способ согласования в режиме гибкой скорости передачи данных в системе передачи данных и устройство для его осуществления

Формула изобретения

1. 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, заключающийся в том, что формируют поток из LM повторяющихся символов путем повторения потока из L символов М раз, где М - минимальное целое число, большее N/L, вычисляют первый интервал D1 прокалывания, определяемый как минимальное целое число, большее LM/P для количества P=LM-N символов, подлежащих прокалыванию, и первое количество Р1 прокалываемых символов, определяемое как максимальное целое число, меньшее LM/D1, вычисляют второе количество Р2 прокалываемых символов, указывающее разность между количеством Р символов, подлежащих прокалыванию, и первым количеством Р1 прокалываемых символов, и второй интервал D2 прокалывания, определяемый как sD1 для выбранного одного целого числа s из целых чисел, меньших или равных максимальному целому числу, меньшему Р1/Р2, и формируют поток из N символов путем прокалывания потока из LM повторяющихся символов с первым интервалом D1 прокалывания и вторым интервалом D2 прокалывания.

2. Способ по п.1, отличающийся тем, что позиции символов, прокалываемые с первым интервалом D1 прокалывания, не совпадают с позициями символов, прокалываемых со вторым интервалом D2 прокалывания.

3. Способ по п.1, отличающийся тем, что символы, прокалываемые с первым интервалом D1 прокалывания, эквивалентны символам, размещенным в позициях, соответствующих числу, кратному D1, от начальных символов в потоке из LM повторяющихся символов.

4. Способ по п.1, отличающийся тем, что символы, прокалываемые со вторым интервалом D2 прокалывания, эквивалентны символам, размещенным в позициях, соответствующих числу, кратному D2 плюс смещение, от начальных символов в потоке из LM повторяющихся символов.

5. Способ по п.4, отличающийся тем, что смещение равно 1.

6. Способ по п.4, отличающийся тем, что смещение равно -1.

7. Способ по п.4, отличающийся тем, что смещение эквивалентно значению, определяемому путем вычитания D2 из максимального целого числа, меньшего D1/2.

8. Способ по п.4, отличающийся тем, что смещение эквивалентно значению, определяемому путем умножения -1 на значение, получаемое путем суммирования D2 с максимальным целым числом, меньшим D1/2.

9. Устройство для согласования L кодированных символов, определяемых в соответствии с изменением скорости передачи данных, с емкостью N перемежителя, где N больше L, содержащее кодер для формирования потока из L кодированных символов, повторитель для повторения потока из L кодированных символов М раз и выдачи потока из LM повторяющихся символов, где М определяется как минимальное целое число, большее N/L, генератор шаблона прокалывания для (а) определения первого интервала D1 прокалывания, определяемого как минимальное целое число, большее LM/P для количества P=LM-N символов, подлежащих прокалыванию, и первого количества Р1 прокалываемых символов, определяемого как максимальное целое число, меньшее LM/D1, (b) вычисления второго количества Р2 прокалываемых символов, указывающего разность между количеством Р символов, подлежащих прокалыванию, и первым количеством Р1 прокалываемых символов, и второго интервала D2 прокалывания, определяемого как sD1 для выбранного одного целого числа s из целых чисел, меньших или равных максимальному целому числу, меньшему Р1/Р2, (с) формирования шаблона прокалывания, используемого для прокалывания потока из LM повторяющихся символов с первым интервалом D1 прокалывания и вторым интервалом D2 прокалывания, и прокалыватель для прокалывания потока из LM повторяющихся символов в соответствии с шаблоном прокалывания с первым интервалом D1 прокалывания и вторым интервалом D2 прокалывания, и формирования потока из N символов.

10. Устройство по п.9, отличающееся тем, что дополнительно содержит генератор символьных индексов для формирования индексов, указывающих соответствующие символы, образующие поток из LM символов, и подачи сформированных индексов в генератор шаблона прокалывания, причем генератор шаблона прокалывания формирует шаблон прокалывания, указывающий символы, которые соответствуют первому и второму интервалам D1 и D2 прокалывания из символов в потоке из LM символов.

11. Устройство по 9, отличающееся тем, что дополнительно содержит перемежитель для перемежения выходного сигнала прокалывателя перед передачей.

12. Устройство по п.9, отличающееся тем, что позиции символов, прокалываемых с первым интервалом D1 прокалывания, не совпадают с позициями символов, прокалываемых со вторым интервалом D2 прокалывания.

13. Устройство по п.9, отличающееся тем, что символы, прокалываемые с первым интервалом D1 прокалывания, эквивалентны символам, размещенным в позициях, соответствующих числу, кратному D1, от начальных символов в потоке из LM повторяющихся символов.

14. Устройство по п.9, отличающееся тем, что символы, прокалываемые со вторым интервалом D2 прокалывания, эквивалентны символам, размещенным в позициях, соответствующих числу, кратному D2 плюс смещение, от начальных символов в потоке из LM повторяющихся символов.

15. Устройство по п.14, отличающееся тем, что смещение равно 1.

16. Устройство по п.14, отличающееся тем, что смещение равно -1.

17. Устройство по п.14, отличающееся тем, что смещение эквивалентно значению, определяемому путем вычитания D2 из максимального целого числа, меньшего D1/2.

18. Устройство по п.14, отличающееся тем, что смещение эквивалентно значению, определяемому путем умножения -1 на значение, получаемое путем суммирования D2 с максимальным целым числом, меньшим D1/2.

19. Способ согласования L кодированных символов, определяемых в соответствии с изменением скорости передачи данных, с емкостью N перемежителя, где N больше L, заключающийся в том, что повторяют поток из L кодированных символов М раз и выдают поток из LM повторяющихся символов, причем М определяют как минимальное целое число, большее N/L, прокалывают поток из LM повторяющихся символов с использованием первого количества Р1 прокалываемых символов в соответствии с первым шаблоном А прокалывания, причем Р1 определяют как максимальное целое число, меньшее LM/D1, при этом первый шаблон А прокалывания указывает число, кратное первому интервалу D1 прокалывания, определяемому как минимальное целое число, большее LM/Р, для количества Р=LM-N символов, подлежащих прокалыванию, и прокалывают оставшиеся символы после прокалывания потока из LM символов с первым интервалом D1 прокалывания в соответствии со вторым шаблоном В прокалывания и выдают поток из N символов, когда второе количество Р2 прокалываемых символов, указывающее разность между количеством Р символов, подлежащих прокалыванию, и первым количеством Р1 прокалываемых символов, больше 0, причем второй шаблон В прокалывания эквивалентен значению, определяемому путем суммирования смещения с числом, кратным второму интервалу D2 прокалывания, который определяется как sD1 для выбранного одного целого числа s из целых чисел, меньших или равных максимальному целому числу, меньшему Р1/Р2.

20. Способ по п.19, отличающийся тем, что позиции символов, определяемые первым шаблоном А прокалывания, не совпадают с позициями символов, определяемыми вторым шаблоном В прокалывания.

21. Способ по п.19, отличающийся тем, что смещение равно 1.

22. Способ по п.19, отличающийся тем, что смещение равно -1.

23. Способ по п.19, отличающийся тем, что смещение эквивалентно значению, определяемому путем вычитания D2 из максимального целого числа, меньшего D1/2.

24. Способ по п.17, отличающийся тем, что смещение эквивалентно значению, определяемому путем умножения -1 на значение, получаемое путем суммирования D2 с максимальным целым числом, меньшим D1/2.

Приоритет по пунктам:

21.04.2000 по пп.1, 3, 9, 10, 11, 13 и 19;

24.04.2000 по пп.2, 4, 5, 6, 12, 14, 15, 16, 20, 21, 22;

26.04.2000 по пп.7, 17, 23;

27.04.2000 по пп.8, 18, 24.

Описание изобретения к патенту

Область техники, к которой относится изобретение

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.

Уровень техники

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.

Типовой канальный перемежитель был разработан для выполнения перемежения посредством приема кадра с количеством кодированных символов, идентичным емкости перемежителя на кадр.

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.

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.

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.

На фиг.2 показан пример формата кадра кодированных символов, передаваемого в режиме non-FDRT.

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 (=21536).

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.

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.

На фиг.3 показана структура устройства согласования в условиях гибкой скорости передачи данных (FDRT), известная из уровня техники.

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".

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.

Для справки, поскольку в схеме FDRT LN, 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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

Условие (1). Последовательность входных символов прокалывают с помощью шаблона прокалывания, имеющего определенный период.

Условие (2). Количество прокалываемых битов входных символов минимизируют настолько, насколько это возможно.

Условие (3). Кодированные символы, выдаваемые кодером, прокалывают с использованием равномерного шаблона прокалывания.

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.

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.

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.

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.

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.

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 PD 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 PD=8642=1728 битов, в то время как на интервале P(LM/P-D)=8640,778=672 бита прокалывание не выполняется. В результате возникает неравномерное прокалывание из-за разности (LM/P-D) в процессе определения значения D.

Известная схема FDRT имеет следующие недостатки.

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.

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.

СУЩНОСТЬ ИЗОБРЕТЕНИЯ

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.

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.

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.

КРАТКОЕ ОПИСАНИЕ ЧЕРТЕЖЕЙ

Вышеуказанные и другие задачи, признаки и преимущества настоящего изобретения станут более очевидными из последующего подробного описания вместе с сопроводительными чертежами, на которых:

фиг.1 – схема, иллюстрирующая известный канальный перемежитель типа non-FDRT;

фиг.2 – схема, иллюстрирующая формат кадра кодированных символов, передаваемый в соответствии с режимом non-FDRT;

фиг.3 – схема, иллюстрирующая структуру известного устройства согласования в режиме гибкой скорости передачи данных;

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;

фиг.5 – схема, демонстрирующая пример, в котором кодированные символы прокалываются устройством согласования FDRT, показанным на фиг.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;

фиг.7 – диаграмма, иллюстрирующая способ прокалывания кодированных символов в соответствии с шаблоном прокалывания, предложенным в настоящем изобретении;

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;

фиг.9 – блок-схема, иллюстрирующая процедуру выполнения операций согласования в режиме гибкой скорости передачи данных и передачи данных согласно первому варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг.10 – схема, иллюстрирующая структуру устройства согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно первому варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг.11 – схема, иллюстрирующая другую структуру устройства согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно первому варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг.12 – блок-схема, иллюстрирующая процедуру выполнения операций согласования в режиме гибкой скорости передачи данных и передачи данных согласно второму варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг.13 – схема, иллюстрирующая структуру устройства согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно второму варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг.14 – схема, иллюстрирующая другую структуру устройства согласования в режиме гибкой скорости передачи данных согласно второму варианту осуществления настоящего изобретения;

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.

ПОДРОБНОЕ ОПИСАНИЕ ПРЕДПОЧТИТЕЛЬНОГО ВАРИАНТА ОСУЩЕСТВЛЕНИЯ ИЗОБРЕТЕНИЯ

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.

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.

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 PD 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 PD=8642=1728 битов, в то время как на интервале P(LM/P-D)=8640,778=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.

Условие FDRT (1). PD, определяемое исходя из L и N, должно удовлетворять неравенству PDLM. То есть D должно удовлетворять неравенству DLM/P. Здесь P и D являются целыми числами.

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).

Условие FDRT (3). Неравномерное повторение или прокалывание из-за разности (LM/P–D) в процессе определения параметра D должно быть минимизировано.

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.

Новый алгоритм передачи в режиме гибкой скорости передачи данных типа 1.

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.

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

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’.

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.

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.

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.

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.

Обобщенный алгоритм GFDRTA-I передачи в режиме гибкой скорости передачи данных.

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.

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.

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).

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).

Уравнение (1)

для P>0: в противном случае прокалывание не требуется.

P2=P-P1

D2=sD1 для P2>0: в противном случае прокалывание не требуется.

В уравнении (1) s указывает максимальное целое число из целых чисел, находящихся в диапазоне, удовлетворяющем приведенному ниже уравнению (2).

Уравнение (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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

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.

Анализ производительности

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.

Сначала определим используемые ниже обозначения:

R – скорость передачи сверточного кода, R=k/n;

Rst: (скорость передачи кодированных символов, действительно передаваемых по каналу)R, Rst=NR(бит/с); и

Rfdrt: (скорость передачи кодированных символов на выходе канального кодера в режиме FDRT)R, Rfdrt=LR (бит/с).

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.

Уравнение (3)

Средняя эффективность кодирования =

= 10log₁₀ (Rst/Rfdrt) дБ

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.

На фиг.15 и 16 сравниваются результаты моделирования по новому алгоритму FDRT с результатами моделирования по известному алгоритму FDRT.

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.

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.

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.

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).

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.

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.

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.