專利名稱：一種咬尾卷積碼譯碼校驗方法及裝置的制作方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明涉及譯碼校驗技術(shù)，尤其涉及一種咬尾卷積碼譯碼校驗方法及裝置。
背景技術(shù)：
LTE (Long Term Evolution,長期演進(jìn))系統(tǒng)中，下行鏈路的每個子巾貞(Ims)按照時間分為前后兩個部分，前面部分是若干個F1DCCH(Physical DownlinkControl Channel,物理下行控制信道)，后面部分是若干個F1DSCH(PhysicalDownlink Shared Channel,物理下行共享信道)。其中F1DCCH承載DCI (Downlink Control Information,下行控制信息)，利用DCI，eNodeB (基站)可以通知UE (User Equipment，用戶設(shè)備)相關(guān)控制信息，以及本子幀內(nèi)各個PDSCH的格式信息，如物理資源映射位置、調(diào)制方式、編碼格式等。對于UE而言，為了解調(diào)roscH數(shù)據(jù)必須對HXXH進(jìn)行及時正確的解調(diào)解碼。 在LTE 系統(tǒng)的 eNodeB 中，PDCCH 米用 QPSK (Quadrature Phase ShiftKeying,正交相移鍵控)調(diào)制，并采用咬尾卷積碼作為前向糾錯碼。請參閱圖1，該圖為現(xiàn)有LTE系統(tǒng)中eNodeB發(fā)送DCI的流程圖，由圖中可見，eNodeB發(fā)送DCI時，將DCI加上16比特的CRC(Cyclic Redundancy Check,循環(huán)冗余校驗碼)校驗位,經(jīng)過碼率為1/3的咬尾卷積碼編碼，然后經(jīng)過交織和速率匹配，完成調(diào)制，然后映射到物理資源上(特定的若干個子載波)實現(xiàn)DCI的發(fā)送。在一個子幀中，eNodeB可能會發(fā)送多個不同的DCI，承載在不同的PDCCH上，這些I3DCCH映射在不同的物理資源上(即不同的OFDM符號或者不同的子載波)。在LTE系統(tǒng)的UE中，UE并不能完全知道每個I3DCCH所占用的物理資源，但是根據(jù)協(xié)議相關(guān)規(guī)定，有若干個可能的物理資源組合(即若干個特定位置的數(shù)據(jù)子載波的組合)，UE需要對每一種物理資源組合進(jìn)行盲解調(diào)和解碼。對于每一種物理資源組合，UE處理流程如圖2所示，UE通過解OFDM符號子載波映射，取出對應(yīng)物理資源上的數(shù)據(jù)信號進(jìn)行解調(diào)，通過軟判決得到LLR(L0g-Likelih00d Ratio，對數(shù)似然比)；為了提高效率和靈活性，LTE中UE也不完全事先知道eNode發(fā)送的特定HXXH承載的DCI的長度和格式，但是根據(jù)協(xié)議和上下文，UE可以知道存在若干種可能的長度，這樣，UE需要針對每一種長度，對接收解調(diào)的LLR進(jìn)行解速率匹配和解交織，然后進(jìn)行咬尾卷積碼譯碼，之后再對譯碼結(jié)果進(jìn)行CRC校驗。如果校驗通過，則UE認(rèn)為正確的接收了一個DCI，按照格式提取并解釋eNodeB的各種命令。反之，若CRC校驗沒有通過，則直接丟棄此次解碼結(jié)果，繼續(xù)對其他的假設(shè)(不同的DCI長度和格式以及不同的物理資源組合)進(jìn)行解調(diào)解碼校驗。從上面的過程來看，UE需要在一個子幀里完成多次解調(diào)解碼，根據(jù)對協(xié)議和各種場景的分析，UE需要在一個子幀內(nèi)進(jìn)行最多44次解調(diào)譯碼和校驗，其中在HXXH盲檢測過程中，咬尾卷積碼的譯碼校驗占用了大部分的處理時間。假設(shè)原始DCI信息為aQ，&1，. . .，aA_i，經(jīng)過CRC校驗后，加了 X比特校驗位(X =16)為c。，。1， ，C。-1，C A+X 請參閱圖3，該圖為現(xiàn)有技術(shù)中咬尾卷積碼編碼器的結(jié)構(gòu)框圖，圖中從左到右的寄存器分別為sQ，Sl，. . .，s5，初值為Si = c(c_h)，三路編碼器的輸出為<，d\ , d2k。
請參閱圖4，該圖為現(xiàn)有技術(shù)中咬尾卷積碼譯碼校驗的處理流程圖，解交織之后，三路LLR的輸入為rm(i)，m = 0,1, 2, i = 0,1,...，C_1。對咬尾卷積碼采用傳統(tǒng)的viterbi譯碼算法，viterbi譯碼算法主要分為前向搜索和最優(yōu)路徑回溯兩個主要部分。下面對咬尾卷積碼的譯碼以及CRC校驗的過程進(jìn)行描述，主要包括以下步驟步驟一初始化LTE系統(tǒng)采用的咬尾卷積碼中有6個寄存器，每次譯碼路徑有64狀態(tài)需要考慮。M(i) = 0, i = 0,1, . . . ,63將卷積碼生成式子改寫為譯碼器執(zhí)行方便的形式，令1=(^^/^+1)1]10(12 , / = 0,1,...,31 , 7 = 0,1,2
k=Q其中，G^t是卷積碼生成多項式序列，對于LTE系統(tǒng)采用的卷積碼而言，G0jk = {1,0,1,1,0,1,1}, k = 0,1, ,6 ;Gljk = {1,1,1,1,0,0,1}, k = 0,1, ... ,6 ；G2jk = {1，1，1，0，1，0，1}，k = 0，1， ，6。Si,,則是狀態(tài)變量i以二進(jìn)制值表示的第k位數(shù)值；又令故，，=1-2G；J，(^7的取值為{0，1}，對應(yīng)gi,」的取值為{1，-1}。步驟二 前向搜索假設(shè)向前搜索N步,對于咬尾卷積碼N = 3C循環(huán)I :計數(shù)器n從0計到N-1，在每一步中，對每個狀態(tài)逐個計算度量值，并進(jìn)行加比選操作，具體過程參見循環(huán)2 ；循環(huán)2 :計數(shù)器j的每個計數(shù)值j (j = 0，1， ，31)計算E = gj,0r0(n mod C) +gj,iri (n mod C)+gj,2r2(n mod C)(I)如果 M(j)+E > M(j+32)-E,tempM(2j) = M(j)+E 且 Pn,2j = 0否則tempM(2j) = M(j+32) _E 且 Pn,2j = I(2)如果 M(j)-E > M(j+32)+E,tempM(2j+l) = M(j)_E 且 Pnj2J+1 = 0否則tempM(2j+l) = M(j+32)+E 且 Pn,2j+1 = I對計數(shù)器j的循環(huán)2結(jié)束；待各個狀態(tài)計算完畢后，令M(j) = tempM(j), j = 0,1, . . . ,63,對計數(shù)器n的循
環(huán)I結(jié)束。步驟三最優(yōu)路徑回溯找到M(j)中最大的度量值，設(shè)為j* ;最優(yōu)路徑回溯將從狀態(tài)j*開始，對于咬尾卷積碼，回溯的長度通常取為2倍信息長度，即2C ;令k (N-I) = j*循環(huán)3:計數(shù)器i從N-I計到N-2C，在每一步中如果Pi k⑴=0，邶-1)=爭，否則邶-I)=+32
對計數(shù)器i的循環(huán)3結(jié)束。步驟四CRC校驗 將譯碼結(jié)果正序排列，送入CRC模塊計算校驗值；輸出譯碼結(jié)果為y (i) = k(N_2C+i)mod 2，i =0,1,..., C-I計算CRC校驗結(jié)果是否正確，如果CRC校驗結(jié)果正確則上報DCI，否則丟棄本次譯
碼結(jié)果。從上述現(xiàn)有技術(shù)的咬尾卷積碼譯碼校驗過程來看，整個算法完全是串行處理流程，回溯操作只能在全部正向搜索完成并獲得最優(yōu)路徑后才可以開始；CRC校驗也必須在 回溯全部完成后才能開始因為CRC檢驗計算必須從序列的第一個信息比特開始，而回溯操作又是最后才能給出第一個比特，所以這兩者必須串行完成。對于傳統(tǒng)的咬尾卷積碼譯碼校驗方法，正向搜索步驟需要3C個處理時間單位，回溯需要2C個處理時間單位，CRC校驗需要IC個時間單位；一共需要6C個處理時間。如前述LTE系統(tǒng)中，UE需要完成多次咬尾卷積碼譯碼校驗，在一個子幀內(nèi)，UE需要盡快完成PDCCH中DCI的獲取，從而進(jìn)行后續(xù)I3DSCH的解調(diào)解碼。為了讓后續(xù)I3DSCH能夠獲得充分的解調(diào)解碼時間，UE的系統(tǒng)設(shè)計對HXXH的解調(diào)解碼時延提出了較高要求，如果設(shè)計不當(dāng)，會大大增加后面處理roscH的并行硬件的開銷，或者因為不能及時處理完所有PDSCH數(shù)據(jù)而導(dǎo)致數(shù)據(jù)鏈路失敗。

發(fā)明內(nèi)容
本發(fā)明提供一種咬尾卷積碼譯碼校驗方法及裝置，用以解決現(xiàn)有降低咬尾卷積碼譯碼校驗處理時延的問題。本發(fā)明技術(shù)方案包括一種咬尾卷積碼譯碼校驗方法，包括步驟對解交織后得到的M路對數(shù)似然比rji)進(jìn)行重新排序，得到LU)，C(0 = U(m+ + fF)modC]，將匕(/)輸入譯碼器，其中，m = 0，1，M-1，i = 0,1, , C-1,
W為咬尾卷積碼的寄存器個數(shù)，C為咬尾卷積碼信息比特長度；構(gòu)造咬尾卷積碼生成多項式序列的派生序列，該派生序列為咬尾卷積碼生成多項式序列的倒序序列，對重新排序后得到的4(0進(jìn)行正向路徑搜索；對正向路徑搜索中狀態(tài)度量值最大的路徑進(jìn)行最優(yōu)路徑回溯得到咬尾卷積碼譯碼結(jié)果，在最優(yōu)路徑回溯過程中啟動對咬尾卷積碼譯碼結(jié)果的循環(huán)冗余校驗碼校驗。進(jìn)一步地，若所述咬尾卷積碼譯碼結(jié)果通過循環(huán)冗余校驗碼校驗，則將譯碼得到的下行控制信息上報，否則丟棄本次譯碼結(jié)果。進(jìn)一步地，所述對重新排序后得到的4(0進(jìn)行正向路徑搜索時，在計數(shù)的每一步中，逐個計算每個狀態(tài)的狀態(tài)度量值，并進(jìn)行加比選操作。進(jìn)一步地，在最優(yōu)路徑回溯過程進(jìn)行一半時，啟動對咬尾卷積碼譯碼結(jié)果的循環(huán)冗余校驗碼校驗。進(jìn)一步地，所述M路為3路。進(jìn)一步地，所述寄存器個數(shù)W為6。
一種咬尾卷積碼譯碼校驗裝置，包括對數(shù)似然比重排模塊，用于對解交織后得到的M路對數(shù)似然比rji)進(jìn)行重新排序,得到40+) ^rm(/) = rm[(C-I-i + W)modC]，將40+)輸入譯碼器，其中，m = 0，1，M_1，i = 0，1，. . .，C-l，W為咬尾卷積碼的寄存器個數(shù)，C為咬尾卷積碼信息比特長度；正向路徑搜索模塊，用于構(gòu)造咬尾卷積碼生成多項式序列的派生序列，該派生序列為咬尾卷積碼生成多項式序列的倒序序列，以及對重新排序后得到的進(jìn)行正向路徑搜索；最優(yōu)路徑回溯模塊，用于對正向路徑搜索中狀態(tài)度量值最大的路徑進(jìn)行最優(yōu)路徑回溯得到咬尾卷積碼譯碼結(jié)果； 校驗?zāi)K，用于在最優(yōu)路徑回溯過程中啟動對咬尾卷積碼譯碼結(jié)果的循環(huán)冗余校驗碼校驗。進(jìn)一步地,還包括譯碼結(jié)果上報模塊，用于將通過循環(huán)冗余校驗碼校驗的咬尾卷積碼譯碼結(jié)果上報，否則丟棄本次譯碼結(jié)果。進(jìn)一步地，所述正向路徑搜索模塊對重新排序后得到的進(jìn)行正向路徑搜索時，在計數(shù)的每一步中，逐個計算每個狀態(tài)的狀態(tài)度量值，并進(jìn)行加比選操作。進(jìn)一步地，所述校驗?zāi)K在最優(yōu)路徑回溯過程進(jìn)行一半時，啟動對咬尾卷積碼譯碼結(jié)果的循環(huán)冗余校驗碼校驗。本發(fā)明有益效果如下本發(fā)明充分利用了咬尾卷積碼的結(jié)構(gòu)特點，對輸入譯碼器的LLR值進(jìn)行了重新排序，并且通過改造派生咬尾卷積碼的生成多項式，使得譯碼器在回溯的過程中，可以按照信息比特的正序串行輸出，即信息序列的第一個比特最先譯碼成功，這樣可以盡早的啟動CRC校驗，使得部分回溯過程與CRC校驗可以并行執(zhí)行，從而達(dá)到降低譯碼校驗處理時延的目的。利用本發(fā)明所述技術(shù)方案，正向搜索需要3C個處理時間單位，回溯加CRC校驗需要2C個處理時間單位，一共需要5C個時間單位，而傳統(tǒng)方法需要6C個處理時間單位，本發(fā)明的方法的處理延時縮小16. 67% ;同時，本發(fā)明僅改變了解交織器地址計算偏移量，改變了譯碼模塊內(nèi)卷積碼生成式，不增加硬件開銷，屬于低成本的改進(jìn)，不會引起任何譯碼性能的下降。本發(fā)明適用于但不僅限于LTE系統(tǒng)咬尾卷積碼的譯碼校驗，可以推廣適用于任何咬尾卷積碼的譯碼校驗過程。


圖I為現(xiàn)有LTE系統(tǒng)中eNodeB發(fā)送DCI的流程圖；圖2為現(xiàn)有LTE系統(tǒng)中UE對每一種物理資源組合進(jìn)行盲解調(diào)和解碼的流程圖；圖3為現(xiàn)有技術(shù)中咬尾卷積碼編碼器的結(jié)構(gòu)框圖；圖4為現(xiàn)有技術(shù)中咬尾卷積碼譯碼校驗的處理流程圖；圖5為本發(fā)明所述咬尾卷積碼譯碼校驗方法的實現(xiàn)原理流程圖；圖6為本發(fā)明所述咬尾卷積碼譯碼校驗裝置的結(jié)構(gòu)框圖。
具體實施例方式為了進(jìn)一步縮小單次咬尾卷積碼譯碼校驗的處理時間，本發(fā)明充分利用咬尾卷積碼的結(jié)構(gòu)特征，提供一種咬尾卷積碼譯碼校驗方法及裝置。本發(fā)明充分利用了咬尾卷積碼的結(jié)構(gòu)特點，對輸入譯碼器的LLR值進(jìn)行了重新排序，并且通過改造派生卷積碼的生成多項式，使得譯碼器在回溯的過程中，可以按照信息比特的正序串行輸出，即信息序列的第一個比特最先譯碼成功，這樣可以盡早的啟動CRC校驗，使得部分回溯過程與CRC校驗可以并行執(zhí)行，從而達(dá)到了降低咬尾卷積碼譯碼校驗處理時延的目的。請參閱圖5，該圖為本發(fā)明所述咬尾卷積碼譯碼校驗方法的實現(xiàn)原理流程圖，其主要包括如下步驟步驟S51、對解交織后得到的M路LLR值rji)進(jìn)行重新排序，得到，rmii) = rm[(C-l-i + W)rnodC1[，將&(/)輸入譯碼器，其中，m = 0，1，M-1，i = 0，1， ，C-1，
W為咬尾卷積碼的寄存器個數(shù)，C為咬尾卷積碼信息比特長度；步驟S52、構(gòu)造咬尾卷積碼生成多項式序列的派生序列，該派生序列為咬尾卷積碼生成多項式序列的倒序序列，對重新排序后得到的4(0進(jìn)行正向路徑搜索；步驟S53、確定正向路徑搜索中狀態(tài)度量值最大的路徑；步驟S54、對正向路徑搜索中狀態(tài)度量值最大的路徑進(jìn)行最優(yōu)路徑回溯得到咬尾卷積碼譯碼結(jié)果；步驟S55、在最優(yōu)路徑回溯過程中啟動對咬尾卷積碼譯碼結(jié)果的CRC校驗，若所述咬尾卷積碼譯碼結(jié)果通過CRC校驗，則將譯碼得到的DCI上報，否則丟棄本次譯碼結(jié)果。下面以LTE系統(tǒng)為例，對本發(fā)明上述方法的具體實現(xiàn)過程予以進(jìn)一步詳細(xì)的闡述。本發(fā)明所述LTE系統(tǒng)中咬尾卷積碼譯碼校驗過程主要包括以下步驟步驟S61、對解交織后得到的LLR值進(jìn)行重新排序；假設(shè)解交織之后，三路LLR值的輸入為rm(i)，m = 0，1，2，i = 0，1， ，C-l，C為
咬尾卷積碼信息比特長度；經(jīng)過重新排序得到匕(/) ,fm(0 = rm[(C-l-i + 6)rnodC]，式中的6是咬尾卷積碼的寄存器個數(shù)，m = 0，l，2，i = 0,1, ... , C-I。本步驟中的重新排序操作可以和解交織操作合并，在生成解交織地址的時候按照上式對地址重新映射即可。所以，這一步驟不會帶來任何額外的開銷。步驟S62、對重新排序后得到的LLR值4(0進(jìn)行正向路徑搜索，具體包括子步驟S62A和子步驟S62B，過程如下子步驟S62A :初始化LTE系統(tǒng)采用的咬尾卷積碼中有6個寄存器，每次譯碼路徑有64狀態(tài)需要考慮。M(i) = 0, i = 0,1, . . . ,63將咬尾卷積碼生成多項式改寫為譯碼器執(zhí)行方便的形式，
_4令G'^='M+1) mod 2, i = 0,1,... ,31, j = 0，1，2，其中，G' j,k 是咬尾卷
k=0
積碼生成多項式序列派生的序列，咬尾卷積碼生成多項式序列派生的序列是咬尾卷積碼生成多項式序列的倒序序列，對于LTE采用的卷積碼而言，
G' 0,k = {1,1,0,1,1,0,1}, k = 0,1, ,6 ;G' u = {1，0，0，1，1，1，1}，k = 0，1， ，6 ;G' 2,k = {1，0，1，0，1，1，1}，k = 0，1， ，6 ;Si, k 則是狀態(tài)變量i以二進(jìn)制值表示的第k位數(shù)值；又令中間變量= I-IGyl j ,g'u =1-與,;的取值為{0, 1},對應(yīng)中間變量g' i, j的取值為U，-I}。子步驟S62B :正向路徑搜索(這個步驟與傳統(tǒng)方法完全相同，只是輸入不同)假設(shè)向前搜索N步,對于咬尾卷積碼N = 3C循環(huán)I :計數(shù)器n從0計到N-1，在每一步中，對每個狀態(tài)逐個計算度量值，并進(jìn)行加比選操作，具體過程參見循環(huán)2 ；循環(huán)2 :計數(shù)器j的每個計數(shù)值j (j = 0，1， ，31)計算E = gj,0r0(n mod C) +gj,iri (n mod C)+gj,2r2(n mod C)(I)如果 M(j)+E > M(j+32)_E，tempM(2j) = M(j)+E 且 Pn,2j = 0否則tempM(2j) = M(j+32) _E 且 Pn,2j = I(2)如果 M(j)-E > M(j+32)+E,tempM(2j+l) = M(j) _E 且 Pn,2j+1 = 0否則tempM(2j+l) = M(j+32)+E 且 Pn,2j+1 = I對計數(shù)器j的循環(huán)2結(jié)束；待各個狀態(tài)計算完畢后，令M(j) = tempM(j), j = 0,1, ... ,63,對計數(shù)器n的循
環(huán)I結(jié)束。步驟S63、最優(yōu)路徑回溯并進(jìn)行CRC校驗找到M(j)中最大的度量值，設(shè)為j* ;最優(yōu)路徑回溯將從狀態(tài)j*開始，對于咬尾卷積碼，回溯的長度通常取為2倍信息長度，即2C ;令k(N-l) = j*，本步驟具體包括子步驟S63A和子步驟S63B，過程如下子步驟S63A:循環(huán)3 :計數(shù)器i從N-I計到N-C，在每一步中如果Pik⑴=0，噸-1)=爭，否則邶-I)=爭+32,對計數(shù)器i的循環(huán)3結(jié)束；子步驟S63B:循環(huán)4:計數(shù)器i從N-C-I計到N-2C，在每一步中如果Pik⑴=0，噸-1)=爭，否則邶-I)=爭+32,同時，每一步可以輸出譯碼結(jié)果y(N-C-l-i) = k(i)mod2(輸出的第一個比特正好是y0)，這個結(jié)果輸入CRC模塊進(jìn)行計算；對計數(shù)器i的循環(huán)4結(jié)束；
當(dāng)子步驟S63B結(jié)束后，CRC譯碼結(jié)果即可以立即得到，如果CRC校驗結(jié)果正確則上報DCI，否則丟棄本次譯碼結(jié)果。與本發(fā)明上述方法相對應(yīng)，本發(fā)明還提供了一種咬尾卷積碼譯碼校驗裝置，請參閱圖6，該圖為本發(fā)明所述咬尾卷積碼譯碼校驗裝置的結(jié)構(gòu)框圖，其主要包括對數(shù)似然比重排模塊，用于對解交織后得到的M路LLR值rm(i)進(jìn)行重新排序，得到40+) ^rm(/) = rm[(C-I-i + W)modC]，將Fm(/)輸入譯碼器，其中，m = 0,1, M-1, i = 0，1，. . .，C-l，W為咬尾卷積碼的寄存器個數(shù)，C為咬尾卷積碼信息比特長度；正向路徑搜索模塊，用于構(gòu)造咬尾卷積碼生成多項式序列的派生序列，該派生序列為咬尾卷積碼生成多項式序列的倒序序列，以及對重新排序后得到的進(jìn)行正向路徑搜索；最優(yōu)路徑回溯模塊，用于對正向路徑搜索中狀態(tài)度量值最大的路徑進(jìn)行最優(yōu)路徑回溯得到咬尾卷積碼譯碼結(jié)果； 校驗?zāi)K，用于在最優(yōu)路徑回溯過程中啟動對咬尾卷積碼譯碼結(jié)果的CRC校驗；譯碼結(jié)果上報模塊，用于將通過CRC校驗的咬尾卷積碼譯碼結(jié)果上報，否則丟棄本次譯碼結(jié)果。其中，正向路徑搜索模塊對重新排序后得到的40+)進(jìn)行正向路徑搜索時，在計數(shù)的每一步中，逐個計算每個狀態(tài)的狀態(tài)度量值，并進(jìn)行加比選操作；校驗?zāi)K在最優(yōu)路徑回溯過程進(jìn)行一半時，啟動對咬尾卷積碼譯碼結(jié)果的循環(huán)冗余校驗碼校驗。本發(fā)明所述裝置的具體工作過程請參閱本發(fā)明上述方法中相應(yīng)內(nèi)容的描述，這里不再給予過多贅述。顯然，本領(lǐng)域的技術(shù)人員可以對本發(fā)明進(jìn)行各種改動和變型而不脫離本發(fā)明的精神和范圍。這樣，倘若本發(fā)明的這些修改和變型屬于本發(fā)明權(quán)利要求及其等同技術(shù)的范圍之內(nèi)，則本發(fā)明也意圖包含這些改動和變型在內(nèi)。
權(quán)利要求
1.一種咬尾卷積碼譯碼校驗方法，其特征在于，包括步驟 對解交織后得到的M路對數(shù)似然比rm(i)進(jìn)行重新排序，得到FJO， = rm[(C-I-i + W)modC]，將&(/)輸入譯碼器，其中，m = O，1，M-1，i = O，1，· · ·，C-1，W為咬尾卷積碼的寄存器個數(shù)，C為咬尾卷積碼信息比特長度； 構(gòu)造咬尾卷積碼生成多項式序列的派生序列，該派生序列為咬尾卷積碼生成多項式序列的倒序序列，對重新排序后得到的4(O進(jìn)行正向路徑搜索； 對正向路徑搜索中狀態(tài)度量值最大的路徑進(jìn)行最優(yōu)路徑回溯得到咬尾卷積碼譯碼結(jié)果，在最優(yōu)路徑回溯過程中啟動對咬尾卷積碼譯碼結(jié)果的循環(huán)冗余校驗碼校驗。
2.如權(quán)利要求I所述的方法，其特征在于，若所述咬尾卷積碼譯碼結(jié)果通過循環(huán)冗余校驗碼校驗，則將譯碼得到的下行控制信息上報，否則丟棄本次譯碼結(jié)果。
3.如權(quán)利要求I或2所述的方法，其特征在于，所述對重新排序后得到的4(0進(jìn)行正向路徑搜索時，在計數(shù)的每一步中，逐個計算每個狀態(tài)的狀態(tài)度量值，并進(jìn)行加比選操作。
4.如權(quán)利要求I或2所述的方法，其特征在于，在最優(yōu)路徑回溯過程進(jìn)行一半時，啟動對咬尾卷積碼譯碼結(jié)果的循環(huán)冗余校驗碼校驗。
5.如權(quán)利要求I所述的方法，其特征在于，所述M路為3路。
6.如權(quán)利要求I所述的方法，其特征在于，所述寄存器個數(shù)W為6。
7.一種咬尾卷積碼譯碼校驗裝置，其特征在于，包括 對數(shù)似然比重排模塊，用于對解交織后得到的M路對數(shù)似然比rm(i)進(jìn)行重新排序，得到40+) ^rm(/') = rm[(C-I-i + W)modC]，將Fm(/)輸入譯碼器，其中，m = 0,1, M-1, i = O,1，. . .，C-l，W為咬尾卷積碼的寄存器個數(shù)，C為咬尾卷積碼信息比特長度； 正向路徑搜索模塊，用于構(gòu)造咬尾卷積碼生成多項式序列的派生序列，該派生序列為咬尾卷積碼生成多項式序列的倒序序列，以及對重新排序后得到的匕⑴進(jìn)行正向路徑搜索； 最優(yōu)路徑回溯模塊，用于對正向路徑搜索中狀態(tài)度量值最大的路徑進(jìn)行最優(yōu)路徑回溯得到咬尾卷積碼譯碼結(jié)果； 校驗?zāi)K，用于在最優(yōu)路徑回溯過程中啟動對咬尾卷積碼譯碼結(jié)果的循環(huán)冗余校驗碼校驗。
8.如權(quán)利要求7所述的裝置，其特征在于，還包括 譯碼結(jié)果上報模塊，用于將通過循環(huán)冗余校驗碼校驗的咬尾卷積碼譯碼結(jié)果上報，否則丟棄本次譯碼結(jié)果。
9.如權(quán)利要求7或8所述的裝置，其特征在于，所述正向路徑搜索模塊對重新排序后得到的匕⑴進(jìn)行正向路徑搜索時，在計數(shù)的每一步中，逐個計算每個狀態(tài)的狀態(tài)度量值，并進(jìn)行加比選操作。
10.如權(quán)利要求7或8所述的裝置，其特征在于，所述校驗?zāi)K在最優(yōu)路徑回溯過程進(jìn)行一半時，啟動對咬尾卷積碼譯碼結(jié)果的循環(huán)冗余校驗碼校驗。
全文摘要
本發(fā)明公開了一種咬尾卷積碼譯碼校驗方法及裝置，用以解決現(xiàn)有降低咬尾卷積碼譯碼校驗處理時延的問題。本發(fā)明充分利用了咬尾卷積碼的結(jié)構(gòu)特點，對輸入譯碼器的LLR值進(jìn)行了重新排序，并且通過改造派生卷積碼的生成多項式，使得譯碼器在回溯的過程中，可以按照信息比特的正序串行輸出，即信息序列的第一個比特最先譯碼成功，這樣可以盡早的啟動CRC校驗，使得部分回溯過程與CRC校驗可以并行執(zhí)行，從而達(dá)到了降低咬尾卷積碼譯碼校驗處理時延的目的。本發(fā)明不增加硬件開銷，屬于低成本的改進(jìn)，不會引起任何譯碼性能的下降。
文檔編號H03M13/23GK102624404SQ20111003362
公開日2012年8月1日 申請日期2011年1月31日 優(yōu)先權(quán)日2011年1月31日
發(fā)明者龔明 申請人:中興通訊股份有限公司