CZ296885B6 - Zpusob paralelního zretezeného konvolucního kódování s odstranováním doplnkových bitu, paralelní zretezený kodér a slozený dekodér - Google Patents

Abstract

Zpusob je urcený pro dekódování paralelních zretezených konvolucních kódu. Pouzité kódy jsou nerekurzivní systematické konvolucní kódy s odstranováním doplnkových bitu. Kazdý z N slozkových dekodéru (24) zahrnuje cirkulární maximum a posteriori dekodéry, pricemz cirkulární maximum a posteriori dekodéry poskytují výchozí pravdepodobnostní rozlozenístavu resením problému vlastních vektoru. Zpusob je urcený pro kódování a dekódování paralelních zretezených konvolucních kódu. Pouzité kódy jsou nerekurzivní systematické konvolucní kódy s odstranováním doplnkových bitu. Dekódovací krok se provádí pomocí N slozkových dekodéru (24). Tyto N slozkovédekodéry (24) zahrnují cirkulární maximum a posteriori dekodéry. Cirkulární maximum a posteriori dekodéry urcují výchozí pravdepodobnostní rozlození stavu resením problému vlastních vektoru. Paralelní zretezený kodér a dekodér je upraven pro kódování a dekódování nerekurzivních systematických konvolucních kódu s odstranováním doplnkových bitu. Slozený dekodér (20) pro dekódování paralelních zretezených konvolucních kódu je upraven pro dekódovánínerekurzivních systematických konvolucních kódu sodstranováním doplnkových bitu. N slozkových dekodéru (24) zahrnuje cirkulární maximum a posterioridekodéry, které urcují výchozí pravdepodobnostní rozlození stavu resením problému vlastních vektoru. Kódovací a dekódovací systém je pro kódování a dekódování paralelních zretezených konvolucních kódu. Dekodér je upraven pro dekódování nerekurzivních systematických konvolucních kódu s odstranovánímdoplnkových bitu. N slozkových dekodéru (24) zahrnuje cirkulární maximum a posteriori dekodéry, které urcují výchozí pravd

Description

Oblast techniky

Vynález se týká paralelních zřetězených konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů (tail-biting) a jejich dekodérů a obecně samoopravných kódů pro přenášení krátkých zpráv po sdělovacích kanálech nízké kvality.

Dosavadní stav techniky

Jedna z forem paralelních zřetězených kódů, označovaná jako paralelní zřetězené konvoluční 15 kódování (parallel concatenated convolution coding - PCCC) nebo „turbokódování“ (turbo coding) byla předmětem současného výzkumu v oblasti kódování především vzhledem ke svému impresivnímu přínosu pro kódování bloků obsahujících 10 000 nebo více bitů. (Viz např. C. Berrou, A. Glavieux a P. Thitimajshima, „Near Shannon Limit Error-Correcting Coding and Decoding: TurboCodes“, Proceedings of the IEEE International Conference on Communications, 20 1993, str. 1064-1070, dále J. D. Andersen „The TURBO Coding Scheme“, Report IT-146 ISSN

0105-854, Institute of Telecommunication, Technical University of Denmark, prosinec 1994 a P. Robertson, „Illuminating the Structure of Code and Decoder of Parallel Concatenated Recursive Systematic (Turbo) Codes“, 1994 7ΕΕΈ Globecom Conference, str. 1298-1303).

.25 Bylo však ukázáno, že výkonnost turbo kódů podstatně ubývá, pokud délka kódovaných datových bloků klesá. Tento efekt je způsoben silnou závislostí váhové struktury složkových rekurzivních systematických konvolučních kódů na délce bloku. Druhou otázkou je správné ukončení bloků zpráv, předložených turbo kodéru. Jak popsali O. Joersson a H. Meyr v „Terminating the Trellis of Turbo-Codes“, IEE Electronics Letters, svazek 30, č. 16, 4. srpen 1994, str. 1285— 30 1 286, prokládané (interleaving) použití turbo kodérů může znemožnit ukončení vstupních posloupností jak v prokládaných, tak i neprokládaných kodérech odstraňováním jediného souboru doplňkových bitů. I když je možno použít druhý soubor doplňkových bitů, vnořený do struktury zprávy tak, že kodér pracující na prokládané datové posloupnosti správně ukončí, zdvojnásobí se tím činnost spojená se správným ukončením a tím se redukuje účinnost kódu.

Alternativou je neukončovat jednu z kódovaných posloupností, ale to snižuje účinnost systému kódování a dekódování, obzvláště když je tato možnost použita na krátké zprávy. V „Terminating the Trellis of Turbo-Codes in the Same Statě“, IEE Electronics Letters, 1995, svazek 31, č. 1, 5. ledna, str. 22-23 A. S. Barbulescu a S. S. Pietrobon popisují metodu, která omezuje návrh prokládaného kodéru s cílem ukončit činnost složkových rekurzivních systematických konvolučních 40 (recursive systematic convolutional - RSC) kodérů jedinou ukončující posloupností bitů. Jejich výsledky, týkající se výkonnosti, ukazují jisté zhoršení ve srovnání s výkonem získaným při ukončení obou kodérů, pokud je použito optimalizované prokládání. Navíc publikovaná data o poměru počtu bitových chyb (bit-error rate - BER) a veličiny, udávající energii na bit vzhledem k šumové výkonové spektrální hustotě (energy-per-bit-to-noise-power-spectral-density), ozna45 čovaný EfNo ukazují zploštění hodnoty BER ve velkém rozsahu hodnot Eb/N₀, pokud jsou v turbo kodéru použity RSC.

Je proto žádoucí podat zlepšenou paralelní zřetězenou kódovací techniku pro krátké bloky dat.

Podstata vynálezu

Podstatou předloženého vynálezu je způsob paralelního zřetězeného konvolučního kódování, zahrnující následující kroky

- 1 CZ 296885 B6 přivedení bloku datových bitů do paralelních zřetězeného kodéru zahrnujícího N složkových kodérů (12) άΝ- 1 prokládacích zařízení (14) spojených do paralelního zřetězení;

kódování bloku datových bitů v prvním složkovém kodéru (12) aplikací kódu a z toho vyplývající vytvoření odpovídajícího prvního složkového kódového slova, zahrnujícího datové bity a paritní bity;

prokládání bloku datových bitů pro vytvoření permutovaného bloku datových bitů;

zakódování vzniklého permutovaného bloku datových bitů v následném složkovém kodéru (12) jeho aplikací na kód, a z toho vyplývající vytvoření odpovídajícího druhého složkového kódového slova, zahrnujícího datové bity a paritní bity;

opakování kroků prokládání a kódování vzniklého permutovaného bloku datových bitů ve zbývajících N - 2 prokládacích zařízeních (14) a zbývajících N - 2 složkových kodérech (12) a z toho vyplývající vytvoření složkových kódových slov zahrnujících datové bity a paritní bity; a formátování bitů složkových kódových slov pro vytvoření složených kódových slov;

kdy kódy jsou nerekurzivní systematické konvoluční kódy s odstraňováním doplňkových bitů. Předmětem podle vynálezu je i způsob dekódování paralelních zřetězených konvolučních kódů, zahrnující následující kroky:

příjem z přenosového kanálu složeného kódového slova, které zahrnuje formátovaný soubor bitů z množiny složkových kódových slov, které byly generovány použitím kódů na blok datových bitů v paralelním zřetězeném kodéru zahrnujícím N složkových kodérů (12), vytvoření přijatých složkových kódových slov z přijatých složených kódových slov, přičemž jednotlivá přijatá složková kódová slova jsou přijata jim odpovídajícími N složkovými dekodéry (24) složeného dekodéru (20) a každý složkový dekodér (24) také přijímá množinu a priori slabých rozhodnutí (softdecision) pro hodnoty datových bitů;

dekódování přijatých složkových kódových slov v iteračním procesu pomocí N složkových dekodérů (24) a (V- 1 prokládacích zařízení (14) pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí ze složeného dekodéru (20), kde každý z N složkových dekodérů (24) vytváří slabá rozhodnutí pro každý datový bit v datovém bloku v pořadí zakódovaném odpovídajícím složkovým kodérem (12), kde N - 1 prokládacích zařízení (14) každé prokládá slabá rozhodnutí z předchozího složkového dekodéru (24) pro vytvoření permutovaného bloku slabé informace následného složkového dekodéru (24), množina a priori slabých rozhodnutí pro první z TV složkových dekodérů (24) se vypočte za předpokladu, že hodnoty datových bitů jsou stejně pravděpodobné v první iteraci a poté zahrnuje první funkci slabých rozhodnutí, kde první funkce slabých rozhodnutí se přivádí zpět z TV-tého složkového dekodéru (24) přes první zařízení (28) pro odstranění prokládání, zahrnující N - 1 zařízení (30) pro odstranění prokládání odpovídající N - 1 prokládacím zařízením (14), kde N- 1 zařízení (30) pro odstranění prokládání, z nichž se skládá první zařízení (28) pro odstranění prokládání, se aplikuje v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace TV - 1 prokládacích zařízení (30), kde množina a priori slabých rozhodnutí pro každý další složkový dekodér (24) zahrnuje první funkci slabých rozhodnutí z předcházejícího sekvenčního složkového dekodéru (24); a odstranění prokládání v druhém zařízení (29) pro odstranění prokládání pro vytvoření druhé funkce slabých výstupních rozhodnutí z TV-tého složkového dekodéru (24) pro vytvoření slabého výstupního rozhodnutí složeného dekodéru (20) za použití TV - 1 zařízení (30) pro odstranění prokládání odpovídajících TV - 1 prokládacím zařízením (30), přičemž TV - 1 zařízení (30) pro odstranění prokládání druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání se aplikuje v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace TV- 1 prokládacích zařízení (30);

kdy použité kódy jsou nerekurzivní systematické konvoluční kódy s odstraňováním doplňkových bitů, a že každý z TV složkových dekodérů (24) zahrnuje cirkulámí maximum a posteriori dekodéry, přičemž cirkulámí maximum a posteriori dekodéry poskytují výchozí pravděpodobnostní rozložení stavů řešením problému vlastních vektorů.

-2CZ 296885 B6

Dalším předmětem podle vynálezu je paralelní zřetězený kodér, kde dekodér je upraven pro dekódování nerekurzivních systematických konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů.

Předmětem podle vynálezu je složený dekodér (20) pro dekódování paralelních zřetězených konvolučních kódů, který je upraven pro dekódování nerekurzivních systematických konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů a každý z N složkových dekodérů (24) zahrnuje cirkulámí maximum a posteriori dekodéry, kde cirkulámí maximum a posteriori dekodéry jsou aplikovány na cirkulámí mřížku s odstraňováním doplňkových bitů a dekodér je upraven pro nepřelo tržité prováděné přímé rekurze dokud stavové pravděpodobnosti nekonvergují.

Předmětem podle vynálezu je kódovací a dekódovací systém pro kódování a dekódování paralelních zřetězených konvolučních kódů, dekodér je upraven pro dekódování nerekurzivních systematických konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů a N složkových dekodérů (24) 15 zahrnuje cirkulámí maximum s posteriori dekodéry, které určují výchozí pravděpodobností rozložení stavů řešení problému vlastních vektorů.

Podle předkládaného vynálezu paralelních zřetězená konvoluční kódovací schémata používají nerekurzivní systematické konvoluční kódy (nenrecursive systematic convolutional - NSC) 20 s odstraňováním doplňkových bitů (tail-biting). Příslušný kodér používá cirkulámí maximální a posteriori (MAP) dekódování pro vytváření silných a slabých rozhodnutí. Použití kódů s odstraňováním doplňkových bitů řeší problém ukončení datové sekvence v turbo kódování, čímž se předchází snížení výkonnosti příslušného kodéru pro krátce zprávy. I když NSC kódy jsou v obecnosti asymptomaticky slabší než rekurzivní systematické konvoluční (RSC) kódy 25 využívající téže paměti při rostoucí délce bloku, volná vzdálenost NSC kódu je méně citlivá na délku bloku. Z tohoto důvodu je paralelní zřetězené kódování sNSC kódy výkonnější než při použití RSC kódů se stejnou velikostí paměti pro zprávy, které jsou kratší než je jistá prahová dálka datového bloku.

Přehled obrázků na výkresech

Různé vlastnosti a výhody předkládaného vynálezu se stanou zřejmými z podrobného vysvětlení podaného níže, které využívá přiložených obrázků, ve kterých obr. 1 je zjednodušené blokové 35 schéma znázorňující paralelní zřetězený kodér, obr. 2 je zjednodušené blokové schéma znázorňující dekodér pro paralelní zřetězené kódy, obr. 3 je zjednodušené blokové schéma znázorňující nerekurzivní systematický konvoluční kodér, užívají odstraňování doplňkových bitů, pro použití v kódovacích schématu podle předloženého vynálezu, obr. 4 je zjednodušené blokové schéma znázorňující cirkulámí MAP dekodér použitelný jako složkový dekodér pro paralelní zřetězené konvoluční kódovací schéma podle předkládaného vynálezu a obr. 5 je zjednodušené blokové schéma znázorňují alternativní provedení cirkulámího MAP dekodéru použitelného jako složkový dekodér pro paralelní zřetězené konvoluční kódovací 45 schéma podle předkládaného vynálezu.

Příklady provedení vynálezu

Obr. 1 je obecné blokové schéma zpracování 10 signálu v kodéru pro paralelní kódovací schéma, které zahrnuje složkové kodéry 12 v celkovém počtu N a operuje na blocích dat, přicházející ze zdroje. Datové bloky jsou permutovány podle prokládacího algoritmu v prokládacích zařízeních 14. Jak vyplývá z obrázku, pro N kodérů 12 je použito N — 1 překrývajících zařízení. Nakonec výstupy složkových kodérů jsou spojeny do jiného složkového zakódovaného slova formátová cím zařízením 16 složeného kódového slova. Formátovací zařízení složeného kódovaného slova je zvoleno tak, aby odpovídalo vlastnostem přenosového kanálu a může být následováno rámcovým formátovacím zařízením, které je zvoleno tak, aby odpovídalo přístupovým technikám použitým v přenosovém kanálu a komunikačním systému. Rámcové formátovací zařízení také může přidat další nutná doplňková data jako jsou ovládací bity a synchronizační symboly. Významné zlepšení výkonu kódování může být při paralelním zřetězeném kódování dosaženo v případě, že složkové kódy jsou systematické kódy. Kódové slovo (výstup) vytvořené systematickým kodérem obsahuje původní datové bity, přivedené na vstup kodéru a doplňkové paritní bity. (Redundance, přinášená vloženými paritními bity, je základ pro schopnost kódu provádět opravu chyb). Jestliže tedy jsou systematické kodéry používány v paralelním zřetězeném kodéru znázorněném na obr. 1, kódové slovo, vytvářené všem složkovými kodéry 12 obsahují vstupní datové bity. Jestliže formátovací zařízení 16 vytváří datový paket nebo složené kódové slovo zahrnující pouze paritní bity, vytvořené jednotlivými složkovými kodéry 12 a blokem informačních bitů, které mají být kódovány, je možno dosáhnout významného zlepšení ve výkonu složeného paralelního zřetězeného kódu tím, že se eliminují opakování informačních bitů v přenášeném složeném kódovém slově. Tak například jestliže složkový kodér 1 a složkový kodér 2 v kodéru používajícím paralelní zřetězený konvoluční kód (PCCC) sestávající ze dvou složkových kódů využívají oba kód o poměru 1/2, pak poměr složeného paralelního zřetězeného kódu vzroste z 1/4 pro nesystematické složkové kódy na 1/3 pokud jsou použity systematické složkové kódy.

Paralelní zřetězená kódovací schémata která používají rekurzivní systematické konvoluční (RSC) kódy byly v nedávné době předmětem intenzivního výzkumu. Tyto paralelní zřetězeného konvoluční kódy (PCCC) jsou také v literatuře známy jako „turbo“ kódy. Jak bylo uvedeno výše, bylo ukázáno, že tyto PCCC mohou dosáhnout impresivních výkonů ve smyslu poměru počtu bitových chyb (BET) k energii na bit vzhledem k šumové výkonové spektrální hustotě (Ei/N₀) pro relativně dlouhé zprávy, což znamená pro zprávy o deseti tisících nebo více bitech. Na druhé straně bylo ukázáno, že kódovací zisk spojený s použitím turbokódů významně klesá s klesající velikostí bloku neboť síla rekurzivních systematických konvolučních složkových kódů je velmi citlivá k délce bloku. Na druhé straně výkonnost nerekurzivních systematických konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů je nezávislá pro většinu praktických použití na délce bloku a získatelná výkonnost klesá pouze jestliže blok zakódovaných datových bitů je menší než minimální velikost, které je možno určit na základě vlastností rozhodovací hloubky NSC kódů.

Obr. 2 znázorňuje obecný dekodér 20 pro paralelní zřetězené kódy ve formě blokového schématu. Dekodér 20 sestává z následujících částí: konvertor 22 rozkládající složené kódované slovo na složková slova, kteiý konvertuje složené kódové slovo, přijmuté z přenosového kanálu na individuální přijatá kódová slova pro každý složkový dekodér 24; N složkových dekodérů 24 odpovídajících N složkovým kodérům z obr. 1 prokládacích zařízení 14 shodného typu (nebo shodných) s prokládacími zařízeními použitými v paralelním zřetězeném kodéru (obr. 1); a první a druhé zařízení pro odstranění prokládání 28 a 29, které mají obě přerovnávací charakteristiky ekvivalentní se sériovým zařízením N- 1 zařízení 30 pro odstranění prokládání odpovídajících N- 1 prokládacích zařízením, používaným pro kódování. Požadované uspořádání zařízení pro odstranění prokládání je znázorněno na obr. 2 a je opačné než je uspořádání prokládacích zařízení. Výstupy složkových dekodérů 24 představují nějaký typ slabé rozhodovací informace o odhadované hodnotě každého bitu v přijatelné kódovém slově. Například výstupy složkových dekodérů mohou být představovány první funkci pravděpodobnosti, že dekódované bity jsou 0 nebo 1 v závislosti na postupnosti symbolů, přijatých z přenosového kanálu. Příklad takové první funkce odstraňuje vliv podmíněné pravděpodobnosti P{d’_t = 0|P₍} na slabé výstupní rozhodnutí složkového dekodéru, které je po vhodné permutaci přenášeno na následující sekvenční složkový dekodér, přičemž P{d_t = je pravděpodobnost, že j-tý informační bit v okamžiku Z je 0 za předpokladu o hodnotěj-tého (systematického) bitu přijatého kanálového výstupního symbolu Y_t. Alternativně informace o slabé rozhodnutí, vydaném složkovým dekodérem 24 může být funkce pravděpodobnostního poměru

-4CZ 296885 B6 _Á(dĎ = - W} ₌ ¹ - - W} ^} Ρ{άί = ο\γί} p{di = o\Y{} nebo jako funkce logaritmu pravděpodobnostního poměru logfAft/jO].

Jak je ukázáno, N-tý složkový dekodér má druhý výstup, to jest druhou funkci podmíněné prav5 děpodobnosti pro hodnoty dekódovaných bitových hodnot nebo výše uvedených pravděpodobnostních poměrů. Jako příklad takové druhé funkce lze podat součin podmíněné pravděpodobnosti P{ď_t = 0|Ý;} a a priori pravděpodobnosti, že <1, = 0 získané z předchozího složkového dekodéru.

io Dekodér pro paralelní zřetězené kódy pracuje iterativně následujícím způsobem: První složkový dekodér (dekodér 1) vypočte množinu hodnot slabých rozhodnutí pro posloupnost informačních bitů, zakódovaných prvním složkovým kodérem na základě přijatého kódového slova a jakékoliv a priori informace o vyslaných informačních bitech. V první iteraci, jestliže nejsou žádné a priori informace o zdrojových statistikách, předpokládá se, zeje stejná pravděpodobnost, že bity jsou

0 nebo 1 (to jest P{bit = 0} = P {bit = 1} = 1/2). Hodnoty slabých rozhodnutí, vypočtené dekodérem 1 jsou potom překryty použitím stejného typu (nebo stejných) prokládacích zařízení které byly použity v kodéru k permutování bloků datových bitů pro druhý kodér. Tyto permutované hodnoty slabých rozhodnutí a odpovídající přijaté kódové slovo zahrnují vstupy pro následující složkový dekodér (dekodér 2). Permutované hodnoty slabých rozhodnutí přijaté z předchozího složkového dekodéru a prokládacího zařízení jsou použita v následujícím složkovém dekodéru jako apriori informace o datových bitech, určených k dekódování. Složkové dekodéry pracují sekvenčně tímto způsobem dokud N-tý dekodér neurčí množinu výstupních slabých rozhodnutí pro blok datových bitů, které byly kódovány kodérem. Následující krok je odstranění překrytí hodnot slabých rozhodnutí TV-tého dekodéru, jak bylo popsán výše. První dekodér potom operuje opět na přijatém kódovém slově používajíce nové hodnoty slabých rozhodnutí z TV-tého dekodéru jako jeho a priori informace. Práce dekodéru postupuje tímto způsobem po požadovaný počet informací. Jako výsledek závěrečné operace je posloupnost hodnot, které jsou druhou funkcí výstupních slabých rozhodnutí vypočtených TV-tým dekodérem, vyjmuta z překrytí s cílem získat data ve tvaru, ve kterém byla přijata PCCC kodérem. Počet iterací může být dán předem danou hodnotou a nebo může být určen dynamicky na základě určování konvergence dekodéru. Dekodér poskytuje informaci o slabých rozhodnutích která jsou funkcí pravděpodobnosti P{d_t ~ to jest podmíněné pravděpodobnosti, že y-tý datový bit vk-bitovém vstupním symbolu pro kodér v čase t je 0, za předpokladu, že je přijat soubor výstupů kanálu Y^1, / = {y_b ..., yi}. Navíc dekodér může poskytovat informaci o silných rozhodnutích jako funkci svých slabých výstupních rozhodnutí prostřednictvím rozhodovacího zařízení, které implementuje rozhodovací pravidlo, jako je jestliže P{d{ = 11^} > 1/2, pak d{ = 0, jestliže P{4 = lIV/'} < 1/2, pak d?_t = 1, __„_______________L_ *· · jinak náhodně přiřaď “t hodnotu 0 nebo 1.

Typické turbo dekodéry používají buď maximální a posteriori (MAP) dekodéry, jako například popsali L.R. Bahl, J. Cocke, F. Jelínek aj. Raviv v „Optimal Decoding of Linera Codes for Minimizing Symbol Error Rate“, IEEE Transactions on Information Theory, březen 1974, str. 284—287, nebo dekodéry používají „Soft Output Viterbi“ algoritmus (SOVA), jako příklad popsali J. Hagenauer a P. Hoeher v „A Viterbi Algorithm with Soft-Decision Outputs and its

Applications“, 1989 IEEE Globecom Conference, str. 1680-1686. MAP dekodér produkuje pravděpodobnost, že dekódovaný bit je 0 nebo 1. Na druhé straně SOVA dekodér typicky vypočítává pravděpodobnostní poměr

-5CZ 296885 B6

P{dekódovaný bit je 1} P{dekódovaný bit je 0} pro každý dekódovaný bit. Je zřejmé, že tento pravděpodobnostní poměr může být získán z P {dekódovaný bit je 1} a nebo naopak použitím vztahu P{dekódovaný bit je 0} = 1 - P {dekódovaný bit je 1}. Bylo zjištěno, že jistá výpočetní výhoda nastává, když buď MAP nebo SOVA 5 dekodér pracuje s logaritmem výpočetních poměrů, to jest s

P{dekódovaný bit je 1} P{dekódovaný bit je 0}

Bylo dokázáno, že kódovací zisk (schopnost opravy chyb), získaný s turbo kódy významně klesá a klesající velikostí datového bloku. Několik autorů přikládá toto chování primárně vlastnostem RSC kódů. Bylo ukázáno, že vlastnost vzdálenosti v RSC kódu roste s rostoucí délkou datového ío bloku. Naopak, minimální vzdálenost v RSC kódu klesá s klesající délkou datového bloku. Druhý problém je potíž s ukončením všech RSC kódů, obsahujících turbo kódovací schéma díky prokládání. Je nevýhodné, že nepříznivé efekty, vznikající z chybějícího zakončení postupnosti nebo z restrikcí týkajících se návrhu prokládajícího zařízení jsou významné a stávají se ještě významnějšími s klesající délkou datového bloku.

Podle předkládaného vynálezu složky kódy v paralelním zřetězeném konvolučním kódu zahrnují nerekurzivní systematické konvoluční kódy s odstraňováním doplňkových bitů. Použití takových kódů s odstraňováním doplňkových bitů řeší problém ukončení vstupní datové posloupnosti při turbo kódování, čímž je možné se vyhnout problému snižování výkonnosti dekodéru pro krátké 20 zprávy. I když jsou NSC kódy v obecnosti slabší než RSC kódy mající též množství paměti, volná vzdálenost v NSC kódech je méně citlivá na délku datového bloku. Proto se paralelní zřetězené kódování s NSC kódy chová lépe než RSC kódování se stejným množstvím paměti pro zprávy, které jsou kratší než předem daná prahová velikost datového bloku. Bod, kdy se výkonnosti kódovacích schémat sestávají je funkcí požadovaného poměru bitových chyb (BET) deko25 déru, množství chyb a kódovací paměti.

Obr. 3 ukazuje příklad nerekurzivního systematického konvolučního kodéru s odstraňováním doplňkových bitů pro použití v paralelním zřetězeném konvolučním schématu s kódovacím s poměrem = 1/2 a pamětí velikosti m podle předkládaného vynálezu. Pro potřeby definice výraz 30 (n, k, m) kodér označuje kodér ve kterém vstupní symboly obsahují k bitů, výstupní symboly obsahují n bitů a m = paměť kodéru v počtu ^-bitových symbolů. Pro ilustraci je obr. 3 nakreslen pro binární vstupní symboly, to jest k = 1. Předkládaný vynález však umožňuje pracovat s libovolnými hodnotami k, n a m.

Na počátku je přepínač 50 ve spodní poloze a L vstupních bitů je přeneseno do posuvného registru (shift register) 52, £ najednou (jeden vstupní symbol najednou pro tento příklad). Pro uložení Z-tého bitu do kodéru se přepínač přenese do horní polohy a kódování započne posunem prvního bitu z druhého posuvného registru 54 do nerekurzivního systematického kodéru, přičemž stav kodéru v tento okamžik je {b_L, b_Li,..., bi-^m-i)}· V tomto příkladě zahrnuje výstup kodéru 40 zpracovávaný vstupní bit a paritní bit, vytvořený v bloku 56 (znázorněn v tomto příkladě jako sčítání modul 2) jako funkce stavu kodéru a zpracovávaného vstupního symbolu. Kódování končí když je zakódován Z-tý bit.

Další předmět předkládaného vynálezu je představován dekodérem, odpovídajícím výše popsa45 nému paralelnímu zřetězenému kodéru, který zahrnuje cirkulámí MAP dekodér, tak jak je popsán přihlašovateli v současné podané patentové přihlášce US (RD-24,923), která je zde zahrnuta jako reference. Patentová přihláška US (RD-24,923) obzvláště zahrnuje cirkulámí MAP kodér použi

-6CZ 296885 B6 telný pro dekódování konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů. Cirkulámí MAP dekodér může poskytovat jak odhad zakódovaného datového bloku, tak i informaci o spolehlivosti dat pro zařízení, které je spotřebovává, například pro signální proces pro syntézu řeči, který tuto informaci může použít pro zakrývání přenosových chyb a nebo pro protokolový procesor pro datové pakety, který ji využívá jako míru pravděpodobnosti blokové chyby při rozhodování o opakovaných požadavcích.

Speciálně, jako je popsáno v patentové přihlášce (RD-24,923) cirkulámí MAP dekodér pro samoopravné mřížové (trellis) kódy, používající odstraňování doplňkových bitů, vytváří slabá výstupní rozhodnutí. Cirkulámí MAP dekodér poskytuje odvahy pravděpodobností stavů v první etapě mříže (trellis), a tyto pravděpodobnosti nahrazují a priori znalost výchozího stavu v konvenčním MAP dekodéru. Cirkulámí MAP dekodér poskytuje pravděpodobnostní rozdělení počátečního stavu v jednom ze dvou tvarů. První zahrnuje řešení problému vlastních hodnot pro které odpovídají vlastní vektor představuje požadované pravděpodobnostní rozdělení počátečního stavu a se znalostí počátečního stavu cirkulámí MAP dekodér provede zbytek dekódování podle obvyklého MAP dekódovacího algoritmu. Druhé je založeno na rekurzi, jejíž iterace konvergují k pravděpodobnostnímu rozdělení počátečního stavu. Po dostatečném počtu iterací je stav cirkulámí posloupnosti stavů znám s vysokou pravděpodobností a cirkulámí MAP dekodér provede zbytek dekódování podle obvyklého MAP dekódovacího algoritmu.

Cílem konvenčních MAP dekódovacího algoritmu je nalezení podmíněných pravděpodobností

P{stav m v čase 11 přijaty kanálové výstupyy_h y_L}.

Výraz L v tomto výrazu představuje délku datového bloku vyjádřenou v počtu kódovaných symbolů. (Kodér pro (n, k) kód pracuje s /-bitovými vstupními symboly a generuje «-bitové výstupní symboly. Výrazy y_t představuje kanálový výstup (výstupní symbol) v čase t.

MAP dekódovací algoritmus nejprve nalezne pravděpodobnosti:

Mm) = P{S_t = m;Y_I ^L}· (1) to jest sloučeninou pravděpodobnost, že stav kodéru S_t v čase t je m a je přijat soubor Λ = {y/,...,yi} kanálových výstupů. To jsou požadované pravděpodobnosti vynásobené konstantou (Ρ{Υ/}, která je rovná pravděpodobnosti přijetí souboru {y_hy_L} kanálových výstupů).

Definujme nyní prvky matice T_t jako

j) = P {stav j v čase /; y_t | stav i v čase t - 1}.

Matice T_t je vypočtena jako funkce kanálové přechodové pravděpodobnosti R(Y_t, X), pravděpodobnosti p_t(m/m ) že kodér provede přechod ze stavu m' do stavu m v čase t a pravděpodobnosti q_t (X!m', m), že výstupní symbol kodéru je X za předpokladu, že předchozí stav kodéru býl m 'a jeho současný stav je m.

Speciálně, každý prvek T_t je vypočten sečtením přes všechny možné výstupy X kodéru podle následujícího vzorce:

7_ř(m, m) = X). (2) x

MAP dekodéru vypočítává/, těchto matic, jednu pro každou mřížovou etapu. Matice jsou vytvořeny z přijatých výstupních symbolů v závislosti na povaze mřížových větší daného kódu. Nyní definujme M společných pravděpodobnostních prvků řádkového vektoru a_t jako

-7CZ 296885 B6 οφ) = P {števj v čase t; y_;,y_L} (3) a Mpodmíněných pravděpodobnostních prvků sloupcového vektoruβ, jako

PtG) = P {tt+z- · - Yl I stavy v čase t} (4)

pro j = 0,1,... , (M-l), kde Mje počet kódovaných stavů. (Povšimněme si, že matice a vektory jsou zde označeny s použitím tučného písma.

Kroky MAP dekódovacího algoritmu jsou následující:

(i) Vypočtou sett|, .... a_L následující přímou rekurzí:

a_t= Ot-ιΓί, t =1, ... L.(5) (ii) Vypočtou se následující zpětnou rekurzí:

fi_t = r_t+Ip_t+I,t=L-l1.(6) (iii) Vypočtou se prvky Λ jako:

Z_t(i) = a_t(i)P_t(i), pro všechna i, t, = 1, ..., L.(7) (iv) Naleznou se odpovídající hledané hodnoty. Například nechť je množina stavů S_t {S¹,, S²,,..., 5*¹,} taková, že j-tý prvek S_b označený S_t, je roven nule. Pro konvenční nerekurzivní mřížový kód platí, že S_t = j-tý datový bit v čase t. Slabé výstupní rozhodnutí dekodéru je proto kde P{Xi^L} = X_L(ffz) a zn je index, který odpovídá stavu S_t.

Silné rozhodnutí dekodéru neboli dekódovaný výstupní bit je získán použitím P{d_t= 0 | Yy} na následující rozhodnutí rozhodovací pravidlo jestliže P{d_t = fY/} > 1/2, pak = 0 jestliže P{(í_t = l\Yj} < 1/2, pak $ - 1_; jinak se do ^at náhodně dosadí hodnota 0 nebo 1.

Jako jiný příklad pro související hodnotu v kroku (iv) uvedeném výše je možné definovat matici pravděpodobností σ_ζ, jejíž prvky jsou definovány následujícím předpisem:

O? (i,j) = P {S_t_! = 1; St =j; Y_t ^L} = (i)y_t(i,

Tyto pravděpodobnosti jsou užitečné v případě, kdy je požadováno určit a posteriori pravděpodobnosti výstupních bitů kodéru.

-8CZ 296885 B6

Ve standardní aplikaci MAP dekódovacího algoritmu je přímá rekurze inicializována vektorem a₀ = (1, 0, 0) a zpětná rekurze je inicializována vektorem = (1, 0, 0)^T. Tyto výchozí podmínky jsou založeny na předpokladu, že výchozí stav kodéru je So = 0 a jeho koncový stav je S_L = 0.

Jedno provedení cirkulámího MAP dekodéru určuje pravděpodobnostní rozdělení výchozího stavu řešením problému vlastní hodnoty následujícím způsobem: Nechť a,, T_ta λ, představují totéž jako bylo uvedeno výše s tím rozdílem, že výchozí hodnoty a₀, fiijsou určeny takto:

Pl je rovno sloupcovému vektoru (111.... 1 )^T.

a₀ je neznámá proměnná (vektor).

Potom, (i) Vypočte se T₍pro t = 1,2, ..., L podle rovnice (2).

(ii) Najde se největší vlastní hodnota maticového součinu Γ]Γ₂.. .Γ_Δ. Odpovídající vlastní vektor se normalizuje tak, aby součet jeho složek byl roven jedné. Tento vektor je řešení pro Oq. Vlastní hodnota je PjTÚ}· (ii) Po sobě jdoucí a_t se vypočítají přímou rekurzí, která je definována rovnicí (5).

(iv) Vycházející z p_L, inicializovaného způsobem popsaným výše se vypočítají β, zpětnou rekurzí, která je definována rovnicí (6).

(v) Způsobem popsaným rovnicí (7) se vypočítají X_t stejně tak jako další požadované veličiny jako jsou například slabá výstupní rozhodnutí P{d_t = 0 | T/} nebo matice pravděpodobností σ₍ popsané výše.

Přihlašovatelé ukázali, že neznámá proměnná ao vyhovuje maticové rovnici

Z faktu, že tento vzorec vyjadřuje vztah mezi pravděpodobnostmi vyplývá, že součin matic Γ, na pravé straně rovnosti má svou největší vlastností hodnotu rovnou P{Y¹!} a odpovídající vlastní vektor musí být vektor pravděpodobností.

Vycházejíce z počátečního p_L = (111...1)⁷, rovnice (6) dává fi_LI. Opakované použití této zpětné rekurze tedy dává všechny β₍. Jakmile je známo ao a je dosazeno do p_L, všechny výpočty cirkulámího MAP dekodéru podle předkládaného vynálezu se provádějí v souladu s konvenčním MAP dekódovacím algoritmem.

Obr. 4 je zjednodušené blokové schéma znázorňující cirkulámí MAP dekodér 110 při dekódování samoopravných mřížových kódů s odstraňováním doplňkových bitů podle metody vlastního vektoru, která byla popsána výše. Dekodér 110 zahrnuje zařízení 112 pro výpočet Γ,, které vypočítává T_ř jakožto funkci kanálového výstupu y_t. Zařízení pro výpočet Γ, dostává jako vstup z paměti 130 následující hodnoty: přechodovou kanálovou pravděpodobnost R(Y_t,X), pravděpodobnost p_t(m/m') že kodér provede přechod ze stavu m 'do stavu m v čase t a pravděpodobnost qt(X\m',m), že výstupní symbol kodéru je Xza předpokladu, že předchozí stav kodéru byl m'a

-9CZ 296885 B6 jeho současný stav je m. Zařízení pro výpočet Γ, vypočítává každý prvek Γ, sčítáním přes všechny možné výstupyXkodéru na základě rovnice (2).

Vypočtené hodnoty Γ, se převedou do zařízení 114 pro násobení matic Γ/Γ₂...Γ_£ s využitím jednotkové matice 116, například získané zpaměti, přepínače 118 a zpožďovacího obvodu 120. V čase Z = 1 se jednotková matice přivede jako jeden ze vstupů zařízení pro výpočet maticového součinu. V následujících okamžicích Z = 2 až Z = L je maticový součin Γ_;Γ₂...Γ_;_₇ převáděn zpět přes zpožďovací obvod do zařízení pro výpočet maticového součinu. Potom, v čase Z = L je výsledná matice převedena prostřednictvím přepínače 121 do zařízení 122 pro výpočet normalizovaného vlastního vektoru, které provádí výpočet normalizovaného vlastního vektoru, odpovídajícího největšímu vlastnímu číslu maticového součinu, který byl tomuto zařízení přiveden jako vstup. Pokud je takto inicializováno ao, to jest je rovno vypočtenému vlastnímu vektoru, následující vektory a_t se určí rekurzivně na základě rovnice (5) v zařízení 124 pro výpočet maticového součinu s využitím zpožďovacího obvodu 126 a přepínacího obvodu 128, jak je ukázáno na obrázku. Odpovídající hodnoty Γ, jsou přitom získávány z paměti 130 a výsledné hodnoty /¾ jsou zpětně uchovávány v paměti 130.

Hodnoty p_t jsou určený v zařízení 132 pro výpočet maticového součinu s využitím přepínače 134 a zpožďovacího obvodu 136 na základě rovnice (6). Potom jsou vypočteny pravděpodobnosti λ_& vycházejíce při tom z hodnot a_t, a zařízení 140 pro výpočet součinu po složkách na základě rovnice (7). Hodnoty λ, jsou převedeny do zařízení 150 pro výpočet pravděpodobnosti hodnoty dekódovaného bitu, které určuje pravděpodobnost, že j-tý dekódovaný bit v čase t, to jest cH_t, je ' roven nule. Tato pravděpodobnost je předána do zařízení 152 pro provádění prahových rozhodnutí, které implementuje následující rozhodovací pravidlo: jestliže pravděpodobnost, určená zařízením 150. pro výpočet pravděpodobnosti hodnoty dekódovaného bitu je větší než 1/2, pak je rozhodnuto, že dekódovaný bit je roven nule, jestliže pravděpodobnost je menší než 1/2, pak je rozhodnuto, že dekódovaný bit je jedna a nakonec v případě, že určená pravděpodobnost je rovna 2, hodnota dekódovaného bitu je náhodně zvolena z hodnot 0 a 1. Výstup zařízení pro provádění prahových rozhodnutí dává výstupní bit dekodéru v čase t.

Na obr. 4 je také znázorněno, že pravděpodobnost, že dekódovaný bit se rovná nule, to jest P{d_t = 0 | FJ, je poskytována jako slabý výstup funkčnímu bloku 154 k výpočtu funkce této pravděpodobnosti, to jest hodnoty f(P{d_t = 0 | F_r}), jako je například hodnota . i , i - p{dt^! = o | v/} poměr pravděpodobnosti =1-P{dl = Q\Y?} která představuje slabé výstupní rozhodnutí dekodéru. Jinou užitečnou funkcí pravděpodobnosti P{ď, = 0|F,}je logpoměr pravděpodobností = log

Alternativně může být užitečnou funkcí pro blok 154 prostě identická funkce, takže slabý výstup je přímo P{d_t = 0 | F_ř}.

Alternativní provedení cirkulárního MAP dekodéru určuje stavové pravděpodobnostní rozložení rekurzivní metodou. Speciálně v jednom provedení (dynamická konvergenční metoda), rekurze pokračuje pokud není zjištěna konvergence dekodéru. V této rekurzivní metodě (nebo dynamické rekurzivní metodě) jsou kroky (ii) a (iii) výše uvedené metody založené na vlastním vektoru nahrazeny následujícím způsobem:

- 10CZ 296885 B6 (ii.a) Vycházejíce z počátečního a₀ rovného 1/M), kde M je počet stavů v mříži, se počítá přímá rekurze Z-krát. Výsledek se normalizuje tak aby součet prvků každého nového a, byl roven jedné. Výsledkem je všech Z vektorů a_t.

(ii.b) Nechť Oo se rovná a₀ L z předchozího kroku a, začínajíce v t = 1, vypočítá se prvních L^n, pravděpodobností vektorů a_t znova.

To znamená, že se vypočte

M-1 a_t(m) = prom-Ο,Ι,...,Μ- 1 a t = 1,2,... ,L + L_Wmin,

1=0 kde L_wmin je vhodný minimální počet mřížových etap. Normalizuje se jako předtím. Uchová se pouze nejnovější množina Z hodnot a nalezených rekurzí v krocích (ii.a) a (ii.b) a a_Lwmin nalezené předtím v kroku (ii.a).

(iic.) Porovnávají se a_Lwmin z kroku (ii.b) s předtím nalezenou množinou z kroku (ii.a). Jestliže M 15 odpovídajících prvků nového a starého a_Lwmin se nachází vjistém tolerančním rozmezí, pak se pokračuje krokem (iv), tak jak byl popsán výše, zatímco v opačném případě se pokračuje krokem (ii.d).

(ii.d) Položí se t = t + 1 a vypočte se a_t = α,-,Γ,, který se normalizuje stejným způsobem jako výše. Ponechá se pouze nejnovější množina Z vypočtených hodnot a a a, nalezené dříve v kroku (ii.a).

(ii.e). Nové hodnoty a_t se porovnají s množinou nalezenou dříve. Jestliže M nových a starých a, se nachází vjistém tolerančním rozmezí, pokračuje se krokem (iv). V opačném případě se pokra25 čuje krokem (ii.d) pokud dva nejnovější vektory nesouhlasí vzhledem k dané toleranční oblasti a jestliže počet rekurzí nepřekročil stanovené maximum (typicky 2Z), zatímco jinak se pokračuj v kroku (iv).

Tato metoda potom pokračuje kroky (iv) a (v), popsanými výše při popisu metody využívající 30 vlastní vektor a vytvoří slabá výstupní rozhodnutí a dekódované výstupní bity cirkulámího MAP dekodéru.

V jiném alternativním provedení cirkulámího MAP dekodéru, které je popsáno v patentové přihlášce US (RD-24,923), je rekurzivní metoda, popsána výše, modifikována tak, že dekodér musí 35 provést pouze předem daný, pevný počet mřížových etap podruhé, to jest s předem danou hloubkou opakování. To je výhodné z implementačních důvodů, neboť počet výpočtů, potřebných pro dekódování je tentýž jako je týž pro každý zakódovaný blok zprávy. Z toho pak vyplývá, že složitost hardwaru i softwaru je snížena.

Jednou z metod, jak odhadnout požadovanou hloubku opakování pro MAP dekódování u konvolučních kódu s odstraňováním doplňkových bitů je určit ji z experimentů s hardwarem a softwarem tak, že se implementuje cirkulámí MAP dekodér s proměnnou hloubkou opakování a jsou prováděny experimenty, ve kterých se měří poměr bitových chyb (BET) u dekódovaných bitů ve srovnání s hodnotou Ε)/Ν_ο pro postupně se zmenšující hodnoty hloubky opakování. Tím se určí minimální hloubka opakování dekodéru, která poskytuje minimální pravděpodobnost bitových chyb dekódovaných bitů pro určenou hodnotu Eb/N₀, a to tak, že je to hodnota, u níž další vzrůst hloubky opakování již nesnižuje pravděpodobnost chyb.

Jestliže poměr bitových chyb dekódovaných bitů, které je větší než minimum dosažitelné při 50 specifikované Eb/N₀, je přípustný, je možno redukovat počet mřížových etap provedených cirku-11 CZ 296885 B6 lámím MAP dekodérem. Speciálně hledání hloubky opakování, tak, jak bylo popsáno výše, může být prostě ukončeno jestliže je dosaženo požadované střední pravděpodobnosti chyb. Jiný způsob určení hloubky opakování prodaný kód je na základě používání distančních vlastností kódu. Za tímto účelem je třeba definovat dvě odlišné rozhodovací hloubky dekodéru.

Výraz „správná cesta“ zde bude používán pro posloupnost stav nebo cestu skrz mříž, která vychází z kódování bloku datových bitů. Výraz „nesprávná podmnožina uzlu“ znamená množinu všech nesprávných (mřížových) větví, vycházejících z uzlu na správné cestě a nebo z jeho následníků. Obě rozhodovací délky definované níže závisí na konvolučním kodéru.

Rozhodovací hloubka je definována následujícím způsobem:

(i) Přímá rozhodovací hloubka je e-chybovou korekci, označená jako LF(e), je definována jako první hloubka v mříži, ve které jsou všechny cesty v nesprávné podmnožině výchozího vrcholu na správné cestě, bez ohledu na to, zda se stýká se správnou cestou nebo ne, leží ve více než v Hammingově vzdálenosti 2e od správné cesty. Význam LF(e) je v tom, že jestliže existuje e nebo méně chyb před iniciálním vrcholem a je známo, že zde začíná kódování, pak dekodér musí dekódovat správně. Formální tabelace přímých rozhodovacích hloubek pro konvoluční kódy podali J. B. Anderson a K. Balachandran v „Decision Depths of Convolutional Codes“, IEEE 20 Transaction of Information Theory, svazek. IT-35, str. 455-459, březen 1989. Množství vlastností LF(e) bylo popsáno v uvedené referenci a také v článku J.B. Anderson a S. Mohan v Source and Channel Coding - An Algorithmic Approach, Kluwer Academie Publishers, Norwell, MA, 1991. Hlavní mezi těmito vlastnostmi je pozorování, že existuje jednoduchá lineární relace mezi LF a e. Například pro kódy s poměrem 1/2 je LF rovno přibližně 9,08e.

(ii) V následujícím kroku se definuje nesloučená rozhodovací hloubka pro e-chybovou korekci, LU(e), která je rovna první hloubce v mříži, ve které všechny cesty v mříži, které se nikdy nedotkly správné cesty, leží ve více než v Hammingově vzdálenosti 2e vzdáleny od správné cesty. Význam LU(e) pro cirkulámí MAP dekódování se slabými rozhodnutími je vtom, že pravděpodobnost identifikace stavu na skutečně vyslané cestě je vysoká poté, co dekodér provede

LU(e) mřížových etap. Proto je minimální hloubka opakování pro cirkulámí MAP dekódování rovna LU(e). Výpočty hloubky LU(e) ukazují, že je vždy větší než LF(e), ale vyhovuje stejným aproximačním zákonům. Z toho plyne, že minimální hloubka opakování může být určena jako přímá rozhodovací hloubka LF(e), pokud pro kód není známa nesloučená rozhodovací hloubka.

Nalezením minimální nesloučení rozhodovací hloubky pro daný kodér se nalezne nejmenší počet mřížových etap, které musí být provedeny praktickým cirkulámím dekodérem, který generuje slabá výstupní rozhodnutí. Algoritmus pro nalezení LF(e), přímé rozhodovací hloubky, podali J. B. Anderson a K. Balachandran v „Decision Depths of Convolutional Codes“, citovaném výše. 40 Pro nalezení LU (e) je třeba provést:

(i) Rozšířit mříž kódu zleva doprava, začínajíce ze všech uzlů mříže současně s výjimkou nulového stavu.

(ii) V každé úrovni vynechat každou cestu, která se spojuje se správnou (výhradně nulovou) cestou, ale nerozšiřovat žádnou cestu, vycházející ze správného (nulového) stavového uzlu.

(iii) V úrovni k se nalezne nejmenší Hammingova vzdálenost nebo váha mezi cestami, končícími v uzlech této úrovně.

50' (iv) Jestliže tato nejmenší vzdálenost překračuje 2e, ukončí výpočet, jinak je LU(e) = k.

Jak bylo popsáno s patentové přihlášce US (RD-29,923), experimenty provedené pomocí počítačové simulace vedly ke dvěma neočekávaným výsledkům:

- 12CZ 296885 B6 (1) opakované zpracování zlepšuje výkonnost dekodéru a (2) použití hloubky opakování LU(e) + LF(e) = 2LF(e) zlepšuje výkonnost dekodéru významným způsobem.

Proto výhodné provedení cirkulámího MAP dekódovacího algoritmu založeného na rekurzi zahrnuje následující kroky:

(i) Vypočtení Γ, pro t = 1,2, ... L vycházejíce z rovnice (2).

(ii) Vycházejíce z počátečního ao rovného (1/AL,..., UM), kde Mje počet stavů v mříži, provést přímou rekurzi podle rovnice (5) (L + £J-krát pro m = 1, 2, ..., (L+L_w), kde L_w, je hloubka opakování dekodéru. Index t v mříži má hodnoty ((w -1) mod L) + 1. Jestliže dekodér provádí opakování okolo posloupnosti symbolů přijaté z kanálu, a_L je zpracováno jako a_o. Výsledky se normalizují tak, že první každého nového a_t dávají v součtu jednotku. Ponechá se L nejnovějších vektorů «nalezených touto rekurzí.

(iii) Počínajíce od výchozího rovného (Z, ..., 1)ζ provede se zpětná rekurze podle rovnice (6) ((Z+LJ-krát pro u = 1,2,..., (L+L_w). Index t úrovně v mříži má hodnoty L - (u mod L). Jestliže dekodér provádí opakování kolem přijaté posloupnosti, /?₇ je použito jako fi_L+I a Ij je použito jako r_i+/ při výpočtu nového fi_L. Výsledky se normalizují tak, že prvky každého nového/?, dávají v součtu jednotku. Opět se ponechá L nejnovějších vektorů β, nalezených touto rekurzí.

Následující krok této výhodné rekurzivní metody je stejný jako krok (v) popsaný výše při popisu metody s vlastním vektorem a vytváří slabá rozhodnutí a dekódované bity, představující výstup cirkulámího MAP dekodéru.

Obr. 5 je zjednodušené blokové schéma znázorňující cirkulámí MAP dekodér 180 podle výhodné provedení předkládaného vynálezu. Dekodér 180 zahrnuje zařízení 182 pro výpočet hodnoty T_z, které vypočítává Γ, jako funkci kanálových výstupů y_t. Kanálové výstupy y_h...,y_L jsou předány zařízení pro výpočet Γ, prostřednictvím přepínače 184. Pokud je přepínač v dolní poloze, L kanálových výstupních symbolů je přivedeno do zařízení 182 pro výpočet hodnoty T_z a posuvného registru 186 v týž okamžik. Potom je přepínač 184 přepnut do horní polohy, což umožní, aby posuvný registr přesunul prvních L_w přijatých symbolů znovu do zařízení pro výpočet F„ to jet provede cirkulámí zpracování. Zařízení pro výpočet T_z dostává jako vstupy z paměti 130 kanálové přechodové pravděpodobnosti R(Y_b X), pravděpodobnosti pfm/mže kodér provede přechod ze stavu m 'do stavu m v čase t a pravděpodobnosti q_t(X/m 'ni), že výstupní symbol kodéru je A za předpokladu, že předchozí stav je m 'a současný stav je m. Zařízení pro výpočet T_z určuje každý prvek T_z sečtením přes všechny možné hodnoty X výstupu kodéru na základě rovnice (2).

Vypočtené hodnoty Γ, se předají zařízení 190 pro výpočet maticového součinu, které násobí matici Γ, s maticí «_z/, které dostane rekurzivně přes zpožďovací zařízení 192 a demultiplexor 194. Ovládací signál CNTRLI způsobí, že demultiplexor 194 zvolí v čase t = 1 -hodnotu «ό z paměti 196 jako jeden ze vstupů pro zařízení 190 pro výpočet maticového součinu. Pokud je 2 < t <_L, pak ovládací signál CNTRLI způsobí, že demultiplexor 194 zvolí «_z/ ze zpožďovacího zařízení 192 jako jeden ze vstupů pro zařízení 190 pro výpočet maticového součinu. Hodnoty T_z a «_zjsou uchovávány v paměti 196 požadovaným způsobem.

Vektory jsou vypočítány rekurzivně pro zařízení 200 pro výpočet maticového součinu přes zpožďovací zařízení 202 a demultiplexor 204. Ovládací signál CNTRL2 způsobí, že demultiplexor 204 zvolí v čase t = L-l hodnotu z paměti 196 jako jeden ze vstupů pro zařízení 200 pro výpočet maticového součinu. Pokud jeZ-2>í>l, pak ovládací signál CNTRL2 způsobí,

- 13 CZ 296885 B6 že demultiplexor 204 zvolí β_ί+Ι ze zpožďovacího zařízení 202 jako jeden ze vstupů pro zařízení

200 pro výpočet maticového součinu. Výsledné hodnoty β, jsou násobeny hodnotami a_t, získanými z paměti 196, v zařízení 206 pro násobení vektorů po prvních, čímž se vypočtou pravděpodobnosti λ,, jak bylo popsáno výše. Stejným způsobem jako bylo popsáno výše při popisu obr.

4 se hodnoty λ, dat použijí v zařízení 150 pro výpočet pravděpodobnosti hodnoty dekódovacího bitu, jehož výstup se přivádí do zařízení 152 pro provádění prahového rozhodnutí, které vytvoří výsledné výstupní bity dekodéru.

Na obr. 5 je také znázorněno, že podmíněná pravděpodobnost, že dekódovaný bit je roven nule ío (P{d, = 0 | Hz}) je předávána slabému výstupnímu funkčnímu bloku 154, který vypočítává funkci této pravděpodobnosti, to jest hodnotu fiP{d_t = 0 | F,}) takovou, jako je například pravděpodobnostní poměr i - P{4 = o IY’} p{4 = o| ví} jako slabé výstupní rozhodnutí dekodéru. Jiná užitečná funkce výrazuPjď, = 0 | F,} je

log pravděpodobnostní poměr = log >15 Jiná užitečná funkce, kterou může vypočítávat blok 154, je identická funkce, takže slabým výstupem je pak přímo P{cÍ_t = 0 | F,}.

Podle předkládaného vynálezu je možno zvýšit poměr paralelního zřetězeného kódovacího schématu využívajícího nerekurzivní systematický kód s odstraňováním doplňkových bitů vynechá20 ním zvolených bitů ve složeném kódovém slově, vytvořeném zařízením pro formátování složeného kódového slova podle vzoru výhodně zvoleného před přenášením bitů složeného kódového slova přenosovým kanálem. Tato technika je známa jako puncturing. Tento vzor je také znám dekodéru. Následující jednoduchý krok, prováděný převodníkem přijatého složeného kódového slova na složkové kódové slovo provádí požadovanou operaci dekodéru: převodník přijatého 25 složeného kódového slova na složkové kódové slovo pouze vkládá neutrální hodnoty za každý známý „punkturovaný“ bit v průběhu vytváření přijatého složkového kódového slova. Například neutrální hodnota je v případě antipodálního signalizování nad aditivním bílým Gaussovským šumovým kanálem. Zbytek činnosti dekodéru probíhá tak, jak bylo popsáno výše.

Rozšířenou představou bylo, že nerekurzivní systematické konvoluční kódy by nebyly užitečné jako složkové kódy v paralelních zřetězených kódovacích schématech, a to vzhledem k lepším distančním vlastnostem RSC kódů pro relativně velké datové bloky, jak bylo popsáno například v S. Benedetto a G. Montorsi, „Design of Parallel Concatenated Convolutional Codes“, IEEE Transactions on Communications, vyjde. Avšak, jak bylo popsáno výše, přihlašovatelé zjistili, že 35 minimální vzdálenost vNSC je méně citlivá na délku datového bloku a proto mohou být tyto kódy výhodně používány v komunikačních systémech, které přenášejí krátké bloky dat v přenosových kanálech s vysokou úrovní šumu. Navíc přihlašovatelé zjistili, že použití kódů s odstraňováním doplňkových bitů řeší problém ukončení posloupností vstupních dat v turbo kódech. Použití konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů jako složkových kódů v paralel40 nich zřetězených kódovacích schématech nebylo dosud navrženo. Proto předkládaný vynález podává paralelní zřetězené nerekurzivní systematické konvoluční schéma s odstraňováním doplňkových bitů, ve kterém dekodér zahrnuje cirkulámí MAP dekodér pro dekódování složkových konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů pro dosažení lepší výkonnosti než v konvenčních turbokódováních schématech v případě krátkých bloků dat, pokud je měřena 45 v poměru bitových chyb (BET) vzhledem k poměr signál/šum.

- 14CZ 296885 B6

Zatímco bylo ukázáno a popsáno výhodné provedení předkládaného vynálezu, je zřejmé, že takové provedení bylo podáno pouze jako příklad. Odborníkovi je zřejmé, že mohou být provedeny početné změny, obměny a nahrazení, aniž by se řešení odchýlilo od předmětu zde předkládaného vynálezu. V souladu s tím je předmět předkládaného vynálezu omezen pouze duchem a rozsahem přiložených patentových nároků.

Claims (46)

PATENTOVÉ NÁROKY

1. Způsob paralelního zřetězeného konvolučního kódování, zahrnující následující kroky přivedení bloku datových bitů do paralelního zřetězeného kodéru zahrnujícího N složkových kodérů (12) a N-l prokládacích zařízení (14) spojených do paralelního zřetězení;

kódování bloku datových bitů v prvním složkovém kodéru (12) aplikací kódu a z toho vyplývající vytvoření odpovídajícího prvního složkového kódového slova, zahrnujícího datové bity a paritní bity;

prokládání bloku datových bitů pro vytvoření permutovaného bloku datových bitů;

zakódování vzniklého permutovaného bloku datových bitů v následném složkovém kodéru (12) jeho aplikací na kód, a z toho vyplývající vytvoření odpovídajícího druhého složkového kódového slova, zahrnujícího datové bity a paritní bity;

opakování kroků prokládání a kódování vzniklého permutovaného bloku datových bitů ve zbývajících N-2 prokládacích zařízeních (14) a zbývajících N-2 složkových kodérech (12) a z toho vyplývající vytvoření složkových kódových slov zahrnujících datové bity a paritní bity; a formátování bitů složkových kódových slov pro vytvoření složených kódových slov, vyznačující se tím, že kódy jsou nerekurzivní systematické konvoluční kódy s odstraňováním doplňkových bitů.

2. Způsob podle nároku 1,vyznačující se tím, že formátovací krok se provádí tak, že složené kódové slovo zahrnuje pouze jeden výskyt každého bitu bloku datových bitů.

3. Způsob podle nároku 1,vyznačující se tím, že formátovací krok se provádí tak, že složené kódové slovo zahrnuje pouze bity zvolené z bitů nacházejících se ve složkových kódových slovech podle předem určeného vzoru.

4. Způsob dekódování paralelních zřetězených konvolučních kódů, zahrnující následující kroky:

příjem z přenosového kanálu složeného kódového slova, které zahrnuje formátovaný soubor bitů z množiny složkových kódových slov, které byly generovány použitím kódů na blok datových bitů v paralelním zřetězeném kodéru zahrnujícím N složkových kodérů (12), vytvoření přijatých složkových kódových slov z přijatých složených kódových slov, přičemž jednotlivá přijatá složková kódová slova jsou přijata jim odpovídajícími N složkovými dekodéry (24) složeného dekodéru (20) a každý složkový dekodér (24) také přijímá množinu a priori slabých rozhodnutí (softdecision) pro hodnoty datových bitů;

dekódování přijatých složkových kódových slov v iteračním procesu pomocí N složkových dekodérů (24) a N-l prokládacích zařízení (14) pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí ze složeného dekodéru (20), kde každý z N složkových dekodérů (24) vytváří slabá rozhodnutí pro každý datový bit v datovém bloku v pořadí zakódovaném odpovídajícím složkovým kodérem (12), kde N-l prokládacích zařízení (14) každé prokládá slabá rozhodnutí z předchozího složkového dekodéru (24) pro vytvoření permutovaného bloku slabé informace následného složkového dekodéru (24), množina a priori slabých rozhodnutí pro první z N složkových dekodérů (24) se

-15CZ 296885 B6 vypočte za předpokladu, že hodnoty datových bitů jsou stejně pravděpodobné v první iteraci a poté zahrnuje první funkci slabých rozhodnutí, kde první funkce slabých rozhodnutí se přivádí zpět z N-tého složkového dekodéru (24) přes první zařízení (28) pro odstranění prokládání, zahrnující N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání odpovídající N-l prokládacím zařízením (14), 5 kde N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání, z nichž se skládá první zařízení (28) pro odstranění prokládání, se aplikuje v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (30), kde množina a priori slabých rozhodnutí pro každý další složkový dekodér (24) zahrnuje první funkci slabých rozhodnutí z předcházejícího sekvenčního složkového dekodéru (24); a ío odstranění prokládání v druhém zařízení (29) pro odstranění prokládání pro vytvoření druhé funkce slabých výstupních rozhodnutí z N-tého složkového dekodéru (24) pro vytvoření slabého výstupního rozhodnutí složeného dekodéru (20) za použití N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání odpovídajících N-l prokládacím zařízením (30), přičemž N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání se aplikuje v opačném pořadí

5 kódování vzniklého permutovaného bloku datových bitů v následném složkovém kodéru (12) jeho aplikací na kód a tímto způsobem vytvoření odpovídajícího druhého složkového kódového slova, zahrnujícího datové bity a paritní bity;

opakování kroků prokládání a kódování vzniklého permutovaného bloku datových bitů ve zbývajících N-2 prokládacích zařízeních (14) a zbývajících N-2 složkových kodérech (12), a tímto io způsobem vytvoření složkových kódových slov, zahrnujících datové bity a paritní bity;

formátování bitů složkových kódových slov pro vytvoření složeného kódového slova;

vložení složeného kódového slova do kanálu;

příjem přijatého složeného kódového slova z přenosového kanálu;

vytvoření přijatých složkových kódových slov z přijatého složeného kódového slova;

5. Způsob podle nároku 4, vyznačující se tím, že počet iterací použití složkových dekodérů (24), prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání je roven předem danému číslu.

25

6. Způsob podle nároku 4, vyznačující se tím, že iterace použití složkových dekodérů (24), prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání pokračuje tak dlouho, dokud není zjištěna konvergence dekodéru, pakliže počet iterací je menší než maximální počet; v opačném případě se dekódování ukončí po maximálním počtu iterací; složkový dekodér (20) je uzpůsoben pro vytváření druhé funkce slabých výstupních rozhodnutí z N-tého složko30 vého dekodéru (24) jako svého slabého výstupního rozhodnutí přes druhé zařízení (29) pro odstranění prokládání.

7. Způsob podle nároku 4, vyznačující se tím, že dále zahrnuje krok implementace rozhodovacího pravidla pro vytvoření silných výstupních rozhodnutí (hard-decision) jako funkce

8. Způsob podle nároku 4, vyznačující se tím, že některé bity formátovaného souboru bitů jsou vyjmuty podle předem daného vzoru a dále zahrnuje krok vložení neutrálních hodnot na místo všech vyjmutých bitů při vytváření přijatých složkových kódových slov.

9. Způsob dekódování paralelních zřetězených konvolučních kódů, zahrnující následující kroky příjem z přenosového kanálu složeného kódového slova, které zahrnuje formátovaný soubor bitů z množiny složkových kódových slov, které byly generovány aplikací kódů na blok datových bitů v paralelním zřetězeném kodéru zahrnujícím N složkových kodérů (12), vytvoření přijatých slož-

10. Způsob kódování a dekódování paralelních zřetězených konvolučních kódů, zahrnující následující kroky přivedení bloku datových bitů do paralelního zřetězeného kodéru zahrnujícího N složkových kodérů (12) a N-l prokládacích zařízení (14) spojených do paralelního zřetězení;

kódování bloku datových bitů v prvním složkovém kodéru (12) jeho aplikací na kód a tím způsobem vytvoření odpovídajícího prvního složkového kódového slova zahrnujícího datové bity a paritní bity;

prokládání bloku datových bitů pro vytvoření permutovaného bloku datových bitů;

kódování vzniklého permutovaného bloku datových bitů v následném složkovém kodéru (12) jeho aplikací na kód a tím způsobem vytvoření odpovídajícího druhého složkového kódového slova zahrnujícího datové bity a paritní bity;

opakování kroků prokládání a kódování vzniklého permutovaného bloku datových bitů ve zbývajících N-2 prokládacích zařízeních (14) a zbývajících N-2 složkových kodérech (12), a tím způsobem vytvoření složkových kódových slov zahrnujících datové bity a paritní bity;

formátování bitů složkových kódových slov pro vytvoření složeného kódového slova; vložení složeného kódového slova do kanálu;

příjem přijatého složeného kódového slova z přenosového kanálu;

vytvoření přijatého složkového kódového slova zpřijatého složeného kódového slova;

poskytnutí každého jednotlivého přijatého složkového kódového slova odpovídajícímu dekodéru ze souboru N složkových dekodérů (24) složeného dekodéru (20), přičemž každý jednotlivý složkový dekodér (24) také přijímá množinu a priori pravděpodobností hodnot datových bitů;

dekódování přijatých složkových kódových slov v iteračním procesu pomocí N složkových dekodérů (24) a N-l prokládacích zařízení (14) pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí ze složeného dekodéru (20), kde N složkových dekodérů (24) každý vytváří slabá rozhodnutí pro každý datový bit v datovém bloku v pořadí, ve kterém byly kódovány v odpovídajícím složkovém kodéru (12), N-l prokládacích zařízení (14) každé prokládá slabá rozhodnutí z předchozího složkového dekodéru (24) pro vytvoření permutovaného bloku slabých rozhodnutí pro následný složkový dekodér (24), přičemž množina a priori slabých rozhodnutí pro první z N složkových dekodérů (24) se vypočte za předpokladu, že hodnoty datových bitů jsou stejně pravděpodobné

- 17CZ 296885 B6 v první iteraci a posléze zahrnují první funkci slabých rozhodnutí, a tato první funkce slabých rozhodnutí se přivádí zpět z N-tého dekodéru přes první zařízení (28) pro odstranění prokládání zahrnující N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání, odpovídajících N-l prokládacím zařízením (14), přičemž N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání prvního zařízení (28) pro 5 odstranění prokládání se aplikuje v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (14), množina a priori slabých rozhodnutí poskytovaných složkovému dekodéru (24) zahrnuje první funkci slabých rozhodnutí z předcházejícího sekvenčního složkového dekodéru (24);

a odstranění prokládání, v druhém zařízení (29) pro odstranění prokládání, druhé funkce slabých ío výstupních rozhodnutí z N-tého složkového dekodéru (24) pro vytvoření slabého výstupního rozhodnutí složeného dekodéru (20) za použití N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání odpovídajících N-l prokládacím zařízením (14), přičemž N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání se aplikuje v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (14),

11. Způsob podle nároku 10, vyznačující se tím, že formátovací krok se provádí tak, že složené kódové slovo zahrnuje pouze jeden výskyt každého bitu bloku datových bitů.

12. Způsob podle nároku 10, v y z n a č u j í c í se t í m , že formátovací krok se provádí tak, 25 že složené kódové slovo zahrnuje pouze zvolené bity z bitů obsažených ve složkových kódových slovech podle předem daného vzoru.

13. Způsob podle nároku 10, vyznačující se tím, že počet iterací použití složkových dekodérů (24), prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání je roven

14. Způsob podle nároku 10, vyznačující se tím, že iterace použití složkových dekodérů (24), N-l prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání pokračuje tak dlouho, dokud není zjištěna konvergence dekodéru, pokud počet iterací je menší než maxi-

15 přivedení každého jednotlivého přijatého složkového kódového slova odpovídajícímu dekodéru ze souboru N složkových dekodérů (24) složeného dekodéru (20), přičemž každý jednotlivý složkový dekodér (24) také přijímá množinu a priori pravděpodobností hodnot datových bitů;

dekódování přijatých složkových kódových slov v iteračním procesu pomocí N složkových dekodérů (24) a N-1 prokládacích zařízení (14) pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí ze 20 složeného dekodéru (20), přičemž každý z N složkových dekodérů (24) vytváří slabé rozhodnutí pro každý datový bit v datovém bloku v pořadí, ve kterém byly kódovány v odpovídajícím složkovém kodéru (12), každé z N-1 prokládacích zařízení (14) prokládá slabá rozhodnutí z předchozího složkového dekodéru (24) pro vytvoření permutovaného bloku slabých rozhodnutí pro následný složkový dekodér (24), množina a priori slabých rozhodnutí pro první 25 z N složkových dekodérů (24) se vypočte za předpokladu, že hodnoty datových bitů jsou stejně pravděpodobné v první iteraci a posléze zahrnují první funkci slabých rozhodnutí, přičemž tyto první funkce slabých rozhodnutí se přivádí zpět z N-tého dekodéru přes první zařízení (28) pro odstranění prokládání zahrnující N-1 zařízení (30) pro odstranění prokládání odpovídajících N-1 prokládacím zařízením (14), kde N-1 zařízení (30) pro odstranění prokládání prvního zařízení 30 (28) pro odstranění prokládání se aplikuje v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-1 prokládacích zařízení (14) a množina a priori slabých rozhodnutí přivedená na každý další složkový dekodér (24) zahrnuje první funkci slabých rozhodnutí z předcházejícího sekvenčního složkového dekodéru (24); a odstranění prokládání, v druhém zařízení (29) pro odstranění prokládání, u druhé funkce slabých 35 výstupních rozhodnutí z N-tého složkového dekodéru (24), pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí složeného dekodéru (20) za použití N-1 zařízení (30) pro odstranění prokládání, odpovídajících N-1 prokládacím zařízením (14), přičemž N-1 zařízení (30) pro odstranění prokládání druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání se aplikuje v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-1 prokládacích zařízení (14),

15 vyznačující se t í m , že použité kódy jsou nerekurzivní systematické konvoluční kódy s odstraňováním doplňkových bitů a dekódovací krok se provádí pomocí N složkových dekodérů (24), přičemž N složkových dekodérů (24) zahrnuje cirkulámí maximum a posteriori dekodéry a cirkulámí maximum a posteriori dekodéry určují výchozí pravděpodobnostní rozložení stavů řešením problému vlastních vektorů.

15 vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (30), vyznačující se tím, že použité kódy jsou nerekurzivní systematické konvoluční kódy s odstraňováním doplňkových bitů, a že každý z N složkových dekodérů (24) zahrnuje cirkulámí maximum a posteriori dekodéry, přičemž cirkulámí maximum a posteriori dekodéry poskytují výchozí pravděpodobností rozložení stavů řešením problému vlastních vektorů.

16. Způsob podle nároku 10, vyznačující se tím, že formátovací krok dále zahrnuje 45 krok vyjmutí zvolených bitů z bitů složkových kódových slov podle předem daného vzoru, a složené kódové slovo zahrnuje složené kódové slovo bez vyjmutých bitů, a dále zahrnuje krok vložení neutrálních hodnot na místo všech vyjmutých bitů při vytváření přijatých složkových kódových slov.

50

17. Způsob kódování a dekódování paralelních zřetězených konvolučních kódů, zahrnující následující kroky přivedení bloku datových bitů do paralelního zřetězeného kodéru zahrnujícího N složkových kodérů (12) a N-l prokládacích zařízení (14) spojených do paralelního zřetězení;

- 18CZ 296885 B6 kódování blok datových bitů v prvním složkovém kodéru (12) jeho aplikací na kód a tímto způsobem vytvoření odpovídajícího prvního složkového kódového slova zahrnujícího datové bity a paritní bity;

prokládání blok datových bitů pro vytvoření permutovaného bloku datových bitů;

18. Způsob podle nároku 17, vyznačující se tím, že formátovací krok se provádí tak, že složené kódové slovo zahrnuje pouze jeden výskyt každého bitu bloku datových bitů.

-19CZ 296885 B6

19. Způsob podle nároku 17, vyznačující se tím, že formátovací krok se provádí tak, že složené kódové slovo zahrnuje pouze bity zvolené z bitů nacházejících se ve složkových kódových slovech podle předem daného vzoru.

20. Způsob podle nároku 17, vyznačující se tím, že počet iterací aplikací složkových dekodérů (24), prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání je roven předem danému číslu.

-21 CZ 296885 B6 kódů na blok datových bitů v paralelním zřetězeném kodéru, a pro vytvoření souboru

N odpovídajících přijatých složkových kódových slov z přijatého složeného kódového slova;

soubor N složkových dekodérů (24), přičemž každý jednotlivý dekodér je připojen k zařízení (22) pro konverzi složeného kódového slova na složková kódová slova pro příjem odpovídajícího přijatého složkového kódového slova, přičemž každý jednotlivý dekodér je také připojen k prostředkům vydávajícím množinu a priori slabých rozhodnutí pro hodnoty datových bitů, a každý z N složkových dekodérů (24) obsahuje prostředky pro slabá rozhodnutí pro každý datový bit v datovém bloku v pořadí, ve kterém byly kódovány v odpovídajícím složkovém kodéru (12) v paralelním zřetězeném kodéru;

soubor N-l prokládacích zařízení (14), z nichž každé je upraveno pro prokládání slabých rozhodnutí z odpovídajícího složkového dekodéru (24) pro vytvoření permutovaného bloku slabých rozhodnutí pro následný složkový dekodér (24); a N složkových dekodérů (24) a N-l prokládacích zařízení (14) je spojeno vazbou pro implementaci iteračního procesu dekódujícího přijatá kódová slova pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí složeného dekodéru (20);

první zařízení (28) pro odstranění prokládání, zahrnující N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání odpovídajících N-l prokládacím zařízením (14), kde N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání první zařízení (28) pro odstranění prokládání je uzpůsobeno pro aplikaci v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (14), kde množina a priori slabých rozhodnutí pro první z N složkových dekodérů (24) se vypočte za předpokladu, že hodnoty datových bitů jsou stejně pravděpodobné v první iteraci a posléze zahrnují první funkci slabých rozhodnutí, kde první funkce slabých rozhodnutí se přivede zpět zN-tého dekodéru a přes první zařízení (28) pro odstranění prokládání, kde množina a priori slabých rozhodnutí pro každý další složkový dekodér (24) zahrnuje první funkci slabých rozhodnutí z předcházejícího sekvenčního složkového dekodéru (24); a druhé zařízení (29) pro odstranění prokládání, zahrnující NH zařízení (30) pro odstranění prokládání, odpovídajících N-l prokládacím zařízením (14) a N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání je uzpůsobeno pro aplikaci v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (14), a druhé zařízení (29) pro odstranění prokládání je uzpůsobeno pro použití druhé funkce slabých výstupních rozhodnutí zN-tého složkového dekodéru (24) pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí složeného dekodéru (20);

vyznačující se tím, že dekodér je upraven pro dekódování nerekurzivních systematických konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů a každý z N složkových dekodérů (24) zahrnuje cirkulámí maximum a posteriori dekodéry, kde cirkulámí maximum a posteriori dekodéru jsou aplikovány na cirkulámí mřížku s odstraňováním doplňkových bitů a dekodér je upraven pro nepřetržité prováděné přímé rekurze dokud stavové pravděpodobnosti nekonvergují.

21. Způsob podle nároku 17, v y z n a č u j í c í se t í m , že iterace aplikací složkových dekodérů (24), N-l prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání pokračují tak dlouho, dokud není zjištěna konvergence dekodéru, pokud počet iterací je menší než maximální počet; v opačném případě se dekódování ukončí po maximálním počtu iterací; složený dekodér (20) poskytuje druhou funkci slabých výstupních rozhodnutí zN-tého složkového dekodéru (24) jako své slabé výstupní rozhodnutí prostřednictvím druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání.

22. Způsob podle nároku 17, vyznačující se tím, že dále zahrnuje krok implementace rozhodovacího pravidla pro vytvoření silných výstupních rozhodnutí jako funkce slabého výstupního rozhodnutí složeného dekodéru (20).

-23 CZ 296885 B6 slova, které zahrnuje pouze bity zvolené z bitů nacházejících se ve složkových kódových slovech podle předem daného vzoru.

23. Způsob podle nároku 17, vyznačující se tím, že formátovací krok dále zahrnuje krok vyjmutí zvolených bitů z bitů ze složkových kódových slov podle předem daného vzoru, a složené kódové slovo zahrnuje složené kódové slovo bez vyjmutých bitů, a dále zahrnuje krok vložení neutrálních hodnot na místo všech vyjmutých bitů při vytváření přijatých složkových kódových slov.

24. Paralelní zřetězený kodér, zahrnující:

soubor N složkových kodérů (12) a soubor N-l prokládacích zařízení (14) spojených do paralelního zřetězení pro systematickou aplikaci kódů na blok datových bitů a různé permutace bloku datových bitů a pro vytvoření složkových kódových slov zahrnujících datové bity a paritní bity;

a formátovací zařízení (16) složeného kódového slova pro formátování souboru bitů ze složkových kódových slov pro vytvoření složeného kódového slova, vyznačující se tím, že dekodér je upraven pro dekódování nerekurzivních systematických konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů.

25. Kodér podle nároku 24, vyznačující se tím, že formátovací zařízení (16) složeného kódového slova je upraveno pro vytvoření složeného kódového slova, které zahrnuje pouze jeden výskyt každého bitu bloku datových bitů.

26. Kodér podle nároku 24, vyznačující se tím, že formátovací zařízení (16) složeného kódového slova je upraveno pro vytvoření složeného kódového slova, které zahrnuje pouze bity zvolené z bitů nacházejících se ve složkových kódových slovech podle předem daného vzoru.

27. Složený dekodér (20) pro dekódování paralelních zřetězených konvolučních kódů, zahrnující:

zařízení (22) pro konverzi složeného kódového slova na složková kódová slova, které je připojeno k přenosovému kanálu pro příjem složeného kódového slova, přičemž složené kódové slovo zahrnuje bity zvolené ze souboru N složkových kódových slov, které byly generovány aplikací kódů na blok datových bitů v paralelním zřetězeném kodéru, a pro vytvoření souboru N odpovídajících přijatých složkových kódových slov z přijatého složeného kódového slova;

soubor N složkových dekodérů (24), přičemž každý jednotlivý dekodér je připojen k zařízení (22) pro konverzi složeného kódového slova na složková kódová slova pro příjem odpovídajícího

-20CZ 296885 B6 přijatého složkového kódového slova, přičemž každý jednotlivý dekodér je také připojen k prostředkům vydávajícím množinu a priori slabých rozhodnutí pro hodnoty datových bitů, a každý zN složkových dekodérů (24) obsahuje prostředky pro slabá rozhodnutí pro každý datový bit v datovém bloku v pořadí, ve kterém byly kódovány v odpovídajícím složkovém kodéru (12) v paralelním zřetězeném kodéru;

soubor N-l prokládacích zařízení (14), z nichž každé je upraveno pro prokládání slabých rozhodnutí z odpovídajícího složkového dekodéru (24) pro vytvoření permutovaného bloku slabých rozhodnutí pro následný složkový dekodér (24); a N složkových dekodérů (24) a N-l prokládacích zařízení (14) je spojeno vazbou pro implementaci iteračního procesu dekódujícího přijatá kódová slova pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí složeného dekodéru (20);

první zařízení (28) pro odstranění prokládání, zahrnující N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání odpovídajících N-l prokládacím zařízením (14), kde N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání prvního zařízení (28) pro odstranění prokládání je uzpůsobeno pro aplikaci v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (14), kde množina a priori slabých rozhodnutí pro první z N složkových dekodérů (24) se vypočte za předpokladu, že hodnoty datových bitů jsou stejně pravděpodobné v první iteraci a posléze zahrnují první funkci slabých rozhodnutí, kde první funkce slabých rozhodnutí se přivede zpět z N-tého dekodéru a přes první zařízení (28) pro odstranění prokládání, kde množina a priori slabých rozhodnutí pro každý další složkový dekodér (24) zahrnuje první funkci slabých rozhodnutí z předcházejícího sekvenčního složkového dekodéru (24); a druhé zařízení (29) pro odstranění prokládání, zahrnující N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání, odpovídajících N-l prokládacím zařízením (14) a N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání, je uzpůsobeno pro aplikaci v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (14), a druhé zařízení (29) pro odstranění prokládání je uzpůsobeno pro použití druhé funkce slabých výstupních rozhodnutí z N-tého složkového dekodéru (24) pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí složeného dekodéru (20), vyznačující se tím, že dekodér je upraven pro dekódování nerekurzivních systematických konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů a N složkových dekodérů (24) zahrnuje cirkulámí maximum a posteriori dekodéry, které určují výchozí pravděpodobnostní rozložení stavů řešením problému vlastních vektorů.

28. Dekodér podle nároku 27, vyznačující se tím, že počet iterací aplikace složkových dekodérů (24), prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání je roven předem danému číslu.

29. Dekodér podle nároku 27, vyznačující se tím, že iterace aplikací složkových dekodérů (24), prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání pokračuje tak dlouho, dokud není zjištěna konvergence dekodéru, pakliže počet iterací je menší než maximální počet; v opačném případě se dekódovací ukončí po maximálním počtu iterací; a složený dekodér (20) je uzpůsoben pro vytváření druhé funkce slabých výstupních rozhodnutí z N-tého složkového dekodéru (24) jako svého slabého výstupního rozhodnutí prostřednictvím druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání.

30. Dekodér podle nároku 27, vyznačující se tím, že dále zahrnuje rozhodovací zařízení (152) pro implementaci rozhodovacího pravidla pro vytvoření silných výstupních rozhodnutí jako funkce slabého výstupního rozhodnutí složeného dekodéru (20).

30 předem danému číslu.

31. Složený dekodér (20) pro dekódování paralelních zřetězených konvolučních kódů, zahrnující:

zařízení (22) pro konverzi složeného kódového slova na složková kódová slova, které je připojeno k přenosovému kanálu pro příjem složeného kódového slova, přičemž složené kódové slovo zahrnuje bity zvolené ze souboru N složkových kódových slov, které byly generovány aplikací

32. Dekodér podle nároku 31, vyznačující se tím, že počet iterací aplikace složkových dekodérů (24), prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání je roven předem danému číslu.

33. Dekodér podle nároku 31, vyznačující se tím, že iterace aplikací složkových dekodérů (24), prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání pokračuje tak dlouho, dokud není zjištěna konvergence dekodéru, pakliže počet iterací je menší než maximální počet; v opačném případě se dekódování ukončí po maximálním počtu iterací; a složený dekodér (20) je uzpůsoben pro vytváření druhé funkce slabých výstupních rozhodnutí z N-tého složkového dekodéru (24) jako svého slabého výstupní rozhodnutí prostřednictvím druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání.

34. Dekodér podle nároku 31, vy značující se tím, že dále zahrnuje rozhodovací zařízení (152) pro implementaci rozhodovacího pravidla pro vytvoření silných výstupních rozhodnutí jako funkce slabého výstupního rozhodnutí složeného dekodéru (20).

-22CZ 296885 B6

35. Kódovací a dekódovací systém pro kódování a dekódování paralelních zřetězených konvolučních kódů, zahrnující:

paralelní zřetězený kodér zahrnující soubor N složkových kodérů (12) a soubor N-l prokládacích zařízení (14) kodéru spojených do paralelního zřetězení pro systematickou aplikaci kódů na blok datových bitů a různé permutace bloku datových bitů, a tímto způsobem vytvoření složkových kódových slov zahrnujících datové bity a paritní bity;

formátovací zařízení (16) složeného kódového slova pro formátování souboru bitů ze složkových kódových slov pro vytvoření složeného kódového slova;

zařízení (22) pro konverzi složeného kódového slova na složková kódová slova pro příjem složeného kódového slova z přenosového kanálu a pro jeho použití pro vytvoření souboru N odpovídajících přijatých složkových kódových slov;

soubor N složkových dekodérů (24), přičemž každý jednotlivý dekodér je připojen k zařízení (22) pro konverzi složeného kódového slova na složková kódová slova pro příjem odpovídajícího přijatého složkového kódového slova, přičemž každý jednotlivý dekodér je také připojen k prostředkům vydávajícím množinu a priori slabých rozhodnutí pro hodnoty datových bitů, a každý z N složkových dekodérů (24) obsahuje prostředky pro slabá rozhodnutí pro každý datový bit v datovém bloku v pořadí, ve kterém byly kódovány v odpovídajícím složkovém kodéru (12) v paralelním zřetězeném kodéru;

soubor N-l prokládacích zařízení (14), z nichž každé je upraveno pro prokládání slabých rozhodnutí z odpovídajícího složkového dekodéru (24) pro vytvoření permutovaného bloku slabých rozhodnutí pro následný složkový dekodér (24); a N složkových dekodérů (24) a N-l prokládacích zařízení (14) je spojeno vazbou pro implementaci iteračního procesu dekódujícího přijatá kódová slova pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí složeného dekodéru (20);

první zařízení (28) pro odstranění prokládání, zahrnující N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání odpovídajících N-l prokládacím zařízením (14), kde N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání první zařízení (28) pro odstranění prokládání je uzpůsobeno pro aplikaci v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (14), kde množina a priori slabých rozhodnutí pro první z N složkových dekodérů (24) se vypočte za předpokladu, že hodnoty datových bitů jsou stejně pravděpodobné v první iteraci a posléze zahrnují první funkci slabých rozhodnutí, kde první funkce slabých rozhodnutí se přivede zpět z N-tého dekodéru a přes první zařízení (28) pro odstranění prokládání, kde množina a priori slabých rozhodnutí pro každý další složkový dekodér (24) zahrnuje první funkci slabých rozhodnutí z předcházejícího sekvenčního složkového dekodéru (24); a druhé zařízení (29) pro odstranění prokládání, zahrnující N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání, odpovídajících N-l prokládacím zařízením (14) a N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání je uzpůsobeno pro aplikaci v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (14), a druhé zařízení (29) pro odstranění prokládání je uzpůsobeno pro použití druhé funkce slabých výstupních rozhodnutí z N-tého složkového dekodéru (24) pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí složeného dekodéru (20), vyznačující se ti m , že dekodér je upraven pro dekódování nerekurzivních systematických konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů a N složkových dekodérů (24) zahrnuje cirkulámí maximum a posteriori dekodéry, které určují výchozí pravděpodobnostní rozložení stavů řešením problému vlastních vektorů.

35 mální počet; v opačném případě se dekódování ukončí po maximálním počtu iterací a složený dekodér (20) poskytuje druhou funkci slabých výstupních rozhodnutí z N-tého složkového dekodéru (24) jako své slabé výstupní rozhodnutí prostřednictvím druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání.

35 slabých výstupních rozhodnutí složeného dekodéru (20).

36. Kódovací a dekódovací systém podle nároku 35, vy z n a č uj í c í se t í m , že formátovací zařízení (16) složeného kódového slova je upraveno pro vytváření složeného kódového slova, které zahrnuje pouze jeden výskyt každého bitu bloku datových bitů.

37. Kódovací a dekódovací systém podle nároku 35, v y z n a č uj í c í se t í m , že formátovací zařízení (16) složeného kódového slova je upraveno pro vytváření složeného kódového

38. Kódovací a dekódovací systém podle nároku 35, vyznačující se tím, že počet iterací aplikací složkových dekodérů (24), prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání je roven předem danému číslu.

39. Kódovací a dekódovací systém podle nároku 35, vy z n a č uj í c í se t í m , že je upraven pro provádění iterace aplikací složkových dekodérů (24), prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání pokračuje tak dlouho, dokud není zjištěna konvergence dekodéru, pakliže počet iterací je menší než maximální počet; a pro ukončení dekódování v opačném případě ukončí po maximálním počtu iterací; a složený dekodér (20) je uzpůsoben pro vytváření druhé funkce slabých výstupních rozhodnutí z N-tého složkového dekodéru (24) jako svého slabého výstupního rozhodnutí prostřednictvím druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání.

40. Kódovací a dekódovací systém podle nároku 35, vyznačující se tím, že dále zahrnuje rozhodovací zařízení (152) pro implementaci rozhodovacího pravidla pro vytvoření silných výstupních rozhodnutí jako funkce slabých výstupních rozhodnutí dekodéru.

40 vyzná c u j í c í s e tím , že použité kódy jsou nerekurzivní systematické konvoluční kódy s odstraňováním doplňkových bitů a dekódovací krok se provádí použitím N složkových dekodérů (24), přičemž N složkových dekodérů (24) zahrnuje cirkulární maximum a posteriori dekodéry a cirkulární maximum a posteriori dekodéry operují na cirkulární mřížce s odstraňováním doplňkových bitů a přímá rekurze se provádí nepřetržitě dokud se nedosáhne konvergence stavo45 vých pravděpodobností.

40 15. Způsob podle nároku 10, vyznačující se tím, že dále zahrnuje krok implementace rozhodovacího pravidla pro vytvoření silných výstupních rozhodnutí jako funkce slabého výstupního rozhodnutí složeného dekodéru (20).

41. Kódovací a dekódovací systém pro kódování a dekódování paralelních zřetězených konvolučních kódů, zahrnující:

paralelní zřetězený kodér zahrnující soubor N složkových kodérů (12) a soubor N-l prokládacích zařízení (14) kodéru spojených do paralelního zřetězení pro systematickou aplikaci kódů na blok datových bitů a různé permutace bloku datových bitů, a tímto způsobem vytvoření složkových kódových slov zahrnujících datové bity a paritní bity;

formátovací zařízení (16) složeného kódového slova pro formátování souboru bitů ze složkových kódových slov pro vytvoření složeného kódového slova;

zařízení (22) pro konverzi složeného kódového slova na složková kódová slova pro příjem složeného kódového slova z přenosového kanálu a pro jeho použití pro vytvoření souboru N odpovídajících přijatých složkových kódových slov;

soubor N složkových dekodérů (24), přičemž každý jednotlivý dekodér je připojen k zařízení (22) pro konverzi složeného kódového slova na složková kódová slova pro příjem odpovídajícího přijatého složkového kódového slova, přičemž každý jednotlivý dekodér je také připojen k prostředkům vydávajícím množinu a priori slabých rozhodnutí pro hodnoty datových bitů, a každý zN složkových dekodérů (24) obsahuje prostředky pro slabá rozhodnutí pro každý datový bit v datovém bloku v pořadí, ve kterém byly kódovány v odpovídajícím složkovém kodéru (12) v paralelním zřetězeném kodéru;

soubor N-l prokládacích zařízení (14), z nichž každé je upraveno pro prokládání slabých rozhodnutí z odpovídajícího složkového dekodéru (24) pro vytvoření permutovaného bloku slabých rozhodnutí pro následný složkový dekodér (24); a N složkových dekodérů (24) a N-l prokládacích zařízení (14) je spojeno vazbou pro implementaci iteračního procéšu dekódujícího přijatá kódová slova pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí složeného dekodéru (20);

první zařízení (28) pro odstranění prokládání, zahrnující N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání odpovídajících N-l prokládacím zařízením (14), kde N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání první zařízení (28) pro odstranění prokládání je uzpůsobeno pro aplikaci v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (30), kde množina a priori slabých rozhodnutí pro první z N složkových dekodérů (24) se vypočte za předpokladu, že hodnoty datových bitů jsou stejně pravděpodobné v první iteraci a posléze zahrnují první funkci slabých rozhodnutí, kde první funkce slabých rozhodnutí se přivede zpět z N-tého dekodéru a přes první zařízení (28) pro odstranění prokládání, kde množina a priori slabých rozhodnutí pro každý další složkový dekodér (24) zahrnuje první funkci slabých rozhodnutí z předcházejícího sekvenčního složkového dekodéru (24); a .

-24CZ 296885 B6 druhé zařízení (29) pro odstranění prokládání, zahrnující N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání, odpovídajících N-l prokládacím zařízení (14) a N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání je uzpůsobeno pro aplikaci v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (30), a druhé zařízení (29) pro odstranění prokládání je uzpůsobeno pro použití druhé funkce slabých výstupních rozhodnutí zN-tého složkového dekodéru (24) pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí složeného dekodéru (20), vyznačující se tím, že dekodér je upraven pro dekódování nerekurzivních systematických konvolučních kódů s odstraňováním doplňkových bitů a každý z N složkových dekodérů (24) zahrnuje cirkulámí maximum a posteriori dekodéry, kde cirkulámí maximum a posteriori dekodéry jsou uzpůsobeny pro aplikaci na cirkulámí mřížku s odstraňováním doplňkových bitů a nepřetržité provádění přímé rekurze dokud stavové pravděpodobnosti nekonvergují.

42. Kódovací a dekódovací systém podle nároku 41,vyznačující se tím, že formátovací zařízení (16) složeného kódového slova je upraveno pro vytváření složeného kódového slova, které zahrnuje pouze jeden výskyt každého bitu bloku datových bitů.

43. Kódovací a dekódovací systém podle nároku 41,vyznačující se tím, že formátovací zařízení (16) složeného kódového slova je upraveno pro vytváření složeného kódového slova, které zahrnuje pouze bity zvolené z bitů nacházejících se ve složkových kódových slovech podle předem daného vzoru.

44. Kódovací a dekódovací systém podle nároku 41, vyznačující se tím, že počet iterací aplikací složkových dekodérů (24), prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání je roven předem danému číslu.

45. Kódovací a dekódovací systém podle nároku 41, vy z n a č uj í c í se t í m , že dekodér je upraven pro provádění iterace aplikací složkových dekodérů (24), prokládacích zařízení (14) a zařízení (28, 29) pro odstranění prokládání tak dlouho, dokud není zjištěna konvergence dekodéru, pakliže počet iterací je menší než maximální počet; a pro ukončení dekódování v opačném případě po maximálním počtu iterací; a složený dekodér (20) je uzpůsoben pro vytváření druhé funkce slabých výstupních rozhodnutí z N-tého složkového dekodéru (24) jako svého slabého výstupního rozhodnutí prostřednictvím druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání.

45 kových kódových slov z přijatého složeného kódového slova, přičemž každé jednotlivé přijaté složkové kódové slovo je přijímáno odpovídajícím dekodérem ze souboru N složkových dekodérů (24) složeného dekodéru (20), přičemž každý jednotlivý složkový dekodér (24) také přijímá množinu a priori slabých rozhodnutí pro hodnoty datových bitů;

dekódování přijatých složkových kódových slov v iteračním procesu pomocí N složkových 50 dekodérů (24) a N-l prokládacích zařízení (14) pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí ze složeného dekodéru (20), přičemž každý z N složkových dekodérů (24) vytváří slabá rozhodnutí pro každý datový bit datového bloku v pořadí zakódovaném odpovídajícím složkovým kodérem (12), N-l prokládacích zařízení (14) každé prokládá slabá rozhodnutí z předcházejícího složkového dekodéru (24) pro vytvoření permutovaného bloku slabé informace pro následný složkový

- 16CZ 296885 B6 dekodér (24), přičemž množina a priori slabých rozhodnutí pro první z N složkových dekodérů (24) se vypočítává za předpokladu, že hodnoty datových bitů jsou stejně pravděpodobné pro první iteraci a poté zahrnují první funkce slabých rozhodnutí, přičemž první funkce slabých rozhodnutí se přivádí zpět z N-tého složkového dekodéru (24) přes první zařízení (28) pro odstranění prokládání, zahrnující N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání, odpovídajících N-l prokládacím zařízením (14), přičemž N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání prvního zařízení (28) pro odstranění prokládání se aplikuje v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládacích zařízení (14), množina a priori slabých rozhodnutí poskytnutých každému dalšímu složkovému dekodéru (24) zahrnuje první funkci slabých rozhodnutí z předcházejícího sekvenčního složkového dekodéru (24); a odstranění prokládání v druhém zařízení (29) pro odstranění prokládání pro druhou funkci slabých výstupních rozhodnutí z N-tého složkového dekodéru (24) pro vytvoření slabých výstupních rozhodnutí složeného dekodéru (20) za použití N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání odpovídajících N-l prokládacím zařízením (14), kde N-l zařízení (30) pro odstranění prokládání druhého zařízení (29) pro odstranění prokládání se aplikuje v opačném pořadí vzhledem k pořadí aplikace N-l prokládací zařízení (14) vyznačující se tím, že použité kódy jsou nerekurzivní systematické konvoluční kódy s odstraňováním doplňkových bitů a každý z N složkových dekodérů (24) zahrnuje cirkulámí maximum a posteriori dekodéry, kde cirkulámí maximum a posteriori dekodéry jsou aplikovány na cirkulační mřížku s odstraňováním doplňkových bitů a přímá rekurze se nepřetržitě provádí dokud stavové pravděpodobnosti nekonvergují.

46. Kódovací a dekódovací systém podle nároku 41,vyznačující se tím, že dále zahrnuje rozhodovací zařízení (152) pro implementaci rozhodovacího pravidla pro vytvoření silných výstupních rozhodnutí jako funkce slabých výstupních rozhodnutí dekodéru.