DE69834207T2

DE69834207T2 - Nicht-binärer viterbi-dekoder mit butterfly-operationen

Info

Publication number: DE69834207T2
Application number: DE69834207T
Authority: DE
Inventors: Rajaram Cary RAMESH; George Hillsborough KELLAM
Original assignee: Ericsson Inc
Current assignee: Ericsson Inc
Priority date: 1997-12-31
Filing date: 1998-12-22
Publication date: 2007-01-04
Anticipated expiration: 2018-12-23
Also published as: KR20010033503A; WO1999034520A1; JP2002500463A; DE69834207D1; CN1283331A; EP1044507B1; CA2316941A1; EP1044507A1; US6115436A; AU1942799A

Description

HINTERGRUND DER ERFINDUNG
Technisches Feld der Erfindung
Die vorliegende Erfindung bezieht sich auf einen Empfänger in einem digitalen Kommunikationssystem und genauer auf einen Dekoder zum Dekodieren von nichtbinären faltungscodierten Daten unter Nutzung eines modifizierten Viterbi-Algorithmus.
Hintergrund der Erfindung
1 stellt ein typisches digitales Kommunikationssystem 10 dar, das einen Sender 12, einen Empfänger 14 und einen Kanal 24 beinhaltet. Der Sender enthält einen Kanalkodierer 16, einem Multiplexer 18, einen Modulator 20 und eine Sendeeinheit 22. Der Sender 12 kann andere Signal verarbeitende Komponenten enthalten wie eine Encryption-Einheit oder Frequenzspreizer in einem „Code Division Multiple Access" (CDMA) System, die in 1 nicht dargestellt sind.
Der Kanalkodierer 16 in dem Sender 12 empfängt ein Quellendatensignal und kodiert das Quellendatensignal, um die Wiederherstellbarkeit des Signals durch den Empfänger 14 zu erhöhen. Eine Art einer Signalabstandskodierung von digitalen Daten ist M-Feld-Signalgebung. Der Kanal-Dekoder transformiert k Datenbits in eins von M = k² in den Signalraum. Für binäre Datensignale ist k = 1. Eine Klasse von Signalraumkodierung ist der Faltungscode, der durch ein K-Stufenschieberegister implementiert werden kann. In jeder Zeiteinheit werden k Bits in die ersten k Stufen des Registers geschoben, während Bits, die bereits in den Registern sind, um k Stufen nach rechts verschoben werden. In jeder Zeiteinheit wird der Inhalt von ausgewählten Schieberegister hinzuaddiert, subtrahiert oder in anderer Weise manipuliert, um eine Anzahl n von kodierten Bits zu erhalten. Durch das Hineinschieben von k Bits zu jeder Zeiteinheit spezifiziert jeder Schiebesatz von k Bits einen Übergang zu einer limitierten Anzahl von erlaubten Nachfolgezuständen des Kodierers. Im Ergebnis repräsentieren die kodierten Bits nicht nur den aktuellen Zustand des Kodierers sondern beinhalten auch historische Informationen der Stati des Kodierers, die aus der empfangenen Reihenfolge der kodierten Bits abgeleitet werden kann.
Die verschlüsselten Bits des Kanalkodierers 16 werden dem Multiplexer 18 zugeführt. Der Multiplexer kombiniert die kodierten Bits mit anderen Signalen, die von unterschiedlichen Quellen herrühren oder unterschiedliche Eigenschaften aufweisen. Der Modulator 20 empfängt das multiplexte Signal, und wandelt das Signal in Wellenformen um, das über den Kanal 24 gesendet werden kann. Das modulierte Signal wird der Sendereinheit 22 zugeführt, welche typischerweise einen Hochleistungsverstärker und eine Antenne beinhaltet, um das modulierte Signal über den Kanal 24 zu übertragen.
Während der Übertragung des Signals kommt es im Kanal 24 zu Rauschen, Abschwächung oder Störsignalen. Der Empfänger 14 muss das gesendete Signal erkennen und muss versuchen, das Originalquellendatensignal aus dem gesendeten Signal wiederherzustellen. Der Empfänger 14 beinhaltet eine Empfängereinheit 26, einen Demodulator 27, einen Demultiplexer 28 und einen Kanaldekoder 30. Die Empfängereinheit 26 beinhaltet typischerweise eine Antenne zur Erkennung des gesendeten Signals und einen gering rauschenden Verstärker zur Verstärkung des Signals. Der Demodulator 27 demoduliert das Signal, während der Demultiplexer 28 das Signal in Signalkomponenten aufteilt.
Der Kanaldekoder 30 versucht das demultiplexte Signal mit dem zusätzlichen Rauschen und der Abschwächung zu dekodieren, um das Originalquellendatensignal zu rekonstruieren. Ein wohlbekanntes Verfahren zur Dekodierung von Faltungscodes ist der Viterbi-Algorithmus, der auf A. J. Viterbi zurückgeht, und der in IEEE Transactions on Information Theory, Vol. IT-13, Seiten 260–269 (April 1967 beschrieben ist, was hierdurch als Referenz einbezogen sein soll. Der Viterbi-Algorithmus nutzt ein Gitter, das Reihen von Knoten, die die möglichen Zustände des Kanalkodierers 16 des Senders 12 repräsentieren, und Verbindungen zwischen den Knoten aufweist, die erlaubte Übergänge zwischen den Zuständen repräsentieren. Wenn der Kanalkodierer nur ein Bit pro Zeiteinheit überträgt, d.h. k = 1, ist der Gittercode binär und hat zwei zugeordnete Verbindungen pro Knoten. Wenn der Kanalkodierer mehr als ein Bit pro Zeiteinheit überträgt, d.h. k > 1, ist der Gittercode nichtbinär und hat mehr als zwei zugeordnete Verbindungen pro Knoten.
Die Implementierung eines Viterbi-Algorithmus für ein nichtbinäres Gitter, d.h. ein Gitter mit mehr als zwei Verbindungen pro Knoten, ist viel komplizierter als die Implementierung eines Viterbi-Algorithmus für ein binäres Gitter, d.h. ein Gitter mit zwei Verbindungen pro Knoten, weil eine viel höhere Rechenleistung des Kanalkodierers erforderlich ist. Die erhöhte Komplexität hat zur Einschränkung der Nutzung von nichtbinären Gittern zur Datenkodierung und Dekodierung in kommerziellen Kommunikationssystemen geführt. Damit ist ein Bedarf in der Industrie für ein einfaches und effizientes Verfahren und für Dekoder von Faltungscodes entstanden, die den Viterbi-Algorithmus für nichtbinäre Gitter ausführen.
George C. Clark jr. und J. Bibbs Cain: „Error-correction coding for digital communications" 1981, Plenum Press, New York XP002099251, Seiten 258–261 bezieht sich auf Faltungscodestrukturen und Viterbi-Dekodierung für nichtbinäre Codes. Es soll erwähnt werden, das ein Gitterdiagramm für irgendeinen R = 1/n Code in Basismodule der Form, die in den 6–22 dargestellt sind, aufgeteilt werden kann, und dass ein ACS-Schaltkreis für einen R = (n – 1)/n Code normalerweise mehrere Elemente in der Form von 6–23 enthält.
George C. Clark jr. und J. Bibbs Cain: „Error-correction coding for digital communications" 1981, Plenum press, New York XP002099251, Seiten 235–238 beschreibt, dass in einer nichtbinären Gitterstruktur, wie sie in einer 6–7 dargestellt ist, vier Pfade jeden Zustand erreichen und nicht zwei wie im Falle eines binären Gitters. Die Ausführung eines Viterbi-Algorithmus ist die gleiche mit der Ausnahme, dass an jedem Knoten ein einziger bester Pfad aus den vier möglichen ausgewählt werden muss, was zu einem 4-Feld- statt zu einem 2-Feld-Vergleich führt. Um den Rechenaufwand zu reduzieren, wird eine „punktartige" Technik verwendet, um die Anzahl der erforderlichen Vergleiche zu reduzieren. Eine geeignete Löschung von Symbolen kann dazu führen, dass es möglich wird, einen einzigen ACS-Schaltkreis (add-compare-selct) zu nutzen – wie in 6–23 dargestellt –, um den Dekodierungsvorgang ausführen.
ZUSAMMENFASSUNG DER ERFINDUNG
Es ist ein Ziel der Erfindung, nichtbinäre faltungscodierten Daten effizient zu dekodieren.
Dieses Ziel der Erfindung wird durch ein Verfahren mit den Merkmalen des Anspruches 1 erreicht. Das erfindungsgemäße Verfahren zur Dekodierung eines kodierten Signals, das über einen Kanal übertragen wurde, um ein Quellendatensignal mittels eines nichtbinären Gitters mit einer Mehrzahl von Knoten zu bestimmen, enthält die folgenden Schritte: Zuweisung einer Vielzahl von binären Schmetterlingsgittern innerhalb des nichtbinären Gitters enthaltend: Zuweisung eines ersten binären Schmetterlingsgitters, welches zwei beginnende Knoten aufweist, die in dem nichtbinären Gitter als an einer ersten Einheitszeitperiode repräsentiert sind, und das zwei abschließende Knoten aufweist, die in dem nichtbinären Gitter als an einer zweiten Einheitszeitperiode repräsentiert sind; Zuweisung eines zweiten binären Schmetterlingsgitters, das zwei alternative, beginnende Knoten aufweist, die in dem binären Gitter als an der ersten Einheitszeitperiode repräsentiert sind, und das die beiden abschließenden Knoten aufweist, die in dem nichtbinären Gitter als an der zweiten Einheitszeitperiode repräsentiert sind; Ausführung einer binären Schmetterlingsberechnung für jedes zugewiesene Schmetterlingsgitter, um eine günstigste Pfadmetrik, die jedem abschließenden Knoten in jedem zugewiesenen, binären Schmetterlingsgitter zugeordnet ist, zu bestimmen, so dass damit jedem abschließenden Knoten eine Vielzahl von günstigsten Pfadmetriken zugeordnet ist; und Vergleichen der Vielzahl von günstigsten, jedem abschließenden Knoten zugeordneten Pfadmetriken, um einen Überlebenspfad für jeden abschließenden Knoten auszuwählen.
Das Ziel der Erfindung wird weiterhin durch eine entsprechende Vorrichtung mit den Merkmalen des Anspruches 7 erreicht. Bevorzugte Ausführungsbeispiele der Erfindung sind in den abhängigen Ansprüchen angegeben.
KURZE BESCHREIBUNG DER ZEICHNUNGEN
Für ein vollständiges Verständnis der vorliegenden Erfindung und weitere zugehörige Ziele und Vorteile soll nun auf die folgende Beschreibung im Zusammenhang mit den begleitenden Zeichnungen, bei denen gleiche Bezugszeichen für ähnliche Teile benutzt werden, Bezug genommen werden:
1 stellt ein digitales Kommunikationssystem dar, bei dem die vorliegende Erfindung implementiert sein kann;
2 stellt ein binäres Gitter mit zwei Zuständen zur Dekodierung eines Faltungscodes durch einen Dekoder dar, bei dem eine einfache binäre Schmetterlingsberechnung genutzt wird;
3 stellt ein binäres Gitter mit mehr als zwei Zuständen zum Dekodieren eines Faltungscodes dar, bei dem eine einfache binäre Schmetterlingsberechnung genutzt wird;
4 stellt ein nichtbinäres Gitter zum Dekodieren eines Faltungscodes durch einen Dekoder der vorliegenden Erfindung dar;
5 stellt ein nichtbinäres Gitter zum Dekodieren eines Faltungscodes dar, bei dem eine modifizierte einfache binäre Schmetterlingsberechnung dargestellt wird; und
6 stellt einen Dekoder dar, der zur Implementierung der vorliegenden Erfindung genutzt werden kann; und
7 stellt ein Flussdiagramm des Berechnungsverfahrens des Dekoders der vorliegenden Erfindung zur Dekodierung eines Faltungscodes dar, bei dem eine modifizierte einfache binäre Schmetterlingsberechnung genutzt wird.
DETAILLIERTE BESCHREIBUNG DER ERFINDUNG
Die vorliegende Erfindung wird jetzt nachfolgend in größerem Umfang unter Zuhilfenahme der begleitenden Zeichnungen beschrieben, bei denen bevorzugte Ausführungsbeispiele der Erfindung dargestellt werden.
Ein Beispiel des Viterbi-Algorithmus, der binäre Gitter nutzt, ist in 2 dargestellt. Der Viterbi-Algorithmus nutzt ein Gitter, in welchem die Knoten zu jedem Zeitpunkt die möglichen Zustände des kodierten Quellendatensignals in einem Signalraum S darstellen. In dem Beispiel des binären Gitters von 2 enthält der Signalraum S mindestens zwei Signalzustände S₀ und S₁. Der Signalraum S kann ein Bereich von analogen Signalamplituden oder eine multidimensionale Raumcharakteristik von Frequenzschieberschlüssel- oder Phasenschieberschlüsselsystemen sein. Ein Übergang zwischen zwei Zuständen in dem Signalraum wird in dem Sender in ein eindeutiges Code-Symbol eines Satzes von Symbolen A = {a₁, a₂ ...} kodiert. Beispielsweise kann während der Kodierung durch den Sender der Übergang von S₀ zu S₀ durch a₀ dargestellt sein, der Übergang von S₀ zu S₁ kann durch a₁ dargestellt sein, der Übergang von S₁ zu S₀ kann durch a₂ dargestellt sein und der Übergang von S₁ zu S₁ kann durch a₃ dargestellt sein. Die Reihenfolge der Zustände in dem Kodierer kann durch den Empfänger durch die Verfolgung eines Pfades durch ein Viterbi-Gitter dekodiert werden, wie es in 2 dargestellt ist.
2 stellt ein binäres Schmetterlingsgitter dar, bei dem jeder Knoten nur zwei zugeordnete Verbindungen aufweist, d.h. jeder Knoten kann nur von zwei anderen Knoten durch nur zwei Verbindungen erreicht werden. Die Knoten zu jedem Zeitpunkt t in 1 stellen die Signalzustände S₀ und S₁ im Signalraum S dar. Die Verbindungen zwischen den Knoten in dem Gitter stellen einen Übergang zwischen den Zuständen dar. Jedem Übergang oder jeder Verbindung wird ein eindeutiges Symbol aus einem Satz A = {a₀, a₁, a₂, a₃} zugewiesen, um einen Übergang darzustellen, wie es in 2 dargestellt ist.
Im Betrieb wird ein eindeutiges Symbol A durch die kodierten Bits der Schieberegister in dem Kodierer bestimmt. Eine Verbindungsmetrik ΔMet_i ist der Abstand (wie ein euklidscher Abstand für analoge Signale oder ein Hamming-Abstand für digitale Signale) zwischen den Symbolen des Satzes A für die Verbindung oder den Übergang und dem aktuell empfangenen Signal. Beispielsweise ist der Metrikwert, der durch ΔMet₀ beschrieben wird, der Abstand zwischen dem empfangenen Signal und dem Symbol a₀, der Metrikwert ΔMet₁ der Abstand zwischen dem empfangenen Signal und dem Symbol a₁, der Metrikwert ΔMet₂ der Abstand zwischen dem empfangenen Signal und dem Symbol a₂ und der Metrikwert ΔMet₃ der Abstand zwischen dem empfangenen Signal und dem Symbol a₃. Die Pfadmetrik für einen Zustand wird als ΔMet_S0 bezeichnet und ist die Summe der Verbindungsmetriken zwischen einem ausgewählten Pfad durch das Gitter zu demjenigen Zustand.
Für eine beliebige Reihenfolge von empfangenen Signalen muss das Dekodierungsverfahren das Gitter mit dem Pfad der Symbole a₀, a₁, a₂, ... suchen, die jede Verbindung repräsentiert, die am besten zu den empfangenen Signalwerten passt, der denjenigen Pfad darstellt, der die günstigste Pfadmetrik aufweist. Der Viterbi-Algorithmus für ein binäres Signal bestimmt die günstigste Pfadmetrik durch ein binäres Schmetterlingsgitter. Zwei Kandidaten von Pfadmetriken pro Knoten werden berechnet. Jeder berechnete Kandidat de r Pfadmetrik repräsentiert eine andere Verbindung oder Übergang zu dem Status. Beispielsweise sind die beiden berechneten Pfadmetriken Met_S0 + ΔMet₀ und Met_S1 + ΔMet₂ für den Status S₀ bei t₂. Nachdem die beiden Kandidaten der Pfadmetriken berechnet wurden, werden sie verglichen, um festzustellen, welche Pfadmetrik die günstigste ist. Allgemein gilt, dass die günstigste Pfadmetrik diejenige mit dem kleinsten Wert ist, der durch den Hamming-Abstand für digitale Signale oder den euklidschen Abstand für analoge Signale bestimmt ist. Der Pfad, der der günstigsten Pfadmetrik zugeordnet ist, wird dann ausgewählt. Eine akkumulierte Pfadmetrik Met_S0 für den Zustand S₁ bei t₂ wird aktualisiert, um die günstigste Pfadmetrik anzunehmen. Diese beschriebene Pfadauswahlberechnung für den Zustand S₀ bei t₂ in 2 wird als ACS₀ (Add-Compare-Select) bezeichnet.
In ähnlicher Weise wird eine Pfadauswahlberechnung für den Status S₁ bei t₂ ausgeführt. Zwei Kandidaten von Pfadmetriken Met_S0 + ΔMet₁ und Met_S1 + ΔMet₃ für den Zustand S₁ werden berechnet. Die günstigste Pfadmetrik wird festgestellt, und der Pfad, der der günstigsten Pfadmetrik zugeordnet ist, wird ausgewählt. Die Pfadauswahlberechnung für diesen Knoten wird in 2 als ACS₁ (Add-Compare-Select) bezeichnet. Allgemein gilt, dass der Pfad, der für den Zustand S ausgewählt wird, als Überlebenspfad bekannt ist.
Der oben beschriebene Viterbi-Algorithmus, der für ein binäres Gitter ausgeführt wird, d.h. ein Gitter mit zwei Verbindungen pro Status oder Knoten, der zwei Knoten oder Stati zu jeder Zeiteinheit aufweist, ist als einfache binäre Schmetterlingsberechnung bekannt. Die einfache Schmetterlingsberechnung kann mehrere Male in einem binären Gitter mit mehr als zwei Zuständen ausgeführt werden, um den Überlebenspfad für jeden Knoten oder Zustand zu bestimmen. Jeder Knoten oder Zustand hat nur zwei zugeordnete Verbindungszweige. In 3 ist beispielsweise ein binäres Gitter mit vier Zuständen S₀, S₁, S₂, und S₃ zur Zeit t₁ und t₂ dargestellt. Eine erste einfache binäre Schmetterlingsberechnung kann ausgeführt werden, um den Überlebenspfad für die Stati S₀ und S₁ in dem binären Gitter, der mit 1 in 3 gekennzeichnet ist, zu bestimmen. Eine zweite einfache binäre Schmetterlingsberechnung kann dann ausgeführt werden, um den Überlebenspfad für die Zustände S₂ und S₃ in dem binären Gitter zur Zeit t₂, die mit 2 in 3 dargestellt sind, zu bestimmen.
Die oben beschriebene einfache binäre Schmetterlingsberechnung kann durch sehr effiziente Beschleunigungshalbleiterchips, die nach dem Stand der Technik gut bekannt sind, – wie dem TMS320C54X DSP-Chip von Texas Instruments – ausgeführt werden.
4 stellt ein nichtbinäres Gitter zur Dekodierung eines Faltungscodes durch einen Dekoder der vorliegenden Erfindung dar. In einem nichtbinären Gitter kann jeder Knoten S_i mehr als zwei mögliche Verbindungszweige aufweisen. Somit kann jeder Übergang zu einem Zustand S_i zu einer Zeitperiodeneinheit t₂ aus einem Satz von Zuständen S_im = {S_i1, S_i2, S_i3 ... S_im} aus einer Zeitperiodeneinheit t₁ sein, wobei der Index m größer als 2 ist. Eindeutige Symbole aus dem Satz A sind für allen Übergänge T_i = {a_i1, a_i2 ... a_im} definiert, die dem Satz der Zustände S_i zugeordnet sind, so dass t(S_im, S_m) = a_im. Ein Gitterdiagramm kann explizit durch einen Satz S_i und T_i für jeden Zustand definiert werden, der durch einen Knoten des Gitterdiagramms repräsentiert ist.
In dem Gitterdiagramm von 4 enthält der Signalraum des Quellendatensignals die vier Zustände S_i = {S₀, S₁, S₂, S₃} mit vier Verbindungszweigen oder Übergängen, die jedem Zustand zugeordnet sind. Somit kann ein Übergang vom Zustand S₀ bei t₂ durch einen Satz von Zuständen S_0,4 = {S_0,0, S_0,1, S_0,2, S_0,3} herrühren. Eindeutige Symbole für den Satz A für die Übergänge zu S₀ können dargestellt sein als: t(S_0,0, S₀) = a₀, t(S_0,1, S₀) = a₁, t(S_0,2, S₀) = a₂ und t(S_0,3, S₀) = a₃. Ähnliche Darstellungen können für die anderen Zustände S₁, S₂ und S₃ in dem Gitterdiagramm dargestellt sein.
Die vorliegende Erfindung dekodiert einen gefalteten Code unter Nutzung eines nichtbinären Gitterdiagramms durch Zuweisung binärer Schmetterlingsgitter innerhalb des nichtbinären Gitters. Jedes binäre Schmetterlingsgitter hat nur zwei Zustände in jeder Zeiteinheit und zwei Verbindungen pro Status. Die beiden Stati in jeder Zeiteinheit können disjunkt sein.
Beispielsweise ist das nichtbinäre Gitter von 4 in vier binäre Schmetterlingsgitter aufgeteilt, die durch die Nummern 1 bis 4 bezeichnet sind. In der vorliegenden Erfindung wird jedes der binären Schmetterlingsgitter unter Nutzung einer einfachen binären Schmetterlingsberechnung untersucht, und die Ergebnisse der einfachen binären Schmetterlingsberechnung für beide Knoten werden verglichen, und es wird der Überlebenspfad für den Knoten bestimmt.
Ein Beispiel für die Bestimmung des Überlebenspfades für die Knoten S₀ und S₁ zur Zeit t₂ wird unter Bezug auf 5 beschrieben. Das nichtbinäre Gitter in 5 stellt die beiden einfachen Schmetterlinge, die in 4 als 1 und 2 bezeichnet sind, dar.
Für jeden Zustand S_i zur Zeit t₁ ist die Pfadmetrik Met_Si vor dem Beginn der Berechnung bekannt. Die Pfadmetrik Met_Si ist gleich der Summe der vorherigen Verbindungsmetriken zwischen einem gewählten Pfad durch das Gitter zum Status S_i. Alternativ kann die Pfadmetrik Met_Si durch einen Anfangswert gesetzt sein, wenn t₁ der erste Status bei der Dekodierungsberechnung ist. Die vorliegende Erfindung führt eine einfache binäre Schmetterlingsberechnung auf einem ersten zugewiesenen einfachen binären Schmetterlingsgitter in dem nichtbinären Gitter durch. Beispielsweise wird zuerst eine einfache binäre Schmetterlingsberechnung für den einfachen binären Schmetterling, der mit 1 in 5 gekennzeichnet ist, ausgeführt. Das erste zugewiesene binäre Schmetterlingsgitter enthält die Zustände S₀ und S₁ zu einer Zeiteinheit t₁ und die Zustände S₀ und S₁ zur Zeiteinheit t₂.
Für den Status S₀ beim ersten zugewiesenen einfachen binären Schmetterling bei t₂ wird die Berechnung ACS₀ ausgeführt. Die beiden Kandidaten für die Pfadmetriken Met_S0 + ΔMet₀ und Met_S1 + ΔMet₂ werden berechnet. Nachdem sie berechnet wurden, werden die beiden Kandidaten für die Pfadmetriken verglichen, um festzustellen, welche Pfadmetrik die günstigste ist. Wie oben erklärt, ist die günstigste Pfadmetrik im Allgemeinen die Pfadmetrik mit dem kleinsten Wert. Die günstigste Pfadmetrik kann beispielsweise durch den Hamming-Abstand für digitale Signale oder den euklidschen Abstand für analoge Signale bestimmt werden. Der Pfad, dem die günstigste Pfadmetrik zugewiesen ist, wird dann für die Berechnung ACS₀ bestimmt.
Anstelle der Auswahl dieses so bestimmten Überlebenspfades für S₀ werden der Pfad und die günstigste Pfadmetrik als Ergebnis der Berechnung ACS₀ gespeichert. Die vorliegende Erfindung führt dann die Berechnung ACS₂ aus und berechnet den Status S₁ bei t₂, die beiden Kandidaten für Pfadmetriken Met_S0 + ΔMet₁ und Met_S1 + ΔMet₃. Die günstigste Pfadmetrik wird bestimmt, und der Überlebenspfad, dem die günstigsten Pfadmetrik zugeordnet ist, wird für die Berechnung ACS₂ bestimmt. Wiederum wird anstelle der Auswahl dieses so Bestimmten als Überlebenspfad für S₁ der Pfad und die entsprechende günstigste Pfadmetrik als Ergebnis der Berechnung ACS₂ gespeichert.
Als nächstes führt die vorliegende Erfindung eine modifizierte einfache binäre Schmetterlingsberechnung für das zweite zugewiesene einfache binäre Schmetterlingsgitter aus, das in 5 mit 2 bezeichnet ist. Dieses zweite zugewiesene binäre Schmetterlingsgitter enthält die Stati S₂ und S₃ zur Zeiteinheit t₁ und die Stati S₀ und S₁ zur Zeiteinheit t₂. Die Berechnung ACS₁ wird für den Zustand S₀ bei t₂ ausgeführt. Die beiden Kandidaten für Pfadmetriken Met_S2 + ΔMet₄ und Met_S3 + ΔMet₆ werden berechnet. Die günstigste Pfadmetrik wird bestimmt, und der Pfad, dem die günstigste Pfadmetrik zugeordnet ist, wird ausgewählt. Dieser Pfad und die günstigste Pfadmetrik werden für die Berechnung von ACS₁ gespeichert. Als zweites wird die Berechnung ACS₃ für den Status S₁ bei t₂ ausgeführt. Die beiden Kandidaten für Pfadmetriken Met_S2 + ΔMet₅ und Met_S3 + ΔMet₇ werden berechnet. Die günstigste Pfadmetrik wird bestimmt, und der Pfad, dem die günstigste Pfadmetrik zugeordnet ist, wird für die Berechnung von ACS₃ bestimmt. Dieser Pfad und die günstigste Pfadmetrik werden für die Berechnung ACS₃ gespeichert.
Die vorliegende Erfindung bestimmt als nächstes den Überlebenspfad für jeden Knoten oder jeden Zustand S in dem nichtbinären Gitter durch Vergleich der günstigsten Pfadmetriken für jede ACS-Berechnung, die in der einfacheren binären Schmetterlingsberechnung ausgeführt wurde, die mit dem Status in dem nichtbinären Gitter korrespondiert. Beispielsweise wird beim Status S₀ zur Zeiteinheit t₂ die günstigste Pfadmetrik, die als Ergebnis von ACS₀ gespeichert wurde, die dem Status S₀ zugeordnet ist, mit der günstigsten Pfadmetrik, die als Ergebnis von ACS₁ gespeichert wurde, die dem Zustand S₀ zugeordnet ist, verglichen. Wie bereits oben erklärt, wurde die Berechnung ACS₀ während der ersten, einfachen binären Schmetterlingsberechnung ausgeführt, während die Berechnung ACS₁ während der zweiten, einfachen binären Schmetterlingsberechnung durchgeführt wurde. Weil beide ACS₀- und ACS₁-Berechnungen für die Verbindungen zum Status S₀ bei t₂ ausgeführt wurden, werden ihre Ergebnisse verglichen, um den Überlebenspfad für den Zustand S₀ zu ermitteln. Der Überlebenspfad für den Status S₀ bei t₂ ist der Pfad, der mit der günstigsten Pfadmetrik aus den beiden Überlebenspfaden für den Status S₀ korrespondiert. Die letztlich akkumulierte Metrik Met_S0 für den Status S₀ bei t₂ ist gleich der günstigsten Pfadmetrik zwischen den beiden gespeicherten Metriken der Berechnungen ACS₀ und ACS₁.
Der Überlebenspfad und die akkumulierte Metrik Met_S1 werden ähnlich für den Zustand S₁ bei t₂ bestimmt. Die günstigste Pfadmetrik, die als Ergebnis der Berechnung ACS₂, die dem Zustand S₁ zugeordnet, gespeichert ist, wird mit der günstigsten Pfadmetrik, die als Ergebnis der Berechnung ACS₃, die dem Zustand S₁ zugeordnet ist, gespeichert ist, verglichen. Der Überlebenspfad für den Zustand S₁ bei t₂ ist der Pfad, der der günstigsten Pfadmetrik zwischen den beiden gespeicherten Metriken der Berechnungen ACS₂ und ACS₃ entspricht. Die abschließende akkumulierten Metrik Met_S1 für den Status S₁ bei t₂ ist gleich der günstigsten Pfadmetrik aus den beiden gespeicherten Metriken der Berechnungen ACS₂ und ACS₃.
Ähnlich führt die vorliegende Erfindung modifizierte binäre Schmetterlingsberechnungen für die einfachen binären Schmetterlingsgitter 3 und 4 aus, um die Überlebenspfade für die Zustände S₂ und S₃ zu bestimmen, wie es in 4 dargestellt ist. Durch Zuweisungen von binären Schmetterlingsgittern innerhalb des nichtbinären Gitters reduziert die vorliegende Erfindung somit die Rechenlast des Dekders.
Ein typischer, nach dem Stand der Technik bekannter Chip zur Ausführung einer binären Schmetterlingsberechnung kann genutzt werden, um die vorliegende Erfindung in einem Kanaldekoder 34 mit keiner oder geringen Modifikationen genutzt werden, wie es in 6 dargestellt ist. Der Kanaldekoder 34 enthält einen Prozessor 36, einen Speicher 38 und einen binären Schmetterlingsbeschleunigungschip 40. Der Prozessor steuert die Berechnung des Kanaldekoders 34 entsprechend der vorliegenden Erfindung. Der binäre Schmetterlingsbeschleunigungschip 40 führt eine einfache binäre Schmetterlingsberechnung für ein gegebenes binäres Schmetterlingsgitter aus und gibt das Ergebnis der ACS-Berechnung für jeden Knoten des binären Schmetterlingsgitters aus. Der binäre Schmetterlingsbeschleunigungschip 40 kann der Beschleunigungshalbleiter TMS320C54C-Chip von Texas Instruments sein. Der Speicher 38 kann auf dem Prozessor 40 oder in einem außerhalb des Prozessors gelegenen Cache oder RAM anordnet sein. Obwohl 6 darstellt, dass der Kanaldekoder 34 einen separaten binären Schmetterlingsbeschleunigungschip 40 enthält, erkennt der Fachmann, dass die Funktionen der beiden Chips in einem einzigen Prozessor zusammengefasst sein können.
Die Berechnung des Kanaldekoders 34 zur Dekodierung eines gefalteten Codes und die Nutzung eines nichtbinären Gitters wird unter Zuhilfenahme von 7 erklärt. 7 stellt ein Flussdiagramm des Betriebes des Kanaldekoders 34 der vorliegenden Erfindung dar. Der Kanaldekoder 34 wurde mit einem nichtbinären Gitter, Zuständen S_i, Übergängen T_i und einem Symbolsatz A für den gewünschten Dekodierungsprozess vorprogrammiert. Das nichtbinäre Gitter für den gewünschten Dekodierungsprozess wurde auch in eine Mehrzahl von zugeordneten binären Schmetterlingsgittern aufgeteilt.
In Schritt 42 in 7 empfängt der Kanaldekoder 34 ein kodiertes Signalsymbol von dem Demultiplexer 38. Der Prozessor 36 beauftragt den binären Schmetterlingsbeschleunigungschip 40 eine einfache binäre Schmetterlingsberechnung für eins der zugewiesenen einfachen Schmetterlingsgitter in Schritt 44 auszuführen. Der binäre Schmetterlingsbeschleunigungschip führt die einfache Schmetterlingsberechnung aus und bestimmt Ergebnisse von zwei ACS-Berechnungen, eine für jeden der beiden Knoten der einfacheren binären Schmetterlingsgitter. Das Ergebnis der ACS-Berechnungen für die beiden Knoten der einfachen Schmetterlingsberechnung wird in dem Speicher 38 gespeichert, wie es in Schritt 46 dargestellt ist. Der Pfad und die günstigste Pfadmetrik, die durch die beiden ACS-Berechnungen bestimmt wurden, werden dem Speicher 38 zusammen mit dem zugeordneten Status oder Knoten für die bestimmte ACS-Berechnung zugeordnet.
Als nächstes bestimmt der Prozessor 36 in Schritt 48, ob zusätzliche einfache binäre Schmetterlingsgitter in dem nichtbinären Gitter zugewiesen sind. Falls ja, kehrt der Prozessor 36 zum Schritt 44 zurück und beauftragt den binären Schmetterlingsbeschleunigungschip 40 eine einfache Schmetterlingsberechnung für das nächste zugewiesene einfache Schmetterlingsgitter auszuführen.
Wenn der Prozessor 36 in Schritt 48 feststellt, dass eine einfache Schmetterlingsberechnung für jedes einfache Schmetterlingsgitter durchgeführt wurde, bestimmt der Prozessor 36 die Überlebenspfade für jeden Zustand oder Knoten in dem nichtbinären Gitter. Der Prozessor 36 vergleicht die günstigste Pfadmetrik für jede ACS-Berechnung, die in den Speicher 38 gespeichert ist, die einem Zustand oder Knoten in den nichtbinären Gitter zugeordnet sind, und wählt die günstigste Pfadmetrik und den entsprechenden Überlebenspfad für jeden Status aus. Der Prozessor 36 aktualisiert die Metrik für jeden Zustand auf die ausgewählte günstigste Pfadmetrik und speichert den entsprechenden Überlebenspfad in Speicher 38. Der Prozessor 36 fährt damit fort, die kodierten Signalsymbole in der Nachricht zu verarbeiten, bis ein Ende erreicht ist.
Alternativ kann der Prozessor 36 Schritte 50 und 52 in 7 ausführen, um einen Überlebenspfad für einen Zustand auszuwählen, nachdem der binäre Schmetterlingsbeschleunigungschip eine binäre Schmetterlingsberechnung, die dem Zustand zugeordnet ist, berechnet. Der binäre Schmetterlingsbeschleunigungschip kann gleichzeitig binäre Schmetterlingsberechnungen, die anderen Zuständen als denjenigen in den Schritten 44 und 46 von 7 zugeordnet sind, ausführen.
Die vorliegende Erfindung hat signifikante Vorteile gegenüber den nach dem Stand der Technik bekannten Dekodern für eine Dekodierung von gefalteten Codes unter Nutzung von nichtbinären Gittern. Die Nutzung eines Viterbi-Algorithmus zur direkten Lösung eines nichtbinären Gitters erfordert hochkomplexe Architekturen und große Rechenleistungen. Die vorliegende Erfindung dekodiert ein nichtbinäres Gitter durch eine Aufteilung des nichtbinären Gitters in eine Vielzahl von binären Schmetterlingsgittern und Ausführung einer modifizierten binären Schmetterlingsberechnung auf jedem der binären Schmetterlingsgitter. Im Ergebnis nimmt die vorliegende Erfindung den Vorteil von hocheffizienten und einfacheren Architekturen zur Ausführung binärer Schmetterlingsberechnungen in Anspruch.

Claims

Verfahren zum Dekodieren eines kodierten Signals, welches über eine Übertragungsstrecke übertragen wurde, zur Bestimmung eines Quellendatensignals durch Nutzung eines nichtbinären Gitters mit einer Vielzahl von Knoten mit den folgenden Schritten: Zuweisung einer Vielzahl von binären Schmetterlingsgittern innerhalb des nichtbinären Gitters, mit: – Zuweisung eines ersten binären Schmetterlingsgitters, das zwei beginnende Knoten aufweist, die in dem nichtbinären Gitter als an einer ersten Einheitszeitperiode repräsentiert sind, und das zwei abschließende Knoten aufweist, die in dem nichtbinären Gitter als an einer zweiten Einheitszeitperiode repräsentiert sind; – Zuweisung eines zweiten binären Schmetterlingsgitters, das zwei alternative, beginnenden Knoten aufweist, die in dem nichtbinären Gitter als an der ersten Einheitszeitperiode repräsentiert sind, und das die beiden abschließende Knoten aufweist, die in dem nichtbinären Gitter als an der zweiten Einheitszeitperiode repräsentiert sind; Ausführung einer binären Schmetterlingsoperation für jedes zugewiesene Schmetterlingsgitter, um eine günstigste Pfadmetrik, die jedem abschließenden Knoten in jedem zugewiesenen, binären Schmetterlingsgitter zugeordnet ist, so dass damit jedem abschließenden Knoten eine Vielzahl von günstigsten Pfadmetriken zugeordnet ist, und Vergleichen der Vielzahl der günstigsten, jedem abschließenden Knoten zugeordneten Pfadmetriken, um einen Überlebenspfad für jeden abschließenden Knoten auszuwählen.
Verfahren nach Anspruch 1, das weiterhin den Schritt des Speicherns der Vielzahl von günstigsten Pfadmetriken enthält, die jedem abschließenden Knoten in dem binären Schmetterlingsgitter zugeordnet sind und die in der binären Schmetterlingsoperation in einem Speicher bestimmt wurden.
Verfahren nach Anspruch 2, weiterhin mit dem Schritt des Bestimmens des Quellendatensignals aus dem Überlebenspfad in dem nichtbinären Gitter.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei der Schritt des Vergleichens der Vielzahl der günstigsten Pfadmetriken, die jedem abschließenden Knoten im nichtbinären Gitter zugeordneten sind, um den Überlebenspfad zu bestimmen, mit den folgenden Schritten: Vergleichen der ersten günstigsten Pfadmetrik für den ersten abschließenden Knoten des ersten zugewiesenen binären Schmetterlingsgitters mit der zweiten günstigsten Pfadmetrik für den ersten abschließenden Knoten des zweiten zugewiesenen binären Schmetterlingsgitters; und Auswahl des Überlebenspfades, der einem günstigsten Wert zwischen der ersten günstigsten Pfadmetrik und der zweiten günstigsten Pfadmetrik für den ersten abschließenden Knoten zugeordnet ist.
Verfahren nach Anspruch 4, wobei der Schritt des Vergleichens der Vielzahl von günstigsten Pfadmetriken, die jedem Knoten in dem nichtbinären Gitter zur Auswahl des Überlebenspfades zugeordnet sind, die folgenden Schritte enthält: Vergleichen der ersten, günstigsten Pfadmetrik für den zweiten, abschließenden Knoten des ersten, zugewiesenen, binären Schmetterlingsgitters mit der zweiten, günstigsten Pfadmetrik des zweiten, abschließenden Knotens des zweiten, zugewiesenen, binären Schmetterlingsgitters; und Auswahl des Überlebenspfades, der einem günstigsten Wert zwischen der ersten günstigsten Pfadmetrik und der zweiten günstigsten Pfadmetrik für den zweiten abschließenden Knoten zugeordnet ist.
Verfahren nach Anspruch 5, weiterhin mit den Schritten: Bestimmen eines akkumulierten Metrikwertes für den ersten abschließenden Knoten in dem Schmetterlingsgitter, der gleich dem günstigsten Wert zwischen der ersten, günstigsten Pfadmetrik und der zweiten, günstigsten Pfadmetrik für den ersten, abschließenden Knoten ist; und Bestimmen eines akkumulierten Metrikwertes für den zweiten, abschließenden Knoten in dem nichtbinären Gitter, der gleich dem günstigsten Wert zwischen der ersten, günstigsten Pfadmetrik und der zweiten, günstigsten Pfadmetrik für den zweiten, abschließenden Knoten ist.
Vorrichtung zum Dekodieren eines kodierten Signals, das über eine Übertragungsstrecke übertragen wurde, zur Bestimmung eines Quellendatensignals basierend auf einem nichtbinären Gitter mit einer Vielzahl von Knoten mit: einem ersten Prozessor zur Ausführung einer binären Schmetterlingsoperation für ein binäres Schmetterlingsgitter und Bestimmung einer günstigsten Pfadmetrik, die jedem abschließenden Knoten des binären Schmetterlingsgitters zugeordnet ist; und einem zweiten Prozessors zur Zuweisung einer Vielzahl von Schmetterlingsgittern innerhalb der nichtbinären Gitter, inklusive der Zuordnung eines ersten binären Schmetterlingsgitters, das zwei beginnenden Knoten aufweist, die in dem nichtbinären Gitter als an einer ersten Einheitszeitperiode repräsentiert sind, und das zwei abschließende Knoten aufweist, die in dem nichtbinären Gitter als an einer zweiten Einheitszeitperiode repräsentieren sind, und der Zuordnung eines zweiten binären Schmetterlingsgitters, das zwei alternative, beginnende Knoten aufweist, die in dem nichtbinären Gitter als an einer erster Einheitszeitperiode repräsentiert sind, und das die beiden abschließenden Knoten aufweist, die in dem nichtbinären Gitter als an der zweiten Einheitszeitperiode repräsentiert sind, um den ersten Prozessors zu instruieren, die binäre Schmetterlingsoperation auf der Vielzahl der binären Schmetterlingsgitter, die innerhalb des nichtbinären Gitters zugewiesen sind, auszuführen, und zum Vergleich der Vielzahl der günstigsten Pfadmetriken, die jedem abschließenden Knoten zugeordnet sind, um den Überlebenspfad für jeden Knoten auszuwählen.
Vorrichtung nach Anspruch 7, weiterhin mit einem Speicher zum Speichern der Vielzahl der günstigsten Pfadmetriken, die jedem abschließenden Knoten in den binären Schmetterlingsgittern zugeordnet ist und die durch den ersten Prozessor bestimmt wurde.
Vorrichtung nach Anspruch 8, wobei der erste Prozessor ein binärer Schmetterlingsbeschleuniger ist.
Vorrichtung nach Anspruch 9, wobei der zweite Prozessor das Quellendatensignal aus dem Überlebenspfad in dem nichtbinären Gitter dekodiert.