本發(fā)明涉及一種極化碼譯碼方法，特別涉及一種基于分段hash序列的極化碼譯碼方法，屬于信道編碼領(lǐng)域。

背景技術(shù)：

2009年，arikan在一篇文章中提出的極化碼編譯碼方案引起了信道編碼界的廣泛關(guān)注，這是信道編碼歷史上第一次給出了一種理論上可達(dá)信道容量的編譯碼方案。

極化碼的核心原理為信道極化理論，信道極化分為信道組合和信道拆分。信道組合是將n個(gè)獨(dú)立的信道w:x→y通過(guò)線性變換合并成一個(gè)整體的信道wn:xⁿ→yⁿ，如附圖1所示，圖中分別給出了兩個(gè)信道進(jìn)行組合以及通過(guò)遞歸實(shí)現(xiàn)n個(gè)信道進(jìn)行信道組合的示意圖，其中u∈x為待編碼信息，服從等概率分布，向量為編碼后的信息序列，和分別表示集合{x1,x2,...,xn}和{u1,u2,...,un}，gn為生成矩陣，bn為比特翻轉(zhuǎn)矩陣，表示克羅內(nèi)克積，表示f的n次克羅內(nèi)克積。經(jīng)過(guò)信道組合后，可以得到一個(gè)整體的信道wn，再將wn組合信道拆分成n個(gè)協(xié)同信道，假設(shè)在譯碼第i個(gè)比特ui時(shí)，前i-1個(gè)比特已經(jīng)正確譯出。經(jīng)過(guò)信道組合和信道拆分之后，信道產(chǎn)生了信道極化現(xiàn)象，即任意的二進(jìn)制離散無(wú)記憶信道(binary-discretememorylesschannel，b-dmc)中，一部分協(xié)同信道的信道容量趨近于1，且信道容量趨近于1的協(xié)同信道所占比例為i(w)，其余部分協(xié)同信道的信道容量趨近于0，且信道容量趨近于0的協(xié)同信道所占比例為1-i(w)，其中i(w)表示信道w的信道容量?；谛诺罉O化理論，構(gòu)建一種新的編碼方式——極化碼。在信道容量趨近于1的協(xié)同信道上放置信息序列，在信道容量趨近與0的協(xié)同信道上放置凍結(jié)比特序列(通常選取為全零序列)，送入編碼器進(jìn)行編碼并發(fā)送?，F(xiàn)有的極化碼譯碼方式包括連續(xù)消除(successivecancellation，sc)譯碼算法，基于路徑的連續(xù)消除(successivecancellationlist，scl)譯碼算法，為進(jìn)一步提高譯碼可靠性，提出循環(huán)冗余校驗(yàn)輔助的scl(cyclicredundancycheckaided-scl，ca-scl)算法，該算法對(duì)信息比特序列進(jìn)行循環(huán)冗余校驗(yàn)(cyclicredundancycheck，crc)并級(jí)聯(lián)在信息序列之后，譯碼時(shí)在譯最后一個(gè)比特時(shí)對(duì)2l條路徑進(jìn)行crc，從通過(guò)校驗(yàn)的路徑中選擇錯(cuò)誤概率最低的一條作為譯碼結(jié)果。由于極化碼具有低譯碼復(fù)雜度，高譯碼可靠性等優(yōu)勢(shì)，第三代伙伴計(jì)劃協(xié)議(3rdgenerationpartnershipproject，3gpp)，已經(jīng)確定在embb場(chǎng)景的控制信道中采用極化碼作為編碼方案。

雖然scl譯碼算法具有接近最大似然(maximumlikelihood，ml)的性能，但是它仍然存在兩個(gè)缺點(diǎn)：(1)scl算法的高譯碼可靠性是以復(fù)雜度增加為代價(jià)的，其譯碼復(fù)雜度隨著搜索路徑l的增加而增加；(2)極化碼譯碼算法為順序譯碼，存在一定的錯(cuò)誤傳播現(xiàn)象，即如果前幾個(gè)比特譯碼錯(cuò)誤，后面的比特均會(huì)譯碼失敗，而現(xiàn)有的ca-scl算法，校驗(yàn)位在信息比特之后，只有所有比特全部譯出后才能進(jìn)行校驗(yàn)。

技術(shù)實(shí)現(xiàn)要素：

針對(duì)上述scl譯碼算法存在的問(wèn)題，本發(fā)明提供一種基于分段hash序列的極化碼譯碼方法，該方法降低了譯碼復(fù)雜度，并且具有提前終止譯碼的特點(diǎn)，出現(xiàn)錯(cuò)誤傳播時(shí)可以及時(shí)停止譯碼，在反饋重傳的協(xié)議中，可以降低譯碼時(shí)延。

本發(fā)明的實(shí)質(zhì)是通過(guò)在信息比特序列中分段插入hash序列，譯碼過(guò)程中利用hash序列對(duì)該段信息進(jìn)行校驗(yàn)，從而實(shí)現(xiàn)縮減譯碼搜索路徑和提前終止譯碼的效果，本發(fā)明的整體流程圖如附圖2所示。

假設(shè)待譯碼的是長(zhǎng)度為e經(jīng)分段hash極化碼編碼的序列y，所述分段hash極化碼編碼是將長(zhǎng)度為d比特的信息序列m分為k段，每段長(zhǎng)l，再通過(guò)hash極化碼編碼的序列u。本發(fā)明是通過(guò)以下技術(shù)方案實(shí)現(xiàn)的：

步驟1、根據(jù)信道狀態(tài)信息(channelstateinformation，csi)計(jì)算各極化子信道的信道出錯(cuò)概率(常用的計(jì)算方法有巴氏參數(shù)計(jì)算法，密度演進(jìn)法和高斯近似法)，從而得到信息比特集合、校驗(yàn)比特集合和凍結(jié)比特集合。

步驟2、對(duì)信息序列y按照u1,u2...,ue的順序依次分段進(jìn)行按照路徑搜索的極化碼譯碼，優(yōu)選的極化碼譯碼算法是scl算法。假設(shè)當(dāng)前譯碼到第k段wk＝[mk,sk]的第i個(gè)比特ui，其中，i＝1,2,...,e，k＝1,2,...,k，具體方法為：

1.如果ui為凍結(jié)比特，則譯碼結(jié)果為

2.如果ui為信息比特中的任意信息位(即mk中任意比特)或hash校驗(yàn)位的前v-1位(即sk的前v-1個(gè)比特)，其中v為每個(gè)譯碼段中hash校驗(yàn)序列的長(zhǎng)度，則按照scl譯碼規(guī)則進(jìn)行譯碼，搜索路徑從第一個(gè)非凍結(jié)比特開始，以2的冪數(shù)從2⁰依比特?cái)U(kuò)展，直到搜索路徑達(dá)到2l，保留其中錯(cuò)誤概率最低的l條路徑繼續(xù)順序向下擴(kuò)展，其中l(wèi)為scl譯碼算法中最大保留路徑數(shù)目；

3.如果ui為信息比特中的hash位sk的第v個(gè)比特，則第k段譯碼結(jié)束。

步驟3、將第k段譯碼段2l條路徑中的信息位mk與第k-1段譯碼段中的hash位sk-1送入hash函數(shù)，得到校驗(yàn)結(jié)果sk'，與第k段譯碼段2l條路徑中的hash位sk作比較，保留sk'＝sk的路徑中錯(cuò)誤概率最低的一條作為當(dāng)前譯碼段的譯碼結(jié)果，如果沒(méi)有路徑滿足條件：sk'＝sk，則終止譯碼，判定譯碼失敗。

步驟4、如果上一段譯碼結(jié)果有路徑通過(guò)校驗(yàn)，則重復(fù)步驟2和步驟3進(jìn)行下一段譯碼，該過(guò)程直到譯碼失敗或成功譯出最后一段信息。

上述譯碼過(guò)程如圖3所示。

本發(fā)明提出的基于分段hash序列的極化碼譯碼方案與現(xiàn)有技術(shù)相比具有以下優(yōu)點(diǎn)：

1)由于本發(fā)明方法分段進(jìn)行hash校驗(yàn)，每一段譯碼結(jié)束后都會(huì)進(jìn)行校驗(yàn)和路徑選擇，從而減小了路徑搜索寬度，降低了極化碼譯碼復(fù)雜度；

2)進(jìn)行分段hash校驗(yàn)時(shí)，如果該譯碼段沒(méi)有通過(guò)校驗(yàn)，則提前終止譯碼，不需要再進(jìn)行無(wú)意義的后續(xù)比特的譯碼，降低了譯碼時(shí)延；

3)與現(xiàn)有的scl譯碼算法相比，本發(fā)明由于分段校驗(yàn)譯碼，可以更為細(xì)化的定位譯碼錯(cuò)誤位置，可級(jí)聯(lián)比特翻轉(zhuǎn)等譯碼算法提高可靠性。

附圖說(shuō)明

圖1為信道組合示意圖。

圖2為發(fā)明整體流程圖。

圖3為基于分段hash校驗(yàn)的極化碼譯碼流程圖。

具體實(shí)施方式

下面結(jié)合附圖與具體實(shí)施過(guò)程對(duì)本發(fā)明作進(jìn)一步詳細(xì)說(shuō)明。

下面采用本發(fā)明提出的基于分段hash校驗(yàn)極化碼的譯碼方法對(duì)一個(gè)長(zhǎng)度為512比特的信息序列m進(jìn)行編譯碼，碼長(zhǎng)1024比特，碼率為1/2，list大小32。我們選擇one-at-a-time算法作為hash函數(shù)算法。將512比特的信息序列m平均分成k＝4段，每段長(zhǎng)l＝512/4＝128比特，進(jìn)行分段hash極化碼編碼后，得到長(zhǎng)度為1024比特的編碼序列u并發(fā)送。接收端具體操作步驟如下：

步驟1、根據(jù)信道狀態(tài)信息按照高斯近似的方法計(jì)算各極化子信道的信道出錯(cuò)概率，得到信息比特集合、校驗(yàn)比特集合和凍結(jié)比特集合。

步驟2、接收端對(duì)接收到的信息序列y按照u1,u2...,u1024的順序依次進(jìn)行scl算法譯碼。

2.1如果當(dāng)前譯碼比特ui為凍結(jié)比特，則譯碼結(jié)果為

2.2如果ui為信息比特中的信息位(即mk)或hash位的前3位(即sk的前3個(gè)比特)，則按照scl譯碼規(guī)則進(jìn)行譯碼，譯碼過(guò)程中搜索路徑從該譯碼段的第一個(gè)非凍結(jié)比特開始，以2的冪數(shù)從2⁰依比特?cái)U(kuò)展，直到達(dá)到最大搜索路徑2×32＝64，當(dāng)達(dá)到最大搜索路徑后，保留其中錯(cuò)誤概率最低的32條路徑繼續(xù)進(jìn)行譯碼；

2.3當(dāng)ui為信息比特中的hash位的最后一位(即sk的第4個(gè)比特)，則在該比特譯碼結(jié)束后對(duì)包括該比特在內(nèi)的前128比特進(jìn)行hash校驗(yàn)，具體校驗(yàn)過(guò)程如步驟3；

步驟3、將當(dāng)前譯碼段64條路徑中的信息位(mk)與分別上一個(gè)譯碼段中的hash位sk-1送入hash函數(shù)，得到校驗(yàn)結(jié)果sk'，與當(dāng)前譯碼段64條路徑中的hash位sk作比較，保留其中所有滿足sk'＝sk的路徑中錯(cuò)誤概率最低的一條作為當(dāng)前譯碼段的譯碼結(jié)果，如果沒(méi)有路徑滿足sk'＝sk，則終止譯碼，判定譯碼失敗。

步驟4、如果上一段譯碼結(jié)果有路徑通過(guò)校驗(yàn)，則重復(fù)步驟2和步驟3進(jìn)行下一段譯碼，該過(guò)程直到譯碼失敗或成功譯出最后一段信息。