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Die
Erfindung betrifft allgemein die Technologie des Schutzes von Bits
vor Übertragungsfehlern
in einem digitalen drahtlosen Kommunikationssystem. Insbesondere
betrifft die Erfindung die Aufgabe, sicherzustellen, dass der Grad
des Schutzes, den jedes Bit in einer digitalen Informationseinheit
erfährt,
die zu übertragen
ist, seiner relativen Bedeutung innerhalb der digitalen Informationseinheit
entspricht.
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Digitale
drahtlose Sender, wie zum Beispiel Radiosender, die in Mobilstationen
und Basisstationen von Mobilfunksystemen verwendet werden, verarbeiten
digitale Informationen in diskreten Einheiten, die normalerweise
als Datenübertragungsblöcke bezeichnet
werden. In einem als Beispiel dienenden Fall, bei dem die digitalen
Informationen, die übertragen
werden sollen, ein Sprachsignal repräsentieren, enthält ein Datenübertragungsblock
alle Informationen, die eine Empfangsstation benötigt, um ein kurzes Zeitintervall
einer sprachlichen Äußerung zu
reproduzieren. Die typische Länge
eines solchen Intervalls beträgt
20 Millisekunden.
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Die
Bits eines Datenübertragungsblocks
besitzen eine unterschiedliche Bedeutung in Bezug auf die subjektive
Sprachqualität,
die reproduziert werden kann. Es kann Bits oder Bitsequenzen geben,
ohne deren korrekte Form es völlig
unmöglich
ist, das kurze Zeitintervall von sprachlicher Äußerung in einer sinnvollen Weise
zu reproduzieren. Andererseits kann der Datenübertragungsblock auch solche
Bits oder Bitsequenzen enthalten, die sicherlich benötigt werden,
um das kurze Zeitintervall von sprachlicher Äußerung mit hoher wiedergabetreue
zu reproduzieren, bei denen jedoch ein Fehler in diesen Bits oder
Bitsequenzen nur eine kleine Verzerrung für die subjektive Sprachqualität verursacht,
die ein menschlicher Zuhörer
erfährt.
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Vom
Stand der Technik ist bekannt, wie man die unterschiedliche Bedeutung
verschiedener Bits erkennt und für
verschiedene Grade des Schutzes vor Übertragungsfehlern je nach
der relativen Bedeutung der Bits sorgt. 1 ist ein
schematisches Teildiagramm eines digitalen Senders nach dem Stand
der Technik, bei dem ein Quellcodierer 101 einen quellcodierten
Bitstrom erzeugt. Wenn der Sender von 1 zum Digitalisieren
und Übertragen
von Sprache verwendet wird, ist der Quellcodierer 101 ein
Sprachcodierer, der eine gewisse algorithmenähnliche lineare Prädiktionscodierung
implementiert, um ein Sprachsignal in einen quellcodierten Bitstrom
zu konvertieren. Dieser Bitstrom läuft in den Kanalcodierer 102,
der Redundanz hinzufügt.
Der Zweck der Kanalcodierung besteht darin, die digitalen Informationen
vor Übertragungsfehlern
zu schützen, d.h.
die empfangende Station in die Lage zu versetzen, die ursprünglichen
Bitwerte so zuverlässig
wie möglich zu
reproduzieren und zumindest jegliche Übertragungsfehler festzustellen
und möglichst
auch zu korrigieren, die im Übertragungskanal
aufgetreten sind. Ein Verschachtelung erzeugender, Zeichengruppen
(Bursts) bildender und modulierender Block 103 nimmt die
codierten digitalen Informationen auf und konvertiert sie in Hochfrequenzbitgruppen,
die durch die Luft übertragen
werden können.
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Innerhalb
des bekannten Kanalcodierblocks 102 von 1 befindet
sich zuerst ein Umordnungsgrundelement 110, dessen Aufgabe
es ist, die Bits, die den Inhalt eines Datenübertragungsblocks ausmachen
sollen, umzuordnen. Die Ordnung, die durch das Grundelement 110 erzeugt
wird, ist derart, dass sie bezüglich des
Grades an Schutz vor Übertragungsfehlern
und in Abhängigkeit
von der relativen Bedeutung der Bits als optimal angesehen wird.
Im Beispiel von 1 unterteilt das Umordnungsgrundelement 110 die
Bits eines Datenübertragungsblocks
nach abnehmender Bedeutung in drei Klassen: Klasse 1a, Klasse 1b
und Klasse 2. Davon sind die Bits, die zu Klasse 1a gehören, so
wichtig, dass sie mit einem zyklischen Blockprüfungscode (CRC-Code) geschützt werden
müssen.
Ein CRC-Berechnungsblock 111 berechnet eine CRC-Kontrollsumme über die
Klasse 1a-Bits. Diese Kontrollsumme wird als Eingangsinformation
in den Faltungscodierungs- und Puncturing-Block 112 zusammen
mit den Klasse 1a-Bits und den Klasse 1b-Bits selbst eingegeben.
Der Faltungscodierer 112 codiert die Bits, die eingegeben
wurden, mit einem bestimmten Faltungscode und verwendet Puncturing,
d.h. löscht
bestimmte faltungscodierte Bits gemäß einem vorher festgelegten
Bitmuster, um ein Codierergebnis zu erzeugen, bei dem die Zahl der
Bits pro Zeiteinheit gleich einer bestimmten vordefinierten Bruttobitrate
ist.
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Die
Reihenfolge, in der die Faltungscodierung und das Puncturing ausgeführt werden,
ist normalerweise derart, dass die Klasse 1a-Bits zuerst codiert
werden, unmittelbar danach die Bits der CRC-Kontrollsumme und die
Klasse 1b-Bits erst nach den Bits der CRC-Kontrollsumme. Der Bitbereich,
der die Klasse 1a-Bits und die CRC-Kontrollsumme umfasst, wird normalerweise
im Faltungscodierungs- und Puncturing-Block 112 codiert,
so dass für
alle Bitpositionen innerhalb dieses Bereichs gleicher Fehlerschutz
erreicht wird. Das liegt daran, dass festgestellt wurde, dass die
Fehlerfeststellung auf CRC-Basis effektiver ist, wenn das Fehlerfeststellverhalten
für alle
Bitpositionen gleich ist, als wenn einige Bitpositionen in dem CRC-bezogenen
Bitbereich einen besseren Schutz erfahren als andere, wobei der
bessere Schutz auf Kosten der Schutzleistung für andere Bits in diesem Bereich
erreicht wird.
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Das
Ergebnis des Codierens läuft,
zusammen mit den Klasse 2-Bits, die überhaupt keiner CRC-Berechnung
oder Faltungscodierueg unterworfen wurden, in den Verschachtelung
erzeugenden, Zeichengruppen bildenden und modulierenden Block 103 ein.
Das Kombinieren der CRC-geschützten und/oder
faltungscodierten Bits mit den nicht codierten Klasse 2-Bits wird
in 1 schematisch als Multiplexer 113 repräsentiert. Die
Reihenfolge, in der die Bits der verschiedenen Teile des Datenübertragungsblocks
intern in Block 102 verarbeitet werden, wird im untersten
Teil von 1 gezeigt: Zuerst kommen die
faltungscodierten Klasse 1a-Bits 120, dann die faltungscodierten
CRC-Kontrollsummenbits 121, dann die faltungscodierten
und durch Puncturing behandelten Klasse 1b-Bits und dann die Klasse
2-Bits. Innerhalb jeder Klasse sind die Bits dieser Klasse in der
Reihenfolge angeordnet, die durch ihre abnehmende relative Bedeutung
für die
subjektive Sprachqualität
bestimmt wird.
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2 ist
eine schematische Teildarstellung eines Empfängers nach dem Stand der Technik,
der zum Empfangen der Übertragungen
vom Sender von 1 verwendet wird. Empfangene Übertragungen
werden demoduliert und von ihrem verschachtelten Burstformat in
ein Datenübertragungsblockformat
in Block 201 zerlegt. Ein Kanaldecoder 202 entfernt
die Kanalcodierung von jedem Datenübertragungsblock und leitet
die kanaldecodierten Datenübertragungsblöcke an einen
Quelldecoder 203 weiter. Der Quelldecoder 203 ist
das Gegenstück
zum Quellcodierer 101 im Sender; mit Bezug auf die Übertragung
von Sprache konvertiert er zum Beispiel ein codiertes Sprachsignal
in einem Strom von digitalen Abtastwerten, der zur Digital/Analog-Umwandlung
und zur akustischen Wiedergabe in einem Lautsprecher bereit ist.
Um die Effekte der Kanalcodierung umkehren zu können, umfasst der Kanaldecoder 202 einen
Demultiplexer 210, der die uncodierten Klasse 2-Bits trennt
und den Rest der Bits in einen Block 211 zur Aufhebung
des Puncturing und zur Viterbi-Decodierung schickt, um Faltungscode
zu entfernen. Es gibt andere Decodierungsverfahren als die Viterbi-Decodierungsalgorithmen;
die breite Anwendbarkeit von Viterbi-Algorithmen hat jedoch dazu
geführt,
dass die Decodierung von Faltungscodes normalerweise als Viterbi-Decodierung bezeichnet
wird. Die Ausgabe des Blocks 211 zur Aufhebung des Puncturing
und zur Viterbi-Decodierung umfasst die CRC-Kontrollsummenbits, die
Klasse 1a-Bits und die Klasse 1b-Bits. Davon werden die die ersten
beiden in den CRC-Neuberechnungsblock 212 übernommen,
der kontrolliert, ob die CRC-Kontrollsumme, die aus den empfangenen
Klasse 1a-Bits berechnet wurde, zu der passt, die aus ihnen innerhalb
des Datenübertragungsblocks
berechnet wurde. Eine Nichtübereinstimmung
bewirkt, dass der CRC-Neuberechnungsblock 212 den Quelldecoder über einen
festgestellten Fehler mit dem so genannten CRC-Flag informiert.
Die Klasse 1a-, Klasse 1b- und Klasse 2-Bits, von denen die ersten
beiden decodiert sind, kommen alle in einen Block 213,
dessen Zweck es ist, die Umordnung, die im Umordnungsgrundelement 110 des
Senders vorgenommen wurde, rückgängig zu
machen.
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Die
Umordnungs- und Kanalcodierungsvorrichtungen nach dem Stand der
Technik sind darauf gerichtet, die statistische Wahrscheinlichkeit
eines Bitfehlers an einer bestimmten Bitposition zu einer monoton
wachsenden Funktion der Ordnungsnummer der Bitposition innerhalb
eines Datenübertragungsblocks
zu machen. 3 zeigt jedoch, dass die Vorrichtung
nach dem Stand der Technik, die in 1 gezeigt
wird, dieses Ziel nicht erreicht. Kurve 301 in 3 illustriert
die statistische Wahrscheinlichkeit eines Bitfehlers an jeder Bitposition
für einen
Sprachdatenübertragungsblock
von 140 Bitpositionen, die beobachtet wurde, wenn 6812 zufällig ausgewählte Sprachdatenübertragungsblöcke durch
einen simulierten, Fehler erzeugenden Funkkanal geschickt wurden.
Diese als Beispiel dienenden Datenübertragungsblöcke umfassten
Klasse 1a-Bits in den Bitpositionen 1 bis 52, CRC-Kontrollsummenbits
in den Positionen 53 bis 62 und Klasse 1b-Bits in den Positionen
63 bis 140. In die Datenübertragungsblöcke wurden
keine Klasse 2-Bits aufgenommen. 3 zeigt,
dass der allgemeine Trend korrekt ist: Die Kurve 301 zeigt
eine allgemein anwachsende Wahrscheinlichkeit für Fehler zum Ende des Datenübertragungsblocks
hin. Die Funktion, die von Kurve 301 repräsentiert
wird, ist jedoch nicht monoton wachsend. Es gibt sogar große lokale
Abweichungen vom angestrebten Verhalten der Kurve, die an bestimmten
Punkten in der rechten Hälfte
der Kurve als deutliche Spitzen nach oben und unten zu sehen sind.
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Die
Dokumente des Standes der Technik WO-A-99/39442, WO-A-00/35136 und Ju
Mi Lee et al.: „A rate
adaptive convolutional coding method for multicarrier DS/CDMA systems
[Ein Ratenanpassungs-Faltencodierungsverfahren für Mehrträger-DS/CDMA-Systeme]", MTLCOM 2000 PROCEEDINGS
22. Oktober 2000–25.
Oktober 2000, S. 932–936,
offenbaren bekannte Merkmale der Faltungscodierung und des Puncturing.
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Es
ist ein Ziel der vorliegenden Erfindung, ein Verfahren und eine
Vorrichtung zur Optimierung der Beziehung zwischen der relativen
Bedeutung von Bits und dem Grad des Schutzes zu optimieren, den
diese Bits innerhalb einer Datenübertragungsblockstruktur
erfahren.
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Die
Ziele der Erfindung werden durch Umordnen dieser Bits erreicht,
deren faltungscodierte Darstellungen dem Puncturing unterworfen
werden.
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Eine
erste Erscheinungsform der Erfindung ist ein Verfahren zur Verarbeitung
von Datenübertragungsblöcken von
digitalen Informationen in einem Sender, bevor sie über eine
drahtlose Kommunikationsverbindung an einen Empfänger übertragen werden. Das Verfahren
gemäß dieser
Erscheinungsform der Erfindung ist durch das gekennzeichnet, was
im charakteristischen Teil des unabhängigen Anspruchs, der sich
mit einem solchen Verfahren befasst, angeführt wird.
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Außerdem gilt
die Erfindung für
ein Verfahren zur Erzeugung von Tabellen zur Umordnung und umgekehrten
Umordnung mit dem Zweck, die Wahrscheinlichkeitsverteilung von Übertragungsfehlern
bei der Übertragung
von Datenübertragungsblöcken mit
digitalen Informationen über
eine drahtlose Verbindung zwischen einem Sender und einem Empfänger zu
optimieren. Das Verfahren gemäß dieser
Erscheinungsform der Erfindung wird durch das gekennzeichnet, was
im charakteristischen Teil des selbständigen Anspruchs, der sich mit
einem solchen Verfahren befasst, angeführt wird.
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Die
Erfindung wird auch für
einen Sender und einen Empfänger
verwendet, die durch das gekennzeichnet sind, was im charakteristischen
Teil der selbständigen Ansprüche, die
sich mit einem Sender bzw. Empfänger
befassen, angeführt
wird.
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Bei
der Forschungsarbeit, die zu der vorliegenden Erfindung führte, wurde
festgestellt, dass Puncturing die Tendenz besitzt, Abweichungen
von einem erwarteten Verhalten der Fehlerwahrscheinlichkeitskurve zu
verursachen, die die statistische Wahrscheinlichkeit für Bitfehler
an jeder Bitposition eines Datenübertragungsblocks
darstellt. Augenscheinlich verursacht Puncturing eine gewisse statistische
Ansammlung von Fehlern in bestimmten Bitpositionen und um diese
herum. Der Mechanismus ist theoretisch nicht leicht zu verstehen.
Bei der vorliegenden Erfindung wurde jedoch festgestellt, dass zumindest
praktische Erfahrungen zum Vorhersagen und zur Kontrolle des Fehler
erzeugenden Effekts des Puncturing eingesetzt werden können.
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Gemäß der Erfindung
wird ein bestimmter Bereich von Bits in einem Datenübertragungsblock
so umgeordnet, dass die am wenigsten wichtigen Bits in diesem Bereich
in die Positionen gebracht werden, in denen die Wahrscheinlichkeit
von Bitfehlern am größten ist.
Es ist von Vorteil, dass der Bereich von Bits, für den ein solcher Arbeitsgang
ausgeführt
wird, der Bereich ist, der die Bits umfasst, die der Faltungscodierung
und dem Puncturing, nicht aber der CRC-Kontrollsummenberechnung
unterworfen werden sollen. In der Ausdrucksweise der Beschreibung
des Standes der Technik betrifft dies die Klasse 1b-Bits.
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Es
ist sehr vorteilhaft, dass die Umordnungstabellen, gemäß denen
die Umordnung ausgeführt
wird, durch Experimentieren und/oder Simulation bestimmt werden.
Ein Empfänger
muss über
die Umordnungstabelle informiert sein, die ein Sender verwendet.
Das bedeutet, dass es entweder nur eine Umordnungstabelle gibt,
die für
jede Kanalcodiervorrichtung festgelegt ist, so dass, nach der direkten
oder indirekten Vereinbarung der kommunizierenden Teilnehmer über die
Wahl der Kanalcodierung sie automatisch auch über die anwendbare Umordnungstabelle
informiert sind, oder dass es ein Mittel für den Sender und Empfänger gibt,
um separat eine Umordnungstabelle zu vereinbaren, die sie verwenden
werden. Natürlich
muss der Empfänger
auch ein Verarbeitungsgrundelement enthalten, das zum Rückgängigmachen
des Effekts einer solchen Umordnung eingerichtet ist.
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Die
neuartigen Merkmale, die als charakteristisch für die Erfindung angesehen werden,
werden insbesondere in den beigefügten Ansprüchen dargelegt. Die Erfindung
selbst wird jedoch sowohl bezüglich
ihres Aufbaus als auch ihrer Betriebsverfahren, zusammen mit zusätzlichen
Zielen und deren Vorteilen, am besten aus der folgenden Beschreibung
der speziellen Ausführungsformen
verstanden, wenn diese in Verbindung mit den beigefügten Zeichnungen
gelesen wird.
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1 illustriert
einen bekannten drahtlosen Sender,
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2 illustriert
einen bekannten drahtlosen Empfänger,
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3 illustriert
bestimmte beobachtete Fehlerwahrscheinlichkeiten in einer bekannten Übertragungsvorrichtung,
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4 illustriert
das Prinzip eines Senders gemäß einer
Ausführungsform
der Erfindung,
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5 illustriert
das Erzeugen von Tabellen zur Umordnung und umgekehrten Umordnung
gemäß der Erfindung,
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6 illustriert
das Prinzip eines Empfängers
gemäß einer
Ausführungsform
der Erfindung,
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7 illustriert
bestimmte beobachtete Fehlerwahrscheinlichkeiten in einer Übertragungsvorrichtung gemäß der Erfindung.
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4 ist
eine schematische Teilansicht eines drahtlosen Senders gemäß einer
Ausführungsform
der Erfindung. Der Gesamtaufbau des Senders ähnelt sehr dem eines bekannten
Senders: Ein Quellcodierer 101 erzeugt einen quellcodierten
Bitstrom, der in den Kanalcodierer 402 zum Hinzufügen von
Redundanz läuft.
Ein Verschachtelung erzeugender, Zeichengruppen bildender und modulierender
Block 103 nimmt die kanalcodierten digitalen Informationen
auf und konvertiert sie in Hochfrequenzbitgruppen, die durch die
Luft übertragen
werden können.
Selbst innerhalb des Kanalcodierblocks 402 von 4 tritt
zuerst die bekannte Umordnungsvorrichtung 110 auf, deren
Aufgabe es ist, die Bits, die den Inhalt eines Datenübertragungsblocks
bilden sollen, umzuordnen. Das Grundelement 110 ist gleich
dem entsprechenden bekannten Teil in 1: Es unterteilt
die Bits eines Datenübertragungsblocks
in drei Klassen nach abnehmender Bedeutung: Klasse 1a, Klasse 1b
und Klasse 2. Ferner sind die Merkmale der Verwendung eines CRC-Berechnungsblocks 111 zur
Berechnung einer CRC-Kontrollsumme über die
Klasse 1a-Bits und das Eingeben dieser Kontrollsumme als Eingabeinformationen
in einen Faltungscodierungs- und Puncturing-Block 112 zusammen
mit den Klasse 1a-Bits dieselben wie in 1.
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Jedoch
werden gemäß der Erfindung
die Klasse 1b-Bits nicht direkt aus dem Umordnungsgrundelement 110 in
den Faltungscodierungs- und Puncturing-Block 112 eingegeben.
Stattdessen gibt es zumindest konzeptionell einen zusätzlichen
Umordnungsblock 411, der die Klasse 1b-Bits in ihrer bekannten
Ordnung, die durch das Umordnungsgrundelement 110 erzeugt
wurde, aufnimmt und sie in einer Reihenfolge anordnet, die detailliert
unten besprochen wird. Die umgeordneten Klasse 1b-Bits werden dann
in den Faltungscodierungs- und Puncturing-Block 112 eingegeben.
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Wieder
in Übereinstimmung
mit Technik, die als solche bekannt ist, codiert der Faltungscodierungs- und
Puncturing-Block 112 die Bits mit einem bestimmten Faltungscode
und verwendet Puncturing, um ein Codierergebnis zu erzeugen, bei
dem die Zahl der Bits pro Zeiteinheit gleich einer bestimmten vordefinierten
Bruttobitrate ist. In ähnlicher
Weise laufen, in Übereinstimmung
mit Technik, die als solche bekannt ist, die Klasse 2-Bits, die überhaupt
nicht kanalcodiert sind, direkt vom Umordnungsgrundelement 110 in
einen Multiplexer 113 ein, der einen Datenübertragungsblock
von Bits in der Form ausgibt, die im untersten Teil von 4 illustriert
wird. Hier ist der Unterschied zu dem bekannten Datenübertragungsblock,
der in 1 zu sehen, dass das Feld 422, das die
Darstellung der Klasse 1b-Bits enthält, sie als Ergebnis der zusätzlichen
Umordnung repräsentiert.
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Wir
können
nun die Ordnung der Bits, die vom zusätzlichen Umordnungselement 411 erzeugt
wird, detaillierter analysieren. Vorher haben wir bemerkt, dass
das nicht-monotone
Anwachsen in der Wahrscheinlichkeit von Bitfehlern pro Bitposition
zum Ende des Datenübertragungsblocks
hin ein Ergebnis des Puncturing ist, obwohl die Verbindung zwischen
einem bestimmten Puncturing-Muster und einem bestimmten beobachteten
Verhalten der Wahrscheinlichkeit von Bitfehlern theoretisch nicht
vollständig
verstanden wird. Gemäß der Erfindung
muss sie auch nicht vollständig
verstanden werden. Es ist ausreichend, eine relativ große Datenbank
von typischen quellcodierten Datenübertragungsblöcken zu
verwenden und anzunehmen, dass die Fehler, die darin auf ihrem Weg
durch den Fehler induzierenden Kanal auftreten, ausreichend gut
die Regelmäßigkeiten
repräsentieren,
die im allgemeinen auftreten.
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In
dem Flussdiagramm von 5 stellt Schritt 501 das
Aufnehmen einer solchen Datenbank von Datenübertragungsblöcken und
das Simulieren ihres Weges durch einen bekannten Sender der Art,
die in 1 gezeigt wird, und durch einen Fehler induzierenden
Kanal dar. Die Datenübertragungsblöcke könnten durch einen
echten Funkkanal zwischen einem echten Sender und einem echten Empfänger gleich
gut übertragen werden,
es ist aber einfacher und bequemer, einen Simulator zu benutzen.
Schritt 502 stellt das Beobachten und Speichern der statistischen
Wahrscheinlichkeit von Bitfehlern pro Bitposition dar. Danach ist
es einfach, in Schritt 503 die Bitpositionen in dem Teil
des Datenübertragungsblocks,
der die Klasse 1b-Bits enthält,
in eine Reihenfolge aufsteigender beobachteter Wahrscheinlichkeit
von Bitfehlern umzuordnen. Der einzige zusätzliche Verfahrensschritt,
der benötigt
wird, um eine Implementierung der zusätzlichen Umordnungseinheit 411 bereitzustellen,
ist, in Schritt 504, das Einrichten einer Umordnungstabelle,
die eine eindeutige Korrelation zwischen jeder einzelnen Bitposition
in der Menge der Klasse 1b-Bits, die aus dem bekannten Umordnungsgrundelement 110 herauskommen,
und einer weiteren Bitposition in der Menge der umgeordneten Klasse
1b-Bits umfasst. Gemäß dieser
Umordnungstabelle wird das erste Klasse 1b-Bit (oder allgemeiner:
das Bit, das die größte Bedeutung
für die
subjektive Qualität
des Signals hat, das reproduziert werden soll) auf die Position abgebildet,
wo die beobachtete statistische Wahrscheinlichkeit für Bitfehler
in der Klasse 1b am geringsten ist; das nächste Klasse 1b-Bit (das Bit,
das die nächst
kleinere Bedeutung für
die subjektive Qualität
des Signals hat, das reproduziert werden soll) wird auf die Position
abgebildet, in der die beobachtete statistische Wahrscheinlichkeit
für Bitfehler
in der Klasse 1b den nächst
größeren Wert
in der Klasse 1b war, und so weiter, bis das Bit, das die geringste
Bedeutung für
die subjektive Qualität
des Signals hat, das reproduziert werden soll, auf die Position
abgebildet wird, in der die beobachtete statistische Wahrscheinlichkeit
für Bitfehler
in der Klasse 1b am höchsten
war.
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Eine
Umkehrung der Umordnungstabelle muss ebenfalls in Schritt 504 erzeugt
werden, weil ein Empfänger
in der Lage sein muss, den Effekt der Umordnung rückgängig zu
machen, und dies ist nicht möglich, wenn
der Empfänger
keinen Zugang zur korrekten „Rückabbildungs-" oder umgekehrten
Umordnungstabelle hat. Als Nächstes
werden wir einen Empfänger
gemäß einer
nützlichen
Ausführungsform
der Erfindung beschreiben, der zum Empfangen und Decodieren von
Sendungen verwendet werden kann, die von einem Sender gemäß 4 kommen.
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In
einem als Beispiel dienenden Fall erzeugten die Erfinder der vorliegenden
Erfindung eine Umordnungstabelle für Datenübertragungsblöcke, die
293 Klasse 1b-Bits hatten. Solche Datenübertragungsblöcke treten
zum Beispiel in einem der vorgeschlagenen Hochleistungsmodi des
W-AMR-Sprachcodecs auf, der am Prioritätsdatum dieses Patentes als
Standardelement von digitalen Mobiltelefonen bestätigt wurde,
die sich auf das 3GPP (Partnerschaftsprojekt der 3. Generation)
beziehen. Das Faltungscodier- und Puncturing-Schema ist in diesem
Fall derart, dass ein Block von 368 Bit {u(0) ... u(367)}, der aus
Klasse 1a-Bits, CRC-Kontrollsummenbits
und Klasse 1b-Bits besteht, mit dem Halbraten-Faltungscode codiert
wird, der durch die folgenden Polynome definiert ist: G0/G0
= 1 G1/G0 = 1 + D + D3 +
D4/1 + D3 + D4 was zu 736 codierten Bits führt, {C(0)
... C(735)}, definiert durch: r(k) = u(k) + r(k – 3) + r
(k – 4) C(2k) = u(k) C(2k + 1)
= r(k) + r(k – 1)
+ r(k – 3)
+ r(k – 4)für k = 0,
1, ..., 367; r(k) = 0 für
k < 0 und (zum
Beendigen des Codierers): r(k) = 0 C(2k) = r(k – 3)
+ r(k – 4) C(2k + 1) = r(k) + r(k – 1) + r(k – 3) + r(k – 4)für k = 368, 369, ..., 371
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Der
Code wird dem Puncturing so unterworfen, dass die folgenden 296
codierten Bits nicht gesendet werden:
C(1), C(5), C(7), C(9),
C(11), C(17), C(19), C(21), C(23), C(25), C(33), C(35), C(37), C(29),
C(41), C(43), C(49), C(51), C(53), C(55), C(57), C(65), C(67), C(69),
C(71), C(73), C(75), C(81), C(83), C(85), C(87), C(89), C(97), C(99),
C(101), C(103), C(105), C(107), C(113), C(115), C(117), C(119),
C(121), C(129), C(131), C(133), C(135), C(137), C(139), C(145),
C(147), C(149), C(151), C(153), C(161), C(163), C(165), C(167),
C(169), C(171), C(177), C(179), C(181), C(183), C(185), C(193),
C(195), C(197), C(199), C(201), C(203), C(209), C(211), C(213),
C(215), C(217), C(225), C(227), C(229), C(231), C(233), C(235),
C(241), C(243), C(245), C(247), C(249), C(251), C(257), C(259),
C(261), C(263), C(265), C(267), C(273), C(275), C(277), C(279), C(281),
C(283), C(289), C(291), C(293), C(295), C(297), C(299), C(301),
C(305), C(307), C(309), C(311), C(313), C(315), C(321), C(323),
C(325), C(327), C(329), C(331), C(333), C(337), C(339), C(341),
C(343), C(345), C(347), C(349), C(353), C(355), C(357), C(359),
C(361), C(363), C(365), C(369), C(371), C(373), C(375), C(377),
C(379), C(385), C(387), C(389), C(391), C(393), C(395), C(397),
C(401), C(403), C(405), C(407), C(409), C(411), C(413), C(417),
C(419), C(421), C(423), C(425), C(427), C(429), C(433), C(435), C(437),
C(439), (C441), C(443), C(445), C(449), C(451), C(453), C(455),
C(457), C(459), C(465), C(467), C(469), C(471), C(473), C(475),
C(477), C(481), C(483), C(485), C(487), C(489), C(491), C(493),
C(497), C(499), C(501), C(503), C(505), C(507), C(509), C(513),
C(515), C(517), C(519), C(521), C(523), C(525), C(529), C(531),
C(533), C(535), C(537), C(539), C(545), C(547), C(549), C(551),
C(553), C(555), C(557), C(561), C(563), C(565), C(567), C(569),
C(571), C(573), C(577), C(579), C(581), C(583), C(585), C(587), C(589),
C(593), C(595), C(597), C(599), C(601), C(603), C(605), C(609),
C(611), C(613), C(615), C(617), C(619), C(625), C(627), C(629),
C(631), C(633), C(635), C(637), C(641), C(643), C(645), C(647),
C(649), C(651), C(653), C(657), C(659), C(661), C(663), C(665),
C(667), C(669), C(673), C(675), C(677), C(679), C(681), C(683),
C(685), C(689), C(691), C(693), C(695), C(697), C(699), C(701),
C(705), C(707), C(709), C(711), C(713), C(715), C(717), C(721), C(723),
C(725), C(727), C(729), C(731), C(733), C(735), C(737), C(739),
C(741), C(743).
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In
diesem als Beispiel dienenden Fall können wir die Klasse 1b-Bits
vor der Umordnung gemäß der Erfindung
als geordnete Liste {s(1), s(2), ..., s(Ks)} bezeichnen, wobei Ks
in diesem Beispiel gleich 293 ist. In ähnlicher Weise können wir
die umgeordneten Klasse 1b-Bits als geordnete Liste {d(0), d(1),
..., d(Kd.1)} bezeichnen, wobei Kd jetzt ebenfalls gleich 293 ist.
Eine Pseudocode-Darstellung
für den
Umordnungsvorgang gemäß der Erfindung
ist für
j = 0 bis Kd – 1
d(j) := s(Tabelle(j) + 1);wobei Tabelle(j) Zeile für Zeile
von links nach rechts in der folgenden Tabelle gelesen wird:
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Gemäß der Erfindung
gibt es eine weitere Einheit 611 zur umgekehrten Umordnung
(siehe 6), die die decodierten Klasse 1b-Bits aufnimmt,
die vom Block 211 zur Aufhebung des Puncturing und zur
Viterbi-Decodierung kommen, und eine Umordnungsoperation ausführt, die
die Umkehrung der Operation ist, die in der Umordnungseinheit 411 des
Senders ausgeführt
wurde. Danach laufen die Klasse 1a-, Klasse 1b- und Klasse 2-Bits,
von denen die ersten beiden decodiert wurden und die Klasse 1b-Bits
auch umgekehrt umgeordnet wurden, alle in den Block 213,
dessen Zweck es ist, die Umordnung, die im Umordnungsgrundelement 110 des Senders
ausgeführt
wurde, rückgängig zu
machen.
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Der
Effekt der Erfindung auf das Verhalten der Fehlerwahrscheinlichkeit
pro Bitposition in einem Datenübertragungsblock
ist klar in 7 zu erkennen, wo Kurve 701 die
beobachtete Fehlerwahrscheinlichkeit pro Bitposition in einem Datenübertragungsblock
zeigt, wenn eine Datenbank von 6812 Sprachdatenübertragungsblöcken durch
ein simuliertes System geschickt wurde, das aus einem Sender gemäß 4,
einem simulierten Fehler induzierenden Kanal und einem Empfänger gemäß 6 bestand.
Im rechten Teil der Kurve, der die Klasse 1b-Bits repräsentiert, die von der Erfindung
betroffen sind, ist die fast perfekte Monotonie der Kurve klar zu
erkennen.
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Im
vorhergehend Gesagten haben wir angenommen, dass die statistische
Wahrscheinlichkeit von Bitfehlern zum Ende eines Datenübertragungsblocks
immer monoton ansteigen sollte. Diese Art zu denken ist eine Folge
der einfachen Tatsache, dass es üblich
gewesen ist, das zu tun. Es ist jedoch möglich, zum Beispiel ein Puncturing-Muster
zu wählen,
so dass der größte Teil
der Fehlerkorrekturfähigkeit
der Kanalcodiervorrichtung in einem anderen Teil eines Datenübertragungsblocks
(oder einer Klasse in einem Datenübertragungsblock) als am Anfang
konzentriert ist. Die Erfindung ist ohne Rücksicht darauf anwendbar, welcher
Teil des Datenübertragungsblocks
ausgewählt
wird, um ihn mit der besten Fehlerkorrekturfähigkeit der Kanalcodiervorrichtung
zu verbinden.
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Im
vorhergehend Gesagten haben wir auch die Umordnungsoperation, die
im Sender vorgenommen wird, und die umgekehrte Umordnungsoperation,
die im Empfänger
vorgenommen wird, als etwas vorgestellt, das getrennt von der Umordnungsoperation
von Block 110 im Sender oder der Rückgängigmachung der Umordnungsoperation
von Block 213 im Empfänger
ausgeführt
wird. Obwohl dies die leichteste Art ist, die Erfindung vorzustellen,
so dass die Unterschiede zwischen ihr und den Vorrichtungen nach
dem Stand der Technik sehr klar zu erkennen sind, muss dies bei
echten Sendern und Empfängern
nicht der Fall sein. Da auch die Umordnungsoperation von Block 110 im
Sender und die Rückgängigmachungsoperation
für die
Umordnung in Block 213 von Natur aus dazu verwendet werden
können,
die Reigenfolge von Bits in einem Datenübertragungsblock zu beeinflussen,
ist es möglich,
die Verarbeitungseinheiten, die diese Operationen ausführen, so umzuprogrammieren,
dass sie zusätzlich
die Operationen ausführen,
die als separate Umordnungs- und umgekehrte Umordnungseinheiten
in den 4 und 6 gezeigt werden.
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Es
gibt jedoch bestimmte Fälle,
bei denen es vorteilhaft ist, die Umordnungs- und umgekehrten Umordnungseinheiten
von der Umordnungsoperation von Block 110 im Sender und
der Rückgängigmachungsoperation
für die
Umordnung in Block 213 im Empfänger getrennt zu halten. Der
erste dieser Fälle
besteht, wo die Spezifikationen für die Umordnungsoperation von
Block 110 im Sender und die Rückgängigmachungsoperation für die Umordnung
in Block 213 im Empfänger
bereits festgelegt sind. In diesem Fall ist es nicht möglich, die
bereits festgelegten Operationen noch zu ändern, es ist aber möglich, eine
weitere Signalverarbeitungsoperation sowohl in den Sender als auch
in den Empfänger
einzufügen,
um die vorliegende Erfindung anzupassen. Ein weiterer Fall besteht
dort, wo die Erfindung für
den gesetzlich geschützten
Gebrauch eines bestimmten Herstellers reserviert ist. Wenn eine
Kommunikationsverbindung zwischen einem Sender und einem Empfänger eingerichtet
wird, können
diese Geräte
Informationen über
ihre Kommunikationsfähigkeiten
austauschen, u.a. über
die Fähigkeit,
die vorliegende Erfindung zu implementieren. Wenn erkennbar ist,
dass beide Geräte
in der Lage sind, die vorliegende Erfindung zu verwenden, können sie
beide eine zusätzliche
Umordnungs-/Umkehrumordnungseinheit zusätzlich zur normalen Umordnungsoperation
im Sender und zur Rückgängigmachungsoperation
für die
Umordnung im Empfänger
verwenden.
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Ein
weiterer Fall, in dem es vorteilhaft ist, die Einheiten gemäß der Erfindung
getrennt zu halten, kann vorliegen, wo mehrere verschiedene Puncturing-Muster
in einer Kommunikationsverbindung zwischen einem Sender und einem
Empfänger
verwendet werden können,
z.B. je nach den beobachteten Kommunikationsbedingungen. Es ist
für die
Erfindung charakteristisch, dass ein bestimmtes Paar von Umordnungs-
und Umkehrumordnungstabellen nur in Verbindung mit einem bestimmten,
wohl definierten Puncturing-Muster am besten funktioniert. Sowohl
der Sender als auch der Empfänger
müssen
informiert sein, welche Umordnungstabelle (im Sender) und Umkehrumordnungstabelle
(im Empfänger)
zu welchem Puncturing-Muster gehört.
Nachdem ein bekanntes Mittel verwendet wurde, um sich auf das Puncturing-Muster,
das übernommen
werden soll, zu einigen, sind beide Geräte sofort informiert, welche
Umordnungstabelle (im Sender) und Umkehrumordnungstabelle (im Empfänger) verwendet
werden muss. Konzeptionell ist es in diesem Fall am einfachsten,
die Umordnungsoperation im Sender und die Rückgängigmachungsoperation für die Umordnung
im Empfänger
konstant zu halten und nur die Umordnungstabelle im Sender und Umkehrumordnungstabelle
im Empfänger
nach Bedarf zu ändern.
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Die
als Beispiele dienenden Ausführungsformen,
die in der vorliegenden Erfindung vorgestellt werden, dürfen nicht
so ausgelegt werden, dass sie Beschränkungen für die Anwendbarkeit der angehängten Ansprüche darstellen.
Insbesondere haben wir uns allein auf die Umordnung und die umgekehrte
Umordnung bestimmter Klasse 1b-Bits bezogen; die Anwendbarkeit der
Erfindung ist aber breiter in dem Sinn, dass sie dazu verwendet
werden kann, die Wahrscheinlichkeitsverteilung von Übertragungsfehlern
bei einer beliebigen Zahl von Bits zu optimieren, die der Faltungscodierung
und dem Puncturing vor der Übertragung
und dem entsprechenden Decodieren und der Aufhebung des Puncturing
nach dem Empfang unterworfen werden. Das Verb „umfassen" wird in diesem Patent als eine offene
Beschränkung
verwendet, die das Vorhandensein auch von nicht angeführten Merkmalen
nicht ausschließt.
