TW201128964A - Method and apparatus for generating soft bit values in reduced-state equalizers - Google Patents

Description

201128964 六、發明說明： 【發明所屬之技術領域】 本發明大體上係關於縮簡狀態等化器，且更特定而言係 關於使用縮簡狀態等化器產生可靠軟位元值。 【先前技術】 一縮簡狀態等化器通常使用維特比（Viterbi)4 bcjr演算 法對一籬柵操作以估計一經傳輸符號序列。籬柵在每一符 號時間具有許多狀態，狀態數量隨調變而變。例如，假設 頻道具有-符號週期之記憶，則對於64_QAM(正交振幅調 變），一籬栅具有64個不同狀態，且對於32_QAM，一籬栅 具有32個可能的狀態。在決定與—經傳輸符號序列相關聯 之最有可能路徑時’縮簡狀態等化器修剪籬柵。藉由修剪 籬栅，在決定最有可能路徑時，並不評估蘿拇中之許多路 徑的度量，從而減少計算複雜度。但是，在未評估難拇路 仅時’軟位兀值的產生變得較不可靠。此繼而使得很難獲 得每一符號内之經傳輸的二進位位元的精確概率估計。 ㈣狀態等化器之使用繼續演變為每符號傳輸越來越多 位70的現代無線通信系統。具有一較高符號位元密度將使 籬柵中之路;^數置呈指數增長’而此使得MESH(最大可能 序估4)且甚至DFSE(決策回饋序列估計）等化器變為較 不實用。例如’考慮64_QAM。每一 “ QAM符號承载6個 位το ’該64-QAM比（舉例來說）每符號僅承載i個位元之 GMSK更加有效率。但是，因為每—符號可具有μ個可能 值之者所以考慮最當前的兩個頻道切片，則從一符號 147569.doc 201128964 時間至下一符號時間，相對應籬柵具有64x64個可能路 徑。DFSE等化器#由縮短頻道脈％回應而縮㈣㈣ 董。例如，DFSE等化器將無線電頻道脈衝回應長度從, 切片截短至2個切片。以此方式，在每次反覆評估之蘿拇 狀態數量係從縮簡至肘八2，其中M係調變大小。其他 縮簡狀‘態等化器（諸如RSSE(縮帛狀態序列估計）及ma(_ 算法））提供類似計算節省。隨著籬栅正從當前符號時間延 伸至下一符號時間，DFSE、RSSE、MA及其他類型之習知 縮簡狀態等化器在每次反覆產生軟位元值。但是，並非兩 個符號時間之間的所有路徑係藉由此#習知縮簡狀態等化 器評估。在一些^兄中，舉㈣說在射頻有效地縮短至2 個符號犄，DFSE可被認為一全籬柵等化器，即每次反覆 評估ΜχΜ個路徑。相比而言，尺㈣及MA並不具有個 路徑，而是具有Gx]VHS路徑。RSSE&MA2缺失路徑在每 次反覆怪定地變化。 由縮簡狀態等化器產生之軟位元值的精確度隨由等化器 評估之路徑數量而變。一軟位元值係與一符號内之一特定 位元相關聯且被定義為位元具有一「〇」值之概率與位元 八有 1」值之概率之間的比率。若位元更有可能為 〇」，則比率大於1且比率之對數大於〇(即正軟位元值）指 不一位70更有可能為「〇」。利用序列估計，等化器決定最 有可此符號序列。每一符號具有多個位元且相同符號之個 別位70大體上具有不同的對數概度比率，即軟位元值。藉 由使用所謂之簡化SOVA(軟輸出維特比）演算法來獲得最佳 147569.doc 201128964 軟位元值的較好近似值，即對數概度比率。當評估少於可 能路徑之所有者時，軟位元值精確度減少。在一些案例 中，舉例來說當未評估一整個路徑組時，軟位元值之精確 度可降級得如此厲害以致該等軟位元值變為不可靠。從 而，需要產生可靠軟位元值的縮簡狀態等化器。 【發明内容】 根據本文所揭示之方法、裝置及電腦可讀媒體，提供用 作一縮簡狀態等化器及產生可靠軟位元值的一解調變器。 在足夠多的符號時間内建立籬栅，由此可藉由追淘遍及蘿 樹來可靠地積測-經傳輸符號序列中的一符號以識別在一 早期符號時間的傳輸符號。在每次反覆產生軟位元值，但 產生軟位元值並不與當前符號時間有關，而是與過去符號 時間相關。本文描述之決策延遲軟位元值計算實施例容許 一等化器計算一單個結束狀態的軟位元值。此與計算與當 前符號時間有關之軟位元值的習知等化器形成對比。因 此，必須計算所有結束狀態的軟位元值，藉此結束狀態之 數量相對應於調變大小。 根據本文描述之決策延遲軟位元值計算實施例，在將來 反覆中°十舁與當岫符號時間相關之軟位元值》為了實現延 遲軟位7L值計算，等化器將用於計算當前符號時間的路徑 度量之倖存者度量保存於循環式緩衝器中。與特定狀態相 關％之偉存者度量指示該狀態表示與當前符號時間相關聯 之匕傳輪符號的概率。在縮簡狀態等化器之每次反覆保存 蘿拇狀態之倖存者度量。每次反覆亦更新在記憶體中的每 147569.doc 201128964 i柵狀態之累積符號歷史。使用所保存之符號歷史來追 嶺遍及籬柵，以識別在一早期符號時間的一經偵測符號。 緊接在前的符號時間之經保存的倖存者度量致使等化器能 夠评估與兩個早期符號時U束狀態㈣的所有师 _路徑。接著使用所有Μ個路徑度量，而非使用一縮簡 ㈣⑽㈣度量（其中G<M)來執行衫結束狀態之軟位 值產生。因為則貞測之結束狀態的所有路徑係用於產生 軟位7C值’所以在以此方式使軟位元值產生延遲可增加軟 位元值之精碟度’而同時仍保持一縮簡狀態等化器之計算 效率。 根據-實施例’使用-解調變器藉由回應於從符號時間 η 1至苻號時間n之一轉變而更新由解調變器管理之μ狀態 籬栅來產生一經傳輪符號序列的軟位元值’其中μ隨經傳 輸符號序列甲每符號位元數量而變。每一符號時間保存與 籬柵之Μ個狀態相關聯的倖存者度量，由此等化器可計算 與從符號時間n+D-l至符號時間n+D之轉變有關的軟位元 值。追溯遍及籬柵以基於在符號時間n_D為M個狀態保存 之倖存者度量而計算在符號時間n_D偵測到的一符號的軟 位元值》 當然，本發明並不限於上文之特徵及優點。熟悉此項技 術者將在閱瀆下文詳細描述及察看附圖之後認識到額外特 徵及優點。 【實施方式】 圖1圖解說明包含於一接收器丨1〇中以用於偵測經傳輸符 147569.doc 201128964 號的一解調變器組件100的一實施例。解調變器1〇〇基於瞭 解傳輸符號之頻道而執行相干解調變。頻道包括傳輸器渡 波器、傳播頻道及接收器匹配渡波器回應之淨效應。解調 變盗100包含用於估計頻道之一頻道估計器12〇及用於偵測 經傳輸符號的一符號偵測器13〇。頻道估計器12〇使用已知 的經傳輸符號（諸如訓練序列或導頻符號）估計頻道。解調 變益100亦白化經接收之信號r⑻以移除在傳輸期間與所期 望 號混口之至少一些干擾。白化經接收之信號咖）可實 現經傳輸符號之最佳偵測。符號偵測器13〇使用經白化信 號r⑷及由頻道估計器m產生之-或更多個頻道切片匕⑻ 的估計以偵測已傳輸之符號。 頻道切片在整個封包期間通常保持值定。但是，對於 迅速哀退情況，頻道在一封包期間明顯改變且在不追縱該 等改變下解調變品質可經受考驗。因此，解調變器1〇〇逐 捋號追縱頻道變動。為了平衡追縱之計算額外耗用與無線 :效能’解調變器100每符號時間追縱m個切片，其中mii 、吊小於頻道切片之數量一特殊案例係在解調變器_僅 追縱-單個切片且使用單個、時變切片以更新所有W個 切片時1號_器130亦估計與一經偵測符號相關聯之s 個位元之每一者的概率。 概羊貝讯在本文中可互換地指稱 ^軟位元值。由符號㈣器別羞生之軟位元勤㈣的 口口質對由校正位元錯誤之一頻 道解❹W 領、解碼器140執行之隨後頻 :·程序有重大影響，其中„係指符號索引幻係指一符 唬内之位元索引。 I47569.doc 201128964 當符號偵測器130產生軟位元值Wnj)時，其可用作一縮 簡狀態等化器。符號偵測器130包含用於在許多符號時間 内建立一籬栅的一籬柵搜尋器132，由此可藉由追溯遍及 籬柵而可靠地偵測一經傳輸符號序列中的一符號，以識別 在一早期符號時間的經偵測符號◎符號偵測器13〇基於倖 存者度量計算每一過去符號時間的軟位元值。與一特定籬 柵狀態相關聯之倖存者度量指示該狀態表示與當前符號時 間相關聯之經傳輸符號的概率。倖存者度量保存於決策延 遲緩衝器134中》籬栅搜尋器132亦使每一籬栅狀態之符號 歷史累積且將符號歷史儲存於緩衝器134中。在每次新的 等化器反覆時更新符號歷史。 籬柵搜尋器132使用經保存之符號歷史來追溯遍及籬 柵，以偵測在早期符號時間的一符號。符號偵測器13〇之 軟位το值計算器136組件使用與緊接在前的符號時間相關 聯之經保存的倖存者度量，以評估兩個連續符號時間的所 有Μχΐ個籬栅路徑。軟位元值計算器136使用對Μχΐ個籬栅 路徑計算之相對應延遲決策路徑度量的所有者以產生經偵 測符號之每一位元的一軟位元值。在以此方式使軟位元值 產生延遲可增加軟位元值之精確度，而同時仍保持解調變 器100之計算效率，此係因為使用所有路徑來產生軟位元 值且計算單個結束狀態的MX 1個路徑度量，而非計算所有 Μ個可能的結束狀態的mxM個路徑度量。 可以硬體、韌體或二者之某種組合實施解調變器1〇〇。 在一實施例中，解調變器100係以硬體實施為（舉例來說）一 147569.doc 201128964 ASIC(特殊應用積體電路）。在另一實施射，可（舉例來 尤）’-里由DSP(數位k號處理器）以韌體實施解調變器 100。在又一實施例中，預期一混合的實施方案其令解 調變器100之計算引擎可實施為一硬體加速器（舉例純實 施為ASIC)且（舉例來說）經由一 Dsp以韌體實施解調變器 100之控制邏輯及其他預處理功能。在每一案例中熟悉 此項技術者可以電腦可執行指令之形式實施本文描述之說 明、方塊圖及操作流程的多種部分，該等電腦可執行指令 可體現於電腦可讀媒體之一或更多個形式中。如本文所^ 用，電腦可讀媒體可為可儲存或體現可由一計算器件存取 及理解之一形式編碼的資訊。電腦可讀媒體之典型形式可 無限制地包含揮發性及非揮發性記憶體、資科儲存器件 (其等包含可卸除及/或不可卸除媒體）及通信媒體。由解調 變器100存取之決策延遲緩衝器134可包含此等類型或其他 類型之電腦可讀媒體的任一者或所有者。 在一實施例中，解調變器100使用由頻道估計器12〇計算 之兩個主要頻道切片估計h(k)以用於管理籬柵。若對於更 尚階調變星座（諸如32-QAM及64_QAM)考慮兩個以上切 片’則改良效能，但增加複雜度。使用用於籬柵管理之兩 個主要頻道切片意謂著每一狀態相對應於一可能符號值。 例如’ 32-QAM具有32個狀態，每一狀態相對應於調變星 座中之一符號。即’籬柵狀態與一符號之間存在1_丨的關 係。籬柵搜尋器132估計籬柵中相對應於經傳輸符號序列 之最有可能路徑。 147569.doc -10·

201128964 _尋器"2藉由產生不同類型之概率估計(本文稱作 度幻而估計最有可能路徑。由籬柵搜尋器132計算之度量 的者係倖存者度里。每一狀態具有一偉存者度量且取決 於所使用之按比例調整技術，具有較小倖存者度量之一狀 態比具有較大倖存者度量之—狀態更具可能性或反之亦 然。狀態/之倖存者度量表示為J(/)。使用從一訓練序列或 導頻符號獲得之知識在—新符號序列之開端初始化律存者 度量。經初始化之倖存者度量相對應於序列中之第一經傳 輸符號的概率。例如，對於與32_QAM星座相關聯之一籬 栅的32個狀態’存在32個倖存者度量。—特定狀態之偉存 者度量相對應於第一經傳輸符號係由該狀態表示之符號的 概率。 解調變器100估計整個經傳輸符號序列的概率。從而， 籬柵搜尋器132將籬柵延伸至序列中之下一符號即第二 符號。以此方式延伸籬栅可引入分支度量的概念。一分支 度量係與一原始狀態及一結束狀態之一組合相關聯的一概 率置測，即序列中之第一符號有多大可能係由原始狀態表 不且第二符號有多大可能係由結朿狀態表示。分支度量係 由b(/，a〇表示，其中/表示原始狀態且&表示結束狀態。回到 32-QAM星座之實例，對於序列中之第一符號，存在32個 可能值；且對於序列中之第二符號，存在32個可能值。因 而’存在相對應於第一符號及第二符號之32χ32=1〇24個可 能的符號序列。1024個序列之每一者相對應於籬柵中之一 路徑且每一路徑係與稱作路徑度量之一概率量測相關聯。 147569.doc 201128964

BG’t)增加至與狀態/相關聯之倖存者度量j(Z)而 ⑴ 此僅評估G X Μ 中之每符號位 計算從狀態/至狀態A:的路徑度量，其給定為如下 r(u) = j(/)+B(u) 解調變器100操作為縮簡狀態等化器且因此 個路徑（其中G<M)且Μ隨經傳輸符號之序列中 το數量而變。基於在先前符號時間的G個籬柵狀態相對應 倖存者度里，在先前符號時間的G個籬栅狀態表示比剩餘 (Μ-G)個狀態更具可能性的狀態。在已計算所有ο,個路 徑度量之後，解調變器100使用一演算法（諸如維特比演算 法）以選擇在每一當前狀態結束之最有可能路徑度量。 圖2圖解說明在一經傳輸符號序列之處理期間由解調變 器100管理之一籬柵的一實施例。基於如上文描述之一已 知訓練序列或導頻符號初始化籬栅。由籬柵搜尋器132使 用在籬柵初始化期間決定之倖存者度量及符號歷史以開始 建立籬柵》 圖3圖解說明籬柵搜尋器Π2之一實施例。籬柵搜尋器 132包含：一前向路徑度量計算器3〇〇，其用於在每次等化 器反覆期間計算GxM個路徑度量；一籬柵管理器31〇，其 147569.doc 201128964 需要用來產生軟位元值的資訊， 如本文稍後更詳細描述。

用在η之所有M個倖存者度量來計算連結至 ι經谓剛符號且使 至經偵測符號之Μ 用於將籬栅從一符號時間更新至下一符號時間；及一追溯 管理器320，其用於基於儲存於決策延遲緩衝器134中之符 號歷史資訊來識別在序列中早期的一經偵測的符號。接下 來將基於圖2中所圖解說明之籬柵更詳細地解釋籬柵搜尋 器132之操作’圖2繪示從符號時間n-i至符號時間n+D之狀 態’其中D表示解調變器之決策深度。較佳地選擇決策深 度D以考量來自過去符號之回顯（ech〇)。在第n次縮簡狀態 等化器反覆期間，前向路徑度量計算器3〇〇根據方程式（1) 藉由使從符號時間η-1之〇個所選先前狀態與從符號時間η 之所有Μ個當前狀態成對而計算GxM個路徑度量。在圖2 中在時間η-1之狀態2、在時間n之狀態4、在時間n+ i之 狀態6等的每一者在各自反覆期間包含於G個所選先前狀態 的子集中。解調變器100保存將在下次反覆中修改但稍後 個路徑度量。

147569.doc -13- 201128964 引。因為追蹤m個切片，所以每一個別切片具有索引p，該 P之值係在1至m之範圍内。每一籬柵狀態的更新符號歷史 亦儲存於緩衝器134中。如本文稍後更詳細地描述，在D次 反覆之後使用儲存於緩衝器134中之資訊以計算從符號時 間η-1之所有Μ個狀態至相對應於在時間最有可能或經 偵測符號的單個當前狀態。在籬柵搜尋期間，已計算Gx 1 個路徑度量。因而，Mxl個決策延遲路徑度量包含g個度 量加上先前並未計算之Μ-G個額外路徑度量。基於DFSEi 習知縮簡狀態等化器（其中所有MxM個路徑度量可用）在建 立籬柵時計算軟位元值且將所有M個結束狀態的軟位元值 儲存於記憶體中。如本文先前所解釋，（諸如）在一 rsse& ΜΑ等化器之案例中，當修剪籬柵時，並非所有路徑度量 可用於計算軟位元值。從而，由於缺失路徑度量，習知軟 位7G值可為不可靠或甚至根本不能被執行，除非並不是計 算一單個結束狀態的額外路徑度量，而是計算所有結束狀 態的額外路徑度量。此外，因為每一結束狀態必須保存s 個軟位元值且總共存在Μ個結束狀態，所以要求更多記憶 體儲存與每一符號時間相關聯之軟位元值。本文描述之解 調變器實施例儲存每一符號時間的倖存者度量及m切片估 計h(k)，而非儲存軟位元值。此明顯減少用於儲存倖存者 度量及m切片估計h(k)之緩衝器134的大小。 在倖存者度量UO及m切片估計g(n，p)儲存於決策延遲緩 衝器134之後，在隨後等化器反覆期間籬柵搜尋器132之籬 柵管理器組件310更新籬柵。對於每一當前狀態，籬柵管 147569.doc 201128964 理器31〇決定哪-個傳入路徑為最佳，即最有 輔助籬栅管理器310作出此決定，前向路徑度量計b算器扇 在新符號時間更新每一當前狀態的倖存者度量及倖存者序 列（即，符號歷史）。根據—實施例，前向路徑度量計算器 300決定具有最小路徑度量之倖存者⑽，其給定為： nUW，Wr(U) ’ 其中 /<η⑻ （？） 前向路徑度量計算器300亦更新給定為如下的倖存者卢 量： & 人(众）4(/-⑷,众） ^ (3) 且糟由將增加至min(幻的現有符號歷史來更新*的符號 歷史。對於符號時間n<N(其中每封包或叢訊（burst)之 符號數量），重複更新每一籬柵狀態之倖存者度量及相對 應付號歷史且將此資訊保存於決策延遲緩衝器134中之程 序。 當已計算第D個符號的倖存者度量及相對應符號歷史時 且其後在經傳輸符號序列中，解調變器1 〇〇開始產生符號 歷史中早期被偵測到之一符號的軟位元值。為了致使軟位 元計算器136能夠產生經偵測符號的軟位元值，籬柵搜尋 器132之追溯管理器組件320從最有可能符號狀態kmin至與 早期符號時間相關聯之經偵測符號追溯遍及籬柵。 圖4圖解說明在追溯程序期間由解調變器ι〇0管理之籬栅 的一實施例。圖4繪示與一當前符號時間n往回至一先前符 號時間n-D相關聯之籬柵狀態。追溯管理器320使用為狀態 kmin保存之符號歷史從時間η之最有可能符號狀態kmin遍及 147569.doc -15- 201128964 籬柵追溯D-1個符號時間以找出時間n_D+i之最佳狀態 kdCt在追'钥程序期間識別之狀態表示最有可能已在符號 時間n D+1傳輸之#號，該符號在本文巾亦稱作經偵測符 號。一旦識別在時間n-D+1之經偵測符號，軟位元值計算 136可使用在時間n.D+1之經制符號作為結束狀態以產 生相對應於在符號時間n_D的軟位元值。 圖5圖解說明軟位元值計算器136之一實施例。根據此實 施例，軟位元值計算器丨3 6包含一決策延遲路徑度量計算 器500及一軟位元值產生器510。決策延遲路徑度量計算器 500計算在時間n_D至時間n_D+1之經偵測狀態中之M個 路徑的Μ個決策延遲路徑度量。因為度量係與過去（即從符 號時間n-D至η-D+l)相關聯，所以路徑度量被認為「決策 延遲」。相比而言，由籬柵搜尋器計算之路徑度量係與當 前時間（即從符號時間η-1至n)相關聯。此延遲致使軟位元 值計算器136能夠僅產生一籬栅狀態（即每一符號週期的 kdet)的軟位元值。 由決策延遲路徑度量計算器500計算之路徑度量相對應 於在符號時間n-D之所有Μ個籬栅狀態至在符號時間n_D+ i 之單個經偵測狀態kdel的可能轉變。在一實施例中，決策 延遲路徑度量計算器500從由頻道估計器12〇提供之L個頻 道切片擷取相對應於由解調變器1〇〇追蹤之m個切片的111切 片估計g(A>D+l，p)。頻道估計器120提供表示為h，（k)之l個 切片，其中k=0，l，2，..L-l。此等L個切片在叢訊或封包之時 期内保持恆定。解調變器100追蹤表示為g(n，p)2m個切 147569.doc 201128964 片’其中…，…心卜此等切片在每一符號時 化，且此為第—绝m狄 哎町间雙 '' 、吏用第二編碼ρ以對經追蹤切片之 原因。在每次反覆中，解調變器100使用來自 頻道估計器120之L個切片個經追縱切片二者來產生最 、4刀片以此方式’為了更好地追蹤射頻變動，最故[ 個切片係隨時間變化。最終L個切片係表示融㈣，其中 k-0’l”..L-l。例如’若㈣(即解調變器⑽僅追蹤一個 切片）貝J可刪除第三索引p，由此咖，〇)變為呂⑻。接著可 藉由將g⑷與L個恆定切片h,(k)之每一者相乘（即， h(n，k)=h’(k)xg(n))而獲得最終l個切片。 4號時間η-D+l之m切片估計g(n，p)及符號時間的偉 存者度量儲存於決策延遲緩衝器134中。舉例來說如 圖4中所示’接著決策延遲路徑度量計算器500計算相對應 於在時間n-D與時間n_D+1之間發生之可能轉變 /4(/ = 〇U_ M個決策延遲路徑度量Γ_(/，ω。⑷固 決策延遲路徑度量給定為如下： 其中式-M(/，幻表示相對應於從在符號時間n_D之狀態z至在符 號時間n-D+1之狀態免的轉變的分支度量。 軟位兀值產生器5 10基於根據方程式（4)計算之所有河個 決策延遲路徑度量而計算經偵測符號之位元的每一者之一 軟位元值\_D+lW。經偵測符號kdet用作用於計算軟位元值的 結束狀態。即’所計算之軟位元值並非與在符號時間n_ D+1之kdet相關聯，而是與在符號時間n_D之符號（即，kdet

147569.doc -17· 201128964 之前的一符號）相關聯.使用符號kdet作為結束狀態。因 而，實際計算之軟位元值係與符號時間n_D相關聯，而非 與n-D+l相關聯。藉由從n_D選擇最佳原始狀態可對在& D之經傳輸符號作出決策。當計算軟位元值u，⑽，所 有時變輸入延遲了 D]個樣本，即使用咖侧），而非使 用咖），且使用咐-D+l)，而非使用咐）等。可使用任何適 當之演算法（諸如簡化之S0VA)計算軟位元值。相對應於一 單個經摘測符號狀態kdet，僅計算l〇g2M個軟位元值。然 而，即使一縮使用簡狀態等化器來建立籬栅，但所有肘個 路徑可用於產生軟位元值。此外，不要求控制邏輯決定需 »十昇那些路徑度里。因為控制邏輯趨向於抑制解調變器計 算引擎之處理能力，所以此為基於Dsp及ASIC之實施方案 提供優點。此外，藉由解調變器1〇〇僅計算籬柵搜尋之 (G+1)XM個路徑度量、GxM個前向路徑度量及軟位元值產 生之Μ個決策延遲路徑度量。 在已處理最後樣本之後，解調變器1〇〇使用（舉例來說） 相對應於一單個當前狀態之一已知尾部符號以終止籬柵且 回溯追縱來計算序列中歸因於決策延遲仍未被偵測到之最 後經傳輸符號D的軟位元值更新籬柵與軟位元產生之間 的時間差致使解調變器100能夠每符號時間僅計算—狀離 的軟位元值。解調變器100亦不儲存所有狀態之軟位元 值。相反’僅保存與D個符號之時間範圍（即，一決策延 遲）相關聯之m切片估計g(n，p)及倖存者度量。此外，相較 於必須計算更多路徑度量以產生一致軟位元值的一習知縮 147569.doc • 18 · 201128964 簡狀態等化器’解調變器1〇〇計算與當前轉變相關聯之 個路彳二度量以更新與過去轉變相關聯之籬柵及Μ個決 策延遲路徑度量來產生軟位元值。例如當應用於32-QAM 時’本發明之方法根據本文描述之解調變器實施例將需要 保存度量資訊的緩衝器空間從用於習知縮簡狀態等化器之 32x5x10=1600個記憶體字縮簡至1〇+32〇=33〇個字。 如本文描述之解調變器實施例的一圖解，考慮以下32· QAM實例，其中m=32j_ G=4。f知縮簡狀態等化器計算 每當前狀態的4個額外路徑。根據習知縮簡狀態等化器計 算之路徑度量總數係（4+4)x32=256。因為並非所有路徑都 可用，所以甚至在此許多路徑之情況下，軟位元值品質遠 不及最佳品質。本文描述之解調變器實施例計算 (G+l)xM=5x32=160個路徑度量。甚至路徑遠不夠建立籬 栅之情況下，軟位元值計算器136仍具有可用於藉由追溯 遍及籬柵以識別經偵測符號及計算經偵測符號的決策延遲 路徑度量而產生軟位元值的所有路徑。 空間相對術語（諸如「下方」、「下面」、「下部」、「上 面」、「上部」及類似物）用於描述之便以解釋一元件相對 於一第二元件之定位。此等術語意欲包括除了 个I。』於圖式 中所描繪之方位的此等方位之外的器件的不 J个丨。j方位。此 外，諸如「第一」、「第二」及類似物之術語亦用於描述多 種元件、區域、區段等且並非意欲作出限制。 在整個描述 中，類似術語指稱類似元件。 如本文中所使用，術語「具有」、「含有」、「白 」 岜含」、「包 147569.doc •19· 201128964 括」及類似詞為指示存在所述元件或特徵，但並不排除額 外元件或特徵的開放型術語。冠詞「一」、「一個」及 該」意欲包含複數以及單數，除非上下文另有清楚地指 示0 在牢s己上文之變動及應用範圍下，應理解本發明並非受 、上為述限制也不受附圖限制。相反，本發明僅受以下 申請專利範圍及其等法律等效物的限制。 【圖式簡單說明】 圖1圖解說明具有-頻道估計器及用作一縮簡狀態等化 器之一符號價測器之一解調冑器的一實施例的一方塊圖。 圖2圖解說明由圖丨之解調變器建構之籬柵的一實施例的 一圖0 圖3圖解說明圖丨之解調變器之一籬柵搜尋器組件的一實 施例的一方塊圖。 圖4圖解說明由圖丨之解調變器追溯遍及以用於產生軟位 元值之一籬柵的一實施例的一圖。 圖5圖解說明圖丨之解調變器之一軟位元值計算器組件的 一實施例的一方塊圖。 【主要元件符號說明】 100 解調變器組件 110 接收器 120 頻道估計器 130 符號偵測器 132 籬柵搜尋器 147569.doc -20- 201128964 134 136 140 300 310 320 500 510 決策延遲緩衝器 軟位元值計算器 頻道解碼器 前向路徑度量計算器 籬柵管理器/籬柵管理器組件 追溯管理器 決策延遲路徑度量計算器 軟位元值產生器 147569.doc -21 -

Claims (1)

1. 201128964 七、申請專利範圍： 1’ -種使用-解調變器產生—經傳輸符號序列的軟位元值 的方法，該方法包括： 回應於從符號時間n]至符糾間轉變而更新由 該解調夂器育理之一河狀態籬栅，其中M隨該經傳輸符 •號序列中之每符號位元數量而變； 每符號時間保存與該籬柵之該Μ個狀態相關聯之倖 存者度篁，由此該解調變器可計算與從符號時間n+H 至符號時間n+D之轉變有關的軟位元值，該等倖存者度 量和不每一各自狀態表示與符號時間η+D-l相關聯之該 經傳輸符號的概率；及 追溯遍及該籬柵以基於在符號時間n_D所保存之該河個 狀態之倖存者度量而計算在符號時間n_D偵測到之一符 號的軟位元值。 2.如請求項1之方法，其包括： 基於針對在一當前符號時間n之該Μ個籬柵狀態及在一 先荊符號時間η-1之G個籬柵狀態計算之路徑度量，更新 在該籬栅中每一狀態之一符號歷史，其中G<M ; 識別最有可能相對應於一經傳輸符號的該當前符號時 間η之該籬栅狀態； 使用該經識別籬柵狀態之該符號歷史以追溯相對應於 符號時間n-D+1之一經偵測符號的在符號時間n_D+丨之該 籬柵狀態； 基於在符號時間n-D所保存之該Μ個籬柵狀態的偉存者 147569.doc 201128964 度里’決定在符號時間n-D之該Μ個籬栅狀態及符號時間 η-D+l之該經偵測符號的決策延遲路徑度量；及 依據該等決策延遲路徑度量而產生與符號時間n_D+1 之該經债測符號相關聯之軟位元值。 3.如請求項2之方法，其中更新該籬柵中之每一狀態之該 符號歷史包括： 識別針對該當前符號時間n之每一狀態計算的一最小 路徑度量；及 將5亥最小路徑狀態增加至每一狀態之該符號歷史。 4-如請求項3之方法，其包括在針對符號時間n+1計算新路 控度量及倖存者度量之前’保存該經更新之符號歷史及 針對在該當前符號時間η之該等籬柵狀態的每一者所計 算的該等倖存者度量。 5_如請求項2之方法’其中決定在符號時間n_D之該Μ個籬 拇狀態及符號時間n_D+i之該經偵測符號的該等決策延 遲路彳空度量包括：將在符號時間n_D所保存之該M個籬柵 狀態之每一者的一倖存者度量增加至針對在符號時間n_ D+1之每一籬栅狀態及符號時間n_D+丨的該經偵測符號所 計算之一相對應分支度量。 6. 如3月求項5之方法’其包括依據延遲了 n_D+1個符號時間 的經接收信號樣本及延遲了 n-D+1個符號時間的一 m切片 頻道估計而決定與符號時間η-D+l之該經偵測符號相關 聯之該等分支度量。 7. 如請求項6之方法，其包括保存每一符號時間的該m切片 I47569.doc 201128964 頻道估計。 8. 如 5青 2 "ίτ*、4- ^ (方法’其包括將該等決策延遲路徑度1輸 入至一軟輪出維特比計算器以產生與符號時間n-D之該 經偵測符號相關聯之該等軟位元值。 9. 如請求項丨之方法，其包括： 使用—已知尾部符號以追溯在符號時間N+1之該籬柵 狀態’其t N係待偵測之符號數量且相對應於該經傳輸 符號序列中之最後經偵測的符號；及 基於在符號時間N所保存之該M個籬柵狀態之倖存者 度量，產生该經傳輸符號序列中之該最後經偵測的符號 的軟位元值。 種〇括解調變器的接收器，該解調變器經組態以： 回應於從符號時間n_i至符號時間n之一轉變而更新一 Μ狀態籬柵’其中Μ隨—經傳輸符號序列中之每符號位 元數量而變； 每一符號時間保存與該籬柵之該Μ個狀態相關聯的倖 存者度量，由此該解調變器可計算與從符號時間n+D^ 至符號時間n+D之轉變有關的軟位元值，該等倖存者度 量指示每一各自狀態表示與符號時間n+D_丨相關聯之該 經傳輸符號的概率；及 追溯遍及該籬柵以基於在符號時間n_D所保存之該Μ個 狀態之倖存者度量而計算在符號時間nD偵測到之一符 號的軟位元值。 11.如凊求項1〇之接收器，其中該解調變器包括： 147569.doc , ^ ^ 201128964 一籬柵搜尋器9其經組態以： 基於針對在一當前符號時間n之該Μ個籬柵狀態及在 一先前符號時間η-1之G個籬栅狀態所計算之路徑度量， 更新在s亥離拇中每一狀態之一符號歷史，其中G<m ; 識別最有可能相對應於一經傳輸符號的該當前符號 時間η之該籬柵狀態；及 使用該經識別籬柵狀態之該符號歷史以追溯相對應 於符號時間η-D+l之一經偵測符號的在符號時間n_D+1的 該籬柵狀態； 一軟值計算器，其經組態以： 基於在符號時間n-D所保存之該Μ個籬柵狀態的倖存 者度量’決定在符號時間n_D之該Μ個籬柵狀態及符號時 間n-D+1之該經偵測符號的決策延遲路徑度量；及 基於該等決策延遲路徑度量而產生與符號時間n_ D+1之該經偵測符號相關聯之軟位元值；及 一緩衝器，其經組態以在一 D個符號之時間範圍内在 每一符號時間儲存該M個籬柵狀態的該等倖存者度量。 12. 如请求項11之接收器’其中該籬柵搜尋器係經組態以藉 由識別針對該當前符號時間η之每一狀態所計算的一最 小路徑度量且將該最小路徑狀態增加至每一狀態之該符 號歷史而更新在該籬栅中每一狀態之該符號歷史。 13. 如凊求項12之接收器’其中該緩衝器係經組態以在針對 符號時間η+1計算新路徑度量及倖存者度量之前，儲存 該經更新之符號歷史及針對在該當前符號時間η之該等 147569.doc 201128964 的該等倖存者度量 雜拇狀態之每一者所計算 14.如請求項11之接收3|，甘 其中该軟值計算器係經組態以藉 由將在符號時間η-D所保存之該_蘿糖狀態之每一者的 倖存者度里增加至針對在符號時間之每一籬柵 狀態及符號時間n-叫的該經偵測符號所計算之一相對 應分支度量而決定該等決策延遲路徑度量。 •如請求項14之接收器，其中該軟值計算器係經組態以依 據延遲了 n-D+1個符號時間之經接收信號樣本及延遲了 n-D+1個符號時間之_ m+77 , Τ Π ^ m切片頻道估計而決定與符號時間 n-D+1之該經偵測符號相關聯之該等分支度量。 16·如請求項15之接收器，纟中該緩衝器包括—循環式緩衝 器，該循環式緩衝器經組態以在該D個符號之一時期内 儲存每一符號時間的該一切片頻道估計β 17_如請求項丨丨之接收器，其中該軟值計算器包括一軟輸出 維特比計算器，該軟輸出維特比計算器經組態以回應於 該等決策延遲路徑度量而產生與符號時間n_D之該經偵 測符號相關聯之該等軟位元值。 18. 如請求項1〇之接收器，其中該解調變器係經組態以：使 用一已知尾部符號以追溯在符號時間N+1之該籬柵狀 態’其中N係待偵測之符號數量且相對應於該經傳輸符 號序列中之最後經偵測符號；及基於在符號時間N所保 存之該Μ個籬柵狀態之倖存者度量，產生該經傳輸符號 序列中之該最後經偵測的符號的軟位元值。 19. 一種含有可執行指令之電腦可讀媒體，該等可執行指令 iS) 147569.doc 201128964 在被執行時可使得一解調變器： 回應於從符號時間n_丨至符號時間n之一轉變而更新由 。亥解調變器管理之一河狀態籬柵，其中Μ隨經傳輸符號 序列中之每符號位元數量而變； 每一符號時間保存與該籬柵之該Μ個狀態相關聯之倖 存者度量，由此該解調變器可計算與從符號時間n+D-l 至符號時間n+D之轉變有關的軟位元值，該等倖存者度 置指示每一各自狀態表示與符號時間n+D-l相關聯之該 經傳輸符號的概率；及 追溯遍及該籬柵以基於在符號時間n_D所保存之該河個 ’二、之倖存者度里而計算在符號時間n_D债測到的一符 號之軟位元值。 20.如請求項19之電腦可讀媒體，其中該等可執行指令在被 執行時可使得該解調變器： 基於針對在一當前符號時間η之該Μ個籬栅狀態及在一 先前符號時間η·1之G個籬栅狀態計算之路徑度量，更新 在該籬柵中每一狀態之一符號歷史，其中(3<Μ ; 識別最有可能相對應於一經傳輸符號的該當前符號時 間η之該籬柵狀態； 使用該經識別籬栅狀態之該符號歷史以追溯相對應於 符號時間n-D+1之一經偵測符號的在符號時間η侧的該 籬柵狀態； 基於在符號時間n.D所保存之該Μ個籬柵狀態的偉存者 度量，決定在符號時間n_D之該Μ個籬拇狀態及符號時間 147569.doc 201128964 n-D+l之該經偵測符號的決策延遲路徑度量；及 依據該等決策延遲路徑度量而產生與符號時間n-D+1 之該經偵測符號相關聯之軟位元值。 147569.doc