ITMI992698A1

ITMI992698A1 - Metodo di interlacciamento di un flusso di bit in un sistema di telefonia radiomobile

Info

Publication number: ITMI992698A1
Application number: IT1999MI002698A
Authority: IT
Inventors: Gianluca Durastante
Original assignee: Siemens Inf & Comm Networks
Priority date: 1999-12-23
Filing date: 1999-12-23
Publication date: 2001-06-23
Also published as: EP1247366A2; IT1314319B1; ES2202222T3; EP1247366B1; ATE244964T1; CN1413386A; WO2001047157A2; ITMI992698A0; CN1208907C; JP2003518816A; CA2394547A1; DE60003855D1; US20030103530A1; DE60003855T2; WO2001047157A3

Description

Campo dell’Invenzione

La presente invenzione riguarda un metodo per interlacciare un flusso di bit corrispondente al contenuto di una comunicazione vocale o di dati in formato digitale tra due unità di un sistema di telefonia radiomobile.

Arte nota

Dal documento “Digital cellular telecommunications system (Phase 2+); Channel coding (GSM 05.03 version 6.2.1 Release 1997)” rilasciato dall’ente europeo normatore nel settore delle telecomunicazioni ETSI (European Telecommunication Standardization Institute) è noto un metodo standard per interlacciare un flusso di bit corrispondente ad una comunicazione vocale nel sistema di telefonia radiomobile GSM.

Questo metodo noto consiste nell’ interfacciamento di un flusso di bit che viene suddiviso in blocchi di bit, a loro volta suddivisi in modo diagonale in sottoblocchi di bit secondo la formula:

B = Bo (M/2) * n (k mod M);

j = 2 * (X mod (Bs/M)) ((k mod M) div (M/2));

c(n,k) è Γη-mo blocco del flusso di bit;

i(B j) è il B-mo sottoblocco di bit interlacciati;

Bo è il primo sottoblocco che contiene i bit provenienti dal blocco c(0 j), ovvero dal primo blocco del flusso di bit che vengono trasmessi ed

X è un fattore del tipo (a * k) dove a è una costante, in particolare uguale a 49. Inoltre, nello standard GSM, per i canali TCH/FS e TCH/EFS dedicati al traffico vocale ciascuno dei blocchi di bit c(n,k) comprende Bs = 456 bit e viene suddiviso in M = 8 sottoblocchi i(B j). In questo metodo noto di interlacciamento i bit che si trovano vicini in un generico blocco c(n,k) risultano sufficientemente lontani nel flusso di dati trasmessi in modo tale che gli effetti di disturbo ed i picchi di fading vanno ad inficiare bit che sono sufficientemente distanti nel flusso di dati originario. Con questo accorgimento viene semplificato il compito del decodificatore dell’unità ricevente, con conseguente miglioramento della qualità del segnale digitale ricevuto.

Tuttavia, il metodo noto illustrato nella specifica ETSI di cui sopra, non può essere esteso in modo immediato ad una generica dimensione del blocco di bit all’ingresso dell’unità di interlacciamento con conseguente limitazione del suo utilizzo all’interno di un qualsiasi sistema di telefonia radiomobile. Questo inconveniente è dovuto al fatto che se si considerano due bit qualsiasi aventi indici kl e k2 all’intemo del blocco c(n,k), con kl ≠ k2, l’utilizzo del metodo noto non garantisce l’inserimento di questi due bit in posizioni differenti all’interno di un medesimo sottoblocco i(Bj). Infatti, l’unità di interlacciamento inserisce questi due bit nei sottoblocchi:

B 1 = B0 + (M/2) * n (kl mod M), per k = kl ; e

B2 = B0 + (M/2) * n (k2 mod M), per k = k2.

Se B1 = B2 = B, risulta:

kl mod M = k2 mod M; e

kl - k2 = ni * M, per ni = 0, 1,..., (Bs/M)-1.

La condizione (necessaria) di inserimento di questi due bit in posizioni differenti (jl ≠j2) diviene dunque :

2 * ((49 * kl) mod (Bs/M)) ((kl mod M)) div (M/2)) ≠ 2 * ((49 * k2) mod (Bs/M))+((k2 mod M) div (M/2)),

e quindi:

49 * (kl - k2) ≠ n2 * (Bs/M), per n2 e Z;

ovvero:

(49 * M * n 1 ) / (Bs/M) SÉ Z, perni = 0, 1. (Bs/M-1)

Al variare di kl e k2, il parametro ni assume tutti i valori interi inferiori a Bs/M cosicché tale metodo di alternazione noto può essere applicato solo se il valore di Bs/M non risulta divisibile per i fattori 7 e 2 (M è un numero pari). Anche se il valore della costante a fosse semplicemente modificato con un numero diverso da 49, il metodo noto continuerebbe ancora a non essere applicabile in corrispondenza di valori pari di Bs/M.

Scopo deirinvenzione

Scopo della presente invenzione è pertanto quello di fornire un metodo di alternazione esente da tali inconvenienti, ovvero un metodo il cui utilizzo possa essere esteso a tutti i sistemi di telefonia radiomobile. Detto scopo viene conseguito con un metodo le cui caratteristiche principali sono specificate nella prima rivendicazione ed altre caratteristiche sono specificate nelle rivendicazioni successive.

Grazie all’introduzione di due opportuni parametri a e β, il metodo di interlacciamento secondo la presente invenzione può essere adattato ad una qualsiasi dimensione del blocco di dati in ingresso all’unità di interlacciamento, ad un generico valore della profondità delPinterlacciamento, fornendo allo stesso tempo la possibilità di controllare la distanza tra i bit nel flusso di bit in uscita dall’unità di interlacciamento.

Questo metodo può quindi essere utilizzato in un contesto del tutto generale e risulta applicabile non solo ai sistemi caratterizzati da una trasmissione continua, quali ad esempio il sistema FDD-UTRA od altri sistemi con accesso duplex a divisione di frequenza, ma anche a sistemi caratterizzati da una trasmissione discontinua in cui ogni utente trasmette in un ben determinato intervallo temporale all’interno di una struttura gerarchica di livello superiore (trama) che si ripete periodicamente nel tempo. Esempi di questi ultimi sistemi sono i sistemi con accesso duplex a divisione di frequenza come il sistema GSM, oppure sistemi con accesso duplex a divisione di tempo come i sistemi DECT e TDD-UTRA. Questo metodo risulta inoltre utilizzabile sia in presenza di canali che supportano un traffico di tipo vocale sia in presenza di canali che supportano un traffico di tipo dati.

Breve descrizione delle figure

Ulteriori vantaggi e caratteristiche del metodo secondo la presente invenzione risulteranno evidenti agli esperti del ramo dalla seguente descrizione dettagliata e non limitativa di una sua forma realizzativa con riferimento agli annessi disegni in cui: - la figura 1 mostra uno schema della suddivisione in blocchi e sottoblocchi di bit in base al metodo secondo tale forma realizzativa;

- le figure da 2 a 6 e 8 mostrano sei schemi esemplificativi del calcolo delle distanze in termini di posizioni tra i bit dei sottoblocchi; e

- le figure 7 e 9 mostrano due grafici esemplificativi delle distanze tra i bit dei sottoblocchi.

Descrizione dettagliata dell’invenzione

La limitazione sopra esposta relativamente al metodo noto viene superata operando secondo quanto segue: la regola di posizionamento dei bit secondo il metodo noto può essere riscritta in modo differente utilizzando l’identità

k = M * (k div M) k mod M, per cui

j = 2 * [(49*M*(k div M) 49*(k mod M)) mod (Bs/M)] ((k mod M) div (M/2)).

La limitazione di cui sopra è legata alla presenza dei fattori 49 e M nel primo termine dell’espressione di j appena riscritta. Quindi, introducendo due parametri a e β e considerando un’espressione di j modificata del tipo

j = 2 * [(a*(k div M) - p*(k mod M)) mod (Bs/M)] ((k mod M) div (M/2)), l’unico vincolo che permane è che risulti

(a * ni * M) / Bs (£ Z, per ni = 0,1,..., (Bs/M) -1

e quindi venga scelto un valore di a che sia primo con quello di Bs/M.

Quindi, il metodo secondo la presente invenzione consiste nell’interlacciamento di un flusso di bit che viene suddiviso in blocchi di bit, a loro volta suddivisi in modo diagonale in sottoblocchi di bit secondo la formula:

c(n,k) è Γη-mo blocco del flusso di bit, i(Bj) è il B-mo sottoblocco di bit interlacciati, e Bo è il primo sottoblocco che contiene i bit provenienti dal blocco c(0,k), ovvero dal primo blocco del flusso di bit che vengono trasmessi. In questo modo, come illustrato nella figura 1, i Bs bit dei blocchi c(0,k), c(l,k) e c(2,k) in ingresso all’unità che realizza l’interfacciamento vengono distribuiti con una tecnica di alternazione a due fasi. Nella parte alta della figura 1 si vede che nella prima fase i bit di tali blocchi vengono mischiati tra di loro in modo da formare M sottoblocchi di Bs/M bit. Nella seconda fase i bit degli ultimi M/2 sottoblocchi vengono alternati con i bit dei primi M/2 sottoblocchi ottenuti mischiando tra di loro i Bs bit del successivo blocco, e così via. E ovvio che per realizzare correttamente Γ interfacciamento dei bit M deve essere un numero positivo pari e Bs deve essere un numero positivo divisibile per M.

Più in dettaglio, il risultato dell’applicazione di dette formule è una distribuzione dei Bs bit di un generico blocco c(n,k) su M sottoblocchi, in particolare nelle posizioni di indice pari dei primi M/2 sottoblocchi e nelle posizioni di indice dispari degli ultimi M/2 sottoblocchi. I bit appartenenti al successivo blocco c(n+l,k) utilizzano le posizioni di indice pari degli ultimi M/2 sottoblocchi ottenuti dal blocco precedente e quelle di indice dispari dei primi M/2 sottoblocchi ottenuti dal blocco successivo. Con questo accorgimento, ogni sottoblocco all’uscita dell’unità di interlacciamento contiene esattamente Bs/M bit di dati provenienti dal blocco c(n,k) e Bs/M bit provenienti dal blocco successivo c(n+l,k). La dimensione di ciascun sottoblocco i(B j) è pertanto di 2 * Bs/M bit.

Nella parte bassa della figura 1 si vede che nel flusso di bit in uscita dall’unità di interlacciamento i sottoblocchi di dimensione Bs/M ottenuti dai blocchi c(0,k), c(l,k) e c(2,k) vengono alternati in modo diagonale con quelli provenienti dai blocchi successivi, così che bit adiacenti nella sequenza interlacciata di dati in uscita appartengono a blocchi distinti.

Nella presente invenzione il fattore X non è un’espressione del tipo (a * k) con a costante, come nella tecnica nota, bensì è opportunamente un’espressione del tipo:

(a * (k div M) - β * (k mod M)), dove

(a * ni * M) / Bs £ Z, per ni = 0,1,..., (Bs/M) -1.

Con questo accorgimento, la distribuzione dei bit del blocco c(n,k) tra gli M sottoblocchi è determinata come nella tecnica nota dal termine (k mod M), pertanto, nel generico sottoblocco i(B xj), con x = 0, 1,..., M-l, vengono inseriti i bit che nel blocco c(n,k) hanno indici k = x ni * M, con ni = 0, 1,..., Bs/M - 1. Così come accade nella tecnica nota, il risultato del metodo di alternazione è una distribuzione dei Bs bit appartenenti al blocco c(n,k) su M sottoblocchi utilizzando le posizioni di indice pari dei primi M/2 sottoblocchi e le posizioni di indice dispari degli ultimi M/2 sottoblocchi.

Tuttavia, rispetto alla tecnica nota, cambia in modo sostanziale la regola in base alla quale i singoli bit vengono disposti all inte o di ciascun sottoblocco. Infatti, l’introduzione dei parametri a e β permette di controllare in modo indipendente la dipendenza di j dall’espressione (k div M), grazie al parametro a, e dall’espressione (k mod M), grazie al parametro β.

Il parametro a, che ora non ha più necessariamente il valore M tra i suoi fattori, permette di controllare la disposizione dei bit in un generico sottoblocco e quindi, indirettamente, determina il valore della distanza tra questi bit alTintemo del sottoblocco stesso. Inoltre, il valore di a condiziona anche la distanza all’uscita dell’unità di alternazione tra i bit inseriti in sottoblocchi adiacenti.

II parametro β consente invece di ottenere uno scorrimento nell’ inserimento dei bit tra sottoblocchi adiacenti. Come si vedrà più avanti, tale scorrimento, che avviene in modo circolare alTintemo di ogni sottoblocco, può rendersi necessario in alcuni casi per distribuire ulteriormente i bit sulla trama di un sistema di telefonia radiomobile a trasmissione discontinua. Se tale scorrimento non è necessario, è sufficiente porre β = 0.

Facendo ora riferimento anche alle figure 2 e 3, si vede ora come la distanza d(kl,k2) in termini di numero di bit tra i bit che nel generico blocco c(n,k) sono individuati dagli indici kl e k2 viene calcolata sul flusso di dati in uscita dall’unità di interlacciamento.

Se i bit di indice kl e k2, con kl < k2, vengono inseriti nello stesso sottoblocco risulta:

kl mod M = k2 mod M; e

k2 = kl p * M, per p = 1, 2,...,(Bs/M)-l.

Le corrispondenti posizioni all’intemo del sottoblocco i(Bj) sono date dalle seguente formule:

jl = 2 * [(a * (kl div M) - β * (kl mod M)) mod (Bs/M)] ((kl mod M) div (M/3⁄4); e

j2 = 2 * [(a * (kl div M) (a * p) - β * (kl mod M)) mod (Bs/M)] ((kl mod M) div (M/2)).

Da queste ultime due formule è chiaro che il valore di j2 viene ottenuto partendo dalla posizione individuata da j 1 e spostandosi in avanti di (2 * a * p) posti nella direzione degli indici j crescenti, in modo circolare all’intemo del sottoblocco. La distanza d(kl,k2) può assumere dunque, indipendentemente dal valore di β, i seguenti valori:

dl(p) = 2 * [(a * p) mod (Bs/M)], se jl < j2;

d2(p) = 2 * (Bs/M) - 2[(a * p) mod (Bs/M)], se j 1 > j2.

Nelle figure 2 e 3 è rispettivamente illustrato il calcolo della distanza nelle situazioni corrispondenti a queste ultime due formule.

Se i bit di indice kl e k2, con kl < k2, vengono invece inseriti in sottoblocchi adiacenti risulta:

k2 mod M = kl mod M 1; e

k2 = kl (q * M) l, per q = 0,1,..., (Bs/M)- 1.

Supponendo di considerare β = 0, le figure 4 e 5 mettono in evidenza come la distanza d(kl,k2) possa assumere i valori:

d3(q) = 2 * (Bs/M) 2 * [(a * q) mod (Bs/M)], e

d4(q) = 2 * [(a * q) mod (Bs/M)],

in funzione del fatto che il valore di j corrispondente all’indice kl sia minore, come in figura 4, o maggiore, come in figura 5, del valore corrispondente all’indice kl (q * M). Queste ultime due formule valgono per q > 1, mentre per q = 0 la distanza è data solo dalla prima delle due formule. Nel caso particolare in cui i due sottoblocchi in questione siano quelli di indici (M/2) - 1 ed M/2, i valori fomiti da queste ultime due formule vanno incrementati di una unità per la presenza dell’espressione ((k mod M) div (M/2)).

Se il parametro β è diverso da zero, tali distanze devono essere opportunamente corrette e verrà comunque mostrato tra breve come nel caso in cui si debbano controllare anche le distanze tra bit inseriti in sottoblocchi adiacenti, è possibile risolvere il problema tramite l’utilizzo del solo parametro a ponendo semplicemente P = o.

Se i bit di indice kl e k2 vengono inseriti in sottoblocchi non adiacenti, la distanza d(kl,k2) è pari almeno a 2Bs/M e quindi può anche non essere necessario controllarla se si ritiene che il valore di 2Bs/M sia sufficientemente elevato.

Per quanto descritto in precedenza, i sottoblocchi di dimensione Bs/M ottenuti da un blocco c(n,k) vengono alternati in modo diagonale con quelli provenienti dal blocco successivo c(n+l,k) in modo tale che bit adiacenti nella sequenza alternata di dati appartengono a blocchi distinti. In questo caso non risulta quindi necessario controllare la posizione originaria dei bit che risultano adiacenti dal momento che tali bit derivano da due processi di codifica diversi e quindi in ricezione vengono decodificati in due fasi differenti.

Le distanze dl(p), d2,(p), d3(q) e d4(q) espresse nelle formule sopra descritte sono funzioni dei parametri a e β che compaiono nel metodo di alternazione secondo la presente invenzione. La scelta dei parametri a e β deve dunque essere effettuata in modo tale da rendere massime tali distanze in corrispondenza di opportuni valori di p

e q.

Per meglio illustrare l’utilizzo del metodo di alternazione secondo la presente invenzione, conviene distinguere due tipi di sistemi di telefonia radiomobile.

Il primo tipo di sistema è caratterizzato da una suddivisione dell’asse dei tempi in intervalli temporali noti con il termine di slot. Ogni utente del sistema utilizza per la trasmissione della propria informazione un ben determinato intervallo temporale che si ripete ciclicamente sull’asse dei tempi in un determinato periodo denominato trama. Rientrano in questa casistica i sistemi in cui si utilizzano tecniche di accesso di tipo TDMA, tra i quali lo stesso sistema GSM e quelli che utilizzano tecniche di tipo TD-CDMA quali ad esempio il sistema TDD-UTRA.

Il secondo tipo comprende invece i sistemi di telefonia radiomobile caratterizzati da una trasmissione di tipo continuo sull’asse dei tempi, come ad esempio il sistema FDD-UTRA.

Facendo riferimento alla figura 6, si vede che, in un sistema del primo tipo, i sottoblocchi i(B+xj), con x = 0, 1,..., M-l, ottenuti mediante il metodo di alternazione secondo la presente invenzione vengono inseriti in un determinato intervallo temporale TS all’interno di trame consecutive F(w), F(w+1) e F(w+2). Pertanto, le posizioni occupate da questi sottoblocchi sull’asse dei tempi sono sufficientemente distanti tra loro, dato che la loro distanza è pari al tempo di trama, e nella scelta dei parametri che caratterizzano l’interlacciamento ci si può limitare a considerare le distanze tra bit che vengono inseriti nello stesso sottoblocco. Quindi, il valore del parametro β può essere posto a zero ed il valore da attribuire al parametro p nelle formule relative alle distanze dl(p) e d2(p) è il risultato di una scelta di compromesso. Se si vuole controllare, e quindi massimizzare, la distanza all’intemo di un generico sottoblocco tra bit che nel blocco di partenza c(n,k) distano al massimo di (P * M) posizioni, occorre considerare tali formule in corrispondenza dei valori p = 1, 2,..., P e valutare il valore aopt di a che, pur rispettando la condizione

(a * ni * M) / Bs ø Z, perni = 0,1,..., (Bs/M) -1, permette di massimizzare la seguente funzione:

Dmin(a) = rnin{dl(l),d2(l),...dl(P),d2(P)}.

In questo caso, nel flusso di dati in uscita dall’unità di interlacciamento si avrà una distanza pari ad almeno Dmjn(aoPt) posizioni tra tutti quei bit che nel generico blocco c(n,k) hanno una distanza inferiore o uguale a ((P 1) * M - 1) posizioni.

Ovviamente, il valore minimo di distanza Dmjn(aopi) che si riesce a garantire diminuisce all’aumentare del numero di bit dei quali si vuole controllare la distanza stessa, cioè all’aumentare di P, dal momento che il numero delle funzioni da considerare nella formula di Dmin(ot) è sempre più elevato.

Ad esempio, la figura 7 riporta gli andamenti della funzione Dmjn(a) per il valore Bs = 608, M=8 e due differenti valori di P, ovvero P = 4 (linea continua) e P = 7 (linea tratteggiata). Da questa figura emerge che il massimo della funzione Dmin si raggiunge rispettivamente per a = 15 ed a = 9. Dato che questi valori risultano primi con Bs/M = 76, e quindi rispettano la condizione (a * ni * M) / Bs g Z, per ni = 0, 1,..., (Bs/M) - 1, essi rappresentano anche i corrispondenti valori di 0Copt. La distanza minima garantita Dmin(aopt) risulta pari a 30 per P = 4 e scende a 18 per P = 7. Poiché i bit dei quali viene controllata la posizione hanno una distanza nel blocco c(n,k) che è inferiore o uguale a ((P 1) * M - 1), ovvero rispettivamente inferiore o uguale a 39 e 63, i bit che sul flusso di bit alternati occupano posizioni adiacenti di indice pari o dispari hanno una distanza nel blocco originario che è pari ad almeno 40 e 64.

Pertanto, in corrispondenza di affievolimenti di breve durata del segnale trasmesso potrebbe essere preferibile una scelta del tipo P = 7 dal momento che bit adiacenti di indice pari o dispari nel flusso di bit alternati risultano maggiormente distanti nel blocco c(n,k). D’altra parte, la scelta P = 4 garantisce una maggiore distanza sul flusso trasmesso tra i bit dei quali si controlla la posizione e quindi potrebbe rivelarsi migliore in presenza di affievolimenti del segnale di durata maggiore. Il valore di P da considerare è dunque frutto di una scelta di compromesso tra il valore della distanza minima che si intende garantire ed il numero di bit di cui si intende controllare la posizione. Questo compromesso dipende anche dalle caratteristiche del codice a correzione d’errore utilizzato.

In alcuni casi può inoltre accadere che sulla trama vi siano alcune posizioni privilegiate rispetto ad altre. Questo tipo di situazione si presenta ad esempio quando il formato di una porzione del flusso di bit prevede la presenza di una sequenza di bit nota a priori utilizzata per la stima del canale, come ad esempio il cosiddetto midambolo presente nella trama dei sistemi GSM e TDD-UTRA. In un canale di propagazione tempo-variante come quello radiomobile, i bit situati in prossimità di tale campo sono caratterizzati da un valore di rischio di errore inferiore rispetto a quelli che ne sono distanti, poiché traggono beneficio da una migliore stima del canale. In questo caso, se si ponesse semplicemente β = 0, i bit situati in posizioni ravvicinate nel generico blocco c(n,k) verrebbero a trovarsi, a causa dello stesso valore dell’indice j, nelle stesse posizioni all’interno degli M sottoblocchi ottenuti da tale blocco e quindi nella stessa posizione relativa rispetto alla sequenza utilizzata per la stima di canale. Perciò, con β - 0, si avrebbero alcuni gruppi di bit, adiacenti nel blocco c(n,k), caratterizzati da condizioni migliori ed altri gruppi di bit, sempre adiacenti nel blocco c(n,k), caratterizzati da condizioni peggiori. L’utilizzo del parametro β permette di superare questo problema realizzando uno scorrimento di un numero di posizioni pari a 2 * β nell’inserimento dei bit tra sottoblocchi adiacenti. Lo scorrimento dei bit già disposti all’intemo di ciascun sottoblocco in base al valore del parametro a va effettuato in modo circolare all’interno dello stesso sottoblocco, per cui si comprende come l’utilizzo di un valore β = (Bs / M) / (M-l) permette di distribuire nel modo migliore i bit all’ interno della trama.

Facendo riferimento alla figura 8, si vede che nel secondo tipo di sistema, quando si è in presenza di una trasmissione di tipo continuo, occorre controllare, oltre alle distanze dl(p) e d2(p) tra bit inseriti nello stesso sottoblocco, anche le distanze d3(q) e d4(q) esistenti tra i bit inseriti in sottoblocchi adiacenti, dal momento che questi ultimi si vengono a trovare in posizioni consecutive sulla trama. Se si desidera controllare la distanza esistente all’uscita dell’unità di alternazione tra bit che all’ingresso di essa hanno una distanza inferiore a L * M, la funzione da considerare nella determinazione del valore di OoPi è:

Dmin(a) = min { {dl(p)}p-i,2,...p,{d2(p)}p=1,2,...p,{d3(q)}q=o,1,...Q , {d4(q) }„ΜΙ.Ι ....Q} , dove i valori di P e Q vanno scelti nel seguente modo:

P = Q = L - 1.

Anche in questo caso è possibile ottenere il controllo delle distanze tra i vari bit con l’utilizzo del solo parametro a e quindi ponendo β = 0. Una volta scelta, in base a considerazioni sul ritardo massimo ammissibile, la dimensione Bs del blocco c(n,k) su cui operare, ed una volta determinato il numero M di sottoblocchi da utilizzare, ovvero la profondità dell’interlacciamento, deve essere scelto aH’intemo del generico blocco c(n,k) in ingresso all’unità di interlacciamento il numero di bit consecutivi, e quindi il valore di L, dei quali si vuole controllare e massimizzare la distanza nel flusso di bit interlacciati.

Dato che in quest’ultima formula per il calcolo di Dmin(a) si considera un numero maggiore di funzioni di distanza rispetto alla formula precedente per il calcolo di Dmin(a), il valore garantito di distanza minima Dmin(aopt) risulterà inferiore.

La figura 9 riporta gli andamenti della funzione Dmjn(a) per Bs = 608, M = 8, P = Q = 3, da cui risulta che il valore ottimo di a è pari a 17 ed il corrispondente valore della distanza minima vale 3. Infatti, sebbene per a = 19 ed a = 18 il valore di Dmin sia maggiore, tali valori non possono essere accettati in quanto violano la formula (a * ni * M) / Bs ø Z, per ni = 0, 1,..., (Bs/M) - 1, non risultando primi con Bs/M = 76.

E’ infine ovvio che nell’unità ricevente del sistema di telefonia radiomobile comprendente il metodo secondo la presente invenzione viene ricostruito il flusso di bit originale eseguendo in maniera inversa le fasi operative sopra descritte.

Eventuali varianti e/o aggiunte possono essere apportate dagli esperti del ramo alla forma realizzativa qui descritta ed illustrata restando nell’ambito deH’invenzione stessa.

Claims

RIVENDICAZIONI 1. Metodo per interlacciare un flusso di bit in un sistema di telefonia radiomobile, detto flusso essendo suddiviso in blocchi di bit, a loro volta suddivisi in modo diagonale in sottoblocchi di bit secondo la formula: i(Bj) = c(n,k), in cui k = 0,1,...,Bs -1; n = 0,1,...,N,N+1,...; B = B0 + (M/2) * n (k mod M); j = 2 * (X mod (Bs/M)) ((k mod M) div M/2); c(n,k) è Γη-mo blocco del flusso di bit, i(B J) è il B-mo sottoblocco di bit alternati, B0 è il primo sottoblocco che contiene i bit provenienti dal primo blocco di tale flusso di bit, M è un numero positivo pari e Bs è un numero positivo divisibile per M; la distanza tra i bit airintemo di un sottoblocco è controllata attraverso la variazione di un primo parametro a, lo scorrimento nell’inserimento dei bit tra sottoblocchi adiacenti è controllato attraverso un secondo parametro β, e X è un’espressione che correla detti parametri a e β tramite la formula: X = (a * (k div M) - β * (k mod M)), in cui (a * ni * M) /Bs e Z, per ni = 0,1,..., (Bs/M) -1.
2. Metodo secondo la rivendicazione precedente, caratterizzato dal fatto che tale parametro a è uguale ad un valore <Xopl che rende massimo il risultato della funzione: Dmin(a) = min{dl(l),d2(l),...dl(P),d2(P)}, in cui d(kl,k2) è la distanza in termini di numero di bit calcolata sul flusso interlacciato tra due bit che in un blocco c(n,k) sono individuati dagli indici kl e k2, con kl < k2; j 1 e j2 sono le posizioni di questi due bit all’interno di un sottoblocco i(B j); p è un parametro di valore compreso tra 1 ed un valore massimo P scelto in funzione del numero di bit, pari a ((P 1) * M - 1), situati in posizioni contigue nel flusso di bit di partenza dei quali si vuole controllare e massimizzare la distanza nel flusso di bit interlacciato. dl(p) = 2 * [(a * p) mod (Bs/M)], se j 1 < j2; e d2(p) = 2 * (Bs/M) - 2[(a * p) mod (Bs/M)], se j 1 > j2.
3. Metodo secondo la rivendicazione 1, caratterizzato dal fatto che tale parametro a è uguale ad un valore aopt che rende massimo il risultato della funzione: Dmin(ct) = min {{dl(p)}p=ii2,...p,{d2(p)}p=ii2,...p,{d3(q)}q=oiii...Q ,{d4(q)}q=0ii,...Q}, in cui d(kl,k2) è la distanza in termini di numero di bit calcolata sul flusso interlacciato tra due bit che in un blocco c(n,k) sono individuati dagli indici kl e k2, con kl < k2; jl e j2 sono le posizioni di questi due bit all’interno di due sottoblocchi adiacenti i(Bj) e i(B+l j); p è un parametro di valore compreso tra 1 ed un valore massimo P scelto in funzione del numero di bit, pari a ((P 1) * M - 1), situati in posizioni contigue nel flusso di bit di partenza dei quali si vuole controllare e massimizzare la distanza nel flusso di bit interlacciato. q è un parametro di valore compreso tra 0 ed un valore massimo Q=P; dl(p) = 2 * [(a * p) mod (Bs/M)], se j 1 < j2; d3(q) = 2 * (Bs/M) 2 * [(a * q) mod (Bs/M)], se j(kl) < j(kl q * M); e d4(q) = 2 * [(a * q) mod (Bs/M)] se j(kl) > j(kl q * M).
4. Metodo secondo una delle rivendicazioni precedenti, caratterizzato dal fatto che P = o.
5. Metodo secondo una delle rivendicazioni da 1 a 3, caratterizzato dal fatto che β ≤ (Bs / M) / (M-l).