FI118240B - Menetelmä ja laite ulompien ketjutettujen CRC-koodien dekoodaamiseksi - Google Patents

Description

118240

MENETELMÄ JA LAITE ULOMPIEN KETJUTETTUJEN CRC-KOODIEN DEKOODAAMISEKSI

Esillä oleva keksintö liittyy digitaaliseen signaalikäsittelyyn. Erityisesti esillä oleva keksintö 5 liittyy uuteen ja parannettuun menetelmään ja laitteeseen digitaalisen datakehyksen, joka käsittää säännöllisiä tarkistusbittejä tai muuta apuinformaatiota, joka tunnetaan datasta, dekoodaamiseksi. Täsmällisemmin keksinnön kohde on esitetty itsenäisten patenttivaati-10 musten johdanto-osissa.

Langattoman tietoliikenneteknologian kehittyessä käyttäjien vaatimukset lähetyksen laadulle palvelussa ovat kasvaneet. Eräs mahdollisuus paremman lähe-tyslaadun aikaansaamiseksi on käyttää digitaalisia lä-15 hetystekniikoita. Entuudestaan tunnetaan useita modu-laatiotekniikoita, kuten koodijakomonipääsyinen (CDMA), aikajakomonipääsyinen (TDMA) ja taajuusjako-monipääsyinen (FDMA) modulaatiotekniikka.

Hajaspektrimodulaatiotekniikka omaa merkittä-20 via etuja verrattuna muihin modulaatiotekniikoihin. CDMA-tekniikan käyttö monipääsytietoliikennejärjestelmässä esitetään patenttijulkaisussa US 4,901,307 * ’ "Spread Spectrum Multiple Access Communications System • «i : '·* Using Satellite or Terrestrial Repeaters", jossa haki- * * * V : 25 jana on sama kuin tässä hakemuksessa ja joka liitetään *:**: tähän viittauksella. CDMA-tekniikoiden käyttö moni- pääsytietoliikennejärjestelmissä kuvataan tarkemmin patenttijulkaisussa US 5,103,459 "System and Method for Generating Signal Waveforms in a CDMA Cellular Te-30 lephone System", jossa hakijana on sama kuin tässä ha- i * « ::: kemuksessa ja joka liitetään tähän viittauksella. Me- • · **··* netelmä digitaalisen langattoman yhteyden muodostami- :/·: seksi käyttäen CDMA:ta standardoitiin Telecoramunica- ·;·*: tions Industry Associationin (TIA) toimesta standar- 35 dissa TIA/EIä/IS-95-A Mobile Station-Base Station Com-*·«*« - — —----·_* ] patibility Standard for Dual-Mode Wideband Spread • · · · * " ""

Spectrum Cellular System (jäljempänä IS-95) .

2 118240

Koska jokainen käyttäjä kasvattaa kohinaa muille käyttäjille CDMA-tietoliikennejärjestelmässä, CDMA-järjestelmän kapasiteetti maksimoidaan siten, että jokainen käyttäjä lähettää vain tarvittavan määrän ' 5 dataa. Tehokas järjestely käyttäjän kuluttaman kapasiteetin vähentämiseksi vähentämättä palvelun laatua käyttäjälle on käyttää muuttuvanopeuksista datalähe-tystä, jossa lähetysten datanopeus muuttuu ajan suhteen. Menetelmä muuttuvanopeuksisen koodauksen järjes-10 tämiseksi puhedatalle kuvataan tarkemmin patenttijulkaisussa US 5,414,796 "Variable Rate Vocoder", jossa hakijana on sama kuin tässä hakemuksessa ja joka liitetään tähän viittauksella.

Kanavan muodostamien virheiden suojautumiseen 15 käytetään digitaalisia virheenkorjaustekniikoita lan

gattomissa tietoliikennejärjestelmissä. Eräs menetelmä kanavalla olevien virheiden tunnistamiseksi ja korjaamiseksi on käyttää trellis-dekoodausta (ristikkodekoo-dausta). Viterbin dekooderi on tietyntyyppinen ristik-20 kodekooderi, jolla on todettu merkittäviä etuja muihin virheenkorjausjärjestelmiin verrattuna. Menetelmä ja laite Viterbin dekoodaukseen muuttuvanopeuksiselle da-*:··: talle kuvataan tarkemmin patenttijulkaisussa US

**·., 08/126,477, 24.9.1993, "Multi-rate Serial Viterbi De- 25 coder for CDMA System Applications", jossa hakijana on sama kuin tässä hakemuksessa ja joka liitetään tähän • · ... viittauksella.

• · · • · · l„ Kuitenkin on olemassa tarve järjestelmille ja • · · ’·* * tekniikoille, joilla edelleen parannetaan CDMA- 30 modulaatiotekniikoihin liittyvää koodausta ja täten parannetaan järjestelmän kapasiteettia.

• ·

Esillä oleva keksintö, on uusi ja parannettu : menetelmä ja järjestelmä digitaalisen datakehyksen de- • · · ,[^1 koodaamiseksi, joka kehys käsittää redundantti- • · . 35 informaatiota, joka on järjestetty dekoodauksen oi- keellisuuden tarkistamiseksi. Esillä oleva keksintö * parantaa koodausvahvistusta CDMA-järjestelmässä ja pa- 3 118240 rantaa järjestelmän kapasiteettia. Esillä olevassa kehyksessä datakehykseen sisältyy informaatiobittejä ja jaksollisen redundanssitarkisteen (CRC) bittejä. Vastaanotettu kehys dekoodataan ja tarkistetaan sen raää-5 rittämiseksi, vastaavatko CRC-bitit oikein dekoodattuja informaatiobittejä. Jos dekoodattu kehys läpäisee CRC-testin, dekoodattu kehys annetaan käyttäjälle. Kuitenkin, jos dekoodattu kehys ei läpäise CRC-testiä, ainakin yksi ylimääräinen dekoodaus tehdään vastaan-10 otetulle kehykselle.

Esillä oleva keksinnön ensimmäisessä esimerkkisovelluksessa data koodataan käyttäen ristikkodekoo-deria ja data, joka toteuttaa todennäköisimmän reitin ristikon läpi, valitaan. Sen jälkeen tehdään CRC-15 testaus dekoodatulle datakehykselle. Jos CRC-testi epäonnistuu, ristikkodekooderi määrittää toiseksi todennäköisimmän reitin ristikon läpi. CRC-testi tehdään dekoodatulle kehykselle toisen kerran. Jos dekoodattu kehys läpäisee CRC-testin, informaatiobitit annetaan 20 dekooderin lähtöön. Kuitenkin, jos dekoodattu kehys ei läpäise CRC-testiä, niin ristikkodekooderi valitsee seuraavaksi todennäköisimmän reitin ristikon läpi. Tä-*:**: tä prosessia toistetaan, kunnes CRC-testaus läpäistään : tai kunnes dekoodausyrityksiä on epäonnistunut ennalta 25 määrätty määrä ja dekooderi huomaa, että se ei pysty de koodaamaan kehystä, jolloin ilmoitetaan kehyksen • · pyyhkiytyminen.

• · ·

Toisessa esimerkinomaisessa sovelluksessa da- • · · *** ’ ta dekoodataan käyttäen ristikkodekooderia ja data, 30 joka antaa todennäköisimmän reitin ristikon lävitse, valitaan. Sen jälkeen dekoodattu datakehys CRC- * * · testataan. Jos CRC-testi epäonnistuu, ristikkodekoode- * : ri identifioi reitin, jonka mitta on ennalta määrätyn kynnyksen sisällä liittyen optimaaliseen reittiin * · . 35 trelliksen läpi. Dekoodattu datakehys CRC-testataan tämän jälkeen suhteessa löydettyihin alioptimaalisiin *;**: reitteihin. Jos jokin näistä reiteistä läpäisee CRC- 4 118240 tarkistuksen, informaatiobitit vastaten todennäköisintä reittiä annetaan dekooderin lähtöön. Jos ei, ilmoitetaan virhe. Edullisessa sovelluksessa dekoodaus toteutetaan Viterbin dekooderilla ja mittoina käytetään 5 Yamamoton mittoja.

Täsmällisemmin keksinnön tunnusmerkit on esitetty itsenäisten patenttivaatimusten tunnusmerk-kiosissa. Edullisina suoritusmuotoina esitetään se, mitä on esitetty epäitsenäisissä patenttivaatimuksis- .

10 sa.

Esillä olevan keksinnön muodot, tavoitteet ja edut tulevat selvemmiksi seuraavasta yksityiskohtaisesta selityksestä viitaten piirustuksiin, joissa viitenumerot ovat kauttaaltaan samat ja joissa: 15 kuvio 1 on esimerkinomainen lähetysjärjestelmä, joka lähettää datakehyksiä käsittäen CRC-bittejä ja informaatiobittejä; kuviot 2A-2D ovat esimerkkiesityksiä esillä olevan keksinnön mukaisesta muuttuvanopeuksisesta kehysraken- 20 teestä; kuvio 3 on esimerkkitoteutus esillä olevan keksinnön mukaisesta dekooderista; *"" kuvio 4 on lohkokaavio esillä olevan keksinnön mu- ***.. kaisen dekoodausjärjestelmän ensimmäinen esimerkkiso- * .*". 25 vellus; * » f kuvio 5 on vuokaavio kuvaten ensimmäisen sovelluk- • · ... sen dekoodausmenetelmää; • · ·

I > I

!.. kuvio 6 esittää tilasiirtymiä ristikkodekooderis- * * a * sa; 30 kuvio 7 esittää valittuja reittejä kuvion 6 risti- kon tilasiirtymässä; ♦·*··.

·...· kuvio 8 esittää reittivalintaa ristikkodekooderin .·. : lävitse; * · # · • · kuvio 9 esittää kooderia, jolla on neljä mahdol- • * 35 lista tilaa; ""· kuvio 10 on ristikkodekooderin lohkokaavio ensim- • ·> *"*; · mäisen sovelluksen mukaisesti; 5 118240 kuvio 11 esittää parasta reittiä ristikon läpi ja lasketun reitin eroa liittyen reittiin; kuvio 12 esittää toiseksi parasta reittiä esillä olevan keksinnön ensimmäisen sovelluksen mukaisesti 5 valittuna; kuvio 13 esittää ensimmäistä ja toista valittua reittiä ristikon läpi ja lasketun reittivalinnan. ero-arvoja liittyen kolmannen reitin valintaprosessiin; kuvio 14 esittää esillä olevan keksinnön mukaisen 10 dekoodausjärjestelmän toisen esimerkkisovelluksen mukaista laitetta; kuvio 15 on vuokaavio, joka esittää esillä olevan keksinnön toisen erimerkkisovelluksen menetelmää; kuvio 16 on vuokaavio, joka esittää kynnystekniik-15 kaa esillä olevan keksinnön mukaisten alioptimaalisten reittien valitsemiseksi; ja kuvio 17 on ristikkokaavioesitys esillä olevan keksinnön mukaisen dekoodausmenetelmän toisella esimerkkisovelluksella toteutettuna.

20 Havainnollistavat sovellukset ja esimerkkito- teutukset kuvataan viitaten oheisiin piirustuksiin esillä olevan keksinnön edullisten opetusten esittämi-*;**: seksi.

Vaikka keksintö kuvataan tässä viitaten ha-25 vainnollistaviin sovelluksiin tietyissä sovelluksissa, « on huomattava, että keksintöä ei rajoiteta niihin. Am- • · ... mattimiehet helposti huomaavat muutoksia, muita sovel- • · ® • · · luksia ja käyttövaihtoehtoja niille ja muita toteutus- • · · *·* * vaihtoehtoja, joissa esillä oleva keksintö voisi olla 30 merkittävä.

Viitaten kuvioon 1, datalähde 2 antaa digi- • · · !#>#ί taalisia datakehyksiä. Esimerkkisovelluksessa dataläh- X : de 2 antaa kehyksen 20 ms välein, vaikkakin keksintöä • # · voidaan soveltaa muille nopeuksille. Esimerkkisovel- #*···' * · . 35 luksessa datalähde 2 on muuttuvanopeuksinen datalähde, » jossa bittien määrä kehyksessä muuttuu ajan suhteen. ·:**: Esimerkkisovelluksessa datalähde 2 on muuttuvanopeuk- 6 118240 sinen puhekooderi, josta esimerkki esitetään yllä mainitussa patenttijulkaisussa US 5,414,796.

Puhekooderi patenttijulkaisussa US 5,414,796 valitsee nopeuden, jolla digitoituja puhenäytteitä si-.5 sältävä kehys koodataan perustuen kehyksessä olevien näytteiden tehoon. Tämä vähentää lähetettyjen bittien määrää, kun käyttäjä ei puhu, mikä, kuten yllä kuvattiin, minimoi käyttäjän häiriön muille CDMA-tietoliikennejärjestelmän käyttäjille. On huomattava, 10 että esillä oleva keksintö voidaan vastaavasti toteuttaa kiinteänopeuksisille datalähteille. Edelleen esillä olevaa keksintöä voidaan vastaavasti käyttää muun kuin puhetyyppisen digitaalisen informaation lähettämiseen, esimerkiksi faksien, videon tai muun digitaa-15 1 isen datan lähettämiseen.

Informaatiobittikehykset datalähteeltä 2 annetaan kehysmuotoilijalle 4. Esimerkkisovelluksessa kehysmuotoilija käsittää CRC-generaattorin 6 ja lope-tusbittigeneraattorin 8. CRC-generaattori generoi 20 säännöllisen tarkisteen bitit datalähteeltä 2 annetuissa kehyksissä olevien informaatiobittien mukaisesti ja lisää tarkistebitit kehykseen. Esillä oleva kek-sintö soveltuu myös muille tarkistusbittigeneraatto-reille, redundanttibitti- tai pariteettibittigeneraat- **·*· 25 torien suunnittelun ja toteutuksen ollessa tunnettua * tekniikkaa. Esimerkki CRC-generaattorista kuvataan yl- .···. la mainitussa patenttijulkaisussa US 5,414,796, ja se • * · on standardoitu standardissa IS-95. On huomattava, et-« · * ' • · i * tä esillä olevaa keksintöä voidaan vastaavasti sovel- 1 taa muihin redundanttibittigeneraattoreihin, kuten am- φ * *·ϊ·* mattimiehelle on selvää.

* * · *...* Kehys, joka käsittää informaatiobittejä ja j'.J CRC-bittejä, annetaan lopetusbittigeneraattoriin 8, • * joka generoi lopetusbitit ja lisää ne kehykseen. Lope- • · • 35 tusbittien tarkoituksena on pakottaa kooderi 10 ennal- * * ta määrättyyn tilaan, kun kehys on kulkenut sen läpi.

***** Esimerkkisovelluksessa lopetusbittigeneraattori 8 ge- 7 118240 neroi joukon lopetusbittejä arvoltaan nolla siten, että pakotetaan kooderin 10 lähtö nollatilaan. .

Viitaten nyt kuvioihin 2A-2D, esitetään esimerkinomaisia keksinnön mukaisia kehysmuotoja. Näitä 5 kehysmuotoja kutsutaan monikanavointivalinta 2 kehys-muodoiksi, jotka on standardoitu IS-95-standardissa. Ammattimiehelle on selvää, että esillä olevaa keksintöä voidaan helposti käyttää dekoodattaessa dataa, joka on lähetetty muita kehysmuotoja käyttäen.

10 Esimerkkisovelluksessa datalähde 2 antaa da tan neljällä eri nopeudella. Viitaten kuvioon 2A, jos datalähde 2 antaa kehyksen, joka käsittää 267 infor-maatiobittiä, jota kutsutaan täyden nopeuden kehykseksi, niin CRC-generaattori 6 generoi 12 CRC-bittiä 15 (merkitty F) informaatiobittien mukaisesti ja lisää bitit kehykseen. Lopetusbittigeneraattori 8 generoi 8 lopetusbittiä (merkitty T) .arvolta nolla ja lisää bitit kehykseen. Varattu bitti (merkitty R) annetaan kehyksen alkuun ja sitä voidaan käyttää esimerkiksi lä-20 hetystehon ohjauksessa.

Viitaten kuvioon 2B, jos datalähde 2 antaa kehyksen, joka käsittää 125 informaatiobittiä, jota m ' ***** kutsutaan puolen nopeuden kehykseksi, niin CRC- • *·· generaattori 6 generoi kymmenen CRC-bittiä (merkitty ί’Γ: 25 F) informaatiobittien mukaisesti ja lisää bitit kehyk- •j··· seen. Sitten lopetusbittigeneraattori 8 generoi 8 lo-

M

.*:*. petusbittiä (merkitty T) arvoltaan nolla ja lisää bi- tit kehykseen. Varattu bitti (merkitty R) annetaan ke- • « · hyksen alkuun, ja sitä voidaan käyttää esimerkiksi lä- . 30 hetystehon ohjaamiseen.

« · · ***** Viitaten kuvioon 2C, jos datalähde 2 antaa • · *».·* kehyksen, joka käsittää 55 informaatiobittiä, sitä **·.· kutsutaan nel j äsosanopeuden kehykseksi, niin CRC- generaattori .6 generoi kahdeksan CRC-bittiä (merkitty 35 F) informaatiobittien mukaisesti ja lisää bitit kehykseen. Sitten lopetusbittigeneraattori 8 generoi 8 lo-petusbittiä (merkitty T) arvolta nolla ja lisää bitit 8 118240 kehykseen.. Varattu bitti (merkitty R) annetaan kehyksen alussa ja sitä voidaan käyttää esimerkiksi lähetystehon ohjaukseen.

Viitaten kuvioon 2D, jos datalähde 2 antaa 5 kehyksen, joka käsittää 21 informaatiobittiä, sitä kutsutaan kahdeksasosanopeuden kehykseksi, niin CRC-generaattori 6 generoi kahdeksan CRC-bittiä (merkitty F) informaatiobittien mukaisesti ja lisää bitit kehykseen. Sitten lopetusbittigeneraattori 8 generoi 8 lo-lO petusbittiä (merkitty T) arvolta nolla ja lisää bitit kehykseen. Varattu bitti (merkitty R) annetaan kehyksen alussa ja sitä voidaan käyttää esimerkiksi lähetystehon ohjaukseen.

Kehykset lähtönä kehysmuotoilijalta 4 anne-15 taan kooderille 10, Esimerkkisovelluksessa kooderi 10 on puolen nopeuden konvoluutiokooderi, jolla on kiinteä 9-pituinen vakio (k=9). Konvoluutiokoodereiden suunnittelu ja toteutus on tunnettua tekniikkaa. Koodatut merkin kooderilta 10 annetaan limittimelle 12.

20 Esimerkkisovelluksessa limitin 12 valikoivas ti antaa redundanssin kehyksen siten, että merkkidata varaa kehyksen täyden kapasiteetin. Jos kehys on alle *!*’.* täyden nopeuden, niin limitin 12 antaa merkkien dupli- Γ*.. kaatit. Näin ollen, jos kehys on puolen nopeuden ke- ·*·*· 2 5 hys, niin limitin 12 antaa nopeuden 2 redundanssin kunkin kehyksen sisältäessä yhden alkuperäisin merkki-4*;*4 kopion ja merkkien kaksoiskopion, jos kehys on neljäs- • ♦ 4 osanopeus, limitin 12 antaa redundanssin nopeudella 4 * « < ’ kunkin kehyksen käsittäessä yhden alkuperäisen merkki- 30 kopion ja kolme kaksoiskopiota merkeistä ja, jos kehys * i i *·ί·* on kahdeksasosanopeuden kehys, niin limitin 12 antaa **· redundanssin kahdeksasosanopeudella kunkin kehyksen * .*. : käsittäessä yhden alkuperäisen kopion merkeistä ja » * ,...· seitsemän merkkien kaksoiskopiota. Merkkitunnistuksen * * . 35 jälkeen ne poistetaan deletoimalla kaksi symbolia kuu- • * den symbolin välein tietyn merkkimäärän saamiseksi, ’**" kuten kuvataan IS-95-standardissa. Limitin 12 sen jäi- 9 118240 keen uudelleen järjestelee merkit ennalta määrätyn uu-delleenjärjestämismuodon mukaisesti. Esimerkkisovelluksessa. limitin 12 antaa redundanssin ja uudelleen järjestää kehykset, kuten kuvattiin standardissa IS-5 95.

Saadut merkit annetaan modulaattorille 14, joka moduloi merkit ennalta määrätyn modulointimuodon mukaisesti. Esimerkkisovelluksessa modulaattori 14 on CDMA-modulaattori, joka kuvataan yllä mainitussa pa-10 tenttijulkaisussa US 4,901,307 ja 5,103,459. Moduloitu datakehys annetaan lähettimelle 16, joka ylösmuuntaa ja vahvistaa kehyksen ja lähettää kehyksen antennin 20 kautta.

Viitaten kuvioon 3, kuvion 1 lähetysjärjes-15 telmällä lähetetty signaali vastaanotetaan antennilla 49 ja annetaan vastaanottimeen (RCVR) 50. Vastaanotin 50 alasmuuntaa, suodattaa ja vahvistaa vastaanotetun signaalin ja antaa sen demodulaattorille 52. Demodu-laattori 52 demoduloi vastaanotetun signaalin ennalta 20 määrätyn demodulaatiomuodon mukaisesti. Esimerkkisovelluksessa demodulaattori 52 on CDMA-demodulaattori, jollainen kuvattiin yllä mainituissa patenteissa US *:*·: 4,901,307 ja 5, 103,459.

·*·.. Demoduloitu datakehys annetaan limityksen .*·*. 25 poistajaan 54, joka uudelleen järjestää pehmeän merk- kidatan kehyksessä ennalta määrätyn uudelleenjär jes- # · tysmuodon mukaisesti ja lisää nollat paikkoihin, jois- • * ♦ sa merkkejä poistettiin lähetyksen yhteydessä palaute- « · « ’ tun kehysmuodon saamiseksi. Palautettu pehmeän päätte- 30 lyn merkkidatan kehys annetaan dekoodausjärjestelmälle *.i,: 56. Dekoodaus jär jestelmä 56 dekoodaa datan ja antaa • * * dekoodatun datan datakaivoon 58. Datakaivo voi muodos- : taa jälkiprosessoinnin dekoodatulla datakehyksellä.

• ·· *mm· Esimerkiksi, jos data on kompressoitua puhedataa, da- * · . 35 takaivo 58 muuntaa puheparametrit digitoiduiksi puhe- * *·*” näytteiksi ennalta määrätyn palautusmuodon mukaisesti, •J’*i kuten on kuvattu patenttijulkaisussa US 5, 414,796.

10 118240

Kuvio 4 esittää esillä olevan keksinnön mukaisen dekoodausjärjestelmän 56 ensimmäistä esimerkki-sovellusta ja kuvio 5 esittää siihen liittyvää vuokaaviota, joka kuvaa esillä olevan keksinnön ensimmäisen 5 esimerkkisovelluksen mukaista menetelmää. Kuten esitetään kuvioissa 4 ja 5, lohko 250, limityksen poistajalta 54 saatu palautetun pehmeän merkkidatan kehys, annetaan ja tallennetaan kehyspuskuriin 220 (kuvio 4).

Seuraavaksi lohkossa 252 merkit yhdistetään 10 merkkiyhdistäjässä 222 senhetkisen nopeusolettaman mukaisesti. Yhdistymisprosessi käyttää hyödykseen sitä tosiseikkaa, että alle täyden nopeuden kehyksissä on redundanssia lähetetyssä merkkidatassa, jolloin parempi estimaatti lähetetystä merkkidatasta saadaan sum-15 maamalla merkin kaikkien redundanttikopioiden teho.

Menetelmä parannetun estimaatin saamiseksi merkistä kuvataan yksityiskohtaisemmin yllä mainitussa patenttijulkaisussa US 08/126,477. ·

Esimerkkisovelluksessa ensin testataan olet-20 tama, että kehys lähetettiin täydellä nopeudella. Täy den nopeuden olettaman mukaisesti merkkitoistoa ei esiinny ja täten merkkidatan yhdistämistä ei tehdä. *:**: Lohkossa 254 merkkiyhdistäjältä 222 saatu data anne- ·*·., taan modifioidulle Viterbin dekooderille 224. Esimerk- « 25 kisovelluksessa modifioitu Viterbin dekooderi 224 on i · ·

Viterbin dekooderi, mutta ammattimiehelle on selvää, • · että myös muuntyyppisiä ristikkodekoodereita voidaan * i « yhtä hyvin käyttää. Viterbin dekoodereiden suunnittelu • · « '** * ja toteutus on tunnettua tekniikkaa ja eräs erikoisso- 30 vellus Viterbin dekooderista kuvataan yllä mainitussa 5.:,: patenttijulkaisussa US 08/126, 477.

* *

Modifioitu Viterbin dekooderi 224 laskee es- /.: timaatin lähetetyistä informaatiobiteistä ja CRC- • · · biteistä kehyksessä ja antaa kehysestimaatin CRC- • · . 35 testauksen alijärjestelmälle 232. Lohkossa 256 CRC- testauksen alijärjestelmä 232 generoi redundanttibit-tejä dekoodatuista informaatiobiteistä, kuten kuvat- 11 118240 tiin viitaten CRC-generaattoriint 6. CRC-testauksen :- alijärjestelmä 232 vertaa CRC-bittejä, jotka generoitiin informaatiobittiestimaateista redundanttibittien estimaateilla modifioidulta Viterbin dekooderilta 224.

5 Vertailun tulos annetaan ohjausprosessorille 234, joka päättää, onko CRC-testi läpäisty.

Jos ohjauslohkossa 258 CRC-testi läpäistiin, niin menetelmä etenee lohkoon 266. Lohkossa 266 merk-kivirhenopeuden (SER) laskin 228 laskee merkin virhe-10 nopeuden dekoodatulle kehykselle. SER-laskin 228 generoi kovan päättelyn estimaatin vastaanotetusta merkki-datasta tai vastaanottaa kovan päättelyn estimaatin modifioidulta Viterbin dekooderilta 224. Sitten SER-laskin 228 vastaanottaa dekoodatun datakehyksen modi-15 fioidulta Viterbin dekooderilta 224 ja koodaa kehyksen käyttäen samaa koodausoperaatiota, kuin kooderi 10 (kuvio 1) generoidakseen joukon uudelleenkoodattua merkkidataa. Uudelleenkoodattua merkkidataa verrataan merkki merkiltä kovan päättely merkkidataan ja erojen 20 määrä kahden merkkidatajoukon välillä on merkkivirhe-nopeus, joka annetaan valitsimelle 230 lohkossa 268.

Tässä sovelluksessa lähtöpuskuri 226 antaa * ‘ί**1 dekoodatun merkkidatan valitsimelle 230 vain, kun CRC- *· : testi on läpäisty kyseiselle nopeusolettaman dekooda- 25 ukselle. Edullisessa sovelluksessa modifioitu Viterbin φ ...·ί dekooderi 224 antaa mittadataa valitsimelle 230 avus- • · taakseen nopeuden valinnassa. Valitsimelle annettava • · · ,···. mittadata voi olla yksibittistä Yamamoto-mittaa tai • · 1 kokonaismittä.

, 30 Jos CRC-testi epäonnistuu lohkossa 28, niin ♦ f 1 '**·1 lohkossa 260 ohjausprosessori 234 lisää senhetkisellä • 1« *...1 nopeusolettamalla tehtyjen dekoodausyritysten määrää.

\j Lohkossa 262 ohj ausprosessori 234 määrittää, onko ke- • · hyksen dekoodausyritysten määrä saavuttanut ennalta • 35 määrätyn maksimimäärän kehyksen dekoodaamiseksi kysei- * sellä nopeusolettamalla. Jos maksimimäärä yrityksiä on saavutettu, niin edetään lohkoon 264 ja ohjausproses- 12 118240 sori 234 antaa signaalin valitsimelle 230 osoittaen, että kehystä ei voida dekoodata nykyisellä nopeusolet-tamalla.

Jos lohkossa 262 maksimi määrä dekoodausyri-5 tyksiä nykyisellä nopeudella on saavuttamatta, niin ohjausprosessori 234 antaa viestin modifioidulle Vi-terbin dekooderille 224. Lohkossa 278 vasteena viestiin ohjausprosessorilta 234 modifioitu Viterbin dekooderi 224 lisää reittilukemaansa (i) yhdellä. Sitten 10 lohkossa 254 modifioitu Viterbin dekooderi 224 löytää itnneksi parhaan reitin ristikon läpi. Menetelmä ete-nee lohkoon 256 ja prosessi toistetaan kuten aikaisemmin kuvattiin.

Lohkossa 270 ohjausprosessori 234 määritte-15 lee, onko kaikki mahdolliset nopeudet testattu. Jos ei, niin edetään lohkoon 272, jossa valitaan seuraava nopeus testattavaksi, ja edetään lohkoon 252 ja testataan seuraava nopeusolettama. Vasteena signaalille oh-jausprosessorilta 234 kehyspuskuri 220 antaa kehysda-20 tan merkkiyhdistäjälle 222. Ohjausprosessori 234 antaa signaalin osoittaen testattavaaa nopeusolettamaa merk-kiyhdistäjälle 224. Lohkossa 252 merkkiyhdistäjä 222 ***". yhdistää merkkidatan testattavan nopeusolettaman mu- • * • *·· kaisesti. Menetelmässä edetään lohkoon 254 ja toimi- ;*:*· 25 taan, kuten yllä kuvattiin.

··*·· Jos lohkossa 270 kaikki nopeudet on testattu, niin lohkossa 274 valitsin 230 määrittelee todennäköi- • * f simmän nopeuden, jolla data lähetettiin ja antaa tätä • · · nopeutta vastaavan datan lohkossa 276. Valitsin 230 30 voi päättää pyyhkiä kehyksen johtuen huonoista laa- • · *···* tuominaisuuksista. Esimerkkisovelluksessa valitsin 230 • · · « · määrittelee nopeuden perustuen merkkivirhenopeuteen ·*·.· eri dekoodatuille kehyksille ja mittadata-arvoille.

« ·

Useaa menetelmää voidaan käyttää ylimääräisen • 35 reitin etsimiseksi ensimmäisessä sovelluksessa. Kui- 4 * · · · tenkin useimmat menetelmistä vaativat liian paljon muistia tallennusta varten. Ensimmäisen esimerkkisuo- 13 118240 ritusmuodon edullisessa menetelmässä käytetään menetelmää, joka vähentää muistin määrää ja vaadittavaa aikaa reittihaulle. Esimerkiksi, eräs menetelmä voisi y olla kaikkien reittien dekoodaaminen tietyn mittakyn-5 nyksen sisällä parhaalta reitiltä, johon törmätään modifioitua Viterbin dekooderia 224 käytettäessä.

Ensin esitetään lyhyt kuvaus ristikkodekoo-dausoperaatiosta kuviossa 6, 7 ja 8. Kuvio 6 esittää mahdollisen tilasiirtymän vakiossa pituudeltaan k=3 10 ristikkodekooderissa. Mahdollisten tilojen (S) määrä ristikkodekooderissa saadaan yhtälöstä: 3=2^1 (1) 15 Tällöin kuviossa 6 on neljä tilaa, k=3. Vii taten kuvioon 9, kooderin tila voidaan määrittää bittien arvoilla pisteessä 300 ja 310. Kuviossa on neljä sellaista tilaa. Kun seuraava bitti siirtyy pisteeseen 300, arvo pisteessä 300 siirtyy pisteeseen 310 ja arvo 20 pisteessä 310 hylätään.

Kuhunkin tilaan liittyy tilamitta, joka käänteisesti liittyy sekvenssin selviytymistodennäköisyy- a ':*‘J teen tilassa kyseisellä ajanhetkellä, joten mitä suu- ·· Ϊ *.. rempi mitta, sitä pienempi todennäköisyys. Tilamitat :*·*: 25 kullekin tilalle ovat suluissa alkuperäisen tilan ylä- ' puolella kuviossa 6. Lisäksi esitetään niihin liittyvä haaramitta, joka käänteisesti liittyy todennäköisyy- * * * 4···# teen kehyksen siirtymisestä , ensimmäisestä tilasta • · « ajanhetkellä N toiseen tilaan ajanhetkellä N+l, Siten , 30 esimerkiksi katsottaessa alkutilaa 01 (piste 290), jos • · a *···* seuraava bitti tulossa kooderiin on 0, niin kooderin ··· *·.·* tila ajanhetkellä N+l on 00 (piste 292). Kun taas, jos ·*·,· alkutila. on 01 (piste 290) ja seuraava bitti kooderiin • * tulossa on 1, niin tila ajanhetkellä N+l on 10 (piste 35 294) .

* ' * « · · *

Tilamitan arvo ajanhetkellä N+l lasketaan li-*" säämällä alkutilan tilamitta ajanhetkellä N+l haaraan

' ' I

118240 14 tilaan siirtymiselle. Haara, joka johtaa pienempiin tilamittoihin, valitaan ja muut haarat johtaen kyseiseen tilaan hylätään. Kuviossa 7 tilan ja haaramitto— jen perusteella valitut haarat kuviosta 6 esitetään. 5 Ajanhetkellä N+l uudelleen laskettu tilamitta esitetään ensin suluissa ja sen jälkeen arvo tilasta, josta valittu siirtymä esitettiin.

Esimerkiksi, jos joku haluaa laskea tilamitan tilalle 00 ajanhetkellä N+l (piste 292), niin on kaksi 10 reittiä, jotka johtavat tilaan 00. Huomaa, että tilanne on aina tällainen, kun nopeuden 1/n kooderia tai kooderia, joka perustuu datajonon lyhentämiseen l/n:n nopeuksisen kooderin lähdöstä, käytetään. Eräs tila johtaa tilasta 01 (piste 290). Tilamitta tilassa 01 15 (piste 290) on 6 ja siihen liittyvä haaramitta siirtymiseen tilaan 00 (piste 292) saa arvon 10. Siksi tila-mitta pisteelle tilassa 00 ajanhetkellä N+l (piste 292), saa arvon 16, jos kyseinen haara valittiin. Toinen reitti johtaa tilasta 00 (piste 288). Tilamitta 20 tilassa 00 (piste 288) on 4 ja siihen liittyvä haara-mitta siirtymiselle tilaan 00 (piste 292) saa arvon 2. Täten tilamitta pisteessä 00 ajanhetkellä N+l (piste •i··: 292) saisi arvon 6, jos haara valittaisiin. Täten haa- ;**.» ra tilassa 00 (piste 288) valitaan ja tilalle nimetään • 25 tilamitta 6.

• · ·

Kuvio 8 esittää valittua reittiä ristikon lä- ♦ pi. Lopetusbiteistä johtuen lopullinen tila tiedetään.

• · * l„ Koska, esimerkkisovelluksessa, kaikki lopetusbitit • ovat nollia, tiedetään lopetustilan olevan nollatila. 30 Koska on vain yksi reitti, joka johtaa tähän tilaan, *.:.i valittava reitti on reitti, joka johtaa kyseiseen tun- • · · · nettuun tilaan. Kun reitti tunnetaan, data annetaan : lähtöön' paluuket jutoiminnolla, jolloin dekooderi seu- « ·· raa valittua reittiä taaksepäin ja antaa lähtöön bi- * · • 35 tin, joka saadaan valitusta siirtymästä. Esimerkiksi '"*· siirtymässä tilasta 10 tilaan 11, lähtöbitti on 1. Tä- *"*! tä menetelmää käytetään parhaan reitin valitsemiseksi . 15 118240 ristikon läpi. Alioptimaalisten reittien valinta selitetään alla tarkemmin.

Kuviossa 10 esitetään esillä olevan keksinnön ensimmäisen esimerkkisovelluksen mukainen dekooderi 5 224. Yhdistetty merkki merkkiyhdistäjässä (ei esitet ty) annetaan haaramittalaskimeen 350. Haaramittalaski-mien suunnittelu ja toteutus on tunnettua tekniikkaa. Lisää Vertaa Valitse (ACS) -elementti 354 haaramitto-jen mukaisesti haaramittalaskimelta 350 määrittää uu-10 sien tilamittojen arvot kuten kuvataan viitaten kuvioihin 10 ja 11 yllä. Juuri lasketut tilamitat tallennetaan tilamittarnuistiin 352 ja ilmaus valitusta haarasta annetaan paluuketjumuistiin 358. Kun kaikki tilamitat on laskettu kehykselle, paluuketjumuistiele-15 mentti 358, paluuketjuohjauksen 360 ohjauksessa, valitsee optimaalisen reitin ristikon läpi yllä kuvatulla tavalla ja antaa dekoodatun datan CRC-bitin tarkis-' tuselementille (ei esitetty).

Jos CRC-testi epäonnistuu, määritetään toi-20 seksi paras reitti ristikon läpi. Algoritmi parhaan reitin (eli Viterbin algoritmi) ristikon läpi toteutetaan uudelleen. Kuitenkin, lisäksi yllä kuvattuihin vaiheisiin esillä olevan esimerkinomaisen sovelluksen ·· j ·.. mukaisesti lasketaan etäisyys parhaan reitin ristikon ·*“: 25 läpi ja hylätyn reitin välillä ja tallennetaan Δ la- • j itteluvälineisiin 356. ASiP:n arvo on ero tilan (s) ,···. mitta-arvon, jos hylätty reitti valittiin ja tilan (s) • · · mitta-arvon valitulla reitillä (p) välillä.

a · · ' *- • · a 30 AS(P = Tilamitta hylätyllä reitillä - Tilamitta vali-*·ί·* tulla reitillä a#· • · • ·

«M

: Esimerkkejä DS(P arvoista esitetään kuviossa • a 11. Jokaiseen reittiin liittyy arvo Dp, joka mitataan • * ^ • 35 suhteessa parhaaseen reittiin. Dp annetaan arvolla Dp **" paremmalla reitillä, johon kyseinen reitti sulautuu ja mittojen erolla sulautumispisteessä DS(P. Täten arvo Dp 16 118240 parhaalla reitillä (eli Viterbin algoritmin lähtö) on nolla.

D-lajitteluvälineet 356 määrittävät pienimmän D:n arvon Dmin. Pisteessä, jossa Dmin löydetään, paluu-5 ketjutoiminto toteutetaan sen määrittämiseksi, mikä reitti johti tähän pisteeseen. Viitaten kuvioon 12, tilamittaprosessi ajettiin uudelleen, kuten kuvattiin, ja löydettiin minimireittiero D-lajitteluvälineillä 356 arvoksi D5,i pisteessä 362. Pisteestä 362 paluuket-10 jumuisti 358 paluuketjuohjaimen 360 ohjauksessa määrittää toiseksi parhaan reitin ja sitä vastaavan dekoodatun datasekvenssin. Tämä toteutetaan korvaamalla ensimmäiset N+6 databittiä parasta reittiä vastaavassa datassa. Edullisessa sovelluksessa paluuketjutoiminto 15 yhdistetään muutamalle vakiolle reitillä, koska virheet harvoin ovat pitempiä kuin muutaman vakion mittaisia. Kuviossa 12 tämä tapahtuu pisteessä 364. Toisen parhaan reitin arvo Dp kuviossa 12 on Dp = Ds,i.

Kolmanneksi parhaan reitin löytämiseksi samaa 20 tilamittalaskentaa käytetään kolmannen kerran ja arvot DS(P lasketaan yllä kuvatulla tavalla, mutta tällä kertaan ne lasketaan reittivalinnoille suhteessa toiseksi "·"· parhaaseen reittiin. Nämä on laskettava ainoastaan siihen ajanhetkeen saakka, kun toiseksi paras reitti 25 sulautuu parhaaseen reittiin. Toisin sanoen aika N+5 kuvioissa 12 ja 13. Viitaten kuvioon 13, ACS 354 las-kee tarvittavan reittieron toiseen reittiin (Do.z, Di,2, • · · #·:·φ D2,2, D3,2 ja D4,2) . On huomattava, että jotkin näistä * · · mitoista voidaan laskea aikaisemmin, mutta ne on otet- / 30 tava huomioon uudelleen. Vertailtavat arvot eivät pe- • · · ’···* rustu eroon toiseksi parhaaseen reittiin, vaan ero on parhaaseen reittiin. Täten lajitteluarvot, jotka anne- ;*·#· taan D-la j itteluvälineisiin 356, ovat suhteessa par- * · haaseen reittiin ristikon läpi. Esimerkiksi mitta- • · ♦ 35 arvon saamiseksi vertailua varten reitille, joka il maistaan arvolla D4,2, on laskettava Dp arvo summaamal-* * la D4j2 (ero toiseksi parhaaseen reittiin) arvoon Ds,i, 17 118240 toiseksi parhaan reitin ero parhaaseen reittiin. ACS 354 antaa lasketut arvot D-laj itteluvälineille 356. D-lajitteluvälineet 356 sen jälkeen etsivät kolmanneksi lähimmän reitin etsimällä pienimmän arvoista Dp rei-5 teille, jotka sulautuvat parhaaseen ja toiseksi parhaaseen reittiin.

Esimerkkisovelluksessa D-lajitteluvälineet 356 eivät tallenna kaikkea Dp arvoja, vaan M pienintä arvoa, jossa M on etsittävien reittien maksimimäärä. 10 Sen jälkeen seuraavalle irnneksi parhaalle reitille vain minimi M-i arvoa on tallennettava.

Vaihtoehtoisessa sovelluksessa dekoodauspro-sessia ei uudelleenajeta'alioptimaalisen reitin löytämiseksi, vaan tilamitat tallennetaan ja uudelleenkäy-15 tetään kullekin haulle. Tämä vähentää laskennan määrää, mutta kasvattaa tarvittavan muistin määrää. On muistettava, että kuvioissa 11 - 13 esitetyt esimerkit ovat merkittävästi yksinkertaistettuja esityksen vuoksi. Esimerkkisovelluksessa kehyskoko on 288 bittiä in-20 formaatiota ja koodin pituus on yhdeksän (k=9), joka käsittää 256 tilaa. Täten olettaen, että tilamittojen tallennus vaatii noin yhden tavun informaatiota, tila- t mittojen tallentamisen tarvittava muisti jokaiselle • · j *.. tilalle, olettaen tilamittojen olevan 5-bitt'isiä, vaa- 25 tisi noin 74 kilotavua muistia.

* ···.: Kuvio 14 esittää esillä olevan keksinnön mu- • * kaisen dekoodaus j ärj estelmän toisen esimerkinomaisen • · 4 ··· sovelluksen mukaista laitetta ia kuvio 15 esittää sii- * · · -> hen liittyvää vuokaaviota 500, joka esittää esillä , 30 olevan keksinnön toisen esimerkkisovelluksen menetel- * * · ***** mää. Lohkossa 550 uudelleensaatu pehmeä merkkidatake- *...* hys limityksenpoistajalta 54 annetaan ja tallennetaan kehyspuskuriin 420.

I ·

Seuraavaksi lohkossa 552 merkit yhdistetään • * •# 35 merkkiyhdistäjässä 422 senhetkisen nopeusolettaman mu kaisesti. Yhdistämisprosessi käyttää hyödykseen sitä * · tosiasiaa, että alle täydellä nopeudella on redundas- 18 118240 siä lähetetyssä merkkidatassa ja siten parempi lähetetyn merkkidatan estimaatti voidaan saada summaamalla kaikkien redundanttikopioiden tehot merkistä. Parannetun estimaatin generointiprosessi kuvataan yksityis-5 kohtaisemmin yllämainitussa patenttijulkaisussa US 08/126,477.

Esimerkkisovellus ensin testaa olettaman, että lähetettiin täydellä nopeudella. Täydellä nopeus-olettamalla merkkitoistoa ei ole ja siten merkkidatan 10 yhdistäminen toteutetaan. Lohkossa 554 data merkkiyh-distäjältä 422 annetaan modifioituun Viterbin dekoode-riin 424. Esimerkkisovelluksessa modifioitu Viterbin dekooderi 424 on Viterbin dekooderi, mutta ammattimiehelle on selvää, että muitakin ristikkodekoodereita 15 voidaan käyttää. Viterbin dekoodereiden suunnittelu ja toteutus on tunnettua tekniikkaa ja erityinen esimerkkisovellus Viterbin dekooderista esitetään yllä mainitussa patenttijulkaisussa US 08/126,477. Esillä olevassa sovelluksessa Viterbin dekooderiin 424 kuuluu 20 haaramittalaskin 450. Yhdistetty merkki merkkiyhdistä-jästä 422 annetaan haaramittalaskimeen 450. Haaramit-talaskimien suunnittelu ja toteutus on tunnettua tek-nilkkaa. Lisää Vertaa Valitse (ACS) -elementti 454 haaramittalaskimelta 450 saatujen haaramittojen mukai- * 25 sesti määrittää tilamittojen arvot, kuten kuvattiin kuvioiden 6 ja 7 yhteydessä. Uudelleenlasketut tilami- * · ·.· tat tallennetaan tilamittamuistiin 452 ja ilmoitus va- • · · · • · · litusta haarasta annetaan paluuketjumuistiin 458. Kun ' kaikki tilamitat on laskettu kehykselle, paluuketju- 30 muistielementti 458 paluuketjuohjaimen 460 ohjauksessa valitsee optimaalisimman reitin ristikon läpi yllä ku- * * * vatulla tavalla ja antaa dekoodatun datan CRC-bitin .·. : tarkistuselementtiin 432. Lohkossa 554 laskuri i ja • · arvo m asetetaan arvoksi 1. Dekoodausten määrään vii- * ·

. 35 tataan iillä ja niiden reittien määrää, joiden CRC

’·**· tarkistetaan, viitataan millä.

• · 19 118240

Modifioitu Viterbin dekooderi 424 täten laskee estimaatin lähetetyistä informaatiobiteistä ja CRC-biteistä kehyksessä. Lohkossa 556 CRC-testatuksen alijärjestelmä 432 generoi redundanttibittijoukon de-5 koodatusta informaatiobiteistä, kuten yllä kuvattiin viitaten CRC-generaattorin 6 kuviossa 1. CRC-testauksen alijärjestelmä 432 vertaa CRC-bittejä, jotka generoitiin informaatiobittiestimaateista redun-danttibittiestimaatteihin modifioidulta Viterbin de— 10 kooderilta 424. Vertailun tulos annetaan ohjausproses-soriin 434.

Jos, ohjauslohkossa 558, CRC-testi läpäistään, niin edetään lohkoon 570. Lohkossa 570 merkki-virhenopeuden (SER) laskin 428 laskee merkkivirheno-15 peuden dekoodatulle kehykselle. SER-laskin 428 generoi kovan päättelyn estimaatin vastaanotetusta merkkida-tästä tai vastaanottaa kovan päättelyn estimaatin modifioidulta Viterbin dekooderilta 424. Seuraavaksi SER-laskin 428 vastaanottaa dekoodatun datan modifioi-20 dulta Viterbin dekooderilta 424 ja koodaa kehyksen käyttäen samaa koodausoperaatiota kuin kooderi 10 ge-neroidakseen uudelleenkooodatun merkkidatajoukon. Uu-*·**: delleenkoodattua merkkidataa verrataan merkki merkiltä kovan päättelyn merkkidataan ja erojen määrä kahden ;*·*; 25 merkkidatajoukon välillä on merkkivirhenopeus, joka annettaan valitsimeen 430 lohkossa 570.

• ·

Esimerkkisovelluksessa lähtöpuskuri 426 antaa • · · I.. dekoodatun merkkidatan valitsimelle 430 vain kun CRC- • · « * · » * testi on läpäisty tämän nopeusolettaman dekoodaukses-30 sa. Edullisessa sovelluksessa modifioitu Viterbin de- • · · kooderi 424 antaa mittadatan valitsimelle 430 avus- • · * taakseen nopeusvalinnassa. Mittadata, joka annettiin : valitsimelle, voi olla yksibittinen Yamamoton mitta • * tai kokonaismitta.

* · . 35 Jos CRC-testi epäonnistuu lohkossa 558, niin *"* lohkossa 560 modifioitu Viterbin dekooderi 424 suorit- * taa toisen kierroksen merkkidatalle 422 annetulla no- 118240 f 20 / ' peusolettamalla. Tällä kierroksella modifioitu Viter-bin dekooderin sanotaan käsittelevän todennäköisintä reittiä, joka Viterbin dekooderi löysi edellisellä kierroksella. ACS-lohko 454 etenee ristikon läpi päi-5 vittäen tilamittoja 452 laskettujen haaramittojen mukaisesti, mutta tämän standardin mukaisen Viterbin de-koodausproseduurin mukaisesti antaa lähtöön Δ lajitte-lupiirille 456 mitat kaikilta reiteiltä, jotka sulautuvat käsiteltyyn reittiin (paras reitti dekooderin 10 toisella kierroksella), jotka on annettu ACS:ille läh-' töpuskurilta 426. Paluuketjun ohjaus 460 toteuttaa pa-luuketjun saadakseen datasekvenssin liittyen tähän reittiin. Paluuketju toteutetaan vain, jos reitin mitta täyttää jonkin kynnyskriteerin. Tämä kynnyskriteeri 15 selitetään seuraavassa. Löydetyt reitit proseduurissa tallennetaan lähtöpuskureihin 426.

Lohko 562 tarkistaa CDC:n reiteiltä, jotka löydettiin lohkolla 560 ja tallennettiin puskureihin 426 CRC-tarkistimella 432. CRC-tarkistuksen tulos huo-20 mioidaan ohjaimella 434. Lohkossa 562 ohjausprosessori 434 lisää löydettyjen reittien määrää tällä nopeus-olettamalla. Lohkossa 586 ohjausprosessori 434 lisää * *:·*: Viterbin dekooderilla suoritettujen kierrosten määrää ·· , * * 1 * » *· · * 25 Jos ohjauslohkossa 556 maksimikierrosmäärää « * » _/ ♦ ei ole vielä saavutettu, niin ohjausprosessori 434 • » tarkistaa lohkossa 582, jos on olemassa reittejä, jot- • · · ka on jo löydetty ja joita modifioitu Viterbin dekoo- • · * *** deri 424 ei ole vielä käsitellyt (eli reittejä, jotka 30 sulautuvat siihen, joita ei ole vielä yritetty löy-tää) . Jos sellaisia reittejä ei ole, lohkossa 584, oh- * · · ϊ.,.ϊ jäin 434 ilmoittaa valitsimelle 430, että dekooderi ei .·* : löydä reittejä tällä nopeusolettamalla.

* · · 1 Jos ohjauslohkossa 582 on olemassa yhä reit- »**«· J Φ · . 35 tejä, jotka on löydetty, mutta joita modifioitu Viter- *·"· bin dekooderi 424 ei ole vielä käsitellyt, dekooderi • _ *:**: etenee lohkoon 556 tarkistaakseen, onko i:nneksi to- 21 118240 dennäköisiiranän reitin CRC, jota ei ole vielä käsitelty, CRC, joka läpäistään. Jos CRC epäonnistuu ohjaus-lohkossa 558, ohjain 434 ilmoittaa modifioidulle Vi-terbin dekoorille 424, että i:nneksi paras reitti on 5 prosessoitava. Tämä tehdään lohkossa 560 yllä kuvatulla tavalla.

Jos ohjauslohkossa 582 ei ole reittejä, jotka on löydetty, mutta joita ei ole vielä käsitelty, dekooderi etenee lohkoon 584 ilmoittaen valitsimelle 10 430, että reittejä tälle nopeusolettamalle ei löydetä.

Jos ohjauslohkossa 566 maksimimäärä kierroksia on saavutettu, ohjausprosessori 434 tarkistaa lohkossa 568, onko löydetty reitti sellainen, jonka CRC läpäisee CRC-tarkistuksen 432. Jos sellaista reittiä ei ole, 15 edetään lohkoon 584. Jos sellainen reitti on, edetään lohkoon 570.

Lohkossa 574 ohjausprosessori 434 määrittää, onko kaikki mahdolliset nopeudet testattu. Jos ei, edetään lohkoon 576, joka valitsee seuraavan nopeuden 20 testattavaksi ja edetään lohkoon 552 seuraavan nopeus-olettaman testaamiseksi. Vasteena signaalille ohjaus-prosessorilta 434 kehyspuskuri 420 antaa kehysdatan * merkkiyhdistäjän 422. Ohjausprosessori 434 antaa sig- naalin ilmoittaen testattavan nopeusolettaman merk- :'·*· 25 kiyhdistäjälle 422. Lohkossa 552 merkkiyhdistä j ä 422 ....: yhdistää merkkidatan testattavan nopeusolettaman mu- .···, kaisesti. Seuraavaksi edetään lohkoon 554 ja toimitaan * » · yllä kuvatulla tavalla.

* * · * Jos lohkossa 574 kaikki nopeudet on testattu, 30 niin lohkossa 578 valitsin 430 määrittää todennäköi- ti* *·ί·* simmän nopeuden, jolla data lähetettiin ja antaa tätä * * · \..* nopeutta vastaavan datan lohkossa 580. Valitsin 430 * : voi päättää kehyksen poistamisesta johtuen huonoista * · ' laatuominaisuuksista. Esimerkkisovelluksessa valitsin * * • 35 430 määrittelee nopeuden perustuen merkkivirhenopeu- ’* * teen eri dekoodatuille kehyksille ja mittadata- arvoille.

22 : 118240

Kuviossa 16 on vuokaavio toisen sovelluksen menetelmästä esittäen kynnystekniikkaa esillä olevan keksinnön mukaisesta alioptimaalisten reittien valinnasta. Tämä vuokaavio esittää vain reittihaun yhdellä 5 nopeusolettamalla. Seuraavat määritelmät ovat käyttökelpoisia keksinnön ymmärtämiseksi: p - reitti ristikossa, tässä se annetaan in- formaatiosekvenssillään; 10 yp - reitin p mitta suhteessa parhaaseen reittiin; lp - reitin p pienin hajautumispiste; F - m-reitin datamatriisi, joka sisältää niiden informaatiosekvenssin (P) , niiden mitan (yp) ja 15 niiden pienimmän hajautumispisteen (lp) ; Δ(ρ) - Yamamoto-mittojen vektori reiteistä, jotka sulautuvat reittiin p; Δί(ρ) - vektorin Δ(ρ) i:nnes arvo; t - kynnys, kaikkien reittien oletetaan omaa-20 van mitan, joka on pienempi kuin t; q - reitit, jotka hajaantuvat toisesta reitistä (p), nämä reitit tallennetaan matriisiin N; T - reittien väliaikaismuisti; C - muisti reiteille, joiden CRC hyväksytään; :V: 25 ja • 'osittainen paluuketju' - on äärellisen mit- .···. täinen paluuketju hajaantumispisteestä. Hajaantumisin- ♦ * · ' f ormaatiosekvenssi saadaan muuttamalla vain tätä ää- • * · • · · * rellistä lähtöbittien määrää reitillä, jolta se ha- 1 jaantuu.

* • # · • « * « * · :...· Tämän toteutuksen kaksi pääparametria ovat t, .*. : kynnys, ja m, ACS-mekanismin uudelleenkäynnistysten • * ,...· , määrä. Parametri n on yleensä pieni ja suuruusluokkaa *· 35 2 - 4.

'* * Tietyn nopeuden dekoodaamiseksi proseduuri ***** aloittaa lohkossa 610, jossa modifioitu Viterbin de- 23 118240 kooderi 424 aloittaa standardin mukaisen Viterbin dekoodauksen. ACS:t 454 päivittävät tilamitat 452 ja antavat lähtöön päättelybitit paluuketjumuistille 458. CB-mekanismi 460 suorittaa paluuketjun antaakseen läh-5 töön dekoodatun datasekvenssin muistimatriisille F, joka on puskurin 426 lähdössä. Tähän saakka standardin mukainen Viterbin dekoodaus on ollut ammattimiehen tuntemalla tavalla käytössä. Parhaaseen reittiin liittyy kaksi mittaa: mitta suhteessa parhaaseen reittiin 10 Yp, joka on ilmeisesti nolla, ja pienimpään hajaantu-mispisteeseen lp, joka vastaa kehyspituutta. Näiden kahden parametrin merkittävyys tulee selvemmäksi seu-raavassa.

Lohkossa 612 ohjausprosessori 434 identifioi 15 ensimmäisen reitin ja sen parametrit muistirnatriisissa F, joka on lähtöpuskurissa 426. Tätä reittiä merkitään p:llä. Ensimmäisellä dekoodauskierroksella tämä on paras reitti.

Lohkossa 614 lohkossa 612 identifioitu CRC 20 reitille tarkistetaan CRC-mekanismilla 432. Jos CRC läpäisee testin, edetään lohkoon 616 ja keskeytetään kehyksen dekoodaus. Vaikka sitä ei erityisesti esite-*"*·* täkään kuviossa 16, muuta dataa liittyen kehykseen voi olla lähtönä tai voidaan laskea, esimerkiksi uudel-·*·*· 25 leenkoodattu SER 428 tai dekoodatun kehyksen todenna- köisyysmitta.

Jos CRC lohkossa 614 epäonnistuu, ohjain 434 ti* I,. lohkosta 618 uudelleenkäynnistää modifioidun dekoode- • * · • rin 424 niiden reittien, jotka sulautuvat reittiin p, 30 löytämiseksi. ACS:t 454 suorittavat tilamittalaskennan ja päivittävät 452:n pisteeseen ristikossa lp. Taval- • * · lisen lisäys-, vertailu- ja valintaoperaation lisäksi : ACS:t 454 modifioidussa dekooderissa 424 suorittavat t M • · ekstrafunktion. Tämä tehdään, jotta saadaan Δ lajitte- • · . 35 lupiirille 456 Yamamoton mitan arvo reitiltä, johon *"** viitataan q:lla, joka sulautuu reittiin p ristikossa *·*'* kullakin indeksillä j indeksiin lp. Kokonaismittarei- 118240 24 .!* -i tiltä q, joka sulautuu reittiin p indeksillä j (l<j<lp<) annetaan arvolla yq -Aj(p)+yp. Jos tämä mitta yq on pienempi kuin jokin annettu kynnys t, paluuket-juohjaus 460' suorittaa osittaisen paluuketjun indek-5 sistä j reitillä ristikossa, jossa päättelybitti indeksillä j on käänteinen. Paluuketjuproseduurin tulos liitetään reitin p bitteihin niillä arvoilla, jotka ovat suurempia kuin j uuden reitin q muodostamiseksi.

Tämä reitti q, yhdessä sen mitan kanssa suhteessa par-10 haaseen reittiin ja hajaantumispisteeseen lq=j-l, tallennetaan matriisiin N lähtöpuskurissa 426.

Kun osittaiset paluuketjut on tehty ja uudet sekvenssit saatu kynnyksen mukaisesti lohkossa 618, edetään lohkoon 620. Lohkossa 620 ohjaus 434 tunnistaa 15 sekvenssien paikan lähtöpuskurissa 426. Matriisi T, joka on edellisten m:n todennäköisimmän reitin ja uusien löydettyjen reittien yhdentymä, määritetään paikassa N. Todennäköisimmät m reittiä T:stä määritetään uudessa matriisissa F.

20 Seuraavaksi edetään lohkoon 622, jossa CRC

432 kaikille uusille löydetyille reiteille tarkistetaan. Nämä uudet reitit T määritettiin aikaisemmin ”*" matriisissa N. Jos millään reiteistä on CRC, joka hy- ***.. väksytään, reitti ja sen mitta pidetään matriisissa, .*·*. 25 johon viitataan C:llä. Ammattimiehelle on selvää, että ♦ muitakin proseduureja lohkossa 622 voidaan suorittaa • * ,*··, samanaikaisesti proseduureilla lohkossa 618. Edelleen • · · I.. on selvää, että matriisit, joihin viitataan T:llä, * · * * F:llä, N:llä ja C:llä, voivat olla muitakin kuin muis- 30 tiallokoituja matriiseja, joissa on osoittimet sek- \ϊ.: vensseihin, jotka on tallennettu lähtöpuskureibin. Nä-- ·♦* mä matriisit määritetään proseduurin esityksen selven- .·. : tämiseksi. - ♦ · · ' · „ · Jos lohkossa 624 maksimidekoodausmäärä on ····· • · . 35 saavutettu (m=l) tai käsiteltäviä sekvenssejä, jotka *·**· sopivat kynnys kriteeriin (F=tyhjä), ei enää ole, ohja- "**! usprosessori 434 etenee lohkoon 628. Jos lohkossa 628 25 ·· 118240 ei ole sekvenssejä, joiden CRC on läpäissyt testin, eli matriisi C on tyhjä, ohjausprosessori 434 lopettaa dekoodausprosessin tällä nopeusolettamalla ja signaloi valitsimelle 430, että sekvenssiä ei löydetty. Ohjaus-5 prosessori 434 voi antaa lähtöön valitsimelle 430 dataa liittyen epäonnistuneeseen dekoodattuun nopeus-olettamaan eli parhaan reitin todennäköisyysmitan, avustaakseen valitsinta 430 päätöksessään.

Jos toisaalta C lohkossa 628 ei ole tyhjä, 10 edetään lohkoon 630, jossa ohjausprosessori 434 antaa lähtöön valitsimelle 430 reitin, jolla on pienin mitta, joka läpäisee CRC-tarkistuksen. Valitsin 430 voi myös saada muuta dataa liittyen dekoodattuun kehykseen, esimerkiksi SER:n 428 ja reitin mitan.

15 Jos lohkossa 624 kierrosten maksimimäärää ei ole vielä saavutettu dekooderilla (m>l) ja käsiteltäviä sekvenssejä on olemassa (F ei ole tyhjä), ohjaus-prosesori 434 pienentää arvoa m ja edetään lohkoon 612 seuraavaksi todennäköisimmän sekvenssin käsittelyn 20 jatkamiseksi (ensimmäinen sekvenssi F:ssä).

Kuvio 17 on ristikkokaavio reiteistä liittyen esillä olevan mukaisen dekoodausmenetelmän toiseen *ί#*: esimerkkisovellukseen. Kuviossa 17 paras reitti (se • · j reitti, joka on lähtönä Vi.terbin dekooderilta 424, ei 25 lähetetty oikea) on merkitty paksulla pisteviivalla.

* ·...: Menetelmä voidaan esittää olettaen, että parhaan rei- tin CRC ei ole tarkistettu. Ensimmäisellä uusintakier- • · · roksella dekooderilla löydetään kolme reittiä, joiden • * · * mitta on pienempi kuin kynnys. Niiden hajaantumispis- 30 teet ovat i, j ja k ja ne määrittävät informaatiosek- * · * *·:.* venssejä. Nämä reitit hajaantuvat kerran parhaalta '...· reitiltä. Oletetaan, että reitti, joka hajaantuu pis- • ..

teessä j, saa minimimitan ja sen CRC:tä ei ole tarkis- • ♦ · tettu. Etsitään reittejä, jotka hajaantuvat tältä rei- • · . 35 tiltä, löydetään kaksi reittiä, joiden kokonaismitta **’*· on alle kynnyksen. Nämä reitit ovat j' ja j''. Nyt de- *"" kooderin toinen kierros suoritetaan. Tällä kertaa tut- 26 118240 kitaan reitit, jotka hajaantuvat reitiltä, jolla on pienin mitta reiteillä i, k, j' ja j" . Oletetaan, että k: 11a on minimimitta ja sen CRC:tä ei ole tarkistettu. Reitit, jotka hajaantuvat kilta, ovat nyt et-5 sinnässä. Kaaviossa on kolme reittiä, joiden mitta on pienempi kuin kynnys, k',k"jak'".

Huomaa, että vaadittu etsintäaika reiteille, jotka hajaantuvat tietyltä reitiltä, ei ole vakio, koska vain yhden on suoritettava dekooderi hajaantu-10 mispisteeseen saakka. Dekoodausjaksot yllä olevassa esimerkissä voidaan summata seuraavaan taulukkoon:

Taulukko 1 _Dekoodaus j aksot _ CB-jaksot_.

Tavallinen Viterbin algo- Tavallinen VA

ritmi (VA) Osittainen CB i:lle, j:lle

Tavallinen VA + Δ vektori ja k:lie parhaalta reitiltä Osittainen CB j'rlle ja VA edeten arvoon j + Δ j'':lle vektori reitiltä j Osittainen CB k':lle, VA edeten arvoon k + Δ k'':lle ja k''':lie *"1· vektori reitiltä k____________ 15 iV: On huomattava, että lisäpuskuria voidaan tar- *:··· vita kullekin reitille, joiden sulautumisreitit tar- kistetaan. Lisäpuskureita tarvitaan hajautuville rei- * , teille. Näitä puskureita voidaan käyttää, jos CRC:tä' f · 1 20 ei tarkisteta. Kuvion 17 esimerkissä kaikki yhdeksän . reittiä löydettiin ja dekooderi oli käynnissä ainoas- *";1 taan 4 (n+2) kertaa. Kaikki yhdeksän erittäin todenna- * · " '···1 köistä reittiä löydettiin, mutta vain 4 (n+2) vakuut- ·1·.: tuivat kaikkein todennäköisimmäksi. Tämä on toisen so- * · ·...: 25 velluksen keksinnöllinen etu suhteessa ensimmäiseen * » * , sovellukseen, jossa dekooderia on uudelleenkäynnistet- • · · « φ tävä ainakin kerran (tai kaksi kertaa tilanteessa, 1 jossa on typistetty paluuketjumuisti) kullekin ylimää- 27 118240 räiselle löydetylle reitille. Toisessa sovelluksessa kynnyskriteeri mahdollistaa sen, että joskus löydetään useampi kuin yksi reitti kullekin dekooderin uudelleen :· kierrokselle ja tämä ei rajoitu dekooderitoteutuksiin, 5 jotka käyttävät typistettyä paluuketjua.

Tilanteessa, jossa on luotettava CRC (monta bittiä), dekoodausprosessi voidaan pysäyttää, kun . en-simmäinen sekvenssi, jolla on hyvä CRC, löydetään. Epäluotettavan CRCrn ollessa kyseessä löydetään reit-10 tejä niin paljon kuin aika sallii (seuraavan kehyksen saapuminen) ja kaikki reitit, joiden CRC läpäisee testin, pidetään ja dekooderi päättää reitistä, jolla on hyvä CRC, jolla on pienin mitta.

Edellä oleva edullisten sovellusten kuvaus on 15 annettu, jotta ammattimies voisi valmistaa tai käyttää esillä olevaa keksintöä. Näiden sovellusten eri modifikaatiot ovat ammattimiehelle ilmeisiä ja tässä esitettyjä yleisiä periaatteita voidaan soveltaa muihin sovelluksiin keksimättä mitään uutta. Näin ollen esil-20 lä olevaa keksintöä ei rajoiteta tässä esitettyihin sovelluksiin, vaan tässä esitettyjen periaatteiden ja uusien ominaisuuksien laajimpaan piiriin.

• •«a1 • · • · • a • ♦·.·'· • · · ♦ · · • a · a · « a a aa aa a a a a a a a a • #a a a a • aa..' a a • aa '•aa.' a a a a·· • a « a • aa a • f a a a ···'.

aa·.'.

a aa··#' • a a • a a aa1·· a #

Claims (9)

1. 28 118240
2. 1. Laite datakehyksen datanopeuden määrittämiseksi, joka datakehys käsittää digitaalista dataa koodattuna 5 yhdellä useista erilaisista datanopeuksista, joka digitaalinen data käsittää informaatiobittejä ja liittyviä tarkistusbittejä, laitteen käsittäessä: yhdistärniselimet (222,422) datakehyksen digi-taalidatan yhdistämiseksi riippuen jokaisesta eri da-10 tanopeudesta yhdistetyn datan tuottamiseksi; ristikkodekooderielimet (224,424) yhdistetyn datan dekoodaamiseksi identifioimalla optimaalinen reitti läpi dekoodatun datan tuottamiseksi; validointielimet (232,432) dekoodatun datan 15 validoimiseksi, joka esittää sanottuja informaatiobit-tejä ja liittyviä tarkistusbittejä, käyttäen liittyviä tarkistusbittejä ja antaen ilmoituksen datan validi-suudesta; tunnettu siitä, että 20 ristikkodekooderielimet (224,424) on järjes tetty identifioimaan alioptimaaliset reitit läpi joil-. la on oma mitta optimaalisen polun vastaavan mitan en- naita määrätyn kynnyksen puitteissa ja antamaan dekoo- • · * dattua dataa vastaten jokaista identifioitua aliopti-··· L *.* * 25 maalista reittiä; *·**: validointielimet (232,432) on järjestetty va- • * · :#ί ϊ lidoimaan dekoodattu data jokaiselle identifioidulle ϊ*;*ϊ alioptimaaliselle reitille ja tuottamaan ilmaus sen validisuudesta; ja . .·. 30 datanopeus kehykselle on valittu vastaamaan .···, reittiä jolle validointielimet (232,432) antaa validin • * *1* ilmauksen. · · * ·*· • ·
3. 2. Patenttivaatimuksen 1 mukainen laite, tunnettu sii-35 ta, että sanotut validointielimet (232,432) käsittävät • · elimet jaksollisen redundanssitarkistuksen (CRC) teke- • 29 % 118240 miselle sanotuille tarkistusbiteille suhteessa sanot- tuihin informaatiobitteihin.
4. 3. Patenttivaatimuksen 2 mukainen laite, tunnettu sii-5 tä, että lisäksi käsittää elimet jaksollisen redun- danssitarkistuksen tekemiselle sanotulle alioptimaali-selle reitille.
5. 4. Minkä tahansa edellisen patenttivaatimuksen mukai-10 nen laite, tunnettu siitä, että sanotut elimet dekoo- daamiseksi (224,424) on Viterbi-dekooderi.
6. 5. Minkä tahansa edellisen patenttivaatimuksen mukainen laite, tunnettu siitä, että sanotut mitat ovat Ya- 15 mamoto-mittoja.
7. 6. Järjestelmä datakehyksen datanopeuden määrittämiseksi, joka datakehys käsittää digitaalista dataa koodattuna yhdellä useista erilaisista datanopeuksista 20 joka digitaalidata käsittää informaatiobittejä ja liittyviä tarkistusbittejä, tunnettu siitä, että järjestelmä käsittää minkä tahansa edellisen patenttivaa-timuksen mukaisen laitteen. • t • · · * ;*·*; 2 5 7. Menetelmä datakehyksen datanopeuden määrittämisek- « si, joka datakehys käsittää digitaalista dataa koodat-tuna yhdellä useista erilaisista datanopeuksista, joka • * · '·.· digitaalinen data käsittää informaatiobittejä ja liit- • · · tyviä tarkistusbittejä, menetelmän käsittäessä: 30 yhdistetään datakehyksen digitaalinen data • · · *···* riippuen jokaisesta eri nopeudesta yhdistetyn datan ♦ · * tuottamiseksi; j*.#; ristikkodekoodataan yhdistetty data identifi- · oimalla optimaalinen reitti läpi dekoodatun datan * * • 35 tuottamiseksi; • · · · · * ’ validoidaan dekoodattu data, joka edustaa sa- ♦ 1 nottuja informaatiobittejä ja liittyviä tarkistusbit- 30 118240 tejä, käyttäen liittyviä tarkistusbittejä ja annetaan ilmaus datan validisuudesta; tunnettu siitä, että identifioidaan alioptimaaliset reitit läpi 5 joilla on oma mitta optimaalisen reitin vastaavan mitan ennalta määrätyn kynnyksen puitteissa ja annetaan dekoodattua dataa vastaten jokaista identifioitua ali-optimaalista reittiä; validoidaan dekoodattu data jokaiselle iden- 10 tifioidulle alioptimaaliselle reitille ja annetaan, ilmaus sen validisuudesta; ja valitaan datanopeus kehykselle vastaten reittiä jota varten annettiin validi ilmaus.
8. 8. Patenttivaatimuksen 7 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että dekoodatun datan validointi käsittää jaksollisen redundanssitarkistuksen tarkistusbiteille suhteessa informaatiobitteihin.
9. 9. Patenttivaatimuksen 8 mukainen menetelmä tunnettu siitä, että lisäksi käsittää jaksollisen redundanssi-tarkistuksen alioptimaalisille reiteille. - • · • 1 • 1· • t · ··· *·· * • · t1 # *·· ···. • · · • · · « · 1 * Φ · · • · • · • 1 1 • t • · *·· • « · • · · • · * * 1 • 1 · 1 · * 1 f 31 118240