DE60309140T2

DE60309140T2 - Fehlererkennungsverfahren in drahtlosen Kommunikationssystemen

Info

Publication number: DE60309140T2
Application number: DE60309140T
Authority: DE
Inventors: Arnab Das; Farooq Ullah Khan; Ashwin Sampath; Hsuan-Jung Su
Original assignee: Lucent Technologies Inc
Current assignee: Nokia of America Corp
Priority date: 2002-04-05
Filing date: 2003-03-19
Publication date: 2007-08-23
Anticipated expiration: 2023-03-20
Also published as: EP1487120B1; US20030192003A1; DE60309140D1; EP1355430B1; EP1487118A3; DE60309007D1; EP1355430A1; EP1487120A2; DE60309007T2; EP1487118B1; DE60300836D1; JP2003318745A; DE60307800T2; DE60307800D1; EP1487118A2; US7162675B2; EP1487120A3; KR20030080204A; EP1487119A2; EP1487119B1

Description

HINTERGRUND DER ERFINDUNG
1. Technisches Gebiet
Die Erfindung betrifft allgemein drahtlose Kommunikationssysteme und insbesondere Fehlerdetektionsverfahren zur Auswertung von in Steuerkanälen solcher Systeme übertragenen Informationen.
2. Allgemeiner Stand der Technik
fast alle drahtlosen Kommunikationssysteme verwenden Kommunikation "auf Rahmenbasis", wobei eine bestimmte Anzahl von Bit, die als ein Rahmen definiert wird, zusammen kanalcodiert und übertragen werden. Die meisten Systeme verwenden eine verkettete Codierung für jeden Rahmen mit einem inneren Fehlerkorrekturcode, wie zum Beispiel einem Faltungs- oder Turbo-Fehlerkorrekturcode, und einem äußeren Fehlerdetektionscode.
1 zeigt einen Prozeßfluß zur Bildung einer typischen verketteten Codestruktur in dem Sender einer Basisstation. Wie gezeigt wird bei 110 ein Fehlerdetektionscode zu einem Rahmen eines Datenkanals hinzugefügt, wobei der Rahmen k Bit umfaßt. In der Regel wird ein CRC-Code (cyclic redundancy check), der hier mit einer Länge p gezeigt ist, als der Fehlerdetektionscode verwendet. Die CRC-Bit werden auf der Basis der k Informationsbit berechnet. Der CRC-Code wird an den Rahmen angehängt (z. B. k + p Bit) und dann bei 120 durch Fehlerkorrekturcodierung geleitet. Der Fehlerkorrekturcode ist zum Beispiel ein Faltungscode mit einer Rate von 1/r mit r > 1. Nach der Fehlerkorrekturcodierung ist die Anzahl der Bit gleich (r·(k + p)), die dann zu einem Modulator geleitet und über einen Kanal übertragen werden. Ein Fehlerkorrekturcode-Decoder im Empfänger eines Benutzergeräts (z. B. einer Mobilstation) versucht dann, etwaige auf dem Kanal stattfindende Bitfehler zu korrigieren.
In den meisten Fällen wird ein Rahmen verworfen, wenn der Empfänger in der Übertragung auf der Basis des Fehlerdetektionscodes einen Fehler erkennt, der nicht korrigierbar ist. Dies führt zu einem Verlust oder einer Verzögerung von Informationen, abhängig davon, ob später eine Neuübertragung ausgeführt wird. Der am häufigsten verwendete Fehlerdetektionscode ist der erwähnte CRC-Code. Standard-CRC-Code enthalten Bitlängen von 8, 12, 16, 24 und/oder 32 Bit. Die Nutz- oder Interessenzahl bei Fehlerdetektionscodes ist die Wahrscheinlichkeit eines unerkannten Fehlers, d. h. eines Falls, wenn die Verwendung des inneren Fehlerkorrekturcodes Übertragungsfehler nicht korrigieren konnte und der äußere Fehlerdetektionscode nicht erkannt hat, daß die decodierten Informationen fehlerhaft waren. Dies ist ein unerkannter Fehler, weil die decodierten Informationen fehlerhaft sind, aber der Fehlerdetektionscode hat den Fehler nicht erfaßt. Die Unerkannter-Fehler-Wahrscheinlichkeit liegt bei CRC-Codes in der Regel in der Größenordnung von 2^–L, wobei L die Länge des CRC ist. Somit besitzt eine 8-Bit-CRC eine Unerkannter-Fehler-Wahrscheinlichkeit von ungefähr 1/256.
Das mit der Verwendung einer CRC assoziierte Overhead hängt von der Anzahl der Informationsbit in dem Rahmen ab. In der Regel ist die Anzahl der Informationsbit eines Rahmens, wie zum Beispiel des Rahmens k in 1, größer als mehrere 100 Bit und somit ist ein etwaiger Overheadeffekt der Verwendung einer 8-, 12- oder einer 16-Bit-CRC minimal. In bestimmten Anwendungen müssen jedoch nur sehr wenige Bit pro Rahmen übertragen werden und das Overhead aus der Verwendung auch nur einer CRC der Länge 8 kann zu groß sein. Ein solches Beispiel ist die Übertragung von Steuerkanalinformationen in drahtlosen schnellen Datenkommunikationssystemen, wie zum Beispiel der HSDPA-Spezifikation (High Speed Downlink Packet Access) des Standards UMTS (Universal Mobile Telecommunication System).
Bei HSDPA werden Übertragungsdaten für mehrere Benutzergeräte (im folgenden UEs, die häufig auch als Mobilstationen bekannt sind) auf einen gemeinsamen, schnellen, gemeinsam benutzten Abwärtsstreckendatenkanal (HS-DSCH) gemultiplext. Hohe Datenraten erhält man durch Einteilung, adaptive Modulation und Codierung und hybride automatische Wiederholungsanforderungen (H-ARQ) auf bekannte Weise. UEs werden auf den gemeinsam benutzten Datenkanal eingeteilt. Die UEs werden entweder rein im TDM-Verfahren (Zeitmultiplex) eingeteilt, wobei alle verfügbaren Betriebsmittel (Leistungsbetriebsmittel und Datenkanalisierungscodes) während eines Übertragungszeitintervalls einem UE zugewiesen werden, oder zwischen mehren UEs in einem Übertragungszeitintervall (TTI). Beim Übertragen zu mehreren UEs in einem TTI werden die Leistungsbetriebsmittel und Datenkanalisierungscodes zwischen diesen UEs nicht unbedingt auf gleichförmige Weise aufgeteilt. Beim UMTS-Standard beträgt das Übertragungszeitintervall (TTI) in der Regel 2 ms oder drei Zeitschlitze (wobei jeder Zeitschlitz etwa 0,667 ms beträgt). Die Einteilung für die UEs wird in der Regel auf der Basis bestimmter Arten von Informationen über die von dem UE erfahrene Kanalqualität erzielt.
Eine wichtige Komponente dieser schnellen drahtlosen Systeme ist die Verwendung eines Steuerkanals. Der Steuerkanal führt Informationen in bezug auf (a) welche UEs dafür eingeteilt wurden, über einen entsprechenden HS-DSCH eine Datenübertragung zu empfangen, (b) welche Datenkanalcodes jedem bestimmten UE zugewiesen werden und (c) modulations- und HARQ-bezogene Informationen. Vom Standpunkt der Systemeffizienz aus gesehen, werden einige wenige Steuerkanäle so definiert, daß sie zwischen allen UEs gemeinsam benutzt werden, statt einen eigenen Steuerkanal pro UE bereitzustellen.
Eine beispielhafte Konfiguration besteht darin, bis zu M schnelle gemeinsame Steuerkanäle (HS-SCCHs) für gleichzeitige Übertragungen zu definieren, wobei zum Beispiel M = 4 ist. Für jedes TTI führt jeder HS-SCCH HS-DSCH-bezogene Abwärtsstreckenzeichengabe für ein UE. Die Anzahl der HS-SCCHs kann von einem Minimum von einem HS-SCCH (M = 1) bis zu einem Maximum von vier HS-SCCHs (M = 4) reichen. Dies ist die Anzahl der HS-SCCHs, die vom Standpunkt des UE aus gesehen werden. Anders ausgedrückt, bestimmt ein UE, ob eine nachfolgende Übertragung auf irgendeinem der HS-DSCCHs für es bestimmt ist oder nicht, nur bei oder nach der Decodierung von Informationen in den HS-SCCHs.
2 zeigt die Beziehung zwischen HS-SCCHs 210 und ihren entsprechenden gemeinsam benutzen HS-DSCH-Gegenstücken 220. In 2 führt jeder HS-SCCHx (x = 1 bis 4) Informationen betreffend eines entsprechenden HS-DSCHx (x = 1 bis 4). Die Anzahl der HS-DSCHs und deshalb die Anzahl der HS-SCCHs, die verwendet werden können, kann für jedes TTI abhängig von der Anzahl gleichzeitig in den TTI eingeteilter UEs variieren. Folglich ermöglicht die Konfiguration von HS-SCCHs und HS-DCCHs in 2 die Aufteilung der Datenkanalisierungscodes und Leistungsbetriebsmittel auf vier gleichzeitige Übertragungen.
Wieder mit Bezug auf 2 werden Steuerkanaldaten auf jedem HS-SCCH in der Regel in zwei Teile aufgeteilt. Teil 1 besteht aus Informationen bezüglich der Datenkanalisierungscodes, die zum Beispiel einem bestimmten UE zugewiesen wurden. Daten von Teil II enthalten HARQ-bezogene Informationen und andere Transportinformationen. Um die Komplexität in der UE niedrig zu halten, sehen HS-SCCH-Entwürfe in der Regel vor, daß Informationen von Teil I vor dem Beginn (d. h. vor t = 0) der Datenübertragung übertragen werden, wie in 2 gezeigt. Mit der aktuellen Konfiguration muß jedes UE folglich Teil I an jedem HS-SCCH in jedem TTI decodieren, um folgendes zu bestimmen: (a) ob die Übertragung für dieses bestimmte UE bestimmt war oder nicht und (b) wenn die Übertragung für dieses bestimmte UE bestimmt war, muß das UE Teil I decodieren und herausfinden, auf welchen Kanalisierungscodes der entsprechende HS-DSCH ankommen wird.
Deshalb muß jedes UE in jedem TTI vor dem Beginn der Datenübertragung bis zu vier (4) HS-SCCHs decodieren. Vom Standpunkt der Komplexität der UE-Verarbeitung aus gesehen ist es deshalb wünschenswert, die Anzahl der Bit in Teil I, die Verarbeitung erfordern, zu begrenzen, und es ist auch wünschenswert, daß die Verarbeitung so einfach wie möglich ist. Gleichzeitig sollten zwei Bedingungen für jedes UE erfüllt sein. Die erste besteht darin, daß in jedem UE die Wahrscheinlichkeit der Fehlerdetektion hoch sein sollte. Wenn eine Übertragung für ein bestimmtes UE bestimmt ist, decodiert anders ausgedrückt dieses UE Teil I und erkennt erfolgreich, daß die nachfolgende Datenübertragung auf dem entsprechenden HS-DSCH für dieses UE bestimmt ist. Die zweite Bedingung, die erfüllt werden soll, besteht darin, daß eine Wahrscheinlichkeit eines falschen Alarms niedrig ist. Ein falscher Alarm besteht, wenn ein UE Teil I decodiert und fälschlich erkennt, daß die nachfolgende Datenübertragung auf einem entsprechenden HS-DSCH für dieses UE bestimmt ist.
Eine niedrige Wahrscheinlichkeit der Detektion hat verschwendete Betriebsgüter zur Folge, da jedes verfehlte Detektionsereignis bedeutet, daß die Übertragung auf dem entsprechenden HS-DSCH verschwendet wurde. Ein Falschalarmereignis würde bewirken, daß ein UE, das NICHT für eine bestimmte Übertragung eingeteilt ist, beginnt, Daten zu puffern und zu versuchen, die Informationen zu decodieren, wodurch zum Beispiel Batteriebetriebsmittel in dem UE aufgrund der unnötigen Verarbeitung verschwendet werden würden.
Um sicherzustellen, daß die beiden obigen Bedingungen erfüllt werden, wird für Fehlerdetektion am Teil I in der Regel ein UE-spezifischer CRC-Code benutzt. Folglich decodiert das UE Bit von Teil I und wendet seine einzigartige CRC an, um auf Fehler zu prüfen. Wenn Fehler vorliegen, nimmt das UE an, daß die Übertragung nicht für es bestimmt ist. Wenn die Verwendung der CRC keine Fehler an Teil I der HS-SCCHs erkennt, decodiert das UE Teil II des HS-SCCH und beginnt, den entsprechenden HS-DSCH zu puffern und zu decodieren.
Standard-CRC-Codes mit Bitlängen von 12 Bit oder mehr erzielen gewöhnlich eine annehmbare Detektions-/Falschalarmleistung. Teil I des HS-SCCH enthält jedoch gewöhnlich nur etwa 8 Informationsbit, sodaß die Verwendung einer 12-Bit-CRC oder mehr ein wesentliches Overhead (>150%) darstellt. Ferner ist die Anzahl der Bit von Teil I, die das UE verarbeiten muß, zu groß. Damit zum Beispiel jeder HS-SCCH 8 Informationsbit und 12 CRC-Bit aufweist, muß das UE, um Informationen von Teil I für vier HS-SCCHs zu decodieren, 80 Datenbit verarbeiten, und zwar in der Regel innerhalb von 1 Zeitschlitz eines TTI (0,667 ms). Dies ist unerwünscht und ist im wesentlichen das Äquivalent der Verarbeitung einer Spitzendatenrate von 120 kbps, nur um einen Teil der Steuerinformationen zu decodieren.
Eine herkömmliche Lösung besteht darin, eine CRC für Fehlerdetektion zu vermeiden und statt dessen einen UE-spezifischen Verwürfelungs- oder Maskierungsansatz zu verwenden, gefolgt durch Berechnung einer spezifischen Faltungsdecodermetrik für Fehlerdetektion, die später ausführlicher beschrieben werden wird. Das Prinzip hinter diesem Ansatz besteht darin, daß, wenn das UE eine Übertragung, die für es bestimmt ist, entwürfelt, die resultierende Decodermetrik gewöhnlich hoch ist. Immer dann, wenn das UE eine Übertragung entwürfelt, die für ein bestimmtes anderes UE bestimmt war, ist die Decodermetrik jedoch gewöhnlich niedrig. Verwürfeln/Entwürfeln zur Berechnung einer Decodermetrik, gefolgt durch Vergleich der Decodermetrik mit einer Schwelle, ist deshalb ein Verfahren zur Erzielung von Fehlerdetektion, wenn keine CRC benutzt wird.
3 zeigt einen Prozeßfluß davon, wie ein Verwürfelungscode mit einem Faltungsfehlerkorrekturcode verwendet wird. Der UE-spezifische Verwürfelungs(Maskierungs-)code "flippt" bestimmte Bit (1 auf 0 und 0 auf 1) auf der Basis der dem UE zugewiesenen einzigartigen Verwürfelungssequenz.
Wenn zum Beispiel in 3 die Verwürfelungssequenz in Block 320 0101 und die Ausgangsbit aus dem Faltungscode im Block 310 1101 sind, lautet die Sequenz dann, wenn der Verwürfelungscode die Ausgangsbit flippt, 1000. Wenn das UE diese Sequenz decodiert, invertiert das UE die Verwürfelung unter Verwendung seiner eigen Sequenz und leitet die resultierenden Informationen dann durch einen Faltungsdecoder. Der Effekt dieser Verwürfelung besteht darin, daß, wenn die Übertragung nicht für das UE bestimmt ist, unter Verwendung eines Viterbi-Decodierungsalgorithmus des Faltungscodes berechnete Wegmetriken relativ niedrig sind. Eine Besprechung des Viterbi-Algorithmus, der von dem oben erwähnten UE-spezifischen Verwürfelungs- oder Maskierungsansatz für die Fehlerdetektion benutzt wird, sowie eine Besprechung von Wegmetriken, folgen.
Der Viterbi-Algorithmus
Der Viterbi-Algorithmus für die Faltungsdecodierung ist ein bekannter Decodierungsalgorithmus, der insofern optimal ist, als er die Maximalwahrscheinlichkeits-(ML-) oder wahrscheinlichste Sequenz von Bit auf der Basis der Verwendung der Ausgangswerte aus dem Kanal ergibt. Viterbi-Decodierung ist die Standardtechnik zum Decodieren von Faltungscodes, gleichgültig, ob eine CRC benutzt wird oder nicht. Eine Beschreibung des viterbi-Algorithmus für die Decodierung von Faltungscodes findet sich in einem Standard-Kommunikationslehrbuch, wie zum Beispiel "Digital Communications" von J. G. Proakis, 2. Auflage, McGraw Hill. Bestimmte der Konzepte werden hier der Zweckmäßigkeit halber kurz wiederholt.
Ein Faltungscodierer umfaßt eine Anzahl von Schieberegistern oder Speicherelementen. Die Anzahl der Schieberegister wird als Einschränkungslänge des Codes bezeichnet und jedes Schieberegister speichert exakt 1 Bit Informationen. Jedesmal, wenn ein neues Bit hereinkommt, wird es in eine äußerste linke Schieberegisterstelle eingelesen, und der Inhalt jedes Schieberegisters wird zu dem unmittelbar rechts gelegenen Schieberegister geschoben. Der Inhalt des äußersten rechten Schieberegisters wird offensichtlich weggeworfen. Somit kann ein Faltungscodierer als ein an Bit operierendes lineares Filter betrachtet werden.
Ein Faltungscodierer ist außerdem durch eine Coderate gekennzeichnet. Im allgemeinen definiert die Coderate, wieviel Ausgangsbit für jedes Eingangsbit produziert werden. Eine Coderate von 1/r hat deshalb zur Folge, daß für jedes eingegebene Informationsbit der Codierer r codierte Bit ausgibt. Je größer der Wert von r ist, desto leistungsstärker ist also der Code (d. h. desto größer ist seine Fähigkeit, Übertragungsfehler zu korrigieren). Wie die r Ausgangsbit produziert werden, muß schließlich spezifiziert werden; dies wird durch die Verbindungen von Schieberegisterelementen mit Exklusiv-OR-Elementen gegeben.
4 ist ein Zustandsdiagramm eines einfachen Faltungscodierers 400. Der Faltungscodierer 400 besitzt eine Einschränkungslänge k von gleich 3 und eine Rate ½ wie bekannt. Die Einschränkungslänge definiert die Anzahl der Schieberegisterelemente, die benutzt werden.
Die Schieberegisterelemente sind Teil eines Speichers oder Schieberegisters in dem UE. In 4 liegen drei Schieberegisterelemente 410, 420 und 430 vor. Das Schieberegisterelement 410 enthält das zuletzt eingefügte Informationsbit. Jedesmal, wenn ein neues Informationsbit hereinkommt, werden die vorherigen Bit nach rechts geschoben, sodaß das mittlere Element 420 das zweitneueste Bit und das äußerste rechte Element 430 das drittneueste Bit (z. B. das am wenigsten neueste Bit) enthält. XOR-Operationen bei 440 und 450 bestimmen, wie die codierten Bit bestimmt werden. Jedesmal, wenn ein Informationsbit 415 eingegeben wird, werden wie in 4 gezeigt zwei codierte Bit 445 und 455 ausgegeben.
5 zeigt ein Trellisdiagramm 500 zur Erläuterung, wie der Viterbi-Algorithmus und spezifisch Viterbi-Decodierung in dem UE implementiert wird. Zustände in dem Trellis, die in 5 durch schwarze Punkte dargestellt sind, bedeuten die vier möglichen Schieberegisterinhalte (00, 01, 10 oder 11, entlang der linken Seite des Trellisdiagramms gezeigt), wenn ein Bit hereinkommt. Bei binären Faltungscodes beträgt die Anzahl der Zustände deshalb 2^{Einschränkungslänge-1} oder 2^k-1 Für jedes eingegebene Informationsbit fänden sich das mittlere Schieberegisterelement 420 und das äußerste rechte Element 430 deshalb in einem Zustand von 00, 01, 11 oder 10, abhängig von dem Zustand der beiden vorherigen Informationsbit, die nach rechts geschoben wurden. Das erste Bit in dem Zustand ist als das am wenigsten neue Bit (Inhalt des äußersten rechten Schieberegisters 430) definiert und das zweite Bit (Inhalt des mittleren Schieberegisters 420) ist als das nächste am wenigsten neue Bit definiert. Wenn also die beiden vorherigen Bit 1 und 0 wären, wäre der Zustand 01.
Das Trellisdiagramm wird für die in 4 gezeigte Faltungscodierung angegeben und ist für sieben (7) Ebenen (Ebenen durch J repräsentiert, mit J = 1 bis 7) gezeichnet, entsprechend 7 Informationsbit. Das Trellisdiagramm in 5 nimmt an, daß zwei (2) Nachspannbit verwendet werden, um den Trellis zu beenden und den Decodierer in den Zustand 00 zurückzuführen. Im allgemeinen wäre die Anzahl der erforderlichen Nachspannbit gleich der Einschränkungslänge minus 1 (k – 1).
Jede Ebene J (J = 1 bis 7) über den oberen Teil des Trellisdiagramms in 5 hinweg entspricht jedem Informationsbit. Vor dem Eingeben des ersten Bit werden die beiden Schieberegisterelemente 420 und 430 immer auf 0 gesetzt, sodaß der Startzustand auf Ebene J = 0 immer 00 ist. Wenn das erste Informationsbit eine 0 ist, bleibt auf Ebene J = 1 der Decoder im Zustand 00. Wenn dagegen das erste Informationsbit in den Decoder 400 bei J = 0 eine 1 ist, bewegt sich der Decoder 400 zu dem Zustand 01 auf Ebene J = 1. Jeder mögliche Übergang von einer Ebene zur nächsten wird als ein Zweig bezeichnet. Eine Sequenz verbundener Zweige wird als ein Weg durch den Trellis bezeichnet.
Der Viterbi-Algorithmus schreitet voran, indem auf jeder J-Ebene eine sogenannte "Zweigmetrik" berechnet wird. Die Zweigmetrik wird erhalten, indem man die empfangenen Bit aus dem Kanal mit den Bit "korreliert", die gesendet worden wären, wenn dieser Zweig als der korrekte Kanal für das UE genommen worden wäre. Je höher die Korrelation ist, desto wahrscheinlicher war der Zweig der korrekte. In einem Beispiel, bei dem die aus dem Kanal für eine bestimmte J-Ebene empfangenen tatsächlichen Bit 10 sind, hat also dann jeder Zweig, der eine Zweigmetrik von 10 auf dieser J-Ebene produziert hätte, die höchste Korrelation.
Zweigmetriken aus vorherigen J-Ebenen werden summiert, um eine sogenannte Wegmetrik zu ergeben. Je höher der Wert der Wegmetrik ist, desto wahrscheinlicher ist es, daß die Wegmetrik der tatsächlichen übertragenen Bitsequenz entspricht. In jedem Zustand in dem Trellis und auf jeder Ebene laufen zwei Wege zusammen. Viterbi-Decodierung umfaßt deshalb einen Vergleich der Wegmetriken der zwei zusammenlaufenden oder konkurrierenden Wege und das Verwerfen desjenigen mit der schlechtesten (niederwertigsten) Wegmetrik. Aufgrund von Rauschen wird gelegentlich gegenüber dem korrekten während einem der oben erwähnten zusammenlaufenden Umstände der falsche Weg gewählt. Dies führt zu einem Decodierungsfehler. Der Weg, der von dem Viterbi-Algorithmus gewählt wird, wird folglich als der überlebende oder Gewinnerweg bezeichnet.
Es gibt höchstens einen Gewinnerweg pro Zustand pro Ebene. Da Nachspannbit verwendet werden, ist der Zustand auf der letzten Ebene immer ein Zustand mit nur Nullen. In dem Beispiel werden zwei Nachspannbit verwendet und der Zustand auf der letzten Ebene ist 00. Wie bereits erwähnt, laufen in dem 00-Zustand auf der letzten Ebene zwei Wege zusammen. Folglich wählt der Viterbi-Decodierungsalgorithmus den Weg mit der größeren Wegmetrik auf dieser letzten Ebene (J = 7). Dieser Weg ist nun der letztendliche Gewinnerweg und repräsentiert die "wahrscheinlichste" Sequenz übertragener Bit.
Bei dem Verwürfelungsansatz, bei dem keine CRC zur Fehlerdetektion verwendet wird, wird die Fehlerdetektion folglich durch Verwendung von Viterbi-Decodierung mit einem Verwürfelungsansatz durchgeführt. In diesem Kontext besteht das herkömmliche Verfahren darin, eine Wegmetrikdifferenz zwischen den zusammenlaufenden Wegen in der letzten Ebene (z. B. J = 7 in dem Trellisdiagramm von 5) zu bestimmen. Wenn diese berechnete Wegmetrikdifferenz unter einer vorbestimmten Schwelle liegt, wird die Decodierung als unzuverlässig betrachtet und das UE deklariert, daß die Übertragung auf diesem bestimmten HS-SCCH nicht für es bestimmt war. Dies wird als der Ansatz der Endwegmetrikdifferenz (EPMD) für die Fehlerdetektion bezeichnet. Der EPMD-Ansatz vermeidet die Übertragung von CRC-Bit und verringert somit die Verarbeitungsanforderungen in dem UE.
"HS-SCCH: Leistungsergebnisse und verbesserte Struktur" illustriert die Leistung eines ersten Teils (Teil 1) einer herkömmlichen HS-SCCH-Codierungsstruktur im Hinblick auf Wahrscheinlichkeit Pm und Wahrscheinlichkeit von Falschalarm Pf im Vergleich zu dem zweiten Teil (Teil 2) von HS-SCCH. Wie dargestellt, wird ein nachfaltungscodierter Teil 1 durch eine UE-ID verwürfelt und die UE-ID-Basisverwürfelungssequenz wird in zwei Phasen erzielt, indem zuerst die 10-Bit-UE-ID unter Verwendung eines Blockcodes codiert wird, der aus einem Subcode zweiter Ordnung abgeleitet wird, um 32 Bit zu erhalten, und die ersten 8 Bit des 32-Bit-Ergebnisses wiederholt werden, um die übrigen 8 Bit zu produzieren.
Motorola und Philips: "Way Forward on HS-SCCH", TDOC R1-02-0463 of 3GPP TSG RAN WG 1, <http://www.3gpp.org>, 18.–22.2.2002, Seiten 1–2, betrifft ein Codierungsverfahren für die Steuerkanalzeichengabe für einen HS-DSCH (schnellen gemeinsam benutzten Abwärtsstreckenkanal) in bezug auf die Decodierung des gemeinsam benutzten gesteuerten Kanals im UE. Ein Teil jedes gemeinsam benutzten Steuerkanals wird durch das UE entwürfelt und es wird eine Metrikdifferenz zwischen den wahrscheinlichen Wegen während des Viterbi-Decodierungsprozesses als eine zuverlässige Basis für die Gültigkeit eines gemeinsam benutzten Steuerkanals genommen.
Kurzfassung der Erfindung
Ein Verfahren gemäß der Erfindung wird in Anspruch 1 definiert. Bevorzugte Formen werden in den abhängigen Ansprüchen definiert.
Es wird ein effizientes und zuverlässiges Verfahren zum Erkennen von Fehlern in Steuerkanälen eines drahtlosen Kommunikationssystems bereitgestellt, um sicherzustellen, daß für jedes UE in dem System die Wahrscheinlichkeit der Fehlerdetektion hoch ist und die Wahrscheinlichkeit eines falschen Alarms niedrig ist. Bei einer Ausführungsform decodiert das Verfahren mindestens einen Teil eines Steuerkanals, bestimmt, ob während der Decodierung ein oder mehrere Steuerkanäle erfolgreich empfangen wurden und wählt auf der Basis mindestens einer berechneten Metrik einen der sukzessiv empfangenen Steuerkanäle.
Teil I jedes HS-SCCH, der gleichzeitig empfangen wird (d. h. 4 HS-SCCHs) werden insbesondere durch ein UE decodiert. Das UE enthält Techniken zur Bestimmung, ob ein oder mehrere der HS-SCCHs während des Decodierungsschritts erfolgreich empfangen wurden. Wenn mehr als ein HS-SCCH erfolgreich empfangen wurde, wählt das Verfahren nur einen der sukzessiv empfangenen HS-SCCHs auf der Basis berechneter Wegmetrikdifferenzen (PMD), die als Mechanismus der "Entscheidung" dienen, um den korrekten HS-SCCH für ein bestimmtes UE zu wählen.
Bei einer Ausführungsform verwendet das Verfahren einen Decodierungsalgorithmus des Typs Yamamoto-Itoh (YI), um zu bestimmen, wie viele HS-SCCHs während des Decodierungsschritts erfolgreich empfangen wurden. Bei einer anderen Ausführungsform hängt eine Basisstation einen Paritätsprüfcode an Teil I jedes HS-SCCHs an und das UE verwendet den Paritätsprüfcode während der Decodierung, um zu bestimmen, welche der HS-SCCHs erfolgreich empfangen wurden. Der Paritätsprüfcode kann mit dem oben erwähnten YI-Algorithmus verwendet werden, um zusätzliche Zuverlässigkeit bereitzustellen, und die berechneten PMDs werden für Gleichstandsentscheidungen verwendet, falls mehrere HS-SCCHs erfolgreich empfangen werden sollten.
Bei einer weiteren Ausführungsform hängt eine Basisstation an Teil I jedes HS-SCCHs einen Code der Verwürfelungsgruppencodeerkennung (SCGI) an und das UE prüft den angehängten SCGI-Code während der Decodierung, um zu bestimmen, welche der HS-SCCHs erfolgreich empfangen wurden. Der SCGI-Code kann mit dem oben erwähnten YI-Algorithmus verwendet werden, um zusätzliche Zuverlässigkeit bereitzustellen, und die berechneten PMDs werden dann für etwaige Gleichstandsentscheidungen verwendet, falls mehrere HS-SCCHs erfolgreich empfangen werden sollten. YI-Algorithmus-, Paritätsprüfcodeansatz und SCGI-Codeansatz können jeweils als "harte" Metriken bezeichnet werden, die eine Bestimmung als "gut" oder "schlecht" an jedem HS-SCCH ergeben.
Die berechnete PMD-Metrik wird unter Verwendung mindestens einer von mehreren Metriken, die als "weiche" Metriken bezeichnet werden können, berechnet. Die berechneten PMD-Metriken, mit denen nur ein HS-SCCH für ein UE ausgewählt werden, umfassen eine oder mehrere einer Metrik der Minimum-Wegmetrikdifferenz (MPMD), einer Metrik der Aggregat-Wegmetrikdifferenz (APMD), einer Metrik der Häufigkeits-Wegmetrikdifferenz (FPMD) usw. Wie später erläutert werden wird, wird jede dieser Metriken in Verbindung mit der Verwendung des oben erwähnten Viterbi-Decodierungsalgorithmus berechnet. Für den gewählten HS-SCCH decodiert das UE Teil II des HS-SCCH und beginnt mit dem Puffern von Daten aus dem gemeinsam benutzten Abwärtsstreckendatenkanal (HS-DSCH), der dem gewählten HS-SCCH entspricht.
Beschreibung der Zeichnungen
Die vorliegende Erfindung wird aus der im folgenden angegebenen ausführlichen Beschreibung und aus den beigefügten Zeichnungen, in denen gleiche Elemente durch gleiche Bezugszahlen dargestellt werden, die nur als Veranschaulichung angegeben werden und nicht die vorliegende Erfindung einschränken sollen, besser verständlich. Es zeigen:
1 einen Prozeßfluß zur Bildung einer typischen verketteten Codestruktur, die von einer Basisstation gemäß der Erfindung gesendet wird;
2 die Beziehung zwischen gemeinsam benutzten Steuerkanälen und gemeinsam benutzten Abwärtstreckendatenkanälen gemäß der Erfindung;
3 die Verwendung eines Verwürfelungscodes mit einem Faltungsfehlerkorrekturcode;
4 ein Zustandsdiagramm eines einfachen Faltungscodierers;
5 ein Trellisdiagramm zur Erläuterung, wie der Viterbi-Algorithmus in einem Decoder eines UE implementiert wird;
6 ein Flußdiagramm des Fehlerdetektionsverfahrens gemäß der Erfindung;
7 ein Flußdiagramm einer Ausführungsform des Fehlerdetektionsverfahrens gemäß der Erfindung;
8 ein Trellisdiagramm zur Veranschaulichung, wie das Verfahren von 7 erfolgreich den korrekten gemeinsam benutzten Steuerkanal decodiert; und
9 ein Flußdiagramm einer weiteren Ausführungsform des Fehlerdetektionsverfahrens gemäß der Erfindung; und
10 einen Prozeßfluß davon, wie Paritätscodeprüfbit in Verbindung mit dem Verwürfelungscode in der Basisstation verwendet werden.
Ausführliche Beschreibung
Obwohl die Prinzipien der Erfindung besonders für drahtlose Kommunikationssysteme geeignet sind, die auf der wohlbekannten HSDPA-Spezifikation (High Speed Downlink Packet Access) in dem Standard UMTS (Universal Mobile Telecommunication System) basieren und in diesem beispielhaften Kontext beschrieben werden, versteht sich, daß die hier gezeigten und beschriebenen Ausführungsformen lediglich veranschaulichen und auf keinerlei Weise einschränken sollen. Folglich werden für Fachleute für die Anwendung auf andere Übertragungssysteme verschiedene Modifikationen ersichtlich sein, die von den vorliegenden Lehren in Betracht gezogen werden. Im nachfolgenden Gebrauch sind Benutzergeräte (UE) zusätzlich gleichbedeutend mit einer Mobilstation in einem drahtlosen Kommunikationsnetz.
Folglich wird nun ein Verfahren zum Erkennen von Fehlern in Steuerkanälen eines drahtlosen Kommunikationssystems beschrieben, das die Probleme der unzulänglichen Fehlerdetektion- und Falschalarmleistungsfähigkeit, die bei den oben beschriebenen herkömmlichen Verwürfelungs- oder EPMD-Ansätzen vorliegen, überwindet. Der herkömmliche Verwürfelungs- oder EPMD-Ansatz für die Fehlerdetektion ergibt gewöhnlich keine ausreichende Fehlerdetektions-/Falschalarmleistungsfähigkeit. Der Grund dafür besteht darin, daß der Ansatz auf einer Wegmetrikdifferenz basiert, die nur in der letzten Ebene in dem Trellis berechnet wird.
Die berechnete Metrik auf dieser letzten Ebene ist gewöhnlich eine sehr rauschbehaftete Metrik. Der Grund dafür, warum EPMD eine rauschbehaftete Metrik ist, in bezug auf die Qualität eines Rahmens, besteht darin, daß EPMD nur einen letzten Wegmetrikvergleich verwendet, um zu bestimmen, ob ein Rahmen fehlerhaft ist oder nicht. EPMD berücksichtigt nicht, was während der "Reise" des letztendlichen Gewinnerweges geschah, während er sich durch den Trellis ausbreitete. Der EPMD-Ansatz erfaßt folglich nicht den Umstand, daß, auf einer früheren Ebene in der Decodierung (siehe zum Beispiel das Trellisdiagramm von 5) der Gewinnerweg möglicherweise einem anderen zusammenlaufenden oder konkurrierenden Weg sehr nahe gekommen sein könnte, wodurch er unzuverlässig wird.
6 ist ein Flußdiagramm des Fehlerdetektionsverfahrens gemäß der Erfindung. In 6 empfängt zu Anfang ein UE bis zu vier (4) Teile I von vier HS-SCCHs über gleichzeitige Übertragungen (Schritt S10). Das UE entwürfelt Teil I in jedem HS-SCCH und decodiert Teil I (Schritt S20). Gemäß dem Verfahren der Erfindung empfängt jede nachfolgend beschriebene Ausführungsform verwürfelte Faltungscodes, die in Teil I jedes HS-SCCHs enthalten sind. Die Verwürfelung geschieht durch den in 3 skizzierten Verwürfelungsansatz. In dem UE invertiert das UE die Verwürfelung (d. h. entwürfelt die Bit) unter Verwendung seiner eigenen einzigartigen Sequenz wie oben beschrieben und leitet die entwürfelten Bit zur Decodierung zu einem Faltungsdecoder in dem UE. Dieser Schritt des Entwürfelns wird von jeder der nachfolgend besprochenen Ausführungsformen durchgeführt.
Das Verfahren verwendet mehrere verschiedene Algorithmen oder Codes, um zu bestimmen (Schritt S30), wie viele HS-SCCHs "gut" oder "schlecht" sind. Anders ausgedrückt, bestimmt dieser Schritt, ob während des Decodierungsschritts ein HS-SCCH erfolgreich empfangen wurde. Die verschiedenen Verfahren, die nicht als Einschränkung aufgefaßt werden sollen, werden nachfolgend ausführlich beschrieben (siehe z. B. Schritt S130 in 7 und Schritt S230 in 9). In Schritt S40 wird die Anzahl der erfolgreich empfangenen HS-SCCHs bestimmt. Wenn während der Decodierung nur ein HS-SCCH erfolgreich empfangen wurde (Ausgang des Schritts S40 ist JA), wird in Schritt S45 Teil II des HS-SCCHs decodiert und das UE beginnt mit dem Puffern von Daten aus dem HS-DSCH, der dem HS-SCCH entspricht.
Wenn entweder kein HS-SCCH ein Nachfolger war oder mehr als ein HS-SCCH erfolgreich empfangen wurde (NEIN im Schritt S40), bestimmt das UE, ob kein HS-SCCH erfolgreich empfangen wurde (Schritt S33). Wenn der Ausgang von Schritt S33 JA ist, wird die Verarbeitung angehalten (Schritt S34).
Wenn mehr als ein HS-SCCH ein Erfolg war (NEIN im Schritt S33), was heißt, daß zwei oder mehr HS-SCCHs erfolgreich empfangen wurden, muß das Verfahren auf der Basis einer berechneten Metrik einen HS-SCCH auswählen (Schritt S50). Der Grund dafür besteht darin, daß es nur einen korrekten HS-SCCH für jedes UE geben kann und daher nur einen HS-DSCH mit der beabsichtigten Übertragung für dieses UE. Im Schritt S50 wird für jeden verbleibenden guten HS-SCCH eine Wegmetrikdifferenz (PMD) berechnet. Die Wegmetrikdifferenz (PMD) ist die oben erwähnte weiche Metrik, die als ein Gleichstandsentscheidungsmechanismus zwischen erfolgreich empfangenen HS-SCCHs berechnet wird, um nur einen voll zu decodierenden HS-SCCH auszuwählen.
Berechnete PMDs umfassen das Berechnen einer Minimum-Wegmetrikdifferenz (MPMD), einer Aggregat-Wegmetrikdifferenz (APMD) und einer Häufigkeits-Wegmetrikdifferenz (FPMD) oder Kombinationen einer oder mehrerer dieser Metriken, um nur einen HS-SCCH zur Decodierung von Teil II und zur Pufferung von Daten aus dem dem gewählten HS-SSCH entsprechenden HS-DCCHs auszuwählen. Wie später ausführlicher besprochen werden wird, wird jeder der Metrikwerte MPMD, APMD und FPMD in Verbindung mit der Verwendung des Viterbi-Decodierungsalgorithmus wie oben besprochen bestimmt, um einen Gewinnerweg in jedem der Zustände zu bestimmen.
Diese weichen Metriken aus dem Decodierungsprozeß werden im allgemeinen gegenüber Kanalqualitätsmetriken bevorzugt, da sie dem decodierten Bitstrom in der Empfängerkette in dem UE näher liegen. Im Falle von Faltungscodes versuchen die weichen Metriken, Unterschiede der Wegmetriken zusammenlaufender Wege in jedem Zustand während der Viterbi-Decodierung auszunutzen. Als Ergebnis basieren die meisten der weichen Metriken auf einem Decodierungsalgorithmus, der nachfolgend ausführlicher erläutert wird. Bei der Beschreibung dieser Metriken werden die folgenden Notationen verwendet:

(a) λ_j(1) ist die Wegmetrik des gewählten (decodierten) Weges auf der j-ten Ebene in dem Trellis; und
(b) λ_j(2) ist die Wegmetrik des des Weges, der mit dem gewählten Weg auf der j-ten Ebene in dem Trellis zusammenläuft.

Unter der Annahme, daß der Weg mit dem Label "l" der gewählte Weg auf jeder Ebene ist, ist λ_j(1) immer größer als λ_j(2). Die tatsächlichen Werte der Wegmetriken sind im Vergleich zu ihren relativen Werten und der entsprechenden Anzahl decodierter Bitfehler wenig wichtig.
Um die MPMD-Metrik zu berechnen, behält das Verfahren einen Minimum-Wegmetrikdifferenzwert, um den der Gewinnerweg in jedem Zustand einen konkurrierenden oder zusammenlaufenden Weg in jedem Zustand schlägt. Der Gewinnerweg mit dem größten Minimum-Wegmetrikdifferenzwert entspricht dem HS-SCCH, der für die Decodierung von Teil II und für die Pufferung der Daten auf dem entsprechenden HS-DSCH ausgelegt wird.
Um die MPMD-Metrik zu bestimmen, wird zusätzlich zu der Bestimmung des überlebenden Weges durch die Viterbi-Decodierung die Metrik λ_j(1) – λ_j(2) zum Zeitpunkt des Vergleichs behalten. Unter der Annahme, daß N Ebenen in dem Trellis vorliegen, wobei N die Anzahl der Informationsbit und Nachspannbit in einem Rahmen repräsentiert, wird die MPMD definiert als
wobei j der Ebenenindex ist. Am Ende der Viterbi-Decodierung wird der gewählte Weg ausgewertet und die Minimum-Metrik für diesen Weg wird als die Gewinnerwegmetrik oder Rahmenqualitätsmetrik gewählt. Die Intuition für die Verwendung der MPMD-Metrik besteht darin, daß, wenn auf irgendeiner Ebene während des Decodierungsprozesses ein zusammenlaufender Wegwert einem Gewinnerwegwert nahe kommt, weniger Vertrauen in der Entscheidung der Auswahl dieses Gewinnerweges besteht. Da der Gewinnerweg in dem Trellis offensichtlich während des Decodierungsprozesses nicht bekannt ist, wird der aktuelle Minimum-Wert in jedem Zustand während des Decodierungsprozesses gespeichert. Nachdem die Decodierung abgeschlossen ist, wird ein Array-Wert der Metrik entsprechend dem Abschlußzustand (durch Nachspannbit abgeschlossener Zustand) zu dem Wert der Gewinnerwegmetrik.
Für die APMD-Metrik behält das Verfahren eine Aggregatsumme der PMD, um die der Gewinnerweg in jedem Zustand einen konkurrierenden oder zusammenlaufenden Weg in jedem Zustand schlägt. Der Gewinnerweg mit der größten Aggregatsumme entspricht dem HS-SCCH, der für die Decodierung von Teil II und die Pufferung der Daten des entsprechenden HS-DSCHs ausgewählt wird.
Die Summe der YI-Algorithmus-Metriken bei jedem Vergleich in dem Trellis wird ausgewertet. In der oben mit Bezug auf MPMD definierten Notation wird die APMD-Metrik gegeben durch
Da die Anzahl der Ebenen in dem Trellis pro Rahmen festliegt, ist die aggregierte Metrik eine skalierte Version der mittleren Metrik. Die Intuition für die Verwendung der APMD-Metrik besteht darin, daß sie die Konfidenz repräsentiert, mit der der überlebende oder Gewinnerweg gegenüber dem zusammenlaufenden Weg in jedem Zustand in dem Trellis ausgewählt wurde. Im Fall der Minimum-Metrik wird ein Array mit einer Länge gleich der Anzahl von Zuständen, die den aktuellen Wert von Λ für jeden Zustand enthalten, benötigt. Am Ende des Decodierungsprozesses wird ein Arraywert der Metrik entsprechend dem Abschlußzustand (durch die Nachspannbit abgeschlossener Zustand) zu dem Wert der Gewinnerwegmetrik.
Für die FPMD-Metrik zählt das Verfahren eine Anzahl von Male, um die der Gewinnerweg in jedem Zustand innerhalb eines Schwellenwerts dazu kam, einen konkurrierenden Weg in dem Zustand zu schlagen. Der Gewinnerweg mit der niedrigsten Häufigkeit, innerhalb der Schwelle zu kommen, entspricht dem HS-SCCH, der für die Decodierung von Teil II und die Pufferung der Daten auf dem entsprechenden HS-DSCH ausgewählt wird.
7 ist ein Flußdiagramm einer Ausführungsform des Fehlerdetektionsverfahrens gemäß der Erfindung. Wie mit Bezug auf 6 beschrieben, sind die Schritte S110, S120 und S150 in 7 dieselben wie die Schritte S10, S20 und S50 in 6, und eine ausführliche Besprechung dieser Schritte wird somit ausgelassen. Bei dieser Ausführungsform wird Teil I des HS-SCCHs jedoch unter Verwendung des Codierungsalgorithmus von Yamamoto-Itoh (YI) codiert und das Verfahren verwendet einen Decodierungsalgorithmus von Yamamoto-Itoh (YI), um (Schritt S130) zu bestimmen, wie viele HS-SCCHs erfolgreich an dem UE empfangen wurden.
Der in der Literatur bekannte YI-Decodierungsalgorithmus bietet einen überlegenen Ansatz für die Fehlerdetektion in drahtlosen Kommunikationssystemen, die auf Rahmen basierende Kommunikation verwenden. Auf jeder Ebene und in jedem Zustand des Trellisdiagramms von 5 würde zum Beispiel der YI-Algorithmus ein Flag behalten, das anzeigt, ob der Gewinnerweg in diesem Zustand innerhalb einer Schwelle eines zusammenlaufenden Wegs gekommen ist. Wenn die Antwort JA ist, wird das Flag auf "unzuverlässig" gesetzt; und wenn die Antwort NEIN ist, wird das Flag auf "zuverlässig" gesetzt. Am Ende der Decodierung wird das Flag für den Gewinnerweg geprüft. Wenn ein Flag in dem Gewinnerweg auf "unzuverlässig" gesetzt wurde, wird die Decodierung als Mißerfolg betrachtet. Im Kontext der Decodierung eines HS-SCCHs bedeutet dies, daß das UE bestimmt, daß es nicht der beabsichtigte Empfänger ist.
Bei dem auf Verwürfelung basierenden Ansatz führt die Verwendung des YI-Algorithmus anstelle von EPMD zu einer viel besseren Detektion-/Falschalarmwahrscheinlichkeit. Im Kontext der Decodierung eines HS-SCCHs ist möglicherweise der YI-Decodierungsalgorithmus alleine jedoch immer noch nicht ausreichend. Deshalb können verbessernde Berechnungen "zusammengesetzter Metriken" wünschenswert sein.
Zum Beispiel kann ein UE Datenteile von Teil I in jedem der vier HS-SCCHs decodieren und durch Verwendung des YI-Algorithmus von Schritt S130 bestimmen, daß mehr als einer der decodierten Teile I als zuverlässig ausgewertet wurden.
Wenn nur ein HS-SCCH erfolgreich während der Decodierung empfangen wurde (Ausgang von Schritt S140 ist JA), wird in Schritt 145 Teil II des HS-SCCHs decodiert und das UE beginnt mit dem Puffern von Daten aus dem HS-DSCH, der dem HS-SCCH entspricht. Wenn entweder kein HS-SCCH Nachfolger oder mehr als 1 HS-SCCH erfolgreich empfangen werden (NEIN in Schritt S140) bestimmt das UE, ob kein HS-SCCH erfolgreich empfangen wurde (Schritt S133). Wenn der Ausgang von Schritt S133 JA ist, wird die Verarbeitung angehalten (Schritt S134).
Wenn mehr als ein HS-SCCH ein Erfolg war (NEIN in Schritt S133), bedeutet dies, daß zwei oder mehr HS-SCCHs erfolgreich empfangen wurden, das Verfahren muß nur einen HS-SCCH auswählen (Schritt S150). Da es nur eine Übertragung zu einem UE pro TTI geben kann, ist offensichtlich einer dieser HS-SCCHs ein falscher Alarm. Gemäß dieser Ausführungsform der Erfindung wendet folglich das UE die oben mit Bezug auf die Schritte S50/S150 besprochene Prozedur der "Gleichstandsentscheidung" an, um den einen HS-SCCH für dieses UE auszuwählen.
8 ist ein teilweises Trellisdiagramm zur Darstellung der Funktionsweise des YI-Algorithmus. Der YI-Algorithmus kann als eine harte Metrik klassifiziert werden, die ein Gut-Ergebnis anzeigt (z. B. die Übertragung ist für dieses UE bestimmt und das UE bestimmt erfolgreich, daß die Übertragung für es bestimmt ist), oder ein Schlecht-Ergebnis (d. h. das UE bestimmt, daß es nicht der beabsichtigte Empfänger ist). Wenn mehr als ein HS-SCCH als gut bewertet werden, wirken folglich die oben erwähnten weichen Metriken als Gleichstandsentscheidungsmechanismus, um den korrekten HS-SCCH und daher den korrekten HS-DSCH zu bestimmen. Die weichen Metriken MPMD, APMD und FPMD auf der Basis von Wegmetrikdifferenzen können deshalb in Schritt S150 zur Verwendung als Faltungscodes berechnet werden, sodaß das UE den korrekten HS-SCCH decodiert.
Bei Anwendungen, in denen die Verwendung einer CRC für Fehlerdetektion kostspielig ist, liefert der YI-Algorithmus ein alternatives Verfahren zur Durchführung der Fehlerdetektion. Dieser Algorithmus arbeitet in Verbindung mit der Viterbi-Decodierung von Faltungs codes mit sehr wenig Verarbeitungsoverhead. Der YI-Decodierungsalgorithmus basiert auf dem Prinzip, daß, wenn zwei Wege in dem Trellis zusammenlaufen und im Hinblick auf ihre Wegmetriken nahe sind, die Auswahl eines Weges gegenüber dem anderen fehleranfälliger ist.
Der YI-Algorithmus wird im allgemeinen erläutert, indem man den Faltungscode der einfachen Rate (1/2), der Einschränkungslänge k = 3 betrachtet, dessen Trellis in 5A aufgetragen ist. Es folgt eine allgemeine Beschreibung des YI-Algorithmus. Als Anfang identifiziere man auf der Ebene (k – 1) die 2k – 1 Wege mit einem Label C. Auf jeder der Ebenen j (j = k, k + 1, ...) wähle man den Weg "a", der den größten log-Wahrscheinlichkeitswert (λj(a)) aufweist, und den Weg "b", der den nächstgrößten log-Wahrscheinlichkeitswert λj(b) unter den zusammenlaufenden Wegen aufweist. Wenn ein Weg ein Label C auf Ebene (j – 1) aufweist und die Differenz zwischen λj(a) und λj(b) größer oder gleich A ist, ein Schwellenwert, der eine gegebene positive Konstante ist, lasse man den Weg "a" mit dem Label C (z. B. zuverlässig) überleben (überlebender Weg). Andernfalls überlebt Weg a mit dem Label X (z. B. unzuverlässig). Andere Wege als der Weg "a" in diesem Zustand werden verworfen.
Ein überlebender oder Gewinnerweg in jedem Zustand wird durch die Maximalwahrscheinlichkeitsentscheidung genauso wie Wege ausgewählt, die unter Verwendung des gewöhnlichen Viterbi-Decodierungsalgorithmus ausgewählt werden. Der YI-Algorithmus reduziert sich auf den gewöhnlichen Viterbi-Decodierungsalgorithmus, wenn der Schwellenwert A gleich null ist.
Nunmehr unter Bezugnahme auf das teilweise Trellisdiagramm von 8 nehme man an, daß die Wege a, b, c und d überlebende Wege mit dem Label C auf Ebene j – 1 sind. Auf der Ebene j laufen die Wege a – e und c – f in einem Zustand zusammen und die Wege b – g und d – h laufen in einem anderen zusammen. Im Fall λj(a – e) ± λj(c – f) + Aund λj(d – h) < λj(b – g) = λj(d – h) + Aüberlebt dann der Weg a – e mit dem Label C und der Weg b – g überlebt mit Label X. Wie in 8 gezeigt, laufen auf der Ebene j + 1 die Wege a – e – s und b – g – t zusammen. Auch im Fall λj(b – g – t) < λj + 1(a – e – s) + Aüberlebt der Weg b – g – t mit Label X, weil der weg b – g bereits ein Label X auf Ebene j aufweist.
Die obige Prozedur wird fortgesetzt, bis der gesamte Rahmen decodiert ist. An diesem Punkt wird, wenn der überlebende Weg mit der besten Wegmetrik (der gewählte Weg) das Label X trägt, ein Fehler deklariert. Andernfalls wird der Rahmen als gut angenommen. Der YI-Algorithmus arbeitet mit der Intuition, daß, je weiter die im Zustand verglichenen Wegmetriken auseinander liegen (Gewinnerweg zu anderem zusammenlaufenden Weg), desto größer die Konfidenz in den gewählten überlebenden (Gewinner-) Weg ist.
9 ist ein Flußdiagramm einer weiteren Ausführungsform des Fehlerdetektionsverfahrens gemäß der Erfindung. Wie mit Bezug auf 6 beschrieben, sind die Schritte S210, S220, S230 und S250 dieselben wie die Schritte S10, S20, S40 und S50 in 6, sodaß eine ausführliche Besprechung dieser Schritte ausgelassen wird. Bei dieser Ausführungsform verwendet das Verfahren jedoch einen Paritätsprüfcode, um (im Schritt S230) zu bestimmen, wie viele HS-SCCHs erfolgreich von dem UE empfangen wurden.
Ein anderer Ansatz für die Fehlerdetektion ist die Verwendung einiger weniger Paritätsprüfbit, um zusätzliche Zuverlässigkeit bei der Fehlerdetektion bereitzustellen. Bei einem Paritätsprüfcode wird jedes Paritätsprüfbit durch eine Exklusiv-OR-Operation an zwei oder mehr der Informationsbit berechnet. Abhängig davon, wie jedes Paritätsprüfbit berechnet wird, resultieren für dieselbe Anzahl von Paritätsbit vielfältige Paritätsprüfcodes. Unter der Annahme, daß drei Informationsbit und zwei Paritätsprüfbit vorliegen, wäre zum Beispiel ein möglicher Paritätsprüfcode, wenn das erste Paritätsprüfbit durch Exklusiv-OR des 1. und 3. Informationsbit und das zweite Paritätsprüfbit durch Exklusiv-OR des 2. und 3. Bit berechnet werden würden. Ein anderer Paritätsprüfcode kann das erste Paritätsbit unter Verwendung des 1. und 2. Informationsbit berechnen, und das 2. Paritätsbit wird durch Verwendung des 1. und 3. Informationsbit berechnet. Ein oder mehrere Paritätsbit können auch einfach Wiederholungen bestimmter Informationsbit sein.
Das Paritätsprüfergebnis verbessert, wenn es in Verbindung mit dem YI-Algorithmus und den oben definierten PMD-Soft-Metriken verwendet wird, die Detektions-/Falschalarmleistungsfähigkeit stark. 10 zeigt einen Prozeßfluß davon, wie Paritätscodeprüfbit in Verbindung mit dem Verwürfelungscode in der Basisstation verwendet werden. Man betrachte zum Beispiel einen Teil I eines HS-SCCH mit 8 Informationsbit, wobei vier Paritätsprüfcodebit berechnet und an die 8 Informationsbit in Block 1010 angehängt werden. Für jeden HS-SCCH werden die Informationsbit mit angehängten Paritätsbit im Block 1020 faltungscodiert und dann im Block 1030 unter Verwendung des oben mit Bezug auf 3 beschriebenen Verwürfelungsansatzes verwürfelt. Für vier HS-SCCHs vergrößert dies die Spitzendatenratenverarbeitung auf 72 Kbps, was immer noch wesentlich besser als das wäre, das bei Verwendung eines 12-Bit- oder größeren CRC-Codes erforderlich wäre.
Nunmehr mit Bezug auf 9 kann ein UE Datenteile von Teil I in jedem der vier HS-SCCHs decodieren und in Schritt S230 durch Verwendung des Paritätsprüfcodes bestimmen, daß einer oder mehrere der decodierten Teile I als zuverlässig ausgewertet werden. Genauer gesagt wird der Paritätsprüfcode, der von dem UE decodiert wird, benutzt, um zu prüfen, ob etwaige der HS-SCCHs die Prüfung bestehen. Wenn ein SCCH ein Erfolg war (JA in Schritt 231), wird wie bei der vorherigen Ausführungsform dann Schritt S245 durchgeführt – Decodierung von Teil II für diesen HS-SCCH und Beginnen mit dem Puffern der Daten aus dem entsprechenden HS-DSCH. Wenn entweder kein HS-SCCH ein Nachfolger war oder mehr als ein HS-SCCH erfolgreich empfangen wurden (NEIN in Schritt S231), bestimmt das UE, ob kein HS-SCCH erfolgreich empfangen wurde (Schritt S233). Wenn der Ausgang von Schritt S233 JA ist, wird die Verarbeitung angehalten (Schritt S234). Wenn mehr als ein HS-SCCH ein Erfolg war (NEIN im Schritt 233), verwendet das Verfahren in einem Schritt S235 den YI-Algorithmus, um einen Zuverlässig- oder Unzuverlässig-Indikator der HS-SCCHs zu erhalten, und die Verarbeitung kehrt zum Schritt S231 zurück. Wenn in Schritt S231 genau ein SCCH ein Erfolg war (Ausgang von Schritt S231 ist JA), dann im Schritt S245 Decodierung von Teil II für diesen HS-SCCH und Beginnen mit dem Puffern von Daten aus dem entsprechenden HS-DSCH. Wenn kein HS-SCCH die Prüfung bestand oder wenn mehr als ein HS-SCCH immer noch die Prüfung bestanden (Ausgang von Schritt S233 ist NEIN in der zweiten Iteration, dargestellt durch gestrichelte Linien), werden in Schritt S250 die Metriken APMD, FPMD und/oder MPMD berechnet und zur Entscheidung von Gleichständen verwendet, um nur einen zu decodierenden HS-SCCH auszuwählen.
Da es nur eine Übertragung zu einem UE pro TTI geben kann, ist offensichtlich einer der HS-SCCHs ein falscher Alarm. Gemäß dieser Ausführungsform der Erfindung kann somit das UE letztendlich die anfänglich oben im Schritt S50 von 6 besprochene Prozedur der "Gleichstandsentscheidung" anwenden, um den einen HS-SCCH für dieses UE auszuwählen.
Bei einer weiteren Ausführungsform wird die Fehlerdetektion durch Verwendung eines alternativen Codes zu dem Paritätsprüfcode durchgeführt, der als Code der Verwürfelungscodegruppenkennung (SCGI) bezeichnet wird. Der SCGI-Code wird an jeden Teil I eines HS-SCCH angehängt (siehe 10). Die SCGI identifiziert die Verwürfelungscodegruppe, zu der die HS-SCCH-Übertragung gehört, und wird zusammen mit Teil I übertragen. Jedes UE decodiert Teil I an jedem HS-SCCH und prüft, ob die SCGI ihrer UE-spezifischen Verwürfelungscodegruppe entspricht. Wenn keiner der SCGI-Codes mit der UE-spezifischen Verwürfelungscodegruppe übereinstimmt, bestimmt das UE, daß keine der HS-SCCHs für es bestimmt sind. Wenn genau ein SCGI-Code übereinstimmt, schreitet es zu der Decodierung von Teil II dieses SCCH voran und beginnt außerdem mit dem Puffern des entsprechenden DSCH. Wenn mehr als ein SCGI-Code mit seiner Gruppe übereinstimmt, entscheidet das UE dann Gleichstände entweder unter Verwendung des YI-Algorithmus und/oder der weichen Metriken wie oben definiert.
Das Prinzip hinter dem obigen Ansatz besteht darin, die Gesamtmenge von Verwürfelungscodes in Gruppen aufzuteilen. Wenn eine p-Bit-SCGI verwendet wird, werden 2^p Gruppen gebildet. Die Zuweisung von Verwürfelungscodes zu Ues (geschieht zum Zeitpunkt des Verbindungsaufbaus) gleicht die Anzahl der UEs in jeder Verwürfelungscodegruppe aus. Dadurch verringert sich die Wahrscheinlichkeit gleichzeitiger Übertragungen zu UEs in derselben Codegruppe, wodurch die Falschalarmwahr scheinlichkeit verbessert wird. Der SCGI-Ansatz ist relativ leicht in der Basisstation und in dem UE zu implementieren, da im Gegensatz zum Paritätsprüfcode lediglich ein Einfügen oder Anhängen des SCGI-Bitfeldes an die Informationsbit vor der Codierung von Teil I eines HS-SCCH erforderlich ist.
Nachdem die Erfindung somit beschrieben wurde, ist offensichtlich, daß sie auf vielerlei Weise variiert werden kann. Die oben beschriebenen Algorithmen wurden als aus mehreren Komponenten, Flußdiagrammen oder Blöcken bestehend beschrieben – es versteht sich, daß die Verfahren in anwendungsspezifischen integrierten Schaltungen, softwaregesteuerten Prozessorschaltkreisen oder anderen Anordnungen diskreter Komponenten implementiert werden können.

Claims

Verfahren zum Auswählen eines Steuerkanals aus mehreren Steuerkanälen (210), die in einem drahtlosen Kommunikationssystem gleichzeitig oder parallel übertragen werden, wobei jeder Steuerkanal mit Faltungscodes codiert und durch verschiedene Verwürflungscodes mit einem ersten Teil (Teil 1) und einem zweiten Teil (Teil 1) verwürfelt wird, wobei das Verfahren den folgenden Schritt durchführt: Decodieren des ersten Teils jedes Steuerkanals unter Verwendung eines Viterbi-Decoders oder Viterbi-Algorithmus, wobei das Verfahren durch die folgenden Schritte gekennzeichnet ist: Durchführen eines Decodierungsalgorithmus des Typs Yamamoto-Itoh YI, um zu bestimmen, ob einer oder mehrere der mehreren Steuerkanäle während des Decodierungsschritts erfolgreich empfangen wurden; und Auswählen eines der durch den YI-Algorithmus bestimmten erfolgreich empfangenen Steuerkanäle auf der Basis mindestens einer berechneten Metrik, wobei die mindestens eine berechnete Metrik mindestens eine Wegmetrikdifferenz PMD umfaßt.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei der Schritt des Auswählens folgendes umfaßt: Berechnen einer Metrik der Wegmetrikdifferenz PMD für jeden Steuerkanal, wenn wie durch den YI-Algorithmus bestimmt mehr als ein Steuerkanal erfolgreich empfangen wurde.
Verfahren nach Anspruch 2, wobei der Schritt des Berechnens das Berechnen einer Metrik der Minimum-Wegmetrikdifferenz MPMD, einer Metrik der Aggregat-Wegmetrikdifferenz APMD und/oder einer Metrik der Häufigkeits-Wegmetrikdifferenz FPMD umfaßt.
Verfahren nach Anspruch 3, wobei der Schritt des Berechnens einer MPMD-Metrik folgendes umfaßt: Durchführen einer Viterbi-Decodierung, um eine Gewinnerwegmetrik in jedem von mehreren Zuständen zu bestimmen; und Behalten eines Minimum-Wegmetrikdifferenzwerts, um den der Gewinnerweg in jedem Zustand einen konkurrierenden Weg in jedem Zustand schlägt, wobei der Gewinnerweg mit dem größten Minimum-Wegmetrikdifferenzwert dem in dem Auswahlschritt ausgewählten einen erfolgreich empfangenen Steuerkanal entspricht.
Verfahren nach Anspruch 3, wobei der Schritt des Berechnens einer APMD-Metrik folgendes umfaßt: Durchführen einer Viterbi-Decodierung, um eine Gewinnerwegmetrik in jedem von mehreren Zuständen zu bestimmen; und Behalten einer Aggregatsumme der PMDs, um die der Gewinnerweg in jedem Zustand einen konkurrierenden Weg in jedem Zustand schlägt, wobei der Gewinnerweg mit der größten Aggregatsumme dem in dem Auswahlschritt ausgewählten einen erfolgreich empfangenen Steuerkanal entspricht.
Verfahren nach Anspruch 3, wobei der Schritt des Berechnens einer FPMD-Metrik folgendes umfaßt: Durchführen einer Viterbi-Decodierung, um eine Gewinnerwegmetrik in jedem von mehreren Zuständen zu bestimmen; und Zählen, wie oft der Gewinnerweg in jedem Zustand bis innerhalb eines Schwellenwerts dazu kam, einen konkurrierenden Weg in jedem Zustand zu schlagen, wobei der Gewinnerweg mit der niedrigsten Häufigkeit des Kommens innerhalb der Schwelle dem in dem Auswahlschritt ausgewählten einen erfolgreich empfangenen Steuerkanal entspricht.