RU2235425C2 - Matching method and device in flexible data transfer speed mode for data transfer system - Google Patents
Matching method and device in flexible data transfer speed mode for data transfer system Download PDFInfo
- Publication number
- RU2235425C2 RU2235425C2 RU2002128014/09A RU2002128014A RU2235425C2 RU 2235425 C2 RU2235425 C2 RU 2235425C2 RU 2002128014/09 A RU2002128014/09 A RU 2002128014/09A RU 2002128014 A RU2002128014 A RU 2002128014A RU 2235425 C2 RU2235425 C2 RU 2235425C2
- Authority
- RU
- Russia
- Prior art keywords
- characters
- punctured
- stream
- puncturing
- puncture
- Prior art date
Links
Images
Landscapes
- Error Detection And Correction (AREA)
- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
Abstract
Description
Область техники, к которой относится изобретениеFIELD OF THE INVENTION
Настоящее изобретение относится в целом к системе передачи данных и, в частности, касается устройства и способа согласования кадра, имеющего кодированные символы, гибко определяемые в соответствии с изменением скорости передачи данных, с емкостью перемежителя.The present invention relates generally to a data transmission system and, in particular, relates to a device and method for matching a frame having encoded symbols that are flexibly determined in accordance with a change in the data rate with an interleaver capacity.
Уровень техникиState of the art
В системе радиосвязи, такой как спутниковая система, система ISDN (цифровая сеть связи с комплексными услугами), цифровая система сотовой связи, система W-CDMA (широкополосный множественный доступ с кодовым разделением каналов), система UMTS (универсальная система мобильной электросвязи) и система IMT-2000 (Международная мобильная электросвязь-2000), в схеме канального кодирования в основном применяется сверточный код и линейный блочный код, для которого используется один декодер. Символы, закодированные по указанной схеме канального кодирования, обычно подвергаются перемежению с помощью канального перемежителя.In a radio communication system, such as a satellite system, an ISDN system (digital integrated services network), a digital cellular system, a W-CDMA (code division multiple access) system, a UMTS system (universal mobile telecommunication system) and an IMT system -2000 (International Mobile Telecommunications-2000), the channel coding scheme mainly uses a convolutional code and a linear block code for which one decoder is used. Symbols encoded according to the indicated channel coding scheme are usually interleaved using a channel interleaver.
Типовой канальный перемежитель был разработан для выполнения перемежения посредством приема кадра с количеством кодированных символов, идентичным емкости перемежителя на кадр.A typical channel interleaver was designed to perform interleaving by receiving a frame with the number of coded symbols identical to the interleaver capacity per frame.
Однако в современном канальном перемежителе типа FDRT (передача с гибкой скоростью передачи данных, ПГСПД) перемежение выполняется посредством приема кадра с количеством символов, отличающимся от емкости перемежителя на кадр.However, in a modern channel interleaver of the FDRT type (transmission with a flexible data rate, PHSPD), interleaving is performed by receiving a frame with a number of characters different from the interleaver capacity per frame.
На фиг.1 показан канальный перемежитель типа "non-FDRT" (то есть для случая передачи данных с фиксированной скоростью), который выполняет перемежение посредством приема кадра с количеством кодированных символов, идентичным емкости перемежителя.Figure 1 shows a channel interleaver of the non-FDRT type (that is, for the case of transmitting data at a fixed rate), which performs interleaving by receiving a frame with the number of coded symbols identical to the capacity of the interleaver.
Обратимся к фиг.1, где в режиме non-FDRT, когда скорость передачи данных в канале фиксирована, количество L кодированных символов на кадр, поступающих на вход канального перемежителя 100, всегда равно емкости перемежителя N. Например, конфигурация RC (конфигурация радиосвязи), используемая в системе связи IMT-2000, включает в себя различные типы каналов передачи, такие как RC1, RC2, RC3, RC4, RC5, RC6, RC7, RC8 и RC9, имеющие различные размеры кадра данных, скорость кода и режим перемежения. Соответственно, в режиме non-FDRT используется только заданная фиксированная скорость передачи данных.Referring to FIG. 1, in non-FDRT mode, when the channel data rate is fixed, the number L of coded symbols per frame arriving at the
На фиг.2 показан пример формата кадра кодированных символов, передаваемого в режиме non-FDRT.Figure 2 shows an example of a frame format of encoded characters transmitted in non-FDRT mode.
Обратимся к фиг.2 и предположим, что в физическом канале установлена скорость передачи данных RC3, равная 19,2 килобит/с; тогда емкость канального перемежителя 100, показанного на фиг.1, составит N=1536. Данные, передаваемые со скоростью 19,2 килобит/с в 20-милисекундных периодах, будут иметь скорость 384 бит/с, а данные после канального кодера с R, равным 1/4, должны иметь скорость 1536 бит/с. Если в этот момент пользователь захочет передать кадр со скоростью передачи данных 20 килобит/с, базовая станция и мобильная станция в процессе исходного согласования из имеющихся скоростей передачи данных, превышающих требуемую скорость передачи 20 килобит/с, остановят свой выбор на скорости передачи данных, равной 38,4 килобит/с. Это произойдет потому, что скорость передачи данных 38,4 килобит/с является наименьшей скоростью передачи данных, которая превышает 20 килобит/с. При установке скорости передачи данных, равной 38,4 килобит/с, емкость канального перемежителя 100 удвоится и составит N=3072 (=2×1536).We turn to figure 2 and suppose that in the physical channel the data rate of RC3 is set at 19.2 kilobits / s; then the capacity of the
При увеличении скорости передачи данных с 20 килобит/с до 38,4 килобит/с, как было установлено выше, верхний уровень записывает нулевые данные в пустом интервале, соответствующем интервалу без периода 20 килобит/с × 20 мс из символов данных, введенных в канальный кодер (не показан). То есть канальный перемежитель с емкостью N перед передачей заполняет (38,4-20)/38,4=47,92% своих выходных данных нулевыми данными. Таким образом, с точки зрения энергии Es принимаемых символов можно считать, что 47,92% энергии теряется. Причиной потери энергии является невозможность обработки нулевых данных на физическом уровне в схеме non-FDRT. Даже если перед передачей выполнять посимвольное повторение нулевых данных, у схемы с прямым дополнительным каналом (F-SCH, П-ДК) останется недостаток, заключающийся в невозможности выполнения комбинирования символов. Кроме того, поскольку нулевые данные различаются в зависимости от скорости передачи входных данных, верхний уровень должен заранее посылать нулевые данные на базовую станцию и мобильную станцию. Кроме того, необходимо восстанавливать энергию нулевых данных перед прохождением нулевых данных через канальный декодер, а верхние уровни L1/L2 обрабатывают только декодированные информационные символы после канального декодера, что ухудшает рабочие характеристики декодирования.When increasing the data transfer rate from 20 kilobits / s to 38.4 kilobits / s, as was established above, the upper level records zero data in an empty interval corresponding to an interval without a period of 20 kilobits / s × 20 ms from data symbols entered into the channel encoder (not shown). That is, a channel interleaver with a capacity of N fills (38.4-20) / 38.4 = 47.92% of its output with zero data before transmission. Thus, from the point of view of the energy Es of the received symbols, it can be considered that 47.92% of the energy is lost. The reason for the energy loss is the inability to process null data at the physical level in a non-FDRT circuit. Even if a symbolic repetition of zero data is performed before transmission, a circuit with a direct additional channel (F-SCH, P-DK) will still have the disadvantage that it is impossible to combine characters. In addition, since the null data varies depending on the input data rate, the upper layer must send null data to the base station and the mobile station in advance. In addition, it is necessary to recover the energy of the null data before the null data passes through the channel decoder, and the upper levels L1 / L2 process only the decoded information symbols after the channel decoder, which degrades the decoding performance.
Для решения вышеупомянутой проблемы и улучшения рабочих характеристик схемы non-FDRT была предложена схема FDRT. Были проведены интенсивные исследования способов согласования скорости по схеме FDRT для повышения эффективности передачи данных по схеме канального кодирования и улучшения рабочих характеристик многоканальной системы с множественным доступом, в которой используется схема канального кодирования. Принципы, положенные в основу способа FDRT, базируются на предположении, что в качестве канального кода используется сверточный код, линейный блочный код либо сверточный код с использованием каскадного кода. В частности, для эфирного интерфейса IS-2000 (Программа партнерства для проектов 3-го поколения) в качестве стандартной спецификации для повышения эффективности передачи данных по схеме канального кодирования и улучшения рабочих характеристик многоканальной системы с множественным доступом был предварительно определен способ согласования скорости по схеме FDRT, а в настоящее время проводятся исследования по реализации этого способа.To solve the above problem and improve the performance of a non-FDRT circuit, an FDRT circuit has been proposed. Intensive research has been conducted on FDRT rate matching techniques to improve channel coding efficiency and to improve the performance of a multi-channel multiple access system that uses a channel coding scheme. The principles underlying the FDRT method are based on the assumption that a convolutional code, a linear block code, or a convolutional code using a cascade code is used as the channel code. In particular, for the air interface IS-2000 (Partnership Program for 3rd Generation Projects), as a standard specification for improving the efficiency of data transmission according to the channel coding scheme and improving the performance of a multi-channel system with multiple access, the FDRT speed matching method was preliminarily determined , and studies are currently underway to implement this method.
На фиг.3 показана структура устройства согласования в условиях гибкой скорости передачи данных (FDRT), известная из уровня техники.Figure 3 shows the structure of the device matching in terms of flexible data transfer rate (FDRT), known from the prior art.
Прежде чем описывать фиг.3, обратимся к используемым здесь различным терминам, приведенным ниже в таблице 1. А именно c[n], d[n], f[n] и r[n] на фиг.3 указывают символы данных, определенных в таблице 1. Здесь "символ" выражается с помощью одного бита, принимающего значение "1" или "0". В общем случае символ содержит один или несколько битов. Однако здесь каждый бит данных, выраженный одним битом, определен как "символ".Before describing FIG. 3, we refer to the various terms used hereinafter in Table 1. Namely, c [n], d [n], f [n] and r [n] in FIG. 3 indicate data symbols defined in table 1. Here, the "symbol" is expressed with a single bit that takes the value "1" or "0". In general, a character contains one or more bits. However, here, each data bit expressed by one bit is defined as a “symbol”.
В таблице 1 с[n] указывает кодированные символы, поступающие из канального кодера (не показан), а r[n] указывает кодированные символы, повторяемые повторителем 110. Кроме того, f[n] указывает кодированные символы, проколотые прокалывателем 120 из числа повторяющихся кодированных символов, а f[n] указывает кодированные символы, подвергнутые перемежению перемежителем 100 из числа проколотых кодированных символов. Канальный кодер выдает поток (или последовательность) из L кодированных символов. Повторитель 110 повторяет L кодированных символов M раз и выдает LM символов. Прокалыватель 120 прокалывает Р символов из числа LM повторяющихся кодированных символов и выдает в результате N символов, обработанных по схеме FDRT. Канальный перемежитель 100 перемежает поток из N символов, обработанных по схеме FDRT.In Table 1, c [n] indicates encoded characters coming from a channel encoder (not shown), and r [n] indicates coded characters repeated by
Для справки, поскольку в схеме FDRT L≤N, входные кодированные символы всегда подвергаются повторению. Это происходит потому, что схема FDRT разработана таким образом, чтобы гарантировать согласование скорости передачи входных данных с емкостью канального перемежителя IS-2000. Поэтому схема FDRT включает прокалыватель, используемый для согласования емкости перемежителя N=LM-P после повторения, так что количество передаваемых символов значительно больше количества L кодированных символов.For reference, since in the FDRT scheme L≤N, input coded symbols are always repeated. This is because the FDRT circuit is designed to ensure that the input data rate matches the IS-2000 channel interleaver capacity. Therefore, the FDRT circuit includes a puncturer used to match the capacitance of the interleaver N = LM-P after repetition, so that the number of transmitted symbols is much greater than the number L of encoded symbols.
Обратимся к фиг.3, где при количестве L кодированных символов, меньшем емкости N канального перемежителя, повторитель 110 повторяет кодированные символы M раз. В случае использования системы IS-2000, поскольку емкость канального перемежителя возрастает/уменьшается кратно 2 в соответствии с коэффициентом расширения (SF, КР), М будет равно по меньшей мере 2. Поскольку количество кодированных символов, повторяемых повторителем 110, больше N, прокалыватель 120 выполняет прокалывание для того, чтобы согласовать количество повторяющихся кодированных символов с емкостью N канального перемежителя 100.Refer to figure 3, where with the number L of coded symbols less than the capacity N of the channel interleaver, the
На фиг.4А-4D показан формат кадра кодированных символов, повторно формируемого повторителем 110 и прокалывателем 120 в устройстве согласования передачи в режиме гибкой скорости передачи данных (FDRT), показанном на фиг.3.FIGS. 4A-4D show a frame format of encoded symbols re-formed by a
В частности, на фиг.4А показано L кодированных символов в одном кадре, а на фиг.4В показано LM кодированных символов, повторенных M раз повторителем 110. Кроме того, на фиг.4С показано LM кодированных символов, где N кодированных символов должны перемежаться канальным перемежителем 100, а LM-N кодированных символов должны быть проколоты прокалывателем 120. Здесь LM-N кодированных символов распределены таким образом, что символы должны прокалываться внутри кадра равномерно с интервалами длиной D. Наконец, на фиг.4D показаны кодированные символы после прокалывания, причем результирующие кодированные символы подаются в канальный перемежитель 100 для выполнения канального перемежения.In particular, FIG. 4A shows L coded symbols in one frame, and FIG. 4B shows LM coded symbols repeated M times by the
Обратимся к фиг.4А-4D, где вновь сформированный кадр кодированных символов сравнивается с кадром кодированных символов, полученным по схеме non-FDRT и показанным на фиг.2. В схеме FDRT в кадре нет нулевых данных, а каждый символ обрабатывается как кодированный символ. Благодаря использованию схемы FDRT, в отличие от схемы non-FDRT, приемник может увеличить энергию кодированного символа, принимаемого при той же мощности передачи. Энергия кодированных символов относится к энергии кодированных символов после комбинирования символов. Таким путем можно уменьшить мощность передачи базовой станции, необходимую для гарантированного обеспечения заданного качества обслуживания (QoS), что приведет к увеличению пропускной способности каналов.Referring to FIGS. 4A-4D, where a newly formed coded symbol frame is compared to a non-FDRT coded symbol frame shown in FIG. 2. In the FDRT scheme, there is no null data in the frame, and each character is treated as an encoded character. By using the FDRT scheme, unlike the non-FDRT scheme, the receiver can increase the energy of the encoded symbol received at the same transmit power. The energy of encoded symbols refers to the energy of encoded symbols after combining symbols. In this way, it is possible to reduce the transmit power of the base station necessary to guarantee a specified quality of service (QoS), which will lead to an increase in channel capacity.
На фиг.4С зачерненные блоки указывают прокалываемые символы, а "D" указывает расстояние прокалывания. Расстояние прокалывания D представляет параметр, определяющий способ прокалывания, который обеспечивает выдачу N символов из числа LM символов. Для задания взаимосвязей между параметрами L, M, N, P и D используют алгоритм FDRT.4C, blackened blocks indicate punctured characters, and “D” indicates puncturing distance. The puncturing distance D is a parameter that determines the puncturing method, which provides the issuance of N characters from among LM characters. To specify the relationships between the parameters L, M, N, P and D, the FDRT algorithm is used.
Ниже в таблице 2 раскрыт алгоритм FDRT, определенный в спецификации IS-2000. В последующем описании алгоритма FDRT для удобства объяснения используется оригинальная терминология, заимствованная из исходного документа.Table 2 below shows the FDRT algorithm defined in the IS-2000 specification. In the following description of the FDRT algorithm, for convenience of explanation, the original terminology borrowed from the original document is used.
Как показано в алгоритме FDRT по таблице 2, параметр D определяется из заданных параметров L и N, а затем каждый D-й кодированный символ прокалывают с первого кодированного символа, используя определенное значение параметра D, в результате чего осуществляется полное прокалывание P=LM-N кодированных символов. Однако, поскольку в схеме FDRT не учитываются описанные ниже особенности сверточного кода, может возникнуть проблема, заключающаяся в ухудшении рабочих характеристик.As shown in the FDRT algorithm in Table 2, the parameter D is determined from the given parameters L and N, and then each D-th coded character is punctured from the first coded character using the determined value of the D parameter, resulting in a complete puncturing P = LM-N coded characters. However, since the FDRT scheme does not take into account the features of the convolutional code described below, a problem may arise in the performance degradation.
Для схемы канального кодирования обычно применяют сверточный код и линейный блочный код при использовании единого декодера. В этом случае для повышения эффективности передачи данных по схеме канального кодирования и улучшения рабочих характеристик многоканальной системы с множественным доступом, использующей схему канального кодирования, необходимо в полной мере учесть и отразить в процессе прокалывания по схеме FDRT следующие условия.For a channel coding scheme, a convolutional code and a linear block code are typically used using a single decoder. In this case, to increase the efficiency of data transmission according to the channel coding scheme and improve the performance of a multi-channel system with multiple access using the channel coding scheme, it is necessary to fully take into account and reflect the following conditions in the process of puncturing according to the FDRT scheme.
Условие (1). Последовательность входных символов прокалывают с помощью шаблона прокалывания, имеющего определенный период.Condition (1). A sequence of input characters is punctured using a puncture pattern having a specific period.
Условие (2). Количество прокалываемых битов входных символов минимизируют настолько, насколько это возможно.Condition (2). The number of punctured bits of input characters is minimized as much as possible.
Условие (3). Кодированные символы, выдаваемые кодером, прокалывают с использованием равномерного шаблона прокалывания.Condition (3). The encoded characters provided by the encoder are punctured using a uniform puncturing pattern.
Перечисленные условия основаны на предположении, что чувствительность поступающих из канального кодера кодированных символов к ошибкам практически одинакова для каждого символа в одном кадре (или кодовом слове). Когда данные действительно передаются в режиме FDRT, можно получить положительный результат, используя в качестве основных ограничительных факторов при прокалывании вышеуказанные условия. Однако в большинстве случаев схема FDRT в системе IS-2000 не удовлетворяет этим условиям.The listed conditions are based on the assumption that the sensitivity of the encoded symbols coming from the channel encoder to errors is almost the same for each symbol in one frame (or codeword). When the data is actually transmitted in FDRT mode, you can get a positive result using the above conditions as the main limiting factors when puncturing. However, in most cases, the FDRT scheme in the IS-2000 system does not satisfy these conditions.
На фиг.5 показано, каким образом устройство FDRT, показанное на фиг.3, прокалывает кодированные символы перед передачей. В частности, на фиг.5 показан шаблон прокалывания, используемый при передаче символов 15 килобит/с при скорости передачи данных RC3, равной 19,2 килобит/с в режиме FDRT. То есть на фиг.5 представлена схема, объясняющая проблему, которая может возникнуть при несоблюдении вышеописанных условий. Параметры, использованные на фиг.5, показаны ниже в таблице 3.FIG. 5 shows how the FDRT device of FIG. 3 punctures coded symbols before transmission. In particular, FIG. 5 shows a puncturing pattern used in transmitting 15 kilobits / s characters at an RC3 data rate of 19.2 kilobits / s in FDRT mode. That is, Fig. 5 is a diagram explaining a problem that may occur if the above conditions are not met. The parameters used in figure 5 are shown below in table 3.
Обратившись к фиг.5, отметим, что прокалывание в действительности выполняется только в первых 1728 битах кадра кодированных символов и не выполняется в следующем 672-битовом интервале кадра. На фиг.5 для информации зачерненные блоки указывают проколотые символы, а блоки с точками указывают 672 символа, которые дважды повторяются перед передачей. Первые 1728 дважды повторенных символов передаются избирательно через символ. В этом способе образуются (или вновь формируются) N=1536(=864+672) символов. Формат, имеющий N=1536 битов в кадре, нарушает вышеуказанное условие (3). Следовательно, при использовании схемы FDRT из-за неравномерного прокалывания может возникнуть проблема, заключающаяся в ухудшении рабочих характеристик.Turning to FIG. 5, it is noted that puncturing is actually performed only in the first 1728 bits of the encoded symbol frame and is not performed in the next 672-bit frame interval. 5, for information, blackened blocks indicate punctured characters, and dotted blocks indicate 672 characters that are repeated twice before being transmitted. The first 1728 double-repeated characters are transmitted selectively through the character. In this method, N = 1536 (= 864 + 672) characters are formed (or re-formed). A format having N = 1536 bits in a frame violates the above condition (3). Therefore, when using the FDRT circuit due to uneven puncturing, a problem may arise in the performance degradation.
На фиг.6 представлена диаграмма, раскрывающая проблему, которая характерна для известной схемы FDRT. В частности, на фиг.6 показано распределение энергии символов и количества символов в единичном кадре на оконечном каскаде приемника.Figure 6 presents a diagram revealing the problem that is characteristic of the known FDRT scheme. In particular, FIG. 6 shows the distribution of symbol energy and the number of symbols in a single frame at the terminal stage of the receiver.
Обратимся к фиг.6, где канальный приемник 200 принимает символы, переданные в режиме FDRT, и подает принятые символы в блок 210 стирания и комбинирования символов. На фиг.6 показано относительное распределение энергии символов Es для соответствующих символов, когда блок 210 комбинирования символов выполняет комбинирование полученных символов. Как показано на фиг.6, если энергию Es 864-х не повторяющихся символов принять за 1,0, то для следующих 672 повторяющихся символов, подвергающихся комбинированию при М=2, Es становится равной 2,0. Следовательно, конечные (хвостовые) символы имеют среднее усиление Es/No=+3 дБ при тех же канальных условиях. То есть канальный декодер 220 с R=1/4 декодирует неравномерно распределенные 1200 символов и выдает 300 информационных символов. Как описано ниже со ссылками на фиг.12 и 13, результаты моделирования показывают, что рабочие характеристики известного устройства FDRT значительно ухудшаются.Referring to FIG. 6, where the
Неравномерное прокалывание возникает при определенном значении D, которое определяет шаблон прокалывания. То есть когда отношение LM/P не является целым числом, известный алгоритм FDRT в системе IS-2000 определяет значение D как указывающее максимальное целое число, меньшее LM/P. В этом случае в действительности прокалывается только P×D символов, и прокалывание не выполняется на оставшемся интервале из P×(LM/P-D) битов. Например, на фиг.5, поскольку LM/P=2400/864=2,778, то D=2 и LM/P-D=0,778. Следовательно, прокалывание выполняется на интервале P×D=864×2=1728 битов, в то время как на интервале P×(LM/P-D)=864×0,778=672 бита прокалывание не выполняется. В результате возникает неравномерное прокалывание из-за разности (LM/P-D) в процессе определения значения D.Uneven puncturing occurs at a certain value of D, which defines the puncturing pattern. That is, when the LM / P ratio is not an integer, the well-known FDRT algorithm in the IS-2000 system determines the value of D as indicating the maximum integer less than LM / P. In this case, in reality, only P × D symbols are punctured, and puncturing is not performed on the remaining interval of P × (LM / PD) bits. For example, in FIG. 5, since LM / P = 2400/864 = 2.778, then D = 2 and LM / PD = 0.778. Therefore, puncturing is performed on the interval P × D = 864 × 2 = 1728 bits, while on the interval P × (LM / PD) = 864 × 0.778 = 672 bits, puncturing is not performed. As a result, an uneven puncture occurs due to the difference (LM / PD) in the process of determining the value of D.
Известная схема FDRT имеет следующие недостатки.The known FDRT scheme has the following disadvantages.
1. Для схемы FDRT, использующей сверточный код или линейный блочный код, необходима схема равномерного прокалывания, чтобы обеспечить практически одинаковую чувствительность выдаваемых канальным кодером кодовых символов к ошибкам для каждого символа в одном кадре (или кодовом слове). Однако, поскольку такое допущение в существующей схеме FDRT IS-2000 не удовлетворяется, необходимо модифицировать имеющуюся схему FDRT.1. For an FDRT scheme using a convolutional code or a linear block code, a uniform puncturing scheme is necessary to ensure almost the same error code sensitivity of the code symbols generated by the channel encoder for each symbol in one frame (or codeword). However, since this assumption is not satisfied in the existing ISDR 2000 FDRT scheme, it is necessary to modify the existing FDRT scheme.
2. С точки зрения повторения символов существующая схема FDRT для системы IS-2000 рассматривает схему FDRT как схему повторения, предполагая, что шаблон прокалывания не подвергается серьезным изменениям. Однако это следует интерпретировать в том же контексте, что и прокалывание. То есть для схемы FDRT с оптимальными характеристиками даже в случае повторения следует использовать схему равномерного повторения, чтобы обеспечить практически одинаковую чувствительность выдаваемых канальным кодером кодированных символов к ошибкам для каждого символа в одном кадре (или кодовом слове). Однако, поскольку такое допущение в существующей схеме FDRT IS-2000 неправомерно, необходимо модифицировать существующую схему FDRT.2. In terms of symbol repetition, the existing FDRT scheme for the IS-2000 system considers the FDRT scheme as a repetition scheme, assuming that the puncturing pattern is not subject to major changes. However, this should be interpreted in the same context as piercing. That is, for an FDRT scheme with optimal characteristics, even in the case of repetition, a uniform repetition scheme should be used to ensure almost the same sensitivity of the encoded symbols generated by the channel encoder for errors for each symbol in one frame (or codeword). However, since this assumption is not valid in the existing ISDR 2000 FDRT scheme, it is necessary to modify the existing FDRT scheme.
СУЩНОСТЬ ИЗОБРЕТЕНИЯSUMMARY OF THE INVENTION
Таким образом, задачей настоящего изобретения является создание устройства и способа, гарантирующих оптимальные рабочие характеристики без их ухудшения при согласовании кадра с кодированными символами, гибко определяемыми в соответствии с изменением скорости передачи данных, с емкостью перемежителя в системе передачи данных.Thus, it is an object of the present invention to provide an apparatus and method that guarantees optimal performance without deterioration when matching a frame with coded symbols that are flexibly defined in accordance with a change in the data rate with the interleaver capacity in the data transmission system.
Другой задачей настоящего изобретения является создание устройства и способа передачи данных в режиме гибкой скорости передачи данных (FDRT), которые обеспечивают гибкое функционирование в соответствии со скоростью передачи данных путем простой настройки структуры устройства и начальных значений уставок в системе передачи данных, использующей сверточный код или линейный блочный код.Another objective of the present invention is to provide a device and method for transmitting data in a flexible data transfer rate (FDRT) mode, which provide flexible operation in accordance with the data transfer rate by simply adjusting the device structure and initial settings in a data transfer system using a convolutional code or linear block code.
Для решения вышеуказанных и других задач предлагается способ формирования потока из N символов путем прокалывания потока повторяющихся символов в системе, содержащей кодер для формирования потока из L символов; повторитель для повторения потока из L символов и прокалыватель для прокалывания потока повторяющихся символов и формирования потока из N символов, где N больше L. Способ заключается в том, что формируют поток из LM повторяющихся символов путем повторения потока из L символов M раз, где M – минимальное целое число, большее N/L; вычисляют первый интервал D1 прокалывания, определяемый как минимальное целое число, большее LM/P для количества P=LM-N прокалываемых символов, и первое количество P1 прокалываемых символов, определяемое как максимальное целое число, меньшее LM/D1; вычисляют второе количество P2 прокалываемых символов, указывающее разность между количеством P прокалываемых символов, и первым количеством P1 прокалываемых символов, и второй интервал прокалывания D2, определяемый как sD1 для одного выбранного целого числа s из целых чисел, меньших или равных максимальному целому числу, меньшему P1/P2; и формируют поток из N символов путем прокалывания потока из LM повторяющихся символов с первым интервалом D1 прокалывания и вторым интервалом D2 прокалывания.To solve the above and other problems, a method for generating a stream of N symbols by piercing a stream of repeated symbols in a system comprising an encoder for generating a stream of L symbols is proposed; a repeater for repeating a stream of L symbols and a puncturer for puncturing a stream of repeated symbols and forming a stream of N symbols, where N is greater than L. The method consists in generating a stream of LM repeating symbols by repeating a stream of L symbols M times, where M is minimum integer greater than N / L; calculating a first puncture interval D1 defined as a minimum integer greater than LM / P for the number P = LM-N of punctured characters and a first number of punctured characters P1 defined as a maximum integer less than LM / D1; calculating the second number P2 of punctured characters indicating the difference between the number P of punctured characters and the first number P1 of punctured characters, and the second puncturing interval D2, defined as sD1 for one selected integer s of integers less than or equal to the maximum integer less than P1 / P2; and forming a stream of N symbols by puncturing a stream of LM repeating symbols with a first puncturing interval D1 and a second puncturing interval D2.
КРАТКОЕ ОПИСАНИЕ ЧЕРТЕЖЕЙBRIEF DESCRIPTION OF THE DRAWINGS
Вышеуказанные и другие задачи, признаки и преимущества настоящего изобретения станут более очевидными из последующего подробного описания вместе с сопроводительными чертежами, на которых:The above and other objects, features and advantages of the present invention will become more apparent from the following detailed description, together with the accompanying drawings, in which:
фиг.1 – схема, иллюстрирующая известный канальный перемежитель типа non-FDRT;figure 1 is a diagram illustrating a known channel interleaver type non-FDRT;
фиг.2 – схема, иллюстрирующая формат кадра кодированных символов, передаваемый в соответствии с режимом non-FDRT;2 is a diagram illustrating a frame format of encoded symbols transmitted in accordance with a non-FDRT mode;
фиг.3 – схема, иллюстрирующая структуру известного устройства согласования в режиме гибкой скорости передачи данных;3 is a diagram illustrating the structure of a known matching device in a flexible data rate mode;
фиг.4А-4D – схемы, иллюстрирующие формат кадра кодированных символов, повторно формируемый повторителем и прокалывателем в устройстве согласования в режиме гибкой скорости передачи данных, показанном на фиг.3;4A-4D are diagrams illustrating a frame format of encoded symbols re-formed by a repeater and puncturer in a matching device in a flexible data rate mode shown in FIG. 3;
фиг.5 – схема, демонстрирующая пример, в котором кодированные символы прокалываются устройством согласования FDRT, показанным на фиг.3;FIG. 5 is a diagram showing an example in which coded symbols are punctured by the FDRT matching apparatus shown in FIG. 3;
фиг.6 – диаграмма, раскрывающая проблему, возникающую в известной схеме FDRT, и иллюстрирующая распределение энергии символов и количества символов в единичном кадре в оконечном каскаде приемника;6 is a diagram disclosing a problem encountered in the known FDRT scheme, and illustrating the distribution of symbol energy and the number of symbols in a single frame in the terminal stage of the receiver;
фиг.7 – диаграмма, иллюстрирующая способ прокалывания кодированных символов в соответствии с шаблоном прокалывания, предложенным в настоящем изобретении;7 is a diagram illustrating a method for puncturing coded symbols in accordance with the puncturing pattern proposed in the present invention;
фиг.8А и 8В – диаграммы, иллюстрирующие распределение энергии символов и количества символов в единичном кадре в оконечном каскаде приемника, связанного с устройством согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно варианту осуществления настоящего изобретения;8A and 8B are diagrams illustrating the distribution of symbol energy and the number of symbols in a single frame in a terminal stage of a receiver associated with a flexible data rate matching device according to an embodiment of the present invention;
фиг.9 – блок-схема, иллюстрирующая процедуру выполнения операций согласования в режиме гибкой скорости передачи данных и передачи данных согласно первому варианту осуществления настоящего изобретения;Fig. 9 is a flowchart illustrating a procedure for performing coordination operations in a flexible data and data rate mode according to a first embodiment of the present invention;
фиг.10 – схема, иллюстрирующая структуру устройства согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно первому варианту осуществления настоящего изобретения;10 is a diagram illustrating a structure of a flexible data rate matching device according to a first embodiment of the present invention;
фиг.11 – схема, иллюстрирующая другую структуру устройства согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно первому варианту осуществления настоящего изобретения;11 is a diagram illustrating another structure of a flexible data rate matching device according to a first embodiment of the present invention;
фиг.12 – блок-схема, иллюстрирующая процедуру выполнения операций согласования в режиме гибкой скорости передачи данных и передачи данных согласно второму варианту осуществления настоящего изобретения;12 is a flowchart illustrating a procedure for performing coordination operations in a flexible data and data rate mode according to a second embodiment of the present invention;
фиг.13 – схема, иллюстрирующая структуру устройства согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно второму варианту осуществления настоящего изобретения;13 is a diagram illustrating a structure of a flexible data rate matching device according to a second embodiment of the present invention;
фиг.14 – схема, иллюстрирующая другую структуру устройства согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно второму варианту осуществления настоящего изобретения;14 is a diagram illustrating another structure of a flexible data rate matching device according to a second embodiment of the present invention;
фиг.15 и 16 – диаграммы, позволяющие сравнить результаты моделирования операций согласования в режиме гибкой скорости передачи данных и передачи данных, предложенных в настоящем изобретении, с результатами моделирования согласно известному уровню техники.FIGS. 15 and 16 are diagrams for comparing simulation results of matching operations in the flexible data and data rate mode proposed in the present invention with simulation results according to the prior art.
ПОДРОБНОЕ ОПИСАНИЕ ПРЕДПОЧТИТЕЛЬНОГО ВАРИАНТА ОСУЩЕСТВЛЕНИЯ ИЗОБРЕТЕНИЯDETAILED DESCRIPTION OF A PREFERRED EMBODIMENT
Ниже со ссылками на сопроводительные чертежи описывается предпочтительный вариант осуществления изобретения. В последующем описании широко известные функции либо конструкции подробно не описываются, чтобы не затемнять существо изобретения ненужными деталями.Below, with reference to the accompanying drawings, a preferred embodiment of the invention is described. In the following description, well-known functions or constructions are not described in detail so as not to obscure the invention with unnecessary details.
Настоящее изобретение предлагает улучшенную схему FDRT, способную обеспечить равномерное прокалывание или повторение, что решает проблему, возникающую в известной схеме FDRT. С этой целью необходимо иметь шаблон равномерного прокалывания или шаблон равномерного повторения. Таким образом, настоящее изобретение предлагает способ формирования нового шаблона прокалывания для FDRT с последующим прокалыванием кодированных символов в соответствии с предложенным новым шаблоном прокалывания.The present invention provides an improved FDRT scheme capable of providing uniform puncturing or repetition, which solves the problem encountered in the known FDRT scheme. For this purpose, it is necessary to have a uniform puncture pattern or a uniform repetition pattern. Thus, the present invention provides a method for generating a new puncturing pattern for FDRT, followed by puncturing the coded symbols in accordance with the proposed new puncturing pattern.
При выполнении равномерного прокалывания или равномерного повторения в схеме FDRT важно определить правильное расстояние прокалывания D. Другими словами, причиной неравномерного прокалывания или повторения является параметр D, определяющий шаблон прокалывания или шаблон повторения. То есть в известном алгоритме FDRT в системе IS-2000, если LM/P не является целым числом, то в качестве параметра D определяется число указывающее максимальное целое число, меньшее LM/P. Следовательно, в этом случае в действительности прокалывается только P×D битов, а на остальном периоде из Р×(LM/P-D) битов прокалывание не производится. Например, поскольку LM/P=2,778, то D=2 и LM/P-D=0,778. Следовательно, прокалывание выполняется на интервале из P×D=864×2=1728 битов, в то время как на интервале P×(LM/P-D)=864×0,778=672 бита прокалывание не производится. В результате из-за наличия разности (LM/P-D) в процессе определения значения D получается неравномерное прокалывание. Для разрешения этой проблемы вводятся следующие базовые условия, а затем описывается алгоритм, основанный на этих условиях.When performing uniform puncturing or even repetition in the FDRT scheme, it is important to determine the correct puncturing distance D. In other words, the cause of uneven puncturing or repetition is parameter D, which defines the puncture pattern or repetition pattern. That is, in the well-known FDRT algorithm in the IS-2000 system, if LM / P is not an integer, then the number D is determined as the parameter indicating the maximum integer less than LM / P. Therefore, in this case, in reality, only P × D bits are punctured, and on the rest of the period of P × (LM / PD) bits, puncturing is not performed. For example, since LM / P = 2.778, then D = 2 and LM / PD = 0.778. Therefore, puncturing is performed on the interval of P × D = 864 × 2 = 1728 bits, while on the interval P × (LM / PD) = 864 × 0.778 = 672 bits, puncturing is not performed. As a result, due to the presence of a difference (LM / PD), uneven puncturing is obtained in the process of determining the value of D. To solve this problem, the following basic conditions are introduced, and then an algorithm based on these conditions is described.
Условие FDRT (1). P×D, определяемое исходя из L и N, должно удовлетворять неравенству P×D≥LM. То есть D должно удовлетворять неравенству D≥LM/P. Здесь P и D являются целыми числами.FDRT condition (1). P × D, determined from L and N, must satisfy the inequality P × D≥LM. That is, D must satisfy the inequality D≥LM / P. Here P and D are integers.
Условие FDRT (2). На LM символах прокалываются или повторяются по возможности равномерно (или с регулярными интервалами) символов, определяемых исходя из значения параметра D, удовлетворяющего условию FDRT (1). Здесь определенная позиция символа не должна перекрываться с позицией, определенной параметром D, удовлетворяющим условию FDRT (1).FDRT condition (2). On LM characters, punctured or repeated as evenly as possible (or at regular intervals) characters determined based on the value of parameter D satisfying the FDRT condition (1). Here, the specific position of the symbol should not overlap with the position defined by parameter D satisfying the FDRT condition (1).
Условие FDRT (3). Неравномерное повторение или прокалывание из-за разности (LM/P–D) в процессе определения параметра D должно быть минимизировано.FDRT condition (3). Uneven repetition or puncturing due to the difference (LM / P – D) in the process of determining the parameter D should be minimized.
Далее описывается работа схемы FDRT согласно варианту осуществления настоящего изобретения с учетом вышеуказанных условий FDRT. Сначала описывается вариант, к которому применим алгоритм FDRT согласно настоящему изобретению. Далее описывается обобщенный алгоритм FDRT.The following describes the operation of the FDRT circuit according to an embodiment of the present invention in view of the above FDRT conditions. First, an embodiment is described to which the FDRT algorithm of the present invention is applicable. The following describes a generic FDRT algorithm.
Новый алгоритм передачи в режиме гибкой скорости передачи данных типа 1.New transmission algorithm in the mode of flexible
Ниже описывается вариант, к которому применим алгоритм FDRT согласно настоящему изобретению. Условия, используемые в этом варианте, показаны ниже в таблице 4, а сам алгоритм показан далее в таблице 5.An embodiment to which the FDRT algorithm of the present invention is applied is described below. The conditions used in this embodiment are shown below in table 4, and the algorithm itself is shown further in table 5.
Обратимся к таблице 4, в которой вариант осуществления настоящего изобретения используется в RC3 в системе IS-2000. Максимальная назначенная скорость передачи данных составляет 19,2 килобит/с, емкость перемежителя N=15,36 битов, а скорость передачи входных данных составляет 15 килобит/с. Кроме того, количество кодированных символов на кадр составляет L=1200 битов. Следовательно, количество повторений для L=1200 кодированных символов составляет M=2. Количество повторений M определяется как минимальное целое число, большее N/L (=(емкость перемежителя)/количество кодированных символов на кадр)). То есть количество M повторений определяется как Количество P прокалываемых кодированных символов определяется вычитанием значения емкости перемежителя N из количества LM повторяющихся кодированных символов. Расстояние D прокалывания определяется как Refer to table 4, in which an embodiment of the present invention is used in RC3 in an IS-2000 system. The maximum assigned data rate is 19.2 kilobits / s, the interleaver capacity is N = 15.36 bits, and the input data rate is 15 kilobits / s. In addition, the number of encoded characters per frame is L = 1200 bits. Therefore, the number of repetitions for L = 1200 encoded characters is M = 2. The number of repetitions M is defined as the minimum integer greater than N / L (= (interleaver capacity) / number of coded symbols per frame)). That is, the number of M repetitions is defined as The number P of punctured coded symbols is determined by subtracting the interleaver capacitance value N from the number of LM repeated coded symbols. The piercing distance D is defined as
Обратимся к таблице 5, где в алгоритме согласно настоящему изобретению "k mod (?) 3" указывает операцию по модулю 3 вычисления остатка, определяемого путем деления k на 3. Условие FDRT (1) используется в процессе вычисления D, а условие FDRT (2) используется в процессе с переменной ‘36’.Refer to table 5, where in the algorithm according to the present invention, “k mod (?) 3” indicates the operation modulo 3 of calculating the remainder, determined by dividing k by 3. Condition FDRT (1) is used in the calculation process D, and condition FDRT (2 ) is used in the process with the variable '36'.
На фиг.7 показан способ прокалывания кодированных символов в соответствии с шаблоном прокалывания, предложенным в настоящем изобретении. Этот пример основан на условиях, описанных в таблице 4, и алгоритме по таблице 5.7 shows a method for puncturing coded symbols in accordance with the puncturing pattern proposed in the present invention. This example is based on the conditions described in table 4 and the algorithm in table 5.
Следует отметить, что согласно фиг.7 прокалывание действительно выполняется равномерно на всем интервале кадра кодированных символов. На фиг.7 зачерненные блоки указывают проколотые символы. Кроме того, отметим, что символы, передаваемые после двойного повторения, и символ, выбранный из числа символов, переданных после двойного повторения, распределены равномерно. Следовательно, кадр с N=1536 имеет формат символов, удовлетворяющий условию FDRT (3). Поэтому в указанной схеме FDRT, благодаря равномерному прокалыванию, рабочие характеристики не ухудшаются и близки к оптимальным.It should be noted that according to FIG. 7, puncturing is indeed performed uniformly over the entire frame interval of the encoded symbols. 7, blackened blocks indicate punctured characters. In addition, note that the characters transmitted after double repetition and the character selected from among the characters transmitted after double repetition are evenly distributed. Therefore, a frame with N = 1536 has a character format satisfying the FDRT condition (3). Therefore, in the indicated FDRT scheme, due to uniform puncturing, the performance characteristics do not deteriorate and are close to optimal.
На фиг.8А и 8В показано распределение энергии символов и количества символов в единичном кадре в оконечном каскаде приемника, связанного с устройством согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно варианту осуществления настоящего изобретения.On figa and 8B shows the distribution of the energy of the characters and the number of characters in a single frame in the terminal stage of the receiver associated with the matching device in the flexible data rate mode according to an embodiment of the present invention.
Обратимся к фиг.8А и 8В, на которых канальный приемник 200 принимает символы, передаваемые в режиме FDRT согласно изобретению, и подает полученные символы в блок 210 стирания и комбинирования символов. Блок 210 комбинирования символов выдает 1200 символов, как показано на фиг.8А, причем выходные символы имеют относительное распределение энергии, показанное на фиг.8В. Как показано на этой фигуре, если энергию Es 864-х не повторяющихся символов принять за 1,0, то для следующих 672 повторяющихся символов, подвергающихся комбинированию при M=2, получится значение Es, равное 2,0. На фиг.8В показано, что символы распределены равномерно по всему интервалу. Равномерное распределение символов способствует улучшению рабочих характеристик канального декодера 220, в качестве которого обычно используют декодер Витерби.Referring to FIGS. 8A and 8B, in which the
Обобщенный алгоритм GFDRTA-I передачи в режиме гибкой скорости передачи данных.Generalized GFDRTA-I transmission algorithm in flexible data rate mode.
Ниже описывается обобщенный алгоритм передачи в режиме гибкой скорости передачи данных согласно настоящему изобретению. Алгоритм FDRT и параметры, используемые в этом алгоритме, определены в таблице 6.The following describes a generalized flexible data rate transmission algorithm according to the present invention. The FDRT algorithm and the parameters used in this algorithm are defined in table 6.
В таблице 6 L указывает количество кодированных символов на кадр из потока кодированных символов на выходе кодера. Далее N указывает заданную емкость канального перемежителя, которая определяется как величина, большая или равная количеству L кодированных символов на кадр. Кроме того, M указывает количество повторений кодированных символов и определяется как То есть количество повторений M определяется как минимальное целое число, большее N/L. Следовательно, количество P прокалываемых кодированных символов определяется как P=LM-N.In Table 6, L indicates the number of encoded symbols per frame from the encoded symbol stream at the encoder output. Further, N indicates a predetermined channel interleaver capacity, which is defined as a value greater than or equal to the number L of encoded symbols per frame. In addition, M indicates the number of repetitions of encoded characters and is defined as That is, the number of repetitions of M is defined as the minimum integer greater than N / L. Therefore, the number P of punctured coded symbols is defined as P = LM-N.
Согласно первому варианту в алгоритме по таблице 6, если P=0, прокалывание не выполняется. В процессе прокалывания прокалываются каждый D1-й символ и каждый (D2+1)-й символ (где D2 – четное число) из LM кодированных символов, пока не будет проколото P символов на единичный кадр. То есть когда LM кодированных символов расположены в порядке от 1 до LM, прокалываются D1-й, 2D1-й, 3D1-й,... кодированные символы и (D2+1)-й, (2D2+1)-й, (3D2+1)-й, ... кодированные символы (где D2 – четное число). Здесь (D2+1)-й, (2D2+1)-й, (3D2+1)-й, ... кодированные символы прокалываются таким образом, чтобы не было перекрытия с mD1-ми кодированными символами (где m=1, 2, 3, ...) с точки зрения позиций прокалывания. Следовательно, если это необходимо, то можно рассмотреть другой способ, предотвращающий перекрытие (D2+1)-го, (2D2+1)-го, (3D2+1)-го, ... кодированных символов с mD1-ми кодированными символами (где m=1, 2, 3, ...). Например, вместо (D2+1)-го, (2D2+1)-го, (3D2+1)-го, ... кодированных символов можно также прокалывать (D2-1)-й, (2D2-1)-й, (3D2-1)-й, ... кодированные символы (где D2 – нечетное число). И в этом случае (D2-1)-й, (2D2-1)-й, (3D2-1)-й, ... кодированные символы прокалываются таким образом, чтобы они не перекрывались с mD1-ми кодированными символами (где m=1, 2, 3, ...) c точки зрения позиций прокалывания. Иными словами, D1 и D2 указывают значения расстояний прокалывания для определения расстояний среди P символов, подлежащих прокалыванию, из LM повторяющихся кодированных символов. Используемые здесь значения D1 и D2 определяются ниже уравнением (1).According to the first embodiment, in the algorithm of Table 6, if P = 0, puncturing is not performed. During the puncturing process, each D1th character and each (D2 + 1) th character (where D2 is an even number) of LM coded characters are punctured until P characters are punctured per unit frame. That is, when the LM encoded characters are arranged in order from 1 to LM, the D1th, 2D1st, 3D1st, ... coded characters and (D2 + 1) -th, (2D2 + 1) -th, ( 3D2 + 1) -th, ... encoded characters (where D2 is an even number). Here (D2 + 1) -th, (2D2 + 1) -th, (3D2 + 1) -th, ... coded characters are punctured so that there is no overlap with mD1-coded characters (where m = 1, 2, 3, ...) in terms of piercing positions. Therefore, if it is necessary, then we can consider another method that prevents overlapping of the (D2 + 1) th, (2D2 + 1) th, (3D2 + 1) th, ... encoded characters with mD1 encoded characters ( where m = 1, 2, 3, ...). For example, instead of the (D2 + 1) th, (2D2 + 1) th, (3D2 + 1) th, ... encoded characters, you can also puncture the (D2-1) th, (2D2-1) th , (3D2-1) th, ... encoded characters (where D2 is an odd number). And in this case, the (D2-1) th, (2D2-1) th, (3D2-1) th, ... coded characters are punctured so that they do not overlap with mD1 coded characters (where m = 1, 2, 3, ...) from the point of view of piercing positions. In other words, D1 and D2 indicate puncture distance values for determining distances among P characters to be punctured from LM repeating coded characters. The values D1 and D2 used here are defined below by equation (1).
Согласно второму варианту осуществления изобретения в алгоритме по таблице 6, если P=0, прокалывание не выполняется. В процессе прокалывания прокалываются каждый D1-й символ и каждый ((кратное D2)-)-й символ из LM кодированных символов, пока не будет проколото P символов на единичный кадр. То есть, когда LM кодированных символов расположены в порядке от 1 до LM, прокалываются D1-й, 2D1-й, 3D1-й,... кодированные символы и ()-й, ()-й, ()-й, ... кодированные символы. Здесь ()-й, ()-й, ()-й, ... кодированные символы прокалываются таким образом, чтобы не было перекрытия с mD1-ми кодированными символами (где m=1, 2, 3, ...) с точки зрения позиций прокалывания. Используемые здесь значения D1 и D2 также определяются ниже уравнением (1).According to a second embodiment of the invention, in the algorithm of Table 6, if P = 0, puncturing is not performed. In the process of piercing, each D1-th character and each ((multiple of D2) - ) th character from LM encoded characters until P characters are punctured per unit frame. That is, when the LM encoded characters are arranged in order from 1 to LM, the D1th, 2D1st, 3D1st, ... encoded characters and ( ) -th, ( ) -th, ( ) th ... encoded characters. Here ( ) -th, ( ) -th, ( ) th, ... coded characters are punctured so that there is no overlap with mD1 coded characters (where m = 1, 2, 3, ...) in terms of puncture positions. The values D1 and D2 used here are also defined below by equation (1).
Уравнение (1)Equation (1)
для P>0: в противном случае прокалывание не требуется. for P> 0: otherwise, piercing is not required.
P2=P-P1P2 = P-P1
D2=sD1 для P2>0: в противном случае прокалывание не требуется.D2 = sD1 for P2> 0: otherwise, piercing is not required.
В уравнении (1) s указывает максимальное целое число из целых чисел, находящихся в диапазоне, удовлетворяющем приведенному ниже уравнению (2).In equation (1), s indicates the maximum integer of integers in the range satisfying equation (2) below.
Уравнение (2)Equation (2)
Обратимся к уравнению (1) и (2), где расстояние (или интервал) D1 прокалывания определяется как минимальное целое число, большее LM/P, для числа P=LM-N оставшихся символов, подлежащих прокалыванию. P1 указывает количество прокалываемых символов и определяется как максимальное целое число, меньшее LM/D1. P2 указывает количество прокалываемых символов, определяемое разностью между общим количеством P символов, подлежащих прокалыванию, и количеством P1 прокалываемых символов. Расстояние D2 прокалывания определяется как sD1 для целого числа ‘s’ из целых чисел, меньших или равных максимальному целому числу, меньшему P1/P2.We turn to equation (1) and (2), where the puncture distance (or interval) D1 is defined as the minimum integer greater than LM / P for the number P = LM-N of the remaining characters to be punctured. P1 indicates the number of punctured characters and is defined as the maximum integer less than LM / D1. P2 indicates the number of punctured characters determined by the difference between the total number P of characters to be punctured and the number P1 of punctured characters. The piercing distance D2 is defined as sD1 for an integer ‘s’ of integers less than or equal to the maximum integer less than P1 / P2.
В таблице 6 и уравнениях (1) и (2) для согласования потока из L(<N) кодированных символов с емкостью N перемежителя поток из L кодированных символов повторяется M раз, в результате чего формируется поток из LM кодированных символов, и этот поток из LM повторяющихся кодированных символов прокалывается с первым интервалом D1 прокалывания и вторым интервалом D2 прокалывания в соответствии с первым шаблоном A прокалывания и вторым шаблоном В прокалывания. Здесь первый шаблон А прокалывания определяется кратным первому расстоянию (интервалу) D1 прокалывания, а второй шаблон в прокалывания определяется кратным второму расстоянию (интервалу) D2 прокалывания плюс смещение. В первом варианте смещение составляет +1 или -1 (смещение=±1). Во втором варианте смещение равно либо значению, определяемому путем вычитания D2 из максимального целого числа, меньшего D1/2 (то есть смещение=-), либо отрицательному значению для значения, определяемого путем прибавления D2 к максимальному целому числу, меньшему D1/2 (то есть смещение=-). То есть для потока из LM повторяющихся кодированных символов сначала прокалываются P1 символов, расположенных с первым интервалом D1 прокалывания от начального символа, а затем прокалываются P2 символов, расположенных со вторым интервалом D2 прокалывания плюс смещение (D2+смещение) от начального символа. Значения первого интервала D1 прокалывания и второго интервала D2 прокалывания определяют шаблоны, используемые для прокалывания символов, равномерно распределенных в одном кадре. Следовательно, в процессе первого прокалывания выполняется относительно частое прокалывание в потоке повторяющихся кодированных символов, составляющих один кадр, а в процессе второго прокалывания выполняется относительно редкое прокалывание в потоке повторяющихся символов.In table 6 and equations (1) and (2), for matching a stream of L (<N) encoded symbols with a capacity of N interleaver, a stream of L encoded symbols is repeated M times, resulting in a stream of LM encoded symbols, and this stream of The LM of the repeated coded symbols is punctured with a first puncture interval D1 and a second puncture interval D2 in accordance with the first puncture pattern A and the second puncture pattern B. Here, the first puncture pattern A is determined as a multiple of the first puncture distance (interval) D1, and the second puncture pattern A is determined as a multiple of the second puncture distance (interval) D2 plus offset. In the first embodiment, the offset is +1 or -1 (offset = ± 1). In the second embodiment, the offset is either equal to the value determined by subtracting D2 from the maximum integer less than D1 / 2 (i.e., the offset = - ), or a negative value for the value determined by adding D2 to the maximum integer less than D1 / 2 (i.e. offset = - ) That is, for a stream of LM repeating coded symbols, P1 symbols located at the first puncturing interval D1 from the initial symbol are punctured first, and then P2 symbols located at the second puncturing interval D2 plus the offset (D2 + offset) from the initial symbol are punctured. The values of the first puncture interval D1 and the second puncture interval D2 define patterns used to puncture characters uniformly distributed in one frame. Therefore, in the first puncturing process, relatively frequent puncturing in the stream of repeated coded symbols constituting one frame is performed, and in the second puncturing process, relatively rare puncturing in the stream of repeating characters is performed.
Другими словами, для потока из LM повторяющихся кодированных символов прокалываются P1 символов, и, когда оставшееся после прокалывания количество кодированных символов оказывается больше емкости N перемежителя, прокалывается P2 символов для потока из (LM-P1) повторяющихся кодированных символов. Как было описано выше, предполагается, что в данном варианте осуществления настоящего изобретения прокалывание потока повторяющихся кодированных символов выполняется в два отдельных этапа. Это делается потому, что, хотя количество кодированных символов меньше емкости перемежителя, можно согласовать количество кодированных символов с емкостью перемежителя, выполняя прокалывания повторяющихся кодированных символов в два отдельных этапа. Таким образом, в зависимости от конкретных обстоятельств можно также формировать кодированные символы в количестве, согласованном с емкостью N перемежителя, используя только один этап.In other words, P1 characters are punctured for a stream of LM repeating coded symbols, and when the number of coded characters remaining after puncturing is greater than the interleaver capacity N, P2 characters are punctured for a stream of (LM-P1) repeating coded characters. As described above, it is contemplated that in this embodiment of the present invention, puncturing a stream of repeated coded symbols is performed in two separate steps. This is because, although the number of coded symbols is less than the interleaver capacity, it is possible to match the number of coded symbols with the interleaver capacity by puncturing the repeated coded symbols in two separate steps. Thus, depending on the specific circumstances, it is also possible to generate coded symbols in an amount matched with the capacity N of the interleaver using only one step.
На фиг.9 показана процедура выполнения операций согласования в режиме гибкой скорости передачи данных и передачи, показанных в таблице 6, согласно первому варианту осуществления настоящего изобретения.FIG. 9 shows a procedure for performing coordination operations in a flexible data and transmission rate mode shown in Table 6 according to a first embodiment of the present invention.
Обратимся к фиг.9, где при операции 401 инициализируются начальные параметры N, L, M и P, необходимые для реализации FDRT. Число L кодированных символов, образующих кадр, и емкость N перемежителя определяются в соответствии с данной скоростью передачи данных, в то время как количество повторений M и количество P символов, подлежащих прокалыванию, определяются формулой в таблице 6. При операции 402 вычисляют первый интервал D1 прокалывания и первое количество P1 прокалываемых символов в соответствии с формулой, заданной в алгоритме. При операции 403 вычисляют второй интервал D2 прокалывания и второе количество P2 прокалываемых символов в соответствии с приведенной в алгоритме формулой. После того как при операциях 402 и 403 вычислены все параметры, выполняются операции с 404 по 411 при последовательном приращении значения k от 1 до LM. На каждом этапе приращения k, если при операциях 405 и 406 определяется, что k кратно D1 или D2 (где D2 – четное число), либо если при операциях 405 и 408 определяется, что k кратно D1 или D2 (где D2 нечетное число), то тогда при операции 407 или 409 прокалывают соответствующие k-е кодированные символы. При операции 405 определяют, является D2 четным либо нечетным числом. Если при операции 405 устанавливается, что D2 является четным числом, то при операции 406 определяют, кратно число k числу D1 или D2. Если при операции 40 устанавливают, что k кратно D1, то при операции 407 прокалывают k-й кодированный символ; в противном случае, если определяется, что k кратно D2, то при операции 407 прокалывают (k+1)-й кодированный символ. Однако, если при операции 406 определяется, что k не кратно ни D1, ни D2, то процедура переходит к операции 410 для увеличения значения k на +1. Если при операции 405 устанавливается, что D2 является не четным, а нечетным числом, то при операции 408 определяют, кратно ли число k числу D1 или числу D2. Если при операции 408 устанавливают, что k кратно D1, то при операции 409 прокалывают k-й кодированный символ; в противном случае, если выясняется, что k кратно D2, то при операции 409 прокалывают (k-1)-й кодированный символ. Однако, если при операции 408 выясняется, что k не кратно ни D1, ни D2, то процедура переходит к операции 410 для увеличения значения k на +1. После операции 410 при операции 411 определяют, выполняется ли равенство k=LM+1. Если это равенство выполняется, то процесс заканчивается. Если нет, то операции с 405 по 411 повторяются, пока при операции 411 не будет определено, что k=LM+1. При указанном способе создается шаблон прокалывания FDRT, близкий к равномерному, и в потоке повторяющихся кодированных символов выполняется прокалывание в соответствии с созданным шаблоном прокалывания.Turning to FIG. 9, in
При выполнении операций 401-407, 410 и 411, если определяется, что k кратно D1 или кратно D2 плюс 1 (где D2 – четное число), то тогда прокалывается соответствующий k-й кодированный символ. При выполнении операций 401–405 и 408–411, если k кратно D1 либо кратно D2 минус 1 (где D2 – нечетное число), то тогда прокалывают соответствующий k-й кодированный символ. Это делается для того, чтобы прокалывание выполнялось в позициях, не совпадающих с кодированными символами, соответствующими числу, кратному D1. То есть кодированные символы, соответствующие числу, кратному D2 плюс 1 (где D2 – четное число), или кратные числу D2 минус 1 (где D2 – нечетное число), прокалываются в других позициях, не совпадающих с кодированными символами, проколотыми в позициях, соответствующих числу, кратному D1.When performing operations 401-407, 410 and 411, if it is determined that k is a multiple of D1 or a multiple of D2 plus 1 (where D2 is an even number), then the corresponding kth coded character is punctured. In
На фиг.10 и 11 показаны структуры устройств согласования в режиме гибкой скорости передачи данных и передачи согласно первому варианту осуществления настоящего изобретения. В частности, на фиг.10 показана структура аппаратных средств, реализующих алгоритм FDRT, а на фиг.11 показана структура программных средств алгоритма FDRT. То есть устройство FDRT согласно первому варианту осуществления настоящего изобретения может быть реализовано либо с помощью программируемого модуля, такого как процессор для обработки цифровых сигналов (ПЦС, DSP), центральный процессор (ЦП, CPU) и микропроцессорный блок (МПБ, MPU), как показано на фиг.11, либо в виде аппаратного модуля, такого как специализированная интегральная микросхема (СИС, ASIC), как показано на фиг.10.10 and 11 show structures of matching devices in a flexible data and transmission rate mode according to a first embodiment of the present invention. In particular, figure 10 shows the structure of the hardware implementing the FDRT algorithm, and figure 11 shows the structure of the software tools of the FDRT algorithm. That is, the FDRT device according to the first embodiment of the present invention can be implemented either using a programmable module, such as a digital signal processor (DSP), a central processing unit (CPU, CPU), and a microprocessor unit (MPU), as shown in Fig.11, or in the form of a hardware module, such as a specialized integrated circuit (ASIC, ASIC), as shown in Fig.10.
Обратимся к фиг.10, на которой устройство согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно варианту осуществления настоящего изобретения включает в себя канальный кодер 10, повторитель 110, прокалыватель 350, канальный перемежитель 100, генератор 310 символьных индексов, блоки 320 и 330 операций по модулю и логический элемент ИЛИ (или блок логического суммирования) 340.Referring to FIG. 10, a flexible data rate matching device according to an embodiment of the present invention includes a
Канальный кодер 10 создает поток из L кодированных символов. Повторитель 110 повторяет поток из L кодированных символов М раз и выдает LM повторяющихся кодированных символов. Здесь М указывает количество повторений потока из L кодированных символов и определяется как минимальное целое число, большее N/L. То есть Прокалыватель 350 выполняет операцию прокалывания в соответствии с сигналом разрешения прокалывания PUNC_EN от логического элемента ИЛИ 340. То есть сигнал разрешения прокалывания PUNC_EN является шаблоном прокалывания для определения операций прокалывания прокалывателя 350. Канальный перемежитель 100 с емкостью N выполняет перемежение N-символьного потока, выходящего из прокалывателя 350.
Генератор 310 символьных индексов последовательно создает индексы, указывающие символы, которые образуют поток из LM повторяющихся символов. Генератор 310 символьных индексов может быть реализован с помощью счетчика. Блок 320 операции по модулю получает индекс k, сформированный генератором 310 символьных индексов, и D1 и формирует сигнал разрешения прокалывания PUNC_EN, равный ‘1’, когда k-й кодированный символ соответствует кодированному символу в позиции прокалывания. Например, в блоке 320 операции по модулю условие "когда k-й кодированный символ соответствует кодированному символу на позиции прокалывания" относится к случаю, когда k-й кодированный символ соответствует числу, кратному D1. Блок 330 операции по модулю принимает индекс k, сформированный в генераторе 310 символьных индексов, и D2 и формирует сигнал разрешения прокалывания PUNC_EN, равный '1', когда k-й кодированный символ соответствует кодированному символу в позиции прокалывания. Например, в блоке 330 операции по модулю условие "когда k-й кодированный символ соответствует кодированному символу в позиции прокалывания" относится к случаю, когда k-й кодированный символ соответствует числу, кратному (D2+1) (где D2 – четное число), или числу, кратному (D2-1) (где D2 – нечетное число). Логический элемент ИЛИ 340 формирует сигнал разрешения прокалывания PUNC_EN путем выполнения логической операции ИЛИ над выходными сигналами блоков 320 и 330 операций по модулю и подает сформированный сигнал разрешения прокалывания PUNC_EN в прокалыватель 350.The
Как описано со ссылками на таблицу 6, уравнения (1) и (2) и фиг.9, D1 и D2 представляют собой значения интервала прокалывания, определяющие интервал между символами, прокалываемыми в потоке кодированных символов в пределах одного кадра. Первый интервал D1 прокалывания определяется как минимальное целое число, большее LM/P, для количества прокалываемых символов P=LM-N. Второй интервал прокалывания D2 определяется как sD1 для выбранного целого числа ‘s’ из целых чисел, меньших или равных максимальному целому числу, меньшему P1/P2. Здесь P1 указывает первое количество прокалываемых символов и определяется как максимальное целое число, меньшее LM/D1. P2 указывает второе количество прокалываемых символов, определяемое разностью между общим количеством P символов, подлежащих прокалыванию, и первым количеством P1 прокалываемых символов. То есть P2=P-P1, D2=sD1 и Интервалы D1 и D2 прокалывания, а также количества P1 и P2 прокалываемых символов подаются из блока определения шаблона прокалывания (не показан). Блок определения шаблона прокалывания, блоки 320 и 330 операций по модулю и логический элемент ИЛИ 340 служат в качестве генератора шаблона прокалывания формирования сигнала разрешения прокалывания, определяющего операцию прокалывания прокалывателя 350.As described with reference to Table 6, equations (1) and (2) and FIG. 9, D1 and D2 are puncture interval values defining an interval between characters punctured in a coded symbol stream within a single frame. The first puncture interval D1 is defined as the minimum integer greater than LM / P for the number of punctured characters P = LM-N. The second piercing interval D2 is defined as sD1 for the selected integer 's' of integers less than or equal to the maximum integer less than P1 / P2. Here P1 indicates the first number of punctured characters and is defined as the maximum integer less than LM / D1. P2 indicates the second number of punctured characters, determined by the difference between the total number P of characters to be punctured, and the first number P1 of punctured characters. I.e P2 = P-P1, D2 = sD1 and The puncture intervals D1 and D2, as well as the number of punctured characters P1 and P2, are supplied from the puncture pattern determination unit (not shown). The puncturing pattern determination unit, the modulo operation blocks 320 and 330, and the
Обратимся к фиг.11, на которой, как и в устройстве согласования в режиме гибкой скорости передачи данных, показанном на фиг.10, устройство согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно варианту осуществления настоящего изобретения включает в себя канальный кодер 10, повторитель 110, прокалыватель 350, канальный перемежитель 100 и генератор 310 символьных индексов. Устройство согласования в режиме гибкой скорости передачи данных, показанное на фиг.11, отличается тем, что вместо блоков 320 и 330 операций по модулю и логического элемента ИЛИ 340 на фиг.10 оно содержит генератор 360 шаблона прокалывания. Благодаря такому исполнению устройство согласования в режиме гибкой скорости передачи данных реализуется с помощью программным средств. В генераторе 360 шаблона прокалывания хранится программа модуля генератора адресов, причем сигнал разрешения прокалывания ‘1’ создается тогда, когда k удовлетворяет специальному условию согласно этой программе. Генератор 360 шаблона прокалывания определяет k-е кодированные символы, соответствующие случаю, когда k кратно D1 или кратно D2 плюс 1 (где D2 - четное число) для прокалывания определенных кодированных символов. Генератор 360 шаблона прокалывания может также определить k-е кодированные символы, соответствующие случаю, когда k кратно D1, кратно D2 плюс 1 (где D2 - четное число) или кратно D2 минус 1 (где D2 – нечетное число) для прокалывания определенных кодированных символов. Затем устройство согласования в режиме гибкой скорости передачи данных действительно выдает N символов из LM символов, как и устройство согласования в режиме гибкой скорости передачи данных на фиг.10.Referring to FIG. 11, in which, as in the flexible data rate matching device shown in FIG. 10, the flexible data rate matching device according to an embodiment of the present invention includes a
На фиг.12 показана процедура для выполнения операций согласования в режиме гибкой скорости передачи данных и передачи, показанных в таблице 6, согласно второму варианту осуществления настоящего изобретения.FIG. 12 shows a procedure for performing negotiation operations in a flexible data rate and transmission mode shown in Table 6 according to a second embodiment of the present invention.
Обратимся к фиг.12, где при операции 601 инициализируются начальные параметры N, L, M и P, необходимые для FDRT. Число L кодированных символов, образующих кадр, и емкость N перемежителя определяются в соответствии с данной скоростью передачи данных, в то время как количество M повторений и количество P символов, подлежащих прокалыванию, определяются формулой в таблице 6. При операции 602 вычисляют первый интервал D1 прокалывания и первое количество P1 прокалываемых символов в соответствии с формулой, заданной в алгоритме. При операции 603 вычисляют второй интервал D2 прокалывания и второе количество P2 прокалываемых символов в соответствии с приведенной в алгоритме формулой. После того как при операциях 602 и 603 вычислены все параметры, выполняются операции с 604 по 608 при последовательном увеличении значения k от 1 до LM. На каждом этапе приращения k счета, если при операции 605 определяется, что k есть (кратное D1) или ((кратное D2)-), то тогда при операции 606 прокалывают соответствующие k-е кодированные символы. Если при операции 605 определяют, что k не является ни (кратное D1), ни ((кратное D2)-), процедура переходит к операции 607 для увеличения значения k на +1. После операции 607 при операции 608 определяют, выполняется ли равенство k=LM+1. Если это равенство выполняется, то процесс заканчивается. Если нет, то операции с 605 по 608 повторяются, пока при операции 608 не будет определено, что k=LM+1. При указанном способе создается шаблон прокалывания FDRT, близкий к равномерному.Turning to FIG. 12, in
На фиг.12, если определяется, что k есть (кратное D1) или ((кратное D2)-), то тогда прокалывается соответствующий k-й кодированный символ. В альтернативном варианте, если k есть (кратное D1) или ((кратное D2)-), то тогда прокалывают соответствующий k-й кодированный символ. Это делается для того, чтобы прокалывание выполнялось в позициях, не совпадающих с кодированными символами, соответствующими числу, кратному D1, а также для предотвращения перекрывания диапазона прокалывания и диапазона LM. Кроме того, это необходимо для того, чтобы позиция D1 прокалывания находилась как можно дальше от позиции D2 прокалывания по мере возрастания значения D1. То есть кодированные символы, соответствующие ((кратное D2)-), прокалываются в других позициях, не совпадающих с кодированными символами, проколотыми в позициях, соответствующих числу, кратному D1.12, if it is determined that k is (a multiple of D1) or ((a multiple of D2) - ), then the corresponding kth coded character is punctured. Alternatively, if k is (a multiple of D1) or ((a multiple of D2) - ), then the corresponding kth coded symbol is punctured. This is to ensure that puncturing is performed in positions that do not match the coded characters corresponding to a multiple of D1, and also to prevent overlapping of the puncturing range and the LM range. In addition, this is necessary so that the puncture position D1 is as far as possible from the puncture position D2 as the value of D1 increases. That is, encoded characters corresponding to ((a multiple of D2) - ) are punctured in other positions that do not match the coded characters punctured in positions corresponding to a multiple of D1.
На фиг.13 и 14 показаны структуры устройств согласования в режиме гибкой скорости передачи данных и передачи согласно второму варианту осуществления настоящего изобретения. В частности, на фиг.13 показана структура аппаратных средств, реализующих алгоритм FDRT, а на фиг.14 показана структура программных средств алгоритма FDRT. То есть устройство FDRT согласно второму варианту осуществления настоящего изобретения может быть реализовано либо с помощью программируемого модуля, такого DSP и CPU, как показано на фиг.11, либо в виде аппаратного модуля, такого как ASIC, как показано на фиг.13.FIGS. 13 and 14 show structures of matching devices in a flexible data and transmission rate mode according to a second embodiment of the present invention. In particular, FIG. 13 shows the structure of hardware implementing the FDRT algorithm, and FIG. 14 shows the structure of software tools of the FDRT algorithm. That is, the FDRT device according to the second embodiment of the present invention can be implemented either using a programmable module, such a DSP and CPU, as shown in FIG. 11, or in the form of a hardware module, such as an ASIC, as shown in FIG. 13.
Обратимся к фиг.13, на которой устройство согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно варианту осуществления настоящего изобретения включает в себя канальный кодер 10, повторитель 110, прокалыватель 550, канальный перемежитель 100, генератор 510 символьных индексов, блоки 520 и 530 операций по модулю и логический элемент ИЛИ (или блок логического суммирования) 540.Referring to FIG. 13, a flexible data rate matching device according to an embodiment of the present invention includes a
Канальный кодер 10 создает поток из L кодированных символов. Повторитель 110 повторяет поток из L кодированных символов М раз и выдает LM повторяющихся кодированных символов. Здесь М указывает количество повторений потока из L кодированных символов и определяется как минимальное целое число, большее N/L. То есть . Прокалыватель 550 выполняет операцию прокалывания на потоке из LM повторяющихся символов и выдает поток из N символов. В частности, прокалыватель 550 выполняет операцию прокалывания в соответствии с сигналом разрешения прокалывания PUNC_EN от логического элемента ИЛИ 540. То есть сигнал разрешения прокалывания PUNC_EN является шаблоном прокалывания для определения операций прокалывания прокалывателя 550. Канальный перемежитель 100 с емкостью N выполняет перемежение N-символьного потока, выходящего из прокалывателя 550.
Генератор 510 символьных индексов последовательно формирует индексы, указывающие символы, которые образуют поток из LM повторяющихся символов. Генератор 510 символьных индексов может быть реализован с помощью счетчика. Блок 520 операции по модулю получает индекс k, сформированный генератором 510 символьных индексов, и D1 и создает сигнал разрешения прокалывания PUNC_EN, равный ‘1’, когда k-й кодированный символ соответствует кодированному символу в позиции прокалывания. Например, в блоке 520 операции по модулю условие "когда k-й кодированный символ соответствует кодированному символу в позиции прокалывания" относится к случаю, когда k-й кодированный символ соответствует числу, кратному D1. Блок 530 операции по модулю принимает индекс k, сформированный в генераторе 510 символьных индексов, и D2 и формирует сигнал разрешения прокалывания PUNC_EN, равный ‘1’, когда k-й кодированный символ соответствует кодированному символу в позиции прокалывания. Например, в блоке 530 операции по модулю условие "когда k-й кодированный символ соответствует кодированному символу в позиции прокалывания" относится к случаю, когда k-й кодированный символ соответствует числу ((кратное D2)- Логический элемент ИЛИ 540 формирует сигнал разрешения прокалывания PUNC_EN путем выполнения логической операции ИЛИ над выходными сигналами блоков 520 и 530 операций по модулю и подает сформированный сигнал разрешения прокалывания PUNC_EN в прокалыватель 550.The
Как описано со ссылками на таблицу 6, уравнения (1) и (2) и фиг.9, D1 и D2 представляют собой значения интервала прокалывания, определяющие интервал между символами, прокалываемыми в потоке кодированных символов в пределах одного кадра. Первый интервал D1 прокалывания определяется как минимальное целое число, большее LM/P, для количества P=LM-N прокалываемых символов. Второй интервал D2 прокалывания определяется как sD1 для выбранного целого числа ‘s’ из целых чисел, меньших или равных максимальному целому числу, меньшему P1/P2. Здесь P1 указывает первое количество прокалываемых символов и определяется как максимальное целое число, меньшее LM/D1. P2 указывает второе количество прокалываемых символов, определяемое разностью между общим количеством P символов, подлежащих прокалыванию, и первым количеством P1 прокалываемых символов. То есть P2=P-P1, D2=sD1 и Интервалы D1 и D2 прокалывания, а также количества P1 и P2 прокалываемых символов подаются из блока определения шаблона прокалывания (не показан). Блок определения шаблона прокалывания, блоки 520 и 530 операций по модулю и логический элемент ИЛИ 540 служат в качестве генератора шаблона прокалывания для формирования сигнала разрешения прокалывания, определяющего операцию прокалывания прокалывателя 550.As described with reference to Table 6, equations (1) and (2) and FIG. 9, D1 and D2 are puncture interval values defining an interval between characters punctured in a coded symbol stream within a single frame. The first puncture interval D1 is defined as a minimum integer greater than LM / P for the number P = LM-N of punctured characters. The second puncturing interval D2 is defined as sD1 for the selected integer 's' of integers less than or equal to the maximum integer less than P1 / P2. Here P1 indicates the first number of punctured characters and is defined as the maximum integer less than LM / D1. P2 indicates the second number of punctured characters, determined by the difference between the total number P of characters to be punctured, and the first number P1 of punctured characters. I.e P2 = P-P1, D2 = sD1 and The puncture intervals D1 and D2, as well as the number of punctured characters P1 and P2, are supplied from the puncture pattern determination unit (not shown). The puncture pattern determination unit, the modulo operation blocks 520 and 530, and the
Обратимся к фиг.14, на которой, как и в устройстве согласования в режиме гибкой скорости передачи данных, показанном на фиг.13, устройство согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно варианту осуществления настоящего изобретения включает в себя канальный кодер 10, повторитель 110, прокалыватель 550, канальный перемежитель 100 и генератор 510 символьных индексов. Устройство согласования в режиме гибкой скорости передачи данных, показанное на фиг.14, отличается тем, что вместо блоков 520 и 530 операций по модулю и логического элемента ИЛИ 540 на фиг.10 оно содержит генератор 560 шаблона прокалывания. Благодаря такому исполнению устройство согласования в режиме гибкой скорости передачи данных реализуется с помощью программных средств. В генераторе 560 шаблона прокалывания хранится программа модуля генератора адресов, причем сигнал разрешения прокалывания ‘1’ создается тогда, когда k удовлетворяет специальному условию согласно этой программе. Генератор 560 шаблона прокалывания определяет k-е кодированные символы, соответствующие случаю, когда k есть (кратное D1) или ((кратное D2)-) для прокалывания определенных кодированных символов. Генератор 560 шаблона прокалывания может также определить k-е кодированные символы, соответствующие случаю, когда k есть (кратное D1) или ((кратное D2)-) для прокалывания определенных кодированных символов. Затем устройство согласования в режиме гибкой скорости передачи данных действительно выдает N символов из LM символов, как и устройство согласования в режиме гибкой скорости передачи данных на фиг.13.Referring to FIG. 14, in which, as in the flexible data rate matching device shown in FIG. 13, the flexible data rate matching device according to an embodiment of the present invention includes a
Анализ производительностиPerformance analysis
В последующем описании анализируются изменение производительности в соответствии с прокалыванием кодированных символов, закодированных с помощью сверточного кода, и описываются изменение в среднем эффективности сверточного кода со скоростью кода R от частоты прокалывания и частоты повторения. Из этих данных можно прогнозировать различие производительности, обеспечиваемой известным алгоритмом FDRT для системы IS-2000 и новым алгоритмом FDRT, предложенном в изобретении, а также оценить среднее значение производительности.In the following description, the change in performance is analyzed in accordance with the puncturing of encoded symbols encoded using a convolutional code, and the average change in the effectiveness of the convolutional code with the code rate R from the puncturing rate and the repetition rate is described. From this data, it is possible to predict the difference in performance provided by the well-known FDRT algorithm for the IS-2000 system and the new FDRT algorithm proposed in the invention, as well as to estimate the average performance value.
Сначала определим используемые ниже обозначения:First, we define the notation used below:
R – скорость передачи сверточного кода, R=k/n;R is the convolutional code rate, R = k / n;
Rst: (скорость передачи кодированных символов, действительно передаваемых по каналу)·R, Rst=NR(бит/с); иRst: (bit rate of encoded characters actually transmitted over the channel) · R, Rst = NR (bit / s); and
Rfdrt: (скорость передачи кодированных символов на выходе канального кодера в режиме FDRT)·R, Rfdrt=LR (бит/с).Rfdrt: (transmission rate of coded symbols at the output of the channel encoder in FDRT mode) · R, Rfdrt = LR (bit / s).
При использовании шаблона равномерного прокалывания или повторения изменение производительности, вызванное прокалыванием или повторением, задается уравнением (3), приведенным ниже. Здесь, когда Rfdrt<Rst, схема FDRT выполняет повторение символов, так что производительность, то есть эффективность кодирования, повышается. Наоборот, когда Rfdrt>Rst, схема FDRT выполняет прокалывание символов, так что производительность, то есть эффективность кодирования, ухудшается. Однако, как упоминалось ранее, поскольку N>L, схема FDRT обычно выполняет повторение символов, повышая тем самым производительность, то есть эффективность кодирования. Задачей исследования является нахождение способов повышения эффективности кодирования в соответствии с шаблоном.When using a uniform puncture or repetition pattern, the change in productivity caused by the puncture or repetition is given by equation (3) below. Here, when Rfdrt <Rst, the FDRT circuit performs symbol repetition, so that performance, i.e., coding efficiency, is improved. Conversely, when Rfdrt> Rst, the FDRT circuit punctures the characters, so that performance, i.e., coding efficiency, is degraded. However, as mentioned earlier, since N> L, the FDRT circuit typically performs symbol repetition, thereby increasing performance, i.e., coding efficiency. The objective of the study is to find ways to improve the coding efficiency in accordance with the template.
Уравнение (3)Equation (3)
Средняя эффективность кодирования =Average coding efficiency =
= 10log10 (Rst/Rfdrt) дБ= 10log 10 (Rst / Rfdrt) dB
Например, при Rst=19,2 килобит/с значения эффективности кодирования в зависимости от Rfdrt показаны в таблице 7. Таким образом, если шаблон прокалывания или шаблон повторения определен правильно и используется алгоритм FDRT, то гарантируются значения эффективности кодирования, приведенные в таблице 7.For example, at Rst = 19.2 kilobits / s, the coding efficiency values depending on Rfdrt are shown in table 7. Thus, if the puncture pattern or repetition pattern is determined correctly and the FDRT algorithm is used, then the coding efficiency values shown in table 7 are guaranteed.
На фиг.15 и 16 сравниваются результаты моделирования по новому алгоритму FDRT с результатами моделирования по известному алгоритму FDRT.Figures 15 and 16 compare the simulation results of the new FDRT algorithm with the simulation results of the known FDRT algorithm.
Фиг.15 графически иллюстрирует результаты моделирования для случая применения настоящего изобретения для RC3 IS-2000 (скорость передачи кода R=1/4). Эти графики получены при следующих условиях моделирования. Случай (1), случай (2) и случай (3) соответствуют условиям моделирования, представленным в таблицах 8, 9 и 10 соответственно. В случае (1) скорость передачи данных равна 15 килобит/с, количество кодированных символов на кадр L=1200, а емкость перемежителя N=1536. Здесь кривые 15k_BER_IS2000 и 15k_FER_IS200 показывают результаты моделирования согласно известному уровню техники, в то время как кривые 15k_BER_SEC и 15k_FER_SEC показывают результаты моделирования согласно настоящему изобретению. В случае (2) скорость передачи данных составляет 10 килобит/с, количество кодированных символов на кадр L=800, а емкость перемежителя N=1536. В этом случае показаны результаты моделирования только согласно известному уровню техники. В случае (3) скорость передачи данных составляет 19,2 килобит/с. В этом случае прокалывание/повторение символов не происходит.FIG. 15 graphically illustrates simulation results for a case of applying the present invention for the RC3 IS-2000 (code rate R = 1/4). These graphs were obtained under the following modeling conditions. Case (1), case (2) and case (3) correspond to the modeling conditions presented in tables 8, 9 and 10, respectively. In case (1), the data transfer rate is 15 kilobits / s, the number of encoded symbols per frame is L = 1200, and the interleaver capacity is N = 1536. Here, the curves 15k_BER_IS2000 and 15k_FER_IS200 show the simulation results according to the prior art, while the curves 15k_BER_SEC and 15k_FER_SEC show the simulation results according to the present invention. In case (2), the data transfer rate is 10 kilobits / s, the number of encoded symbols per frame is L = 800, and the interleaver capacity is N = 1536. In this case, the simulation results are shown only according to the prior art. In case (3), the data rate is 19.2 kilobits / s. In this case, puncturing / repetition of characters does not occur.
Обратимся к фиг.15, на которой показаны результаты моделирования RC3, причем схема FDRT (15k_BER_SEC и 15k_FER_SEC) согласно настоящему изобретению обеспечивает усиление Eb/No примерно от 0,9 дБ до 1,0 дБ по сравнению с известной схемой FDRT для IS-2000 (15k_BER_IS2000 и 15k_FER_IS2000). Это почти совпадает со средней эффективностью кодирования 1,07 дБ по сравнению с 19,2 кбит/с, как показано в таблице 7. Указанные результаты получены благодаря созданию шаблона равномерного прокалывания и повторения, причем производительность также демонстрирует практически оптимальное значение. Таким образом, условие FDRT (1) и условие FDRT (2) алгоритма FDRT, предложенного в изобретении, играет важную роль для производительности, и новый алгоритм FDRT типа 1, отражающий эти условия, может также обеспечить высокую производительность. Однако необходимо отметить, что результаты моделирования для известного алгоритма FDRT IS-2000 неожиданно демонстрируют эффективность кодирования порядка 0,1 дБ. Причиной этого является асимметричный шаблон с повышением частоты прокалывания к концу кадра, как было описано выше. В результате при тех же условиях работы канала возникает различие в эффективности, составляющее примерно от 0,9 до 1,0 дБ, в зависимости от шаблона FDRT.Referring to FIG. 15, the RC3 simulation results are shown, wherein the FDRT circuit (15k_BER_SEC and 15k_FER_SEC) according to the present invention provides an Eb / No gain of about 0.9 dB to 1.0 dB compared to the known FDRT scheme for IS-2000 (15k_BER_IS2000 and 15k_FER_IS2000). This almost coincides with the average coding efficiency of 1.07 dB compared to 19.2 kbit / s, as shown in table 7. These results were obtained by creating a uniform puncturing and repetition pattern, and the performance also demonstrates an almost optimal value. Thus, the FDRT condition (1) and the FDRT condition (2) of the FDRT algorithm proposed in the invention plays an important role for performance, and the
Фиг.16 графически иллюстрирует результаты моделирования для случая применения настоящего изобретения для RC4 SCH (скорость кода R=1/2). Эти графики получены при следующих условиях моделирования. Случай (1), случай (2) и случай (3) соответствуют условиям моделирования, представленным в таблицах 11, 12 и 13 соответственно. В случае (1) скорость передачи данных равна 15 килобит/с, количество кодированных символов на кадр L=600, а емкость N перемежителя=768. Здесь кривые 15k_BER_IS2000 и 15k_FER_IS200 показывают результаты моделирования согласно известному уровню техники, в то время как кривые 15k_BER_SEC и 15k_FER_SEC показывают результаты моделирования согласно настоящему изобретению. В случае (2) скорость передачи данных составляет 17,5 килобит/с, количество кодированных символов на кадр L=700, а емкость перемежителя N=768. В этом случае показаны результаты моделирования только согласно известному уровню техники. В случае (3) скорость передачи данных составляет 10 килобит/с, количество кодированных символов на кадр L=400, а емкость перемежителя N=768. В этом случае показаны результаты моделирования только согласно известному уровню техники. В случае (4) скорость передачи данных составляет 19,2 килобит/с. В этом случае прокалывание/повторение символов не происходит.Fig. 16 graphically illustrates simulation results for a case of applying the present invention to RC4 SCH (code rate R = 1/2). These graphs were obtained under the following modeling conditions. Case (1), case (2) and case (3) correspond to the modeling conditions presented in tables 11, 12 and 13, respectively. In case (1), the data transfer rate is 15 kilobits / s, the number of encoded symbols per frame is L = 600, and the capacitance N of the interleaver = 768. Here, the curves 15k_BER_IS2000 and 15k_FER_IS200 show the simulation results according to the prior art, while the curves 15k_BER_SEC and 15k_FER_SEC show the simulation results according to the present invention. In case (2), the data transfer rate is 17.5 kilobits / s, the number of encoded symbols per frame is L = 700, and the interleaver capacity is N = 768. In this case, the simulation results are shown only according to the prior art. In case (3), the data transfer rate is 10 kilobits / s, the number of encoded symbols per frame is L = 400, and the interleaver capacity is N = 768. In this case, the simulation results are shown only according to the prior art. In case (4), the data rate is 19.2 kilobits / s. In this case, puncturing / repetition of characters does not occur.
Обратимся к фиг.16, на которой результаты моделирования RC4 также совпадают с результатами моделирования, показанными на фиг.15. Как показано на фиг.16, схема FDRT (15k_BER_SEC и 15k_FER_SEC) согласно настоящему изобретению обеспечивает усиление Eb/No примерно от 0,8 дБ до 0,9 дБ по сравнению с известной схемой FDRT IS-2000 (15k_BER_IS-2000 и 15k_FER_IS2000).Referring to FIG. 16, in which the simulation results of RC4 also coincide with the simulation results shown in FIG. As shown in FIG. 16, the FDRT circuit (15k_BER_SEC and 15k_FER_SEC) according to the present invention provides an Eb / No gain of about 0.8 dB to 0.9 dB compared to the known FDRT IS-2000 (15k_BER_IS-2000 and 15k_FER_IS2000).
Важное значение имеют характеристики при 10 кбит/с. В этом случае известный алгоритм FDRT почти достигает средней эффективности кодирования 2,83 дБ, показанной в таблице 7. Указанные результаты получаются потому, что расстояние (интервал) D прокалывания для случая 10 кбит/с устанавливается равным целому числу, в результате чего в процессе определения расстояния (интервала) D прокалывания не возникает неравномерное прокалывание из-за разности LM/P-D. Таким образом, это является хорошим примером, показывающим, что производительность непосредственно связана с предыдущим условием, состоящим в том, что в процессе определения расстояния (интервала) D прокалывания должна в полной мере учитываться разность LM/P-D. В показанной ниже таблице 14 представлены условия моделирования для этого случая.Characteristics at 10 kbps are important. In this case, the well-known FDRT algorithm almost reaches the average coding efficiency of 2.83 dB shown in Table 7. These results are obtained because the piercing distance (interval) D for the case of 10 kbit / s is set to an integer, as a result of which during the determination piercing distance (interval) D, uneven puncturing does not occur due to the LM / PD difference. Thus, this is a good example showing that the performance is directly related to the previous condition, namely that in the process of determining the piercing distance (interval) D, the difference LM / P-D should be fully taken into account. Table 14 below shows the simulation conditions for this case.
Как было описано выше, новая схема FDRT согласно настоящему изобретению согласует кадр, имеющий кодированные символы, гибко определяемые в соответствии с изменением скорости передачи данных, с емкостью перемежителя в системе передачи данных. Схема FDRT равномерно распределяет шаблон прокалывания или шаблон повторения в кадре путем настройки начальных значений уставок, что позволяет гибко передавать данные с соответствующей скоростью без ухудшения рабочих характеристик.As described above, the new FDRT scheme according to the present invention matches a frame having coded symbols flexibly determined according to a change in the data rate with an interleaver capacity in the data transmission system. The FDRT circuit evenly distributes a puncture pattern or a repetition pattern in a frame by adjusting the initial settings, which allows you to flexibly transmit data at the appropriate speed without sacrificing performance.
Хотя данное изобретение было продемонстрировано и описано со ссылками на конкретный предпочтительный вариант его осуществления, специалистам в данной области техники очевидно, что в него могут быть внесены различные изменения по форме и в деталях, не выходящие за рамки сущности и объема изобретения, определенных прилагаемой формулой изобретения.Although the invention has been demonstrated and described with reference to a specific preferred embodiment, it will be apparent to those skilled in the art that various changes may be made in form and detail without departing from the spirit and scope of the invention as defined by the appended claims. .
Claims (28)
Applications Claiming Priority (7)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
KR2000/22039 | 2000-04-21 | ||
KR20000022039 | 2000-04-21 | ||
KR20000021672 | 2000-04-24 | ||
KR2000/21672 | 2000-04-24 | ||
KR2000/22295 | 2000-04-26 | ||
KR20000022521 | 2000-04-27 | ||
KR2000/22521 | 2000-04-27 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
RU2002128014A RU2002128014A (en) | 2004-02-20 |
RU2235425C2 true RU2235425C2 (en) | 2004-08-27 |
Family
ID=33424811
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
RU2002128014/09A RU2235425C2 (en) | 2000-04-21 | 2001-04-21 | Matching method and device in flexible data transfer speed mode for data transfer system |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
RU (1) | RU2235425C2 (en) |
-
2001
- 2001-04-21 RU RU2002128014/09A patent/RU2235425C2/en not_active IP Right Cessation
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
RU2002128014A (en) | 2004-02-20 |
Similar Documents
Publication | Publication Date | Title |
---|---|---|
JP4615541B2 (en) | Transmission configuration method in mobile communication system | |
US7237179B2 (en) | Data rate matching device | |
EP2019503B1 (en) | A data communication system and rate matching method | |
KR20030032781A (en) | Apparatus and method for coding and rate mating in cdma mobile communication | |
AU2001252744B2 (en) | Flexible data rate matching apparatus and method in a data communication system | |
AU2001252744A1 (en) | Flexible data rate matching apparatus and method in a data communication system | |
US8009550B2 (en) | Method and communications device for adapting the data transfer rate in a communications device | |
JPH0918450A (en) | Code division multiplex transmitter | |
RU2235425C2 (en) | Matching method and device in flexible data transfer speed mode for data transfer system | |
KR100387058B1 (en) | Method and apparatus for flexible data rate matching by symbol insertion for a data communication system | |
KR20010108455A (en) | Method for coding channels | |
KR100800787B1 (en) | Flexible data rate matching method and apparatus for data communication system | |
KR20010018890A (en) | Parameter Optimization method of Parallel Puncturing Algorithm | |
KR100781240B1 (en) | Data Rate Matching Method in 3GPP2 | |
KR100404181B1 (en) | Method and Apparatus of Rate Matching for Channelization Code On up-link | |
KR100344873B1 (en) | parameter determinating Method for uplink rate matching | |
KR100813038B1 (en) | Method and apparatus for data processing in a transmission chain | |
KR100720539B1 (en) | Rate Matching Method and Apparatus | |
KR100364536B1 (en) | Method for generating data block having nonuniform length by using the block interleaver | |
KR20010009158A (en) | Rate matching method for channelization code on up-link |
Legal Events
Date | Code | Title | Description |
---|---|---|---|
MM4A | The patent is invalid due to non-payment of fees |
Effective date: 20060422 |