KR20130001494A - 폴라 코드 시퀀스를 이용한 디코딩 방법 - Google Patents
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Abstract
디코딩 방법이 제공된다. 본 디코딩 방법에 따르면, 특정 블럭 길이의 폴라 코드 시퀀스를 리커시브(recursive) 공식을 산출하고, 리커시브 공식을 이용하여 블럭 길이 1의 LR(Likelihood Ratio)를 산출하며, LR을 이용하여 입력신호를 디코딩할 수 있게 되어, 높은 퍼포먼스를 가진 디코딩 방법을 제공할 수 있게 된다.
Description
본 발명은 디코딩 방법에 관한 것으로, 더욱 상세하게는, 폴라 코드 시퀀스를 이용하여 입력 신호를 디코딩하기 위한 디코딩 방법에 관한 것이다.
몇몇의 유사 채널이 특정 엘리건트 연결(elegant connection) 상태에서 충분한 밀도로 결합되어 있는 경우, 이와 같은 채널 편파 현상은 일반적으로 발생하는 현상이다. 채널 편파의 조사는 흥미있는 이론적 문제일 뿐만 아니라, 신호 시퀀스 변환, 데이터 처리, 신호 처리 및 코드 코딩 이론에서 많은 실제 응용분야도 존재한다. 이에 따라, 높은 퍼포먼스를 가진 디코딩 방법을 제공하기 위한 방안의 모색이 요청된다.
본 발명은 상기와 같은 문제점을 해결하기 위하여 안출된 것으로서, 본 발명의 목적은, 특정 블럭 길이의 폴라 코드 시퀀스를 리커시브(recursive) 공식을 산출하고, 리커시브 공식을 이용하여 블럭 길이 1의 LR(Likelihood Ratio)를 산출하며, LR을 이용하여 입력신호를 디코딩하는 디코딩 방법을 제공함에 있다.
상기 목적을 달성하기 위한 본 발명의 일 실시예에 따른, 폴라 코드 시퀀스를 이용한 디코딩 방법은, 상기 특정 블럭 길이의 폴라 코드 시퀀스를 리커시브(recursive) 공식을 산출하는 단계; 상기 리커시브 공식을 이용하여 블럭 길이 1의 LR(Likelihood Ratio)를 산출하는 단계; 및 상기 LR을 이용하여 입력신호를 디코딩하는 단계;를 포함한다.
그리고, 상기 디코딩 단계는, 랜덤 파트 와 프로즌 파트 로 구성되며 를 만족하는 소스 벡터 를 재호출하는 단계; 를 WN을 통해 전송하는 단계; 채널 출력 을 확률 을 이용하여 산출하는 단계; 및 를 관측하며, 의 추정값 를 생성하는 단계;를 포함할 수도 있다.
또한, 상기 LR은 다음과 같은 식에 의해 산출될 수도 있다.
그리고, 상기 생성단계는, 다음의 공식을 이용하여 결정(decision)을 생성할 수도 있다.
또한, 상기 리커시브 공식 산출단계는, 블럭 길이 2n의 폴라-코드 시퀀스의 경우, 다음과 같은 리커시브 공식을 산출할 수도 있다.
그리고, 상기 리커시브 공식 산출단계는, 블럭 길이 3n의 폴라-코드 시퀀스의 경우, 다음과 같은 리커시브 공식을 산출할 수도 있다.
그리고, 상기 리커시브 공식 산출단계는, 블럭 길이 4n의 폴라-코드 시퀀스의 경우, 다음과 같은 리커시브 공식을 산출할 수도 있다.
또한, 상기 폴라 코드 시퀀스는, B-DMC(Binary Discrete Memoryless Channel) 상에서 BP(belief propagation) 디코더를 이용한 폴라 코드 시퀀스일 수도 있다.
본 발명의 다양한 실시예에 따르면, 특정 블럭 길이의 폴라 코드 시퀀스를 리커시브(recursive) 공식을 산출하고, 리커시브 공식을 이용하여 블럭 길이 1의 LR(Likelihood Ratio)를 산출하며, LR을 이용하여 입력신호를 디코딩하는 디코딩 방법을 제공할 수 있게 되어, 높은 퍼포먼스를 가진 디코딩 방법을 제공할 수 있게 된다.
도 1은 본 발명의 일 실시예에 따른, 에 기초한 의 두개의 독립 카피로부터 W2를 결합한 채널의 첫번째 레벨을 도시한 도면,
도 2는 본 발명의 일 실시예에 따른, W2의 두개의 독립 카피로부터 W4 결합 채널의 두번째 레벨을 도시한 도면,
도 3은 본 발명의 일 실시예에 따른, W4의 두개의 독립 카피로부터 W8 결합 채널의 두번째 레벨을 도시한 도면,
도 4는 본 발명의 일 실시예에 따른, 의 두개의 카피로부터 일반화된 채널 의 리커시브 구조를 도시한 도면,
도 5는 본 발명의 일 실시예에 따른, 의 패스트 변환을 도시한 도면,
도 6은 본 발명의 일 실시예에 따른, 에 기초하여 W1의 4개의 독립 카피로부터 결합채널 W4의 첫번째 레벨을 도시한 도면,
도 7은 본 발명의 일 실시예에 따른, 두번째 레벨 채널 결합의 패스트 변환을 도시한 도면,
도 8은 본 발명의 일 실시예에 따른, 의 4개의 카피로부터 일반화된 채널 의 리커시브 구성을 도시한 도면,
도 9는 본 발명의 일 실시예에 따른, 코어 행렬 에 기초한 W의 세개의 카피에 기초한 결합 채널 W3 및 이의 등가 채널을 도시한 도면,
도 10은 본 발명의 일 실시예에 따른, 의 변환을 도시한 도면,
도 11은 본 발명의 일 실시예에 따른, 코어 행렬 에 기초하여 의 4개의 카피로부터 일반화된 채널 의 리커시브 구성을 도시한 도면,
도 12는 본 발명의 일 실시예에 따른, 코어 행렬 에 기초한 W의 세개의 카피에 기초한 결합 채널 W3 및 이의 등가 채널을 도시한 도면,
도 13은 본 발명의 일 실시예에 따른, 의 변환을 도시한 도면,
도 14는 본 발명의 일 실시예에 따른, 코어 행렬 에 기초한 의 네개의 카피로부터 일반화된 채널 의 리커시브 구조를 도시한 도면,
도 15는 본 발명의 일 실시예에 따른, 폴라 코드 시퀀스를 이용한 디코딩 방법을 설명하기 위해 제공되는 흐름도이다.
도 2는 본 발명의 일 실시예에 따른, W2의 두개의 독립 카피로부터 W4 결합 채널의 두번째 레벨을 도시한 도면,
도 3은 본 발명의 일 실시예에 따른, W4의 두개의 독립 카피로부터 W8 결합 채널의 두번째 레벨을 도시한 도면,
도 4는 본 발명의 일 실시예에 따른, 의 두개의 카피로부터 일반화된 채널 의 리커시브 구조를 도시한 도면,
도 5는 본 발명의 일 실시예에 따른, 의 패스트 변환을 도시한 도면,
도 6은 본 발명의 일 실시예에 따른, 에 기초하여 W1의 4개의 독립 카피로부터 결합채널 W4의 첫번째 레벨을 도시한 도면,
도 7은 본 발명의 일 실시예에 따른, 두번째 레벨 채널 결합의 패스트 변환을 도시한 도면,
도 8은 본 발명의 일 실시예에 따른, 의 4개의 카피로부터 일반화된 채널 의 리커시브 구성을 도시한 도면,
도 9는 본 발명의 일 실시예에 따른, 코어 행렬 에 기초한 W의 세개의 카피에 기초한 결합 채널 W3 및 이의 등가 채널을 도시한 도면,
도 10은 본 발명의 일 실시예에 따른, 의 변환을 도시한 도면,
도 11은 본 발명의 일 실시예에 따른, 코어 행렬 에 기초하여 의 4개의 카피로부터 일반화된 채널 의 리커시브 구성을 도시한 도면,
도 12는 본 발명의 일 실시예에 따른, 코어 행렬 에 기초한 W의 세개의 카피에 기초한 결합 채널 W3 및 이의 등가 채널을 도시한 도면,
도 13은 본 발명의 일 실시예에 따른, 의 변환을 도시한 도면,
도 14는 본 발명의 일 실시예에 따른, 코어 행렬 에 기초한 의 네개의 카피로부터 일반화된 채널 의 리커시브 구조를 도시한 도면,
도 15는 본 발명의 일 실시예에 따른, 폴라 코드 시퀀스를 이용한 디코딩 방법을 설명하기 위해 제공되는 흐름도이다.
이하에서는 도면을 참조하여 본 발명을 보다 상세하게 설명한다.
본 실시예는 이진 이산 무기억 채널(binary discrete memoryless channel)의 패스트 채널 편파(fast channel polarization)에 기초한 폴라 코드(polar code)의 체계적 구성(systematic construction) 방법에 대해, 컷오프 비율(cutoff rate)을 증가시키는 입력채널 스플리팅(splitting)으로 코드 시퀀스(code sequence)를 구성하는 아이디어로 접근하여 설명한다. 행렬 에 기초한 Reed-Muller(RM) 코드의 리커시브 구조(recursive construction)과 관련된, 제안된 시퀀스(sequence)는 코어 행렬(core matrix) (p=2,3,4...)에 대한 낮은 복잡도 연속 상쇄 디코딩 기법(low complexity successive cancellation decoding strategy) 하의 임의의 이진-입력(binary-input) 이산 무기억 채널의 대칭 캐패시티(symmetric capacity)를 얻을 수 있게 된다. 원칙적으로, 패스트 컨스트럭션(fast construction) 알고리즘을 이용한 더 큰 행렬 는 소수(prime number) p,q와 음이 아닌 수 n,m에 대한 낮은 계산 복잡도를 가진 폴라 코드 시퀀스(polar code sequence)를 패스트 컨스트럭트(fast construct)할 수 있게 된다. 이에 따라, 본 실시예에서는 이진 이산 무기억 채널(B-DMC : Binary Discrete Memoryless Channel) 상의 코어 행렬 을 이용함으로써 폴라 코드 시퀀스의 패스트 컨스트럭션을 분석하도록 한다. B-DMC는 특정 패스트 컴바이닝(fast combining) 및 스플리팅 오퍼레이션(splitting operation) 하의 비율(rate) 및 신뢰도(reliability)에 관련하여 편파화하는 경향이 있다. 이와 같은 시퀀스에 기초하여, 주어진 정방행렬(square matrix) 의 지수(exponent)를 특정지을 수 있고, 얻을 수 있는 지수의 경계(bound)를 유도할 수 있게 된다. 또한, 중요한 특징이 올 리커시브니스(all recursiveness)이고 BP(belief propagation) 디코더에 의해 디코딩될 수 있으며 분석적으로 다루기 쉽고 강력한 낮은 복잡도 코딩 알고리즘을 제공하는 몇가지 편파화 스킴(polarization scheme)을 찾을 수 있게 된다.
I. Introduction
채널 편파(channel polarization)은 B-DMC(Binary Discrete Memoryless Channel) 상에서 대칭 고비율 캐패시티(symmetric high rate capacity)를 가진 BP(belief propagation) 디코더를 이용한 코드 시퀀스(code sequence)로 구성된다. 몇몇의 유사 채널이 특정 엘리건트 연결(elegant connection) 상태에서 충분한 밀도로 결합되어 있는 경우, 이와 같은 채널 편파 현상은 일반적으로 발생하는 현상이다. 채널 편파의 조사는 흥미있는 이론적 문제일 뿐만 아니라, 신호 시퀀스 변환, 데이터 처리, 신호 처리 및 코드 코딩 이론에서 많은 실제 응용분야도 존재한다.
용량 달성 코드 시퀀스(capacity-achieving code sequence)의 존재를 보여주는 Shannon의 채널 코딩 이론에서 기초하여, BP 디코더를 이용하는 낮은 코등 복잡도를 가지는 용량 달성 시퀀스(capacity-achieving sequence)의 새로운 구조를 보이고자 한다. 본 실시예에서는 이와 같이 B-DMC에 대해 달성하기 어려운 목적을 충족 시키고자 한다. 이는 합 컷오프 비율(sum cutoff rate)을 증가시키기 위한 채널 결합(combining) 및 분할(splitting) 작업의 확장에 해당된다. 최근 조사에 따르면, 합 컷오프 비율은 폴라-코드 구조(polar-code construction)의 서로 다른 형태로 생성된다. 그러나, 이와 같은 향상의 극한에 도달하게 하기 위해 제안되는 리커시브 방법(recursive method)는 거의 없다. 현재 연구 과정에 따르면, 폴라-코드 시퀀스는 Reed-Muller 코드와 대부분 동일하다. 사실, 폴라 코딩의 두가지 필수적인 특징인 리커시브 코드 구조 및 연속 상쇄 디코딩(successive cancellation decoding)은 코딩 이론에 소개되고 있다. 폴라-코드 시퀀스가 Plotkin의 구조로부터 기원된 생성 행렬(generator matrix) 에 관하여 멀티레벨을 형성한다는 점과 관련이 있다. 따라서, 폴라 코딩은 Reed-Muller 코딩과 매우 유사하며, 두가지 코딩 구조가 레이트 일 코드(rate one code)에 대한 생성 행렬로 시작하고, 초기 생성 행렬의 열을 삭제(expurgating)함으로써 더 낮은 레이트 코드의 생성 행렬을 얻기 때문에 Reed-Muller 코드의 일반화와 관련이 있게 된다. 반면, 본 실시예에 따르면, Reed-Muller 코드로써 동일한 구조를 가지는 폴라-코드 시퀀스는 희소 인자 그래프 표현(sparse factor graph representation)을 가지고, BP 디코더로 높은 퍼포먼스를 가진 패스트 디코딩이 가능하게 된다.
Reed-Muller 코딩의 일반화(generalization)으로써 고려되는 폴라 코딩은 특정 대칭을 가지는 용량-달성 코드(capacity-achieving code)를 구성하기 위해 채용된 접근 방식이기 때문에, 대칭 용량(symmetric capacity) 및 Bhattacharyya 파라미터에 관련된 BP 디코더 하의 몇가지 폴라-코드 시퀀스의 퍼포먼스의 이점을 보여주도록 한다. 대칭 용량은 같은 확률의 B-DMC의 입력 알파벳(input alphabet)을 이용하는 조건하에 가장 높은 레이트를 달성할 수 있다. 폴라 코드는 낮은 코딩 복잡도를 가진 첫번째 입증 가능한 용량 달성 코드(first provably capacity achieving code)이다.
폴라 코드 시퀀스의 구조에 따라, 입력 알파벳 , 출력 알파벳 , 및 에 대한 트랜지션(transition) 확률 W(y|x)을 가지는 로 표시되는 일반적인 B-DMC를 고려한다. 두개의 채널 파라미터를 다음과 같이 고려한다.
먼저 대칭 용량(symmetric capacity)는 다음과 같다.
그리고, Bhattacharyya 파라미터는 다음과 같다.
두개의 파라미터는 B-DMC의 레이트(rate)와 신뢰도(reliablity)를 측정하는데 매우 유용하다. Shannon 용량인 I(W)는 동일한 주파수를 가진 입력들을 이용하여 신뢰있는 통신을 할 수 있는 최대 레이트 값이다. Z(W)는 ML(macimum-likelihood) 결정 에러의 확률에 대한 상한 경계값에 해당된다.
본 실시예에서, 노테이션(notation) 는 열 벡터 를 나타낸다. 이와 같이 주어진 에 대해, 는 서브벡터 를 나타낸다. 또한, 는 서브벡터 를 나타낸다. 그리고, 는 홀수 인덱스를 가진 서브 벡터 를 나타내고, 는 짝수 인덱스를 가진 서브벡터 를 나타낸다. 마찬가지로, 는 서브 벡터 를 나타낸다. WN은 B-DMC W를 이용한 N개의 채널을 나타내며, 따라서, 를 만족하는 로 표현할 수 있다.
이하에서는 다음과 같은 내용을 설명한다. 섹션 II는 채널 분할 오퍼레이션의 리커시브 성질에 대해 설명한다. 여기에서는 채널 결합 및 분할의 한 스텝을 통한 변환에 대해 설명한다. 또한, 이와 같은 변환을 코어 행렬 및 에 대한 채널 결합 및 분할로 확장한다. 이를 통해, 폴라 코딩을 주로 하는 채널 편파 부분에 대한 내용을 설명한다. 또한, 낮은 복잡도를 가진 효과적 코더 수행을 구현할 수 있는 연속 상쇄(SC : successive cancellation) 코딩의 블럭 에러 확률의 상한을 구한다. 섹션 III는 강력한 낮은 복잡도 코딩 알고리즘을 가지게 되는, BP 디코더를 이용한 컴퓨터를 이용한 복잡도에 대해 고려한다. 또한, 근사적인 디코딩에 대한 통계적 알고리즘을 제안한다. 마지막으로, 섹션 XI에서는 이와 같은 과정의 일반화에 대해 지적하고, 상호 보완적인 점을 도출하여 최종 결론을 설명한다.
II. 편파 구조(Polarization Construction)
본 섹션에서는 Arikan의 구조에 기초하여 폴라 코드의 패스트 구조(fast construction)를 도출한다. 먼저, 도식적인 형태로 정의된 폴라 코드의 생성 행렬 GN의 명확한 대수적 표현을 주어줌으로써 시작한다. 생성 행렬 GN의 대수적 형태는 코딩 연산자 의 효과적 수행에 포인트가 있다. 코딩 연산자의 분석에서, 신호 처리 내의 패스트 변환(fast transform)과 관계 있음을 알 수 있다.
폴라 코드를 특수화(specializing) 하기 전에 GN-코셋(coset) 코드의 구조를 도출한다. 파라미터 벡터 에 의해 확인된 개별 GN-코셋 코드들을 재호출한다. 이와 같은 분석에서, 가 프로즌 비트(frozen bit)가 되도록하는 상에서 어떤 특정값을 선택하는 과정에서, 축소된 파라미터 벡터 를 고정한다. 즉, 폴라 코드 시퀀스의 분석은 생성 행렬 의 몇몇 패밀리에 기초하여, 고정된 파라미터 벡터 를 가진 GN-코셋 코드의 앙상블(ensemble)이 된다. 여기에서, 는 크로네커 곱셈(keronecker product)를 나타내고, n은 양의 정수, p = 2,3,4를 나타낸다.
생성 행렬 에 기초한 폴라 코드 시퀀스의 구조는 기수(radix) 인 채널 편파로부터 유도된다. 이는 주어진 B-DMC W의 N개의 독립된 카피의 한 출력이 N개의 채널의 두번째 세트 를 산출하는 연산에 해당된다. 이는 N이 커지면 대칭 용량 텀인 가 0 또는 1을 향하고 인덱스 i의 분수 부분이 사라지는 경향이 발생함으로써 편파화 효과를 보여주게 된다. 이와 같은 연사은 채널 결합 페이즈와 채널 분할 페이즈로 구성된다.
채널 결합 : 이 페이즈에서, N=2n에 대한 결합된 채널 WN을 제공하기 위한 리커시브 매너의 주어진 B-DMC W의 몇몇의 카피들을 결합한다. 리커션(recursion)은 W의 하나의 카피만으로 시작하며, 이를 채널 결합의 초기 단계로써 로 세팅한다. 리커션(recursion)의 첫번째 레벨은 도 1에 도시된 바와 같이, W1의 두개의 독립 카피를 결합하고, 다음과 같은 트랜지션 확률(transition probability)를 가진 결합된 채널 W2를 얻는다.
여기에서, 다음과 같은 성질을 쉽게 확인할 수 있다.
마찬가지 방법으로, 두번째 레벨 채널을 결합하여 다음과 같이 W4의 입력으로부터 W4의 출력으로의 맵핑을 정의할 수 있다.
여기에서,
R4는 다음과 같은 퍼뮤태이션(permutation) 행렬이다.
또한, 다음과 같이 W8의 입력으로부터 W8의 출력으로의 맵핑을 정의할 수 있다.
이는 도 3에 도시된 바와 같은 리커션의 세번째 레벨로 얻을 수 있으며, 이는 채널 을 생성하기 위해 W4의 두개의 독립 카피를 결합하여 얻어진다. 리커션의 일반적인 형태는 도 4에 도시된 바와 같으며, 이는 에 대한 결합된 채널 WN을 얻기 위해 WN/2의 두개의 독립 카피를 결합함으로써 얻어진다. 합성된 채널의 입력으로부터 로 채널(raw channel)의 입력으로 맵핑 는 GF(2)에 대해 선형임이 명백하다. 따라서, 레이터 1의 생성 매트릭스 GN에 의해 다음과 같이 표현할 수 있다.
채널 분할 : 두번째 페이즈, 즉, 채널 분할에 대해, 결합된 채널 WN은 에 대한 이진 입력 코디네이트 채널(binary input coordinate channel)의 세트 내에서 분할된다. 이는 다음과 같은 트랜지션 확률을 가지는 맵핑 에 의해 정의된다.
채널 분할의 퍼포먼스를 분석하기 위해, 다음과 같은 편파의 레이트(rate)를 계산한다.
분할 채널들과 결합 채널들의 트랜지션 확률의 관계를 유도하기 위해, 에서 로의 블럭-와이즈 채널 변환(block-wise channel transformation)을 먼저 고려한다. 예를 들어 B-DMC W에 대해 다음과 같은 맵핑을 고려한다.
여기에서,
여기에서,
상술한 바와 같이, 로부터 로의 일반화된 블럭-와이즈 채널 변환은 싱글-스텝 채널 변환(single-step channel transformation) 내에서 로컬 레벨(local level)에서 갈라진다. 그같은 변환의 풀 세트(full set)는 N=4인 도 2에 도시된 예에서의 패브릭(fabric)을 형성한다. 오른쪽에서 왼쪽으로 독출하면, 도 2는 다음과 같은 변환의 2개 카피에서 시작된다.
그리고, 버터플라이 패턴(butterfly pattern) 내에서 다음과 같은 일반적인 형태의 채널 변환을 각각 계속하게 된다.
이를 위해, 버터 플라이의 오른쪽 끝 포인트에서 두 채널은 항상 아이덴티컬(identical)하고 독립적이다. 최우측(rightmost) 레벨에는, 의 두 독립적인 카피가 항상 존재한다. 그리고, 왼쪽 방향의 다음 레벨에는, 및 각각의 4개의 독립된 카피가 존재하며, 이후에 대해서도 유사하다. 그리고, 왼쪽의 마지막 레벨에서는, 및 각각의 두개의 독립된 카피가 존재한다. 왼쪽의 각 스텝은 채널 타입 수의 두배가 되지만, 독립된 카피의 수의 절반이 되기도 한다.
명제 2 : 어떤 DB-DMC W 및 N=2n에 대해, 아래의 변환
은 다음의 식에 있어, 레이트가 보존되고(rate-preserving) 신뢰도가 향상된다(reliablity-improving).
채널 분할은 다음의 식과 같이 중앙으로부터 멀어지도록 레이트 및 신뢰도를 이동시킨다.
여기에서, 동등성(equality)은 I(W)=0 또는 I(W)=1과 같다. 신뢰도 텀은 다음과 같은 식을 만족한다.
W가 소실 확률(erasure probability) 를 가진 BEC(Binary Erasure Channel)인 특별한 케이스에 대해, 채널의 소실 확률은 다음과 같은 리커션(recursion)을 통해 산출된다.
그리고, BN은 다음과 같은 퍼뮤테이션 행렬이다.
여기에서, R2=I2이다.
여기에서, 연산자 RN은 다음과 같이 정의되는 퍼뮤테이션 연산자이다.
실제로 다음과 같은 성질의 증명은 쉽게 할 수 있다.
따라서, GN은 다음과 같이 표현할 수 있게 된다.
그리고, 이는 다음과 같이 다시 표현할 수 있다.
마찬가지로, 다음을 얻을 수 있다.
식 (18)과 (19)를 결합하면, 다음과 같은 리커시브 관계를 얻을 수 있게 된다.
따라서, 다음과 같은 식을 얻을 수 있다.
이와 같은 식은 팩토라이제이션(factorization)은 스테이지들 사이에 동일한 팩터와 규칙적인 인터커넥션 패턴(interconnection pattern)을 가진다는 것을 보여준다.
예제 1 : N=4인 경우, 다음과 같은 계산을 할 수 있다.
식 (21)에 따르면, 다음과 같이 분해할 수도 있다.
제안된 분해는 도 5에서 확인할 수 있듯이, 계산을 위해 12번의 부가가 필요하다. 제안된 알고리즘은 직접 계산을 위해 n2n이 필요했던 기존의 스킴에 비해 빠른 것은 분명하다.
여기에서, 는 내의 인덱스들을 가진 열들에 의해 형성된 GN의 서브 행렬을 나타낸다. GN은 에서 행 퍼뮤테이션 연산자 을 이용하여 얻을 수 있다. 따라서, 행렬 은 폴라 코딩 처리의 단순화를 위한 폴라-코드 시퀀스르 ㄹ생성하기 위해 사용된다.
만약, 코드워드 블럭 가 되기 위해 와 가 고정되어 있고 는 자유롭게 변한다면, 이는 일정한 벡터 에 의해 정의되는 코셋(coset)을 가지고 생성 행렬 를 가진 선형 블럭 코드의 코셋(coset)이 된다. 유도된 GN-코셋 코드는 파라미터 벡터 를 이용함으로써 확인된다. 여기에서, K는 의 사이즈에 의해 특정되는 코드 차원(dimension)을 가진다. 비율 K/N은 코드 레이트(code rate)라고 명명한다. 는 정보 세트(information set)이라고 정의하고, 는 프로즌 비트(frozen bit)라고 정의한다. 인 경우, 결과 코드는 Reed-Muller 코드가 된다.
예를 들어, 코드 (4,2,{2,4},1,0)은 다음과 같은 인코더 맵핑을 가진다.
여기에서, 이다. 예를 들어, 소스 블럭 (1,1)에 대해, 코드 블럭은 가 된다. 이는 폴라 코드가 정보 세트 의 선택에 대한 특별한 법칙을 주어줌으로써 간단하게 특정될 수 있다는 것을 나타낸다.
(N,K) 폴라 코드의 생성 행렬 는 인덱스 를 가진 행들로 구성된 의 서브 행렬로 정의된다. 수식 (21)의 패스트 알고리즘에 관하여 이 코드 구조의 계산 복잡도는 이 된다는 것은 쉽게 증명할 수 있다. 이는 의 복잡도를 가진 종래의 접근방식에 비해 빠르다는 것을 확인할 수 있다.
이는 다음의 프로즌(frozen) 행렬을 가진다.
생성 행렬 에 기초한 채널 편파화는 N개의 분할 채널 의 두번째 세트를 가진 N=4n에 대한 B-DMC의 독립된 N개의 카피에서 생성되는 연산자이다. 이 연산자는 채널 결합과 채널 분할이 유사하게 혼합되어 있다.
채널 결합 : 생성 행렬 에 기초한 채널 결합의 유사한 방법에서, 벡터 채널 를 생성하기 위한 리커시브 형태의 주어진 B-DMC W의 멀티 카피들을 결합한다. 이 리커션(recursion)은 몇개의 W의 카피에서 시작한다. 리커션의 첫번째 레벨은 도 6에 도시된 바와 같이 W1=W의 2개의 독립 카피 대신 W1=W의 4개의 독립카피를 결합하고, 다음과 같은 식에 의해 계산된 트랜지션 확률을 가진 첫번째 결합 채널 W4를 얻게 된다.
그 후에, 도 8에 도시된 바와 같은 리커션의 일반적인 형태를 얻을 수 있다. 여기에서, n-2번째 레벨의 결합 채널 의 4개의 독립 카피는 N=4n에 대한 n-1번째 레벨 결합 채널 WN을 제공하기 위해 결합된다. 합성된 채널의 입력으로부터 원래의 채널의 입력으로의 맵핑 은 GF(2)에 대해 선형이다. 따라서, 인 임의의 정수에 대해, 생성 행렬 GN을 이용하여 다음과 같이 표현할 수 있게 된다.
채널 분할 : 오더 4의 코어 행렬 에 기초하여 N=4n의 경우의 채널 분할을 고려하면, 에 대해 인 이진-입력 코디네이트 채널(binary-input coordinate channel)의 세트로 돌아가도록 WN을 분할할 수 있다. 이는 다음과 같은 트랜지션 확률을 가진다.
여기에서,
여기에서,
상기와 같은 변환은 다음과 같이 레이트가 보존되고(rate-preserving) 신뢰도가 증가 된다.
채널 분할은 다음과 같이 레이트와 신뢰도를 중심으로부터 멀어지도록 이동시킨다.
이는 I(W)=0 또는 I(W)=1을 만족시킨다. 신뢰도 텀은 다음과 같은 점을 만족한다.
다음으로, 오더 4의 코어 행렬 에 기초하여 N=4n에 대한 폴라-코드 시퀀스의 패스트 구조를 제안한다. 각 입력 시퀀스 은 다음과 같은 식의 인커더를 이용하여 인코딩될 수 있다.
연산자 RN은 다음과 같이 정의되는 퍼뮤테이션 연사자이다.
따라서, 퍼뮤테이션 연사자 BN에 대한 리커시브 관계는 다음과 같이 얻을 수 있다.
그러면, 생성 행렬 GN에 대한 다음과 같은 또다른 리커시브 관계를 얻을 수 있다.
여기에서, 이다. 마찬가지로, 각 팩터는 폴라 인코딩에 대해 스테이지 로 정의된다. 각 스테이지 에 대해, N개의 행의 퍼뮤테이션 행렬은 으로 정의하고, N개의 열의 퍼뮤테이션 행렬은 로 정의하면, 다음과 같은 성질을 만족한다.
그러면, 다음과 같은 식을 얻을 수 있다.
위의 식은 팩토라이제이션(factorization)이 스테이지들 사이에 동일한 팩터와 규칙적인 인터커넥션 패턴을 가진다는 것을 나타내며, 이는 폴라 코딩 처리의 복잡도를 계산하는 것을 쉽게 해준다.
예제 3 : N=16 에 대해, 다음과 같은 폴라 코드 시퀀스의 생성 행렬을 얻을 수 있다.
이는 다음과 같이 표현할 수도 있다.
다음으로, 편파화를 위해 코어 행렬 을 가진 생성 행렬 에 기초한 폴라 코드 시퀀스를 구성한다. 먼저, 를 가진 대수적 표현에서 의 리커시브 정의를 도출함으로써 시작한다. 여기에서, 은 폴라 코딩의 복잡도와 관련이 없는 퍼뮤테이션 행렬이다. 이진 소실 채널에 대한 인코더를 디자인하기 위해, N=4n에 대해, 다음과 같은 벡터에 기초하여 채널 편파화의 신뢰도를 먼저 계산한다.
이는 다음과 같은 리커션을 만족한다.
다음으로, 에 대해 Z(N)의 엔트리가 부등식 를 만족하기 위한, 세트 (1, ..., N)의 퍼뮤테이션 를 설정한다. 퍼뮤테이션 연산자 에 따르면, 폴라 코드 시퀀스의 생성 행렬을 얻을 수 있다. 이와 같은 처리는 코어 행렬 를 가지는 폴라 코딩 시퀀스의 생성 행렬 의 구조보다 훨씬 빠르다.
마지막으로, (4n,K) 폴라 코드 시퀀스의 생성 행렬 은 인덱스 를 가진 행들로 구성된 의 서브 행렬을 이용하여 생성될 수 있다. 식 (47)에 관한 코드 구성 방법의 계산 복잡도가 라는 것은 쉽게 알 수 있다. 즉, 이는 복잡도가 인니 직접 계산 방식보다 빠르다는 것을 확인할 수 있다.
예제 4 : 행렬 G16을 고려하면 다음과 같다.
여기에서, 를 얻을 수 있다. 그러면, 폴라 코드는 파라미터 (16,5,{16,15,14,12,8})를 가지도록 구성되며, 다음과 같은 생성 행렬을 가지게 된다.
그리고, 프로즌 행렬은 다음과 같다.
생성 행렬 GI는 파라미터 (16,5,8)을 가진 Reel-Muller 코드의 생성행렬이 된다. 프로즌 블럭 (0,0,0,0,0,0,0,0,0,0,0)를 가진 소스 블럭 (1,1,1,1,1)에 대해, 코딩된 블럭은 다음과 같이 얻을 수 있다.
블럭 길이 N=3n에 대해서, 오더 3의 코어 행렬 에 기초한 채널 결합은 에 대한 벡터 채널 을 생성하기 위한 리커시브 형태에서 주어진 B-DMC W의 3n 카피들을 포함한다. 마찬가지 방법으로, 리커션의 첫번째 레벨은 도 9에 도시된 바와 같이 W의 3개의 독립 카피를 결합하고, 다음과 같은 트랜지션 확률을 가진 결합 채널 W3을 얻게 된다.
여기에서, 맵핑 W3은 다음과 같이 정의된다.
퍼뮤테이션 연산 B9=R9로 정의한다. 즉, 다음과 같다.
여기에서,
일반적으로, 도 11에 도시된 바와 같은 리커션의 확장 형태를 얻을 수 있게 된다. 여기에서, 의 3개의 독립 카피는 채널 을 제공하기 위해 결합된다. 입력 벡터 은 다음의 식과 같이 으로 변환된다.
예를 들어, n=2일 때, 다음을 얻을 수 있다.
여기에서,
여기에서,
또한, 채널 분할은 레이트와 신뢰도를 중심에서 멀어지도록 이동시킨다. 즉, 다음과 같은 결과를 얻을 수 있다.
상술된 신뢰도 텀은 다음과 같은 조건을 만족한다.
이는 다음과 같이 다시 표현할 수 있다.
여기에서, 이고, 이다. 결국, 의 N번째 행의 퍼뮤테이션 행렬 과 N번째 열의 퍼뮤테이션 행렬 이 존재하며, 이들은 를 만족한다. Ekfktj, 팩토라이제이션(factorization)들은 다음과 같은 동일한 팩터를 가지게 된다.
여기에서, 이고, 이다. 이 경우, 리커션의 첫번째 레벨은 도 12에 도시된 바와 같이 W의 3개의 독립 카피들을 결합한다. 그리고, 도 12는 다음과 같은 트랜지션 확률을 가진 결합 채널 W3을 얻게 된다.
그 다음, 도 14에 도시된 바와 같이 리커션의 일반적인 형태를 구한다. 코어 행렬 에 대한 채널 결합 및 분할에 기초하여, 의 관계와 비슷하게 일대일 맵핑을 다음과 같이 구할 수 있다.
여기에서,
여기에서,
신뢰도는 다음의 조건을 만족한다.
예제 5 : N=3에 대해, 다음을 얻을 수 있다.
이는 다음과 같이 표현할 수 있다.
소스 블럭 (1,1,1,1)과 프로즌 블럭 (1,0,0,0,0)에 대해, 코드된 블럭은 로 디자인 된다. 폴라-코드 시퀀스는 정보 세트 의 선택을 위한 구체적인 규칙을 정하여 특정된다.
오더 3의 코어 행렬 에 대한 생성 행렬 을 가진 채널의 편파화에 기초하여 블럭 길이 3n의 폴라-코드 시퀀스를 구성하기 위해, 다음의 벡터에 관한 신뢰도 채널 편파화를 산출한다.
이는 다음과 같은 리커션이 이용된다.
여기에서, 이고, 이다. 그후에, 에 대해 를 만족하기 위해, 에 대한 퍼뮤테이션 연산자 를 생성한다. 폴라-코드의 생성 행렬 은 인덱스 를 가진 의 서브 행렬로부터 구성된다. 생성행렬 을 가진 채널의 편파화에 따르면, 이와 같은 처리의 계산 복잡도는 가 된다. 하지만, 직접 접근의 계산 복잡도는 n3n이다. 즉, 제안된 구조가 계산 복잡도의 이점이 있음을 알 수 있다.
인코더 맵핑은 다음과 같다.
III. 디코딩 알고리즘
본 섹션에서는, 제안된 폴라 코드의 디코딩 알고리즘을 설명한다. 이전 섹션에 따르면, 제안된 계산 모델은 RAM(random access memory)를 가진 싱글 프로세서 머신에 적용될 수 있다. p=2,3,4인 블럭 길이 N=pn에 대해 파라미터 를 가진 GN-코셋 코드의 다음과 같은 디코딩을 고려한다.
랜덤 파트 와 프로즌 파트 로 구성되며 를 만족하는 소스 벡터 를 재호출한다. 이 벡터 은 WN을 통해 전송되며 채널 출력 은 확률 로 구해진다. 디코더는 를 관측하며, 의 추정값 를 생성하게 된다.
만약, 이면, 엘리먼트 ui는 알려지며, i번째 결정(decision) 엘리먼트는 가 된다. 하지만, 이면, i번째 결정 엘리먼트는 이전 결정 이 수신될 때까지 기다리게 된다. 만약, 수신되면, 디코더는 LR(Likelihood Ratio)를 다음과 같이 산출하게 된다.
그리고, 다음을 이용하여 결정을 생성하게 된다.
그러면, 모든 연속된 결정 엘리먼트들로 이를 전송하게 된다. 이와 같은 처리는 추정의 수정이 없는 싱글 패스 알고리즘(single pass algorithm)이다. 이와 같은 알고리즘의 복잡도는 LR의 계산의 복잡도에 의해 결정된다.
블럭 길이 2n의 폴라-코드 시퀀스에 대한, 리커시브 공식을 이용한 단순한 계산은 수식 (82)에 표현된 공식으로 주어진다. 따라서, 길이 2n에서 LR의 계산은 2n-1에서 2개의 LR의 계산으로 줄여질 수 있다. 따라서, 리커션은 B-DMC W에 대한 블럭 길이 1까지 내려갈 수 있으며, 이때의 LR은 다음과 같이 표현된다.
오더 3n의 생성 행렬 에 기초한 채널의 편파화에 관하여, 코어 행렬 에 기초하여 시커시브 공식 (74) ~ (76)으로 계산할 수 있다. 그리고, 수식 (83)의 공식을 얻을 수 있게 된다. 코어 행렬 의 경우, 수식 (84)에 표현된 디코더 결정을 얻을 수 있게 된다.
N=4n에 대해, 리커시브 공식 (34)~(37)을 이용한 간단한 계산을 이용하여 수식 (85)를 얻을 수 있다. 여기에서, 노테이션 (Li)는 다음과 같이 각각 간단하게 정의될 수 있다.
따라서, 길이 4n에 대한 LR의 계산은 4n-1인 두개의 LR의 계산으로 줄여진다. 이와 같은 리커션은 마찬가지로 수식 (88)에 표현된 LR 형태를 가진 블럭 길이 1까지 계속 낮춰질 수 있게 된다.
IV. 결론
B-DMC W에 대한 정보 비트를 전송함으로써, 블럭 길이 N=pn의 폴라 코드 시퀀스는 p=2,3,4에 대한 편파된 코어 행렬 을 시작으로 구성될 수 있다. 각 코드에 대한 인코딩과 연속 상쇄 디코딩의 복잡도는 의 복잡도를 가진 기존의 스킴에 비하여 더 낮아질 수 있게 된다. 마찬가지의 내용을 바탕으로, 블럭 길이 의 폴라-코드는 다음의 형태의 생성 행렬로부터 구성될 수 있다.
여기에서, 에 대해 이고, GN은 로부터 생성된 사이즈 의 편파 행렬이다. 제안된 생성 행렬 GN은 패스트 구성(fast constructed)이다. 일반성의 손실 없이, 과 은 두개의 생성 행렬인 것으로 가정한다. 여기에서, 와 은 음이 아닌 정수 m,n에 대한 숫자를 나타낸다. 그러면, N=pmqn에 대해 더 큰 사이즈의 생성 행렬 은 다음과 같은 리커시브 방식으로 패스트 구성이 된다.
만약, 이 과 까지 팩터러블(factorable)이면, 분해 알고리즘이 가능하다. 이 경우에서, 분해 알고리즘은 구성 절차의 역 절차에 해당된다. 팩터러블 조건은 크로네커 분해(Kronecker decomposition)와 동일하다. 다시말해, 만약 행렬 및 이 크로네커 형태, 즉, 로 표현될 수 있으면, 은 팩터러블하다. 즉, 주어진 N=pmqn 사이즈의 생성 행렬 에 대해, 만약 이 과 까지 팩터러블(factorable)이면, N 사이즈의 생성 행렬 은 식 (90)에 따라 분해가 가능하게 된다.
요약하면, 본 실시예에서, 에 대한 생성 행렬 에 기초하여 패스트 알고리즘을 가진 폴라-코드의 인코딩/디코딩의 표현을 얻기 위한 폴라-코드 시퀀스의 전반적인 인코딩/디코딩 구조 및 시스템을 제공한다. 제안된 인코딩 스킴의 복잡도는 Arikan에의해 제안된 종래기술에 비해 훨씬 낮다. 거의 노이즈가 없는 B-DMC W를 통해 정보 비트들을 전송함으로써, 블럭-길이 pn인 폴라-코드는 어떤 편파 행렬(polarizing matrix) 으로 시작되어 패스트 구성이 된다. 이같은 코드들의 인코딩과 연속 상쇄 디코딩 복잡도는 의 복잡도를 가지는 Arikan의 코드보다 낮다. 또한 블럭-길이 pn인 폴라-코드는 형태의 생성 행렬로부터 구성될 수 있다. 여기에서 각 는 사이즈 p의 편파 행렬이다. 이같은 변환의 큰 클래스는 이진-입력 무기억 채널(binary-input memoryless channel)을 편파화하게 된다.
이하에서는 도 15를 참고하여 디코딩 방법에 대해 설명한다. 도 15는 본 발명의 일 실시예에 따른, 폴라 코드 시퀀스를 이용한 디코딩 방법을 설명하기 위해 제공되는 흐름도이다.
일단, 디코더는 특정 블럭 길이의 폴라 코드 시퀀스를 리커시브(recursive) 공식을 산출한다(S110). 구체적으로, 디코더는, 블럭 길이 2n의 폴라-코드 시퀀스의 경우, 다음과 같은 리커시브 공식을 산출한다.
또한, 디코더는, 블럭 길이 3n의 폴라-코드 시퀀스의 경우, 다음과 같은 리커시브 공식을 산출하게 된다.
또한, 디코더는, 블럭 길이 4n의 폴라-코드 시퀀스의 경우, 다음과 같은 리커시브 공식을 산출하게 된다.
그 후에, 디코더는 리커시브 공식을 이용하여 블럭 길이 1의 LR(Likelihood Ratio)를 산출한다(S120). 구체적으로, 디코더는 LR을 다음과 같은 식에 의해 산출한다.
그리고, 디코더는 LR을 이용하여 입력신호를 디코딩한다(S130). 구체적으로, 디코더는, 랜덤 파트 와 프로즌 파트 로 구성되며 를 만족하는 소스 벡터 를 재호출한다. 그리고, 디코더는 를 WN을 통해 전송한다. 그 후에, 디코더는 채널 출력 을 확률 을 이용하여 산출한다. 또한, 디코더는 를 관측하며, 의 추정값 를 생성하게 된다. .
이와 같이, 디코더는 다음의 공식을 이용하여 결정(decision)을 생성하게 된다.
한편, 본 실시예에 따른 디코딩 방법을 수행하게 하는 컴퓨터 프로그램을 수록한 컴퓨터로 읽을 수 있는 기록매체에도 본 발명의 기술적 사상이 적용될 수 있음은 물론이다. 또한, 본 발명의 다양한 실시예에 따른 기술적 사상은 컴퓨터로 읽을 수 있는 기록매체에 기록된 컴퓨터로 읽을 수 있는 코드 형태로 구현될 수도 있다. 컴퓨터로 읽을 수 있는 기록매체는 컴퓨터에 의해 읽을 수 있고 데이터를 저장할 수 있는 어떤 데이터 저장 장치이더라도 가능하다. 예를 들어, 컴퓨터로 읽을 수 있는 기록매체는 ROM, RAM, CD-ROM, 자기 테이프, 플로피 디스크, 광디스크, 하드 디스크 드라이브, 등이 될 수 있음은 물론이다. 또한, 컴퓨터로 읽을 수 있는 기록매체에 저장된 컴퓨터로 읽을 수 있는 코드 또는 프로그램은 컴퓨터간에 연결된 네트워크를 통해 전송될 수도 있다.
또한, 이상에서는 본 발명의 바람직한 실시예에 대하여 도시하고 설명하였지만, 본 발명은 상술한 특정의 실시예에 한정되지 아니하며, 청구범위에서 청구하는 본 발명의 요지를 벗어남이 없이 당해 발명이 속하는 기술분야에서 통상의 지식을 가진자에 의해 다양한 변형실시가 가능한 것은 물론이고, 이러한 변형실시들은 본 발명의 기술적 사상이나 전망으로부터 개별적으로 이해되어져서는 안될 것이다.
Claims (10)
- 폴라 코드 시퀀스를 이용한 디코딩 방법에 있어서,
상기 특정 블럭 길이의 폴라 코드 시퀀스를 리커시브(recursive) 공식을 산출하는 단계;
상기 리커시브 공식을 이용하여 블럭 길이 1의 LR(Likelihood Ratio)를 산출하는 단계; 및
상기 LR을 이용하여 입력신호를 디코딩하는 단계;를 포함하는 디코딩 방법. - 제1항에 있어서,
상기 폴라 코드 시퀀스는,
B-DMC(Binary Discrete Memoryless Channel) 상에서 BP(belief propagation) 디코더를 이용한 폴라 코드 시퀀스인 것을 특징으로 하는 디코딩 방법.
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