HARQ数据通信系统中的发送/接收数据的方法。为了发送具有多个子块的物理层信息流，每个子块具有纠错码、QoS(业务质量)、以及如果子块具有不同的QoS则具有优先级，编码的物理层信息流被分成多个时隙。在预定的时间间隔给接收器顺序发送时隙数据。如果从接收器接收到最初的时隙数据的HARQ(混合自动重复请求)消息，表明在最初的时隙数据中的子块中至少一个存在着接收错误，并且在接收时其他子块是正确的，在最初的时隙数据发送后重发具有在子块内重复的错误的子块的时隙数据。

Description

在混合自动请求重复数据通信系统中的数据发送/接收方法
                          技术领域
本发明总体上涉及用于无线通信系统的数据发送设备和方法，更具体地说，涉及用于重发在发送期间具有错误的数据的设备和方法。
                          背景技术
对于前向分组数据发送，从基站分配给移动台一个例如专用信道(DCH)的前向信道。下面提到的无线通信系统包括：卫星系统、ISDN(综合业务数字网络)、数字蜂窝系统、W-CDMA(宽带码分多址)、UMTS(通用移动通信系统)和IMT-2000(2000年的国际移动通信系统)。一旦接收到前向分组数据，移动台确定是否接收成功，而且如果是，则移动台给更高层发送分组数据。另一方面，如果从分组数据检测到错误，移动台通过HARQ(混合自动重复请求)方案请求重发。HARQ是使用FEC(前向纠错)和ARQ(自动请求重复)的重发方案，以用于请求重发具有错误的数据分组。HARQ通过用于纠错的信道编码增加发送量和改善系统性能。主信道编码方法是卷积编码和turbo(特博)编码。
HARQ系统使用软合并(soft combining)来增加吞吐量。有两类软合并：分组分集合并(packet diversity combining)和分组码合并(packet codecombining)。这也被称为软分组合并。尽管与分组码合并相比，分组集合合并具有较低的性能特性，但由于它实施简单，所以在性能损耗低时它也被广泛应用。
通常，对于具有低编码率的卷积码而言分组分集合并和分组码合并之间性能差别很小。但是，由于使用迭代译码和并行递归卷积码，对于turbo码两者的差异非常显著。对于turbo码，分组码合并与分组分集合并相比提供更大的性能增益。
在这种情况下，很难发送复合数据(multiple data)。“复合数据”是指在一个分组内具有不同性能或业务质量的数据。无线通信系统不发送复合数据。因此现有的方法在实行复合数据的发送和重发时具有局限性。而且，当通过ARQ重发复合数据时，现有的系统不能增加发送量。
                        发明内容
因此本发明的目的是提供一种HARQ方案，通过这个方案根据数据速率有选择地使用分组码合并和分组分集合并来实现系统。
本发明的另一个目的是提供一种在分组中有效地发送复合数据的方法。
本发明的另一个目的是提供一种为了增加发送增益以减少的发送时间发送复合数据的方法。
通过在HARQ数据通信系统中提供一种数据发送/接收方法可以实现前述的和其他目的。为了发送具有多个子块的物理层信息流，每个子块具有纠错码、QoS(业务质量)，以及如果子块具有不同的QoS则具有优先级，编码的物理层信息流被分成多个时隙。在预定的时间间隔内给接收器发送时隙数据。如果接收到HARQ(混合自动重复请求)消息，则表明在最初的时隙数据的子块中的至少一个中存在着接收错误并且在接收中其他子块是正确的，重发具有在子块内重复的错误的子块的时隙数据。
失败的子块中的至少一个至少应该被发送两次，并且重发的时隙数据仅包括失败的子块和子块的数目。
使用准互补turbo码(quasi-complementary turbo codes QCTCs)来编码子块。事先生成代码集并且通过使用在代码集中预定的代码执行最初的发送。
如果在子块被发送了预定的次数后至少一个子块被重发，则改变请求重发子块的代码。代码以预定的顺序改变为在代码集中未使用的代码。
根据子块的优先级确定失败的子块的重复次数。
如果发送的子块的数量是失败的子块数量的整数倍，则在失败的子块具有同样的优先级的情况下失败的子块被重发同样的次数。
如果子块至少发送两次并且在子块发送至少两次之前接收到了信号，表明发送的子块已经成功地接收到接收器中，中止子块的进一步发送并发送下一物理层信息流的子块。
                       附图说明
通过结合附图以下详细描述本发明的上述和其他目的、特性和优点将变得更为明显，其中：
图1显示了在使用turbo码的分组数据系统中分组码合并和分组分集合并之间的性能差异图；
图2是根据本发明的实施例的turbo编码器的方框图；
图3显示了根据本发明在物理层分组(PLP)占据一个时隙的情况下通过HARQ分组发送的实施例；
图4显示了根据本发明在PLP占据两个时隙的情况下通过HARQ分组发送的另一个实施例；
图5显示了与图3有关的根据ACK/NACK消息在前向和反向时隙中的数据发送；
图6显示了与图4有关的根据ACK/NACK消息在前向和反向时隙中的数据发送；
图7显示了根据本发明当提供复合数据业务时数据重发过程的实施例的流程图；
图8显示了根据本发明用于复合数据重发的发送器和接收器之间数据流的视图；
图9显示了根据本发明用于数据重发的重复的数据。
                      具体实施方式
通过以下借助附图在下文中将描述本发明的优选实施例。在以下描述中，将不详细描述众所周知的功能或结构，因为它们将使本发明掩饰在不必要的细节中。
1.分组码合并
通常，使用重发方案(例如HARQ)的系统使用分组码合并方案来提高发送量。在每个分组发送中发送器发送具有编码率R的不同代码。如果在接收的分组中发现错误，接收器要求重发并在原始分组和重发分组间执行软合并。重发的分组可能具有与以前的分组不同的代码。分组码合并方案是在解码前将接收的具有编码率R的N个分组合并成具有有效的编码率R/N的代码，由此获得编码增益。
另一方面，对于分组分集合并方案，发送器在每个分组发送中发送具有编码率R的相同的代码。如果在接收的分组中发现错误，接收器请求重发并在原始分组和重发的分组间执行软合并。重发的分组具有与以前的分组相同的代码。在这种意义上，分组分集合并方案可以认为是在随机信道上的符号平均。分组分集合并方案通过平均输入符号的软输出来降低噪声功率，并且由于相同的代码在衰减信道上重复地发送而实现了分集增益，正如多路信道所提供的那样。但是，分组分集合并方案不能提供根据在分组码合并方案中的代码结构而获得的附加编码增益。
由于实施的简易性，大多数分组通信系统已经使用了分组分集合并方案，对此方案在同步IS-2000系统和异步UMTS(通用移动通信系统)系统中的应用还在研究中。原因在于现有的分组通信系统使用卷积码，并且当使用具有低数据率的卷积码时即使是分组码合并也不能提供大的增益。如果具有R＝1/3的系统支持重发，分组码合并方案的性能和分组分集合并方案的性能之间没有很大的不同。因此，考虑到其实施的简易性选择分组分集合并方案。
但是，因为turbo码被设计为非常接近“香农信道容量极限”，所以使用turbo码作为FEC码要求不同的分组合并机制，并且与卷积码不同它们的性能随着编码率显著变化。因此，可以得出结论，分组码合并适用于在重发方案中使用turbo码的分组通信系统以实现最佳性能的目的。
因此，本发明提出了一种设计用于最佳分组码合并的代码的方法，根据数据速率有选择地使用分组码合并方案和分组分集合并方案的系统，以及系统运行使用的HARQ协议。
首先，下面将描述根据数据速率有选择地使用分组码合并方案和分组分集合并方案的系统的操作。
例如在使用R＝1/5的turbo码系统中，应用分组码合并直到由重发的分组的软合并产生的代码的总编码率为1/5。对于随后的重发的分组，先执行分组分集合并然后执行分组码合并。如果第一分组以1/3的数据速率发送，在重发请求时提供所要求的冗余符号以使总编码率为1/5。因而，当接收器接收两个分组时，总编码率就成为1/5。在发送前重复以下分组中每个并且接收器执行分组分集合，然后在重发的分组上以数据速率1/5来执行分组码合并。
通常都知道，对于具有低编码率的卷积码分组分集合并方案和分组码合并方案之间没有很大的性能差异。但是，与卷积码不同，对于turbo码这两种方案间存在明显的性能差异。对于turbo码分组码合并与分组分集合并相比能够提供更大的性能增益。鉴于turbo码的上述特性，通过HARQ II/III型方案使用turbo码可以显著提高吞吐量。
图1显示了在turbo码情况下分组码合并和分组分集合并之间的性能差异图。如图1所示，在具有相同的符号能量Es的情况下，具有低数据速率1/6的turbo码比具有高编码率1/3的turbo码显示了更大的性能增益，而且从分组码合并获得了3dB的性能增益。因此，由R＝1/3子码的分组码合并产生的R＝1/6turbo码同时产生了具有低于1/3的编码率的turbo码显示的增益以及不同代码的码合并提供的增益。
更具体地，对于相同的代码符号能量Es和相同的给定的编码率，与卷积码不同，根据编码率只要充分执行迭代译码turbo码可以提供接近“香农信道容量极限”的性能。可以知道，在具有相同代码符号能量Es的情况下，具有低编码率的turbo码可以比具有高编码率的turbo码提供更大的性能增益。例如，当R＝1/3减到R＝1/6时，可以通过分析在“香农信道容量极限”中的变化来估计性能差。对于图1的曲线假定相同的符号能量而不考虑R＝1/3或1/6的原因在于，与通过检查由减少的编码率引起的符号能量的降低而进行的turbo码的性能分析相比，在HARQ系统中对于每个重发使用相同的符号能量Es。
如果重复一次R＝1/3的代码并且在AWGN(加性高斯白噪声)信道上分组分集合并两个代码，以符号能量噪声比率(Es/No)的形式获得最大增益3dB。同理对于具有R＝1/6代码的情况。因而，由于分组分集合并增益，R＝1/3的turbo码的性能曲线向左平移+3dB标度，并且当给定相同的符号能量时，R＝1/6的turbo码的性能曲线也向左平移+3dB标度。此处，关于根据编码率被测量用来比较代码性能的能量噪声比率(Eb/No)导出性能曲线。结果，turbo码性能曲线之间的差等于分组分集合并和分组码合并之间的性能差。根据编码率可以从“香农信道容量极限”估计出性能差并且使用所需的最小信噪比(SNR)可以获得最小性能差。
2.对于编码率所需的最小的Eb/No
在使用具有编码率R和非常大的编码器块大小L的trubo码系统中，所需提供无差错信道的最小Eb/No表达式如下：
Eb/No＞(4R-l)/2R      ............(1)
根据上述方程，在下表1中列出了在AWGN中对于turbo码以每一个编码率所要求的最小Eb/No值。在表1中，当turbo码的编码块大小L为1024时典型的Eb/No表明对于比特误码率(BER)小于0.00001所要求的Eb/No。
(表1)
  编码率   要求的Eh/No(dB)值   对于BER＝10-5典型的Eb/No(dB)
  3/4   0.86   3.310
  2/3   0.57   2.625
  1/2   0.00   1.682
  3/8   -0.414   1.202
  1/3   -0.55   0.975
  1/4   -0.82   0.756
  1/5   -0.975   0.626
  1/6   -1.084   0.525
  0   -1.62   NA
如表1所示，对于编码率3/4、2/3、1/2、3/8、1/3、1/4、1/5和1/6，要求的Eb/No分别为0.86、0.57、0.0、-0.414、-0.55、-0.82、-0.975和-1.084dB。在使用R＝1/3的代码的系统和使用R＝1/6的代码的系统之间存在至少0.53dB的性能差。这是基于“香农信道容量极限”的最小的性能差。另外，当考虑实施真实的解码器和系统环境时，差值变大。在仿真期间，在对于R＝2/3代码使用分组码合并的系统和对于R＝2/3代码使用分组分集合并的系统之间观察到大约1.12dB性能差。
表2显示了在具有子码编码率2/3的系统中在一次重发后分组码合并和分组分集合并之间的性能差。如表2所示，最小性能差是1.12dB并且在使用turbo码的系统中分组码合并方案产生更高的性能增益。
(表2)
  项目   分组合并   代码合并
  母编码率Rm   1/3在图2中(X，Y0，Y’0)   1/3在图2中(X，Y0，Y’0)
  块大小(L)   496   496
  迭代的最大数量   8   8
  发送数量   2   2
  每次发送的实际Tx编码率Re   2/3(通过删截)参看第二节   2/3(通过删截)参看第二节
  冗余选择   对于所有发送同样的模式   对于所有发送不同的模式
  软合并   分组分集合并   分组码合并
  通过重发的增益   符号重复增益   对于低速率代码的编码增益
  表1中要求的最小Eb/No   +0.57(dB)   R-2/3+0.57(dB)R-2/6-0.55(dB)
  在第二次重发所要求的Eb/No   +0.57-3.0(dB)   -0.55-3.0(dB)
  相关性能增益   0   1.12(＝0.57+0.55)dB
  仿真相关增益(@BER＝10-5)   0   2.5(dB)
如上所述，在使用turbo码的重发系统中分组码合并显示了极好的性能。因此，本发明提供了一种用于在使用turbo码的重发系统中最佳分组码合并的子码产生方法。根据预定规则产生用于分组码合并的子码产生了上述代码合并增益并且最大化为每次重发请求相同大小的子码的系统的性能。
图2是根据本发明实施例使用turbo码子码发生设备的方框图。如图2所示，子码发生装置包括：trubo编码器200、子码发生器204和控制器205。
首先，关于turbo编码器，第一分量(component)编码器(或第一组元(constituent)编码器)201编码一输入信息比特流并输出第一代码符号，即信息符号X和第一奇偶符号Y0和Y1。交织器202根据预定的规则交织输入信息比特流。第二分量编码器(或第二组元编码器)203编码交织的信息比特流并输出第二代码符号，即信息符号X’和第二奇偶符号Y’0和Y’1。因而turbo编码器的输出符号是第一和第二代码符号。因为实际上不发送第二分量编码器203产生的信息符号X’，turbo编码器的编码率是1/5。
子码发生器204在控制器205的控制下通过删截和重复从来自第一和第二分量编码器201和203的第一和第二码符号产生子码。控制器205存储产生的删截(和重复)矩阵并输出用于删截矩阵的符号选择信号给予码发生器204。然后，子码发生器204根据符号选择信号在预定的删截范围内选择预定数量的码符号。
此处使用的参考字符X’、X、Y0、Y1、Y’0和Y’1的定义如下：
X’：turbo交织的系统的码符号或信息符号
X：系统的码符号或信息符号
Y0：来自turbo编码器的上部分量编码器的冗余符号
Y1：来自turbo编码器的上部分量编码器的冗余符号
Y’0：来自turbo编码器的下部分量编码器的冗余符号
Y’1：来自turbo编码器的下部分量编码器的冗余符号
在下文，ENC1(称作第一码符号)表示信息符号X和来自第一分量编码器201的第一奇偶符号Y0和Y1，以及ENC2(称作第二码符号)表示来自第二分量编码器203的第二奇偶符号Y’0和Y’1。
3.冗余选择(准补码集)
子码是一种补码，尽管由于存在重复的符号并且每个子码显示不同的特性，但它们不是严格意义上的补码。考虑到从turbo码产生的子码，它们被称为准互补turbo码(QCTC)。HARQ系统使用以下使用QCTC的重复方案。
HARQ系统是使用分组码合并的主要例子。分组码合并对于当前的HARQI型、II型和III型系统是可用的。在这些系统中，使用QCTCs实施重发技术。如果传送单位(TU)定义为信息比特块，即用于分组发送的基本单位，在混合系统中选择子块Ci用于每个TU发送。
重发单位和最初的发送TU大小可以相同或不同。对于每个发送，使用随后的QCTC集。
从具有代码集大小S的QCTC Cq，重新构造母代码C，或者通过合并(或代码合并)子码Ci(i＝0，1，2，...，S-1)生成具有比母代码C编码率低的新代码Cq。母代码具有在编码器中最小的编码率。然后，QCTC定义为
具有编码率R＝Rm的原始代码C或具有编码率R＜Rm的代码 C = ∪ i = 0 S - 1 C i
                                   ......(2)
其中S是具有编码率Ri的子码数和Rm是母编码率。
下面描述对于最初发送和每次重发使用QCTC来发送相同大小的TU的系统的操作。不必说，本发明也支持使用不同TU的发送方案。此处，S是4和R是1/5。
(步骤1)在TU基础上执行发送并且在最初发送和每次重发时发送QCTC的子码Ci。
(步骤2)当由最初发送的和重发的分组的软合并产生的代码的总编码率大于1/5时，在每次重发请求以C0，C1，C2，...，CS-1的顺序发送QCTC的每个子码Ci。这是分组码合并。
(步骤3)当由最初发送的和重发的分组的软合并产生的代码的总编码率小于或等于1/5时，在每次重发请求以C0，C1，C2，...，CS-1的顺序反复发送QCTC的每个子码Ci。这是分组分集合并。
(步骤4)QCTC集大小可以是任意值，由Rmax和Rmin确定。对于用于重发的R＝1/5和子码编码率为2/3，可以使用多达4个子码。
下面的表3列出了用于前向业务信道分组数据速率的的QCTC集，该QCTC集有望在现有的IS-2000 1XEVDV系统中提供。此处，母编码率R＝1/5和子码编码率R＝2/3、1/3或1/6。
(表3)
  集大小S   代码集   子码速率集   数据速率
  1   {C0}   C0∶R0＝1/6   307.2kbps153.6kbps76.8kbps38.4kbps19.2kbps
  2   {C0，C1}   C0∶R0＝1/3C1∶R1＝1/3   1228.8kbps921.6kbps614.4kbps307.2kbps
  4   {C0，C1，C2，C3}   C0∶R0＝2/3   2457.6kbps
  C1∶R1＝2/3C2∶R3＝2/3C3∶R3＝2/3   1843.2kbps1228.8kbps
从表3可以看出，对于小于母编码率1/5的子码编码率1/6，在每次发送使用相同的代码C0。对于大于母编码率1/5的子码编码率1/3，在每次发送使用不同的代码C0和C1。在这种情况下，代码集大小S是2。对于大于母编码率1/5的子码编码率2/3，在每次发送使用不同的代码C0、C1、C2、C3。代码集大小S是4。当S个子码都发送完时，接收器恢复母编码率R并获得由编码器提供的最大编码增益。
4.用于准补码的删截矩阵
表4说明了对于每个子码编码率的删截矩阵的例子。
(表4)
如表4所示，当使用速率1/5的turbo码作为母代码并且用于4个信息比特输出的代码符号产生速率2/3的子码时，从4个信息比特中产生20个代码符号。通过在20个符号中删截14个符号产生速率2/3的子码。对于这样的子码的分组分集合并，在每次重发请求时重复地发送从上面的删截矩阵产生的C0。在另一方面，对于分组码合并，在每次重发请求时发送不同的代码符号。在发送完集中的所有子码C0，C1，C2，C3之后，执行分组分集合并。对于使用分组码合并的HARQ III型，在4次发送后解码母代码的全部代码符号。
同时，在表4的删截矩阵中的“1”代表在该位置上的符号被选择或发送并且“0”代表在该位置上的符号被删截。“2”代表在该位置上的符号出现两次。设计删截(和重复)矩阵以满足下述条件。
(条件1)当使用重复时，在QCTC的子码中重复信息符号X。
(条件2)如果在使用重复QCTC的子码中重复信息符号X，重复周期被设为在合并时具有所有子码的QCTC中的最小常数。
(务件3)如果使用删截，如果可能在QCTC的子码中删截除信息符号X外的冗余符号。
(条件4)如果使用删截，如果可能在QCTC的子码中均匀删截除信息符号X外的冗余符号。
下面将描述满足上述条件具有R＝1/6的删除和重复矩阵。
在表4中，对于R＝1/6，发送代码符号序列为：
C0：X，X，Y0，Y1，Y’0，Y’1，X，X，Y0，Y1，Y’0，Y’1，...
因为对于一信息符号的输入产生了6个代码符号，子码的编码率是1/6。考虑具有R＝1/6的删截和重复矩阵，在出现两次的符号X被合并后执行解码，因此对于解码器的真正编码率为1/5。与整个符号具有一致的符号能量的速率1/5相比，具有增加的信息符号X能量的速率1/5的代码具有改善的特性。换句话说，将被重复的最适当的符号是信息符号。可以这样说在表4中所示的具有R＝1/6的删除和重复矩阵以这种方式来构造，即通过一致的重复信息符号增加信息符号能量来构造。
对于R＝1/3，发送代码符号序列为
C0：X，Y0，Y’0，X，Y0，Y’0，X，Y0，Y’0，X，Y0，Y’0，...
C1：X，Y1，Y’1，X，Y1，Y’1，X，Y1，Y’1，X，Y1，Y’1...
因为对于一信息符号的输入产生3个代码符号，子码的编码率是1/3。由于使用不同的删截矩阵，所以在每次发送时发送不同的代码。在软合并C0和C1后，X出现两次并且Y0、Y1、Y’0和Y’1中每个出现两次。在这种情况下可以使用具有编码率1/5的解码器并且删截矩阵满足上述条件，确保了性能。
在表4所示具有R＝2/3的第一种情况，发送代码符号序列为
C0：Y0，X，Y’0，Y0，X，Y’0，Y0，X，Y’0，Y0，X，Y’0，...
C1：X，Y’0，Y0，X，Y’0，Y0，X，Y’0，Y0，X，Y’0，Y0，...
C2：Y1，X，Y’1，Y1，X，Y’1，Y1，X，Y’1，Y1，X，Y’1，...
C3：X，Y’1，Y1，X，Y’1，Y1，X，Y’1，Y1，X，Y’1，Y1，...
因为对于2个信息符号的输入产生了3个代码符号，子码的编码率是2/3。由于使用不同的删截矩阵在每次发送时发送不同的代码。在软合并C0，C1，C2，C3后，X出现两次并且Y0、Y1、Y’0和Y’1中的每个出现两次。与用于R＝1/6的情况相同，也可以使用具有编码率1/5的解码器并且删截矩阵满足上述条件，确保了性能。
在表4所示具有R＝2/3的第二种情况，发送代码符号序列为
C0：X，Y0，X，X，Y’0，X，X，Y0，X，X，Y’0，X，X，Y0，X，X，Y’0，X，...
C1：Y’0，Y0，Y’0，Y0，Y0，Y’0，Y’0，Y0，Y’0，Y0，Y0，Y’0，...
C2：Y1，Y1，Y’1，Y’1，Y1，Y’1，Y1，Y1，Y’1，Y’1，Y1，Y’1，...
C3：X，Y’1，X，X，Y’1，X，X，Y’1，X，X，Y’1，X，...
因为为输入4个信息符号产生6个代码符号，子码的编码率是2/3。由于使用不同的删截矩阵在每次发送时发送不同的代码。在软合并C0，C1，C2，C3后，X出现两次并且Y0、Y1、Y’0和Y’1中每个出现一次。由于R＝1/6在这种情况下也可以使用具有编码率1/5的解码器并且删截矩阵满足上述条件，确保了性能。
5.发送协议
因为对于业务信道在采用HARQ III型时分组发送协议同时应用于前向业务信道和反向业务信道，除非有必要对其进行区分双向业务信道被总称为“业务信道”。
5.1.发送分组长度和物理信道之间的关系
通过HARQ III型在业务信道上发送分组时分组长度是可变的。将被发送的一个分组定义为物理层分组(PLP)。一个PLP可以包括多个被称为TU的子分组并且每个TU长度也是可变的。因而，PLP长度是可变的。不用说，可以在一个PLP中发送一个TU。
下面将结合两个主要情况来描述HARQ III型协议。分组在长度上是1TU、2TU、3TU或4TU并且每个TU至少具有768或1536比特。具有TU＝768的分组称为短格式以及具有TU＝1535的分组称为长格式。对于PLP，TU的最大数量是可变的，其值根据在物理发送信道上的数据速率求出。此处假设在一个PLP上发送四个TU。
基于时隙发送一个PLP。每个时隙的数据数量是从1到任意数字的可变量，其值由从物理发送信道可知的数据速率求出。换句话说，根据对于PLP，根据数据速率求出时隙数量。经由一个例子，考虑两种情况：以具有1至32个时隙的短格式发送分组和以具有2至64个时隙的长格式发送分组。这种分类等同于在TU＝768和TU＝1536之间进行区分。假设具有TU＝768的PLP以多达16个时隙来发送，具有TU长度的PLP被定义为短格式。另一方面，以多达32个时隙发送的具有TU＝1536的PLP被定义为长格式。根据分组长度进行定义并且与HARQ III型协议的实施没有基本的关系。然而，它们影响着与分组长度相关的系统的吞吐量。
5.2.发送的业务和重发方法中的检错
在单个PLP中的每个TU具有单独的纠错码。因此，在发出重发请求之前在使用一个纠错码的一个PLP中从每个TU或从整个TU可以检测出错误。实际上，接收器确定在接收的分组中是否检测到错误，并基于PLP报告确定的结果给发送器。但是，重发的PLP根据在PLP中单个TU是否有错误而具有不同的TU结构。
图3显示了用于占据一个时隙的PLP的HARQ发送方案。如图3所示，一个PLP与相邻的三个时隙交织来发送。可以在四个时隙中的每一个中发送不同的分组，并且对于每个分组在反向信道上发送独立的ACK/NACK指令。在这个结构中，每个PLP遵守独立的停止等待ARQ(SW-ARQ)协议并且总是从接收器向发送器发送预定的反向控制信号。这种结构定义为“模N HARQ”并且由图3中的N＝4求出交织的时隙数。一个用户可以使用交织的时隙并且在这种情况下，对于PLP发送每个时隙是可用的。但是对于用户，HARQ III型协议作为选择性重发-ARQ(SR-ARQ)来操作，并且在接收器必须为物理信道提供用于存储在4个时隙(N＝4)接收到的数据的存储器。此处，将要用语言限定没有存储器要求的SW-ARQ，同时同样的描述也适用于要求这种存储器容量的SW-ARQ。
图4显示了用于占据两个时隙的PLP的HARQ发送方案。如图4所示，一个PLP在与相邻三个时隙交织的两个时隙中发送。因此，在接收两个时隙后接收器可用恢复一个完整的PLP。在四个时隙中的每一个可以发送不同的分组并且在反向信道为分组发送独立的ACK/NACK信令。因此，每个PLP遵守独立的SW ARQ协议并且在这个所谓的模N HARQ结构中从接收器发送给发送器一预定的反向控制信号。由N求出交织的时隙数量。
如果从ACK/NACK指示符比特中的至少一个检测到NACK，则发送器在前向业务信道上使用表5和6中所示的准补码集发送重发请求PLP。从多个ACK/NACK指示符比特中可以进行不同的ACK/NACK合并，并且在每种情况下，发送器也可以用不同的方式在重发的PLP中包括TU。通常，TU发送必须满足以下条件。
(条件1)不重发具有ACK的TU。
(条件2)具有NACK的TU被优先重发并且它们的发送优先级取决于它们的QoS。
(条件3)如果对于重发的PLP的时隙可用的比特总数超过了具有NACK的TU的比特数，根据(条件2)求出的具有更高优先级的TU被重复地发送。
(条件4)如果对于每个TU必须保持QoS，给TU一权重以在重发时保持QoS。例如，如果在具有四个TU的PLP中TU0、TU1、TU2和TU3的Qos是Qos0、QoS1、QoS2和QoS3，(Qos0+QoS1+QoS2+QoS3)＝1.0，且只有TU0被接收到具有ACK以及TU1、TU2和TU3被接收到具有NACK，QoS设置成如下方式重发：
QoS1＝QoS1×(1/(QoS0+QoS1+Qos2)，其中(QoS0+QoS1+Qos2)＜0
QoS2＝QoS2×(1/(QoS0+QoS1+Qos2)，其中(QoS0+QoS1+Qos2)＜0
QoS3＝QoS3×(1/(QoS0+QoS1+Qos2)，其中(QoS0+QoS1+Qos2)＜0
为了概括上述QoS确定过程，如果PLP有P个TU，TU0，TU1，TU2，...，TU(P-1)并且接收到具有NACK的TU(i)，TU(j)，...，TU(s)(此处，i，j，...，s∈{0，1，2，3，4，...，P-1}，由下式计算对于重发的TU的权重
QoS(i)＝QoS(i)×(1/(QoS(i)+QoS(j)+...+Qos(s)))
其中(QoS(i)+QoS(j)+...+Qos(s))＜0
QoS(j)＝QoS(j)×(1/(QoS(i)+QoS(j)+...+Qos(s)))
其中(QoS(i)+QoS(j)+...+Qos(s))＜0
                 _
QoS(s)＝QoS(s)×(1/(QoS(i)+QoS(j)+...+Qos(s)))
其中(QoS(i)+QoS(j)+...+Qos(s))＜0
由此重置发送比特数。
只有当在反向ACK信道上接收的所有ACK/NACK指示符比特指示ACK时，才在前向业务信道发送新的PLP。
5.3.对于业务信道的发送代码选择
在业务信道上对于每个发送使用准补码对PLP进行编码。对于最初的发送，使用来自补码集的C0，补码集的集大小S根据在表5和表6中的业务信道的PLP数据速率求出。然后，每次在反向ACK信道上接收NACK，为业务信道以循环的顺序C1，C2，...，CS-1C0，C1，...选择代码。
(表5)
  数据速率(kbps)   时隙/PLP   TU/PLP   编码率   重复   ACK/NACK周期(时隙)   ACK指示符比特/反向ACK信道   准补码集
  19.2   32   1   1/6   16   2×4   1   {C0}
  38.4   16   1   1/6   8   2×4   1   {C0}
  76.6   8   1   1/6   4   2×4   1   {C0}
  153.6   4   1   1/6   2   2×4   1   {C0}
  307.2   2   1   1/6   1   2×4   1   {C0}
  614.4   1   1   1/3   1   1×4   1   {C0，C1}
  307.2   4   2   1/3   2   2×4   2   {C0，C1}
  614.4   2   2   1/3   1   2×4   2   {C0，C1}
  1228.8   1   2   2/3   1   1×4   2   {C0，C1，C2，C3}
  921.6   2   3   1/3   1   2×4   3   {C0，C1}
  1843.2   1   3   2/3   1   1×4   3   {C0，C1，C2，C3}
  1228.8   2   4   1/3   1   2×4   4 {C0，C1}
  2457.6   1   4   1/3   1   1×4   4 {C0，C1，C2，C3}
(表6)
  数据速率(kbps)   时隙/PLP   TU/PLP   编码率   重复   ACK/NACK周期(时隙)   ACK指示符比特/反向ACK信道   准补码集
  19.2   32   1   1/6   16   2×8   1   {C0}
  38.4   16   1   1/6   8   2×8   1   {C0}
  76.6   8   1   1/6   4   2×8   1   {C0}
  153.6   4   1   1/6   2   2×8   1   {C0}
  307.2   2   1   1/6   1   2×8   1   {C0}
  614.4   1   1   1/3   1   1×8   1   {C0，C1}
  307.2   4   2   1/3   2   2×8   2   {C0，C1}
  614.4   2   2   1/3   1   2×8   2   {C0，C1}
  1228.8   1   2   2/3   1   1×8   2   {C0，C1，C2，C3}
  921.6   2   3   1/3   1   2×8   3   {C0，C1}
  1843.2   1   3   2/3   1   1×8   3   {C0，C1，C2，C3}
  1228.8   2   4   1/3   1   2×8   4   {C0，C1}
  2457.6   1   4   1/3   1   1×8   4   {C0，C1，C2，C3}
如果在反向ACK信道上接收三个连续的NACK，对于前向业务信道以C1，C2和C3的顺序使用子码。如果接收到两个NACK，则使用子码C0和C1。然后如果接收到ACK，则中止发送并且在前向业务信道上发送新的PLP。对于每次重发发送器不通知准补码的类型但是发送器和接收器都预先知道根据由数据速率求出的集大小S以0，1，2，...，S-1，0，1，...循环的顺序发送代码。选择的QCTC子码类型是在S个子码中。
6.反向ACK信道的结构和在信道上的发送
发送器发送一消息表明在反向ACK信道上对于每个接收的PLP是否检测到错误。通过ACK/NACK消息对于PLP的每个TU发送ACK/NACK指示符比特。因此，如果在前向业务信道发送四个独立的TU，那么反向ACK信道发送四个ACK/NACK比特。即发送与TU一样多的ACK/NACK比特。
6.1.在反向ACK信道周期的发送ACK/NACK
在本发明的有创造性的HARQ方案中，使用预定的ACK/NACK发送周期而不管SR-ARQ或SW-ARQ协议并且根据业务数据速率求出ACK/NACK信号周期。因为在业务信道上发送的每个子码的长度是一个或两个时隙，最多在两个时隙接收对应于一个PLP的子码。换句话说，所有用于业务发送的代码都设计成完全在一个或两个时隙中发送。因此，在具有预定间隔的一个或两个时隙单位中发送ACK/NACK信令。表3和表4显示了对于数据速率的子码。
根据分组数据速率和在业务信道上接收的PLP的分组格式，并且根据PLP是否占据交织的多个时隙，如表5和表6所示，在反向ACK信道上发送ACK/NACK消息。如果PLP以短格式使用四个交织的时隙，根据它的周期可用分别以两种方式考虑：四个时隙(5msec)和八个时隙(10msec)。即，接收器在从业务接收时间的第二时隙的前半部分时分复用ACK/NACK消息。因此，在接收器接收业务后总是发送一个时隙ACK/NACK消息。
在业务信道上接收PLP后在反向ACK信道上发送的第一ACK/NACK消息被标记为ACK/NACK#1。然后，就如图3所示的四个时隙周期来说，每个ACK/NACK消息被用于早期的终止而不管它是否是奇数编号的消息或偶数编号的消息。也使用ACK/NACK消息作为控制消息，以用于改变在前向业务信道上的PLP重发的准互补子码。
另一方面，在如图4所示的八个时隙周期的情况下，每个ACK/NACK消息被用于早期的终止，而不管它是否是奇数编号的消息或偶数编号的消息并且仅使用偶数的ACK/NACK消息作为控制消息，以用于改变PLP重发的准互补子码。
在能够没有错误的接收PLP的情况下发送分配给PLP的所有时隙之前，早期的终止参照在业务信道上对于PLP的时隙发送的中断，然后参照新的PLP的发送，由此增加发送量。
其间，如果PLP是长格式，根据周期也可以分别以两种方式考虑：8时隙(10msec)和16时隙(20msec)。对于短格式奇数编号的ACK/NACK消息和偶数编号的ACK/NACK消息以同样的方式运行。
6.2.执行发送协议
图5和6显示了根据本发明前向和反向的时隙发送。如前所述，对于所有数据速率ACK/NACK消息的发送被分别控制以用于1时隙/PLP和2时隙/PLP。
图5显示了通过HARQ对于1时隙/PLP的时隙处理和图6显示了通过HARQ对于2时隙/PLP的时隙处理。它们在对于重发子码是否在一时隙层或在二时隙层发生改变方面不同。
图7是显示根据本发明当提供复合数据业务时对于数据重发的控制操作的实施例的流程图。为了更好的理解，在下文中假设发送复合数据的发送器提供给基站并且接收器提供给UE(用户设备)，即在前向链路发送复合数据。
参考图7，在步骤300发送器发送复合数据给接收复合数据业务的用户。根据发送前的数据速率编码每个业务数据(Tu，s＝0，1，2，...)并且PLP结构随数据速率和Tu数量而变化。参考图8将描述有四个不同的TU的PLP情况。
图8是显示发送器和接收器之间数据流的框图，根据本发明涉及用于描述复合数据的重发。
如果针对特定用户的PLP包括由标号400标出的四个不同的数据TU0、TU1、TU2和TU3，由上述方法求出了PLP的编码率和数据速率。PLP不是在传播中的真正的发送单位而是更高层的处理单位。在传播中，可以在多个时隙发送PLP。如图8所述，可以在三个时隙发送一个PLP 410。下面将描述由四个不同的TU组成一个PLP并且在三个时隙期间(中)给接收器发送PLP的情况。
在步骤300，发送器发送具有在图8中由标号400标识的四个不同的复合数据TU0至TU3的PLP。在PLP数据410至430中交织并均匀分配复合数据。对于最初的发送，用第一代码C0来编码PLP。可以同时在三个连续的时隙或在每个预定的周期内分别多次发送PLP。在本发明的实施例中，作为例子以后一种方法发送PLP。
因此，在步骤300首先发送PLP数据410。由于如上所述的交织，第一PLP数据410有所有四个复合数据TU0至TU3。因为在三个单独的时隙中周期性地发送PLP，所以发送器在时间t0给特定的用户发送PLP，然后发送数据给其他用户。在图8中标出了PLP数据。根据信道环境和发送器与接收器之间的距离到达接收器的PLP具有时间延迟。接收器解码延迟的PLP数据并给发送器发送用于PLP数据的多响应信号。解码后，接收器在四个不同的数据TU0至TU3执行CRC(循环冗余码)校验并当证明CRC正确时确定数据是正确的。下面将使用术语“译码成功”表明解码的数据CRC校验是正确的。多响应信号包括指示对于每个TU接收成功(ACK)或接收失败(NACK)的消息。ACK消息表明解码成功和NACK消息表明解码失败。接收器发送用于复合数据的多响应信号给发送器。每个TU的响应信号可以是一个或两个比特。在下面的描述中，每个TU的响应信号占据一个比特并且如果它设置成1，意味着接收成功并且如果设置成0，意味着接收失败。
当四个TU的解码结果都是正确时，ACK/NACK信号是“1111”并且当它们都是错误时，ACK/NACK信号是“0000”。如此，对于每个接收的TU可以确定接收成功或接收失败。
回到图7，在发送第一PLP数据410后，发送器监视对于PLP数据的多响应信号的接收。一旦接收到多响应信号，发送器确定是否在步骤302要求重发。当在PLP数据中对于至少一个CRC错误TU发生接收失败时要求重发。一旦要求重发，处理就转到步骤310。如果在接收器所有的PLP数据都是CRC正确，发送器就转到步骤304。
在步骤304，发送器校验对于一个PLP接收是否成功，即对于在用图8中由410表示的代码C0的编码的第三时隙Co#3中的第三PLP数据430是否接收到ACK信号。
执行步骤304的原因在于可以以不同的方式成功接收所有的PLP数据。更具体地，在时隙Co#1中在时间t0发送第一PLP数据410，在时隙Co#2中在时间t1发送第二PLP数据420，和在时隙Co#3中在时间t3发送第三PLP数据430。在时间t0和t1之间报告第一PLP数据410的接收结果，在时间t1和t2之间报告第二PLP数据420的接收结果，和在时间t2和t3之间报告第三PLP数据430的接收结果。因此，当PLP被分成三个时隙数据时，在发送第三PLP数据430后在步骤308发送器开始发送下一个PLP然后为PLP数据430的所有TU，即TU0至TU3，接收多响应信号。参看图8，当第一PLP 400包括四个不同的数据TU0至TU3以及第二PLP 500包括三个不同数据TU0、TU1和TU2，在第一PLP 400之后发送第二PLP 500。
另一方面，当在完成PLP基发送之前发送器接收指示对于发送的PLP数据所有TU是CRC正确的多响应信号时，即当对于第一个时隙Co#1或第二个时隙Co#2发送器接收ACK信号时，发送器从步骤304转到步骤306，中断现在PLP数据的发送并转到步骤308。例如，如果成功地接收了第一时隙Co#1，发送器发送新的PLP(在图8中的500)而不发送第二和第三时隙Co#2和Co#3。此处值得指出的是在图8中标记TU的数字只是代表复合数据序列因而在PLP 400中的TU0可以与PLP 500中的TU0相同或不同。可以如前面的PLP 400一样在三个时隙发送PLP 500或在更多或更少的时隙发送。
其间，如果在步骤302多响应信号代表重发请求，发送器校验发送失败是否在步骤310基于PLP发生。然后在步骤312，发送器取下一个可用的代码例如C1给PLP。基于PLP的发送参照与PLP 400(TU0、TU1、TU2、TU3)不同的所有三个时隙数据410、420和430的发送。在发送第一PLP数据410后，根据第一PLP数据410的接收结果有区别地构成第二和第三PLP数据420和430。参考图9将更为详细的描述最初发送后的数据结构。通过计算对于PLP的时隙数的PLP的发送次数决定是否完成了基于PLP的发送。
在步骤314，发送器通过监控重发请求信号来确定是否有成功发送的TU。因为对于每个TU，多响应信号代表ACK/NACK，所以通过校验多响应信号来确定是否至少有一个TU被成功发送。
如果在步骤314在接收器接收到至少成功接收了一个TU，则发送器转到步骤318，否则转到步骤316。当在接收器中不存在成功的解码的数据，在步骤316发送器重发所有发送的PLP数据。此处，可以用两种方式考虑重发：当完全发送一个PLP时，取下一个可用的代码并且用该代码来重发PLP；当没有完全发送PLP时，例如仅发送第一PLP数据410或仅第一和第二PLP数据410和420，发送的PLP数据在下面的时隙内用原始代码进行重发。
在步骤318，发送器确定是否两个或更多的TU被重发。如果将要重发两个或更多TU，发送器转到步骤322。在这种情况下，因为发送器必须以与最初的发送相同的数据速率发送失败的TU，它编码一个失败的TU并以与发送四个数据相同的形式重建PLP。例如，如果仅TU0失败，则发送器仅重发TU0。在构造PLP时，同最初发送一样需要四个TU。因此，发送器在TU1、TU2和TU3的位置重复TU0。在仅具有失败的TU的PLP如此构造之后，发送器将PLP分成多个时隙。即新的PLP分成时隙数据。
其间，如果将要重发两个或更多TU，在步骤322发送器确定发送的TU的总数是否是失败的TU数的整数倍。参考图8，因为发送了四个TU，为了满足上述条件两个TU必须成功并且另外两个TU一定失败。虽然在本发明实施例中发送四个TU，它与六个或八个TU的情况相同。如果在步骤322满足条件，发送器转到步骤324如果不满足，发送器转到步骤326。
在步骤324，发送器根据它们在前面以表格形式列出的或使用算法决定的ToS(业务类型)或QoS来确定重发请求的TU是否要被重复相同的次数。如果失败的TU将要被重复相同的次数，发送器转到步骤328，否则转到步骤326。
在步骤328，发送器顺序地重复TU，或以确定的次数插入TU，然后以相同的重复次数插入下一个数据。另一方面，如果必须采取不同的重复次数或发送的TU的总数不是失败的TU的整数倍，在步骤326发送器根据它们的优先级来确定失败的TU将要被重复多少次。仅重复具有最高优先级的一个TU，或根据它们的优先权来重复失败的TU不同次数。这依赖系统的执行情况。
参考图9将更详细的描述数据重发。
图9显示了根据本发明用于重发的重复数据。
对于每次发送，一个PLP包括四个不同的TU，并用以C0，C1，...顺序选择的代码来编码，并在三个时隙内发送。第一PLP数据400(TU0至TU3)用第一代码C0进行编码，并且在第一时隙Co#1发送编码的TU。发送器在时间t0发送第一时隙Co#1。在预定的时间后，接收器接收第一PLP数据410，将其解码，并从解码的数据检测CRC正确的TU。对于CRC正确的TU，接收器发送ACK信号给发送器。而对于CRC错误的TU，发送NACK信号给发送器。对于每个TU，通过多响应信号比特发送ACK/NACK。如果接收器发送多响应信号“1100”，这代表TU0和TU1是CRC正确以及TU2和TU3是CRC错误。CRC错误的TU在下一个时隙Co#2被重复，并用代码C0来编码。在图9中，如果两个TU被重复相同的次数，它们交替出现两次，如标号410-a和410-b所示，或它们之一连续出现两次然后另一个紧接着连续出现两次，如标号410-b所示。如果多响应信号是“1000”并且TU1具有最高的优先级，仅TU1出现两次，如标号410-c所示。在这种情况下，TU1置于TU2和TU3之间或在最后。即重复的TU的位置可以改变。当TU3又是CRC错误时，对于三时隙Co#3仅在这四个位置重复TU3。除了发送，当同样的TU3是CRC错误时，TU3用下一个代码C1来编码，以用于重发。重复这个过程直到PLP无错误。
尽管本发明是参照其特定的优选实施例来描述的，但本领域的技术人员应该理解，在不脱离由所附权利要求限定的本发明的精神和范围的情况下，可以对其进行形式和细节的各种修改。

Claims (10)

1.一种发送具有多个子块的物理层信息流的方法，每个子块具有纠错码，并且如果子块具有不同的业务质量则子块具有优先级，该方法包括步骤：
将编码的物理层信息流划分成多个时隙；
在预定的时间间隔内顺序发送划分的时隙数据给接收器；和
重发具有在子块内重复的错误的子块的时隙数据，一旦接收到混合自动重复请求消息，则表明在最初的时隙数据中的子块中的至少一个具有表示失败的接收错误并且其他子块接收正确。
2.如权利要求1所述的方法，其中，如果至少两次发送具有错误的失败的子块中的至少一个，则重发的时隙数据仅包括失败的子块和子块的数目。
3.如权利要求1所述的方法，其中，使用准互补turbo码来编码子块。
4.如权利要求3所述的方法，其中，在最初的发送之前产生代码集，并使用代码集中预定的代码执行最初的发送。
5.如权利要求1所述的方法，其中，如果在发送了预定次数的子块后，重发至少一个子块，改变重发请求的子块代码。
6.如权利要求5所述的方法，其中，代码以预定的顺序将代码改变成在代码集中没有使用的代码。
7.如权利要求6所述的方法，其中，一旦在使用代码集中所有代码发送重发请求的子块之后接收到重发请求，从用于最初的发送的代码开始，使用以预定的顺序选择的代码发送重发请求的子块。
8.如权利要求2所述的方法，其中，根据具有不同业务质量的子块的优先级确定失败的子块的重复次数。
9.如权利要求8所述的方法，其中，如果重发的子块的数目是失败的子块数目的整数倍，在失败的子块有同样的优先级的情况下重复失败的子块同样次数。
10.如权利要求9所述的方法，其中，如果至少发送子块两次并且在子块至少被发送两次之前接收到信号，则表明在接收器成功地接收了发送的子块，中断将要发送的剩余子块的发送并且发送具有多个子块的下一个物理层信息流。
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Granted publication date: 20060712

Termination date: 20101022