專利名稱：一種uci上行控制信息的譯碼方法及裝置的制作方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明設(shè)計LTE系統(tǒng)，特別是涉及LTE系統(tǒng)中UCI上行控制信息的譯碼方法及裝置。
背景技術(shù)：
移動和寬帶成為現(xiàn)代通信技術(shù)的發(fā)展方向，3GPP(3rd GenerationPartnership ftOject，第三代合作伙伴計劃)致力于LTE (Long "TermEvolution，長期演進(jìn))系統(tǒng)作為 3G系統(tǒng)的演進(jìn)，目標(biāo)是發(fā)展3GPP無線接入技術(shù)向著高數(shù)據(jù)速率、低延遲和優(yōu)化分組數(shù)據(jù)應(yīng) 用方向演進(jìn)。3GPP LTE項目的主要性能目標(biāo)包括在20MHz頻譜帶寬能夠提供下行100Mbps、 上行50Mbps的峰值速率；改善小區(qū)邊緣用戶的性能；提高小區(qū)容量；降低系統(tǒng)延遲，用戶平 面內(nèi)部單向傳輸時延低于5ms，控制平面從睡眠狀態(tài)到激活狀態(tài)遷移時間低于50ms，從駐 留狀態(tài)到激活狀態(tài)的遷移時間小于IOOms ；支持IOOKm半徑的小區(qū)覆蓋；能夠為350Km/h高 速移動用戶提供> IOOlAps的接入服務(wù)；支持成對或非成對頻譜，并可靈活配置1. 25MHz到 20MHz多種帶寬。LTE 系統(tǒng)中，UCI (Uplink Control Information,上行控制信息)由 PUSCH(Physical Uplink Shared Channel，物理上行共享信道)和 PUCCH(PhysicalUplink Control Channel，物理上行控制信道)承載。在PUSCH中，長度小于11比特的UCI信息是 (32，0)的線性塊編碼，由11個32位的基序列線性組合而成，基序列見表3GPP TS 36.212 V8. 6. 0 Table 5. 2. 2. 6. 4-1。而在 PUCCH 中，UCI 信息是(20，A)線性塊編碼，由 13 個 20 位的基序列線性組合得到，基序列見表3GPP TS 36.212 V8. 6. 0 Table 5. 2. 3. 3-1。完整的 UCI上行控制信息塊編碼過程請參看3GPP TS36. 212 V8. 6. 05. 2. 2. 6. 4和5. 2. 3. 3節(jié)。現(xiàn)有的實現(xiàn)方案有兩種，第一種是求接收到的碼字與所有可能的信息碼字之間的 漢明距離，找出與接收到的碼字漢明距離最近的信息碼字即可譯出信息。第二種是求接收 到的碼字與所有可能信息碼字的相關(guān)值，找出相關(guān)值最大的信息碼字譯出信息。這兩種譯碼方法運(yùn)算量都較大，效率低，譯碼時延長，占用存儲資源多。以(32，0) 塊編碼為例，計算32比特碼字之間的漢明距離需要63次加法運(yùn)算和32次乘方運(yùn)算，計算 相關(guān)值需要31次加法運(yùn)算和32次乘積運(yùn)算。如果編碼比特有10位，則有2~10即10 種 可能信息碼字，運(yùn)算量需要乘以10M倍，運(yùn)算復(fù)雜度很大，不利于DSP實現(xiàn)。PUCCH編碼比 特有13位，需要碼字存儲空間高達(dá)20K字節(jié)，且計算漢明距離或相關(guān)值時得到的碼字也需 要這么大存儲，所以占用總的存儲量需40K字節(jié)。

發(fā)明內(nèi)容
為克服上述缺陷，本發(fā)明的目的是提出一種UCI上行控制信息的譯碼方法，該方 法將原編碼表拆分成三部分處理，這種分拆表的方法使得所需存儲量降低，搜索空間變小， 采用快速哈達(dá)馬反變換求相關(guān)值，從相關(guān)值中尋找最大者，通過它的編號譯碼。
本發(fā)明實施例一方面提出一種UCI上行控制信息的譯碼方法，該方法包括基站接收用戶設(shè)備UE發(fā)送的UCI上行控制信息編碼信息；所述基站將收到的所述UCI編碼信息進(jìn)行碼字重排之后，根據(jù)掩碼表對重排后的 碼字加掩碼；所述基站對加掩碼后的碼字進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換，根據(jù)最大相關(guān)值，查表確定 譯碼信息并輸出。本發(fā)明實施例另一方面還提出一種UCI上行控制信息的譯碼裝置，包括信息接收模塊，用于接收用戶設(shè)備UE發(fā)送的UCI上行控制信息編碼信息；重排加掩碼模塊，用于對UCI編碼信息進(jìn)行碼字重排，生成掩碼表并根據(jù)掩碼表 對重排后的碼字加掩碼；譯碼模塊，用于對加掩碼后的碼字進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換，根據(jù)最大相關(guān)值，查表 確定譯碼信息并輸出。根據(jù)本發(fā)明實施例，能夠有效減少存儲空間需求，降低運(yùn)算復(fù)雜度，加快譯碼速 度。H(M)快速哈達(dá)馬反變換需要MX Iog2M次加減運(yùn)算，這里M= 32，僅需要160次加減運(yùn) 算就可以求出32個相關(guān)值。如果編碼比特沒有超過6比特，則僅需做一次快速哈達(dá)馬反變 換，搜索范圍是32，所以譯碼速度非常快，采用主頻IG Hz的DSP只需要幾百個周期。最壞 的情況是PUCCH的編碼13比特，則需要做128次快速哈達(dá)馬反變換，存儲空間僅需要8K字 節(jié)，搜索范圍是4096，但是因為快速哈達(dá)馬變換是蝶形運(yùn)算，非常適合DSP實現(xiàn)，所以只需 一千多時鐘周期即可完成譯碼。相比原技術(shù)沒有乘方運(yùn)算，只有加減運(yùn)算，譯碼速度提高了 數(shù)十倍。存儲空間原來需要64K，現(xiàn)在僅需8K，降低了 8倍。


本發(fā)明的上述和/或附加的方面和優(yōu)點從下面結(jié)合附圖對實施例的描述中將變 得明顯和容易理解，其中圖1為根據(jù)本發(fā)明實施例的UCI編碼信息的譯碼方法流程圖；圖2為根據(jù)本發(fā)明實施例譯碼的功能示意圖；圖3為根據(jù)本發(fā)明實施例的編碼表1 ；圖4為根據(jù)本發(fā)明實施例的編碼表2 ；圖5為根據(jù)本發(fā)明實施例的快速哈達(dá)馬反變換矩陣P ；以及圖6為根據(jù)本發(fā)明實施例譯碼裝置的結(jié)構(gòu)示意圖。
具體實施例方式下面詳細(xì)描述本發(fā)明的實施例，所述實施例的示例在附圖中示出，其中自始至終 相同或類似的標(biāo)號表示相同或類似的元件或具有相同或類似功能的元件。下面通過參考附 圖描述的實施例是示例性的，僅用于解釋本發(fā)明，而不能解釋為對本發(fā)明的限制。為了更好的解釋本發(fā)明，首先對LTE系統(tǒng)中，UCI上行控制信息的兩種情況進(jìn)行說 明。在LTE系統(tǒng)中，UCI上行控制信息由PUSCH信道和PUCCH信道承載。這兩種信道所承 載的信息位不同。在PUSCH信道中，UCI信息為(32，0)的線性塊編碼，0< = 11，由至多11個32位
11的基序列線性組合而成，基序列見表3GPP TS 36.212 V8. 6. OTable 5. 2. 2. 6. 4-1，如圖3所 示。而在PUCCH信道中，UCI信息是Q0，A)線性塊編碼，A <= 13，由至多13個20位的基 序列線性組合得到，基序列見表3GPP TS 36. 212V8. 6. OTable 5. 2. 3. 3-1，如圖4所示。上述兩種碼字即為本發(fā)明實施例需要進(jìn)行譯碼的編碼信息。通過觀察圖3可以發(fā)現(xiàn)以下規(guī)律將圖3 中的第 2 到 6 列的行按[31 30 19 18 17 29 16 15 28 27 14 13 12 1126 20 25 10 9 8 24 7 6 23 5 4 22 3 2 21 1 32]重新排列，得到如下結(jié)果，為顯示方便，做
了轉(zhuǎn)置操作10101010101010101010101010101010Walsh(I)
11001100110011001100110011001100Walsh (2)
11110000111100001111000011110000Walsh (4)
11111111000000001111111100000000Walsh(8)
11111111111111110000000000000000Walsh(16)
容易看出，這5列是Walsh序列，Walsh序列可以由hadamard矩陣行或列得到，此
序列碼長32位，所以是由Η(3》的哈達(dá)馬矩陣產(chǎn)生。編碼表中第2到6列重排后對應(yīng)W1， W2，W4，W8，W16的Walsh碼，由Walsh碼的性質(zhì)得知，任兩個Walsh碼組合后得到的碼字仍然 是Walsh碼。將上述Walsh碼編號轉(zhuǎn)換為二進(jìn)制則對應(yīng)為1，10，100，1000，10000。這5個 二進(jìn)制數(shù)分別代表1到5比特位，而它們之間的組合共2~5即32種，也即由這5個Walsh碼 可以組合出32個Walsh碼出來，32個32位的碼字則剛好構(gòu)成了 H(32)哈達(dá)馬矩陣。Walsh 碼之間是正交的，且求Walsh碼的相關(guān)性可以通過快速哈達(dá)馬變換得到，這是快速譯碼算 法的基礎(chǔ)。從編碼表圖3的第7列開始，沒有明顯的規(guī)律，它們稱為掩碼MASK序列，是由Gold 碼推導(dǎo)出的，本質(zhì)是熟知的偽隨機(jī)序列，具有非常好的相關(guān)性。掩碼序列的選擇對于編碼性 能影響很大，此表中共有5列，它們之間有2~5即32種可能組合。為實現(xiàn)本發(fā)明的目的，本發(fā)明實施例提出了一種UCI上行控制信息的譯碼方法， 如圖1所示，為根據(jù)本發(fā)明實施例的UCI上行控制信息的譯碼方法流程框圖。該方法包括SlOl 基站接收用戶設(shè)備UE發(fā)送的UCI上行控制信息編碼信息。其中，UCI上行控制信息編碼信息包括=PUSCH信道承載的32位碼字和由PUCCH信 道承載的20位碼字。當(dāng)接收到的UCI上行控制信息編碼信息為由PUCCH信道承載的20位碼字時，在20 位碼字后補(bǔ)12位0，構(gòu)成32位碼字。S102 基站將收到的UCI編碼信息進(jìn)行碼字重排之后，根據(jù)掩碼表對重排后的碼 字加掩碼?；緦USCH信道承載的32位碼字以及PUCCH信道承載的補(bǔ)0后32位碼字進(jìn)行 碼字重排，重排按[31 30 19 18 17 29 16 15 28 27 14 13 12 1126 20 25 10 9 8 24 7 6 23 5 4 22 3 2 21 1 32]進(jìn)行。當(dāng)接收到的UCI上行控制信息編碼信息為PUSCH信道承載的32位碼字時，編碼表 如圖3所示。如圖3中所示，編碼表分為三部分，包括全1序列、Walsh序列和掩碼序列。即 Mi，0為全1序列、Mi，1至Mi，5為Walsh序列、Mi，6至Mi，10為掩碼序列。上述這種分拆表的方式可以有效降低運(yùn)算復(fù)雜度。如圖2所示，為根據(jù)本發(fā)明實施例譯碼的功能示意圖，接收用戶發(fā)送的UCI編碼信 息后，進(jìn)行碼字重排，之后根據(jù)掩碼表對重排后的碼字加掩碼，并進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換， 根據(jù)最大相關(guān)值，查表確定譯碼信息并輸出。當(dāng)UCI編碼信息的編碼比特數(shù)[o0，ol. . . o5]不超過6比特時，掩碼表為全0掩碼 或認(rèn)為沒有加掩碼，后5位[Ol...05]的比特信息通過快速哈達(dá)馬反變換，其中，使用的快 速哈達(dá)馬反變換矩陣P如圖5所示，根據(jù)最大相關(guān)值，查表確定譯碼信息并輸出，具體見步 驟S301的敘述。當(dāng)UCI編碼信息的編碼比特數(shù)大于6比特時，6 < 0 < = 11，對應(yīng)的掩碼表為掩碼 表K ；或者6 < A < = 13，對應(yīng)的掩碼表為掩碼表J。下面給出掩碼表K、掩碼表J的獲取方法。掩碼表K獲取方法包括以圖3中的Mii6至Miiltl列對應(yīng)為二進(jìn)制比特組合生成掩碼表，其中Mii6對應(yīng)最高位 (MSB) ,Miiltl對應(yīng)最低位(LSB)，共有2~5 = 32組掩碼，每組掩碼對應(yīng)32比特，按行排列每組 掩碼形成原始掩碼表K，對所述原始掩碼表K的列按[31 30 19 18 17 29 16 15 28 27 14
1312 11 26 20 25 10 9 8 24 7 6 235 4 22 3 2 21 1 32]重排后得到掩碼表 K ；以0的6比特之后的比特數(shù)對應(yīng)的十進(jìn)制數(shù)值，從掩碼表K中查找相關(guān)的掩碼，對 重排后的碼字加所述相關(guān)的掩碼，通過加掩碼可以消除接收到的編碼碼字的掩碼效果，消 除掩碼效果后，進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換。掩碼表J獲取方法包括以圖4中的Mii6至Miil2列對應(yīng)為二進(jìn)制比特組合生成掩碼表，其中Mii6對應(yīng)最高位 (MSB)，Miil2對應(yīng)最低位(LSB)，共有2~7 = 128組掩碼，每組掩碼對應(yīng)32比特，按行排列每 組掩碼形成原始掩碼表J，對所述原始掩碼表J的列按[31 30 19 18 17 29 16 15 28 27
1413 12 11 26 20 25 10 9 8 24 7 623 5 4 22 3 2 21 1 32]重排后得到掩碼表 J ；以A的6比特之后的比特數(shù)對應(yīng)的十進(jìn)制數(shù)值，從掩碼表J中查找相關(guān)的掩碼，對 重排后的碼字加所述相關(guān)的掩碼，通過加掩碼可以消除接收到的編碼碼字的掩碼效果，消 除掩碼效果后，進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換。具體而言，當(dāng)編碼比特數(shù)[o0，ol... olO]大于6個時，編碼時碼字加了 Gold掩碼， 情況復(fù)雜了些。譯碼方法是先把掩碼效果消除，然后再做哈達(dá)馬變換。如圖2所示，首先根 據(jù)編碼比特數(shù)情況乘掩碼。以圖3為例進(jìn)行說明，編碼比特數(shù)為0，0 <= 11，則掩碼可能性有η = 2" (0-6) 種，將輸入序列先加掩碼，有η種可能性，把這η種序列分別做哈達(dá)馬變換，得到η*32個相 關(guān)值，可以看成是η*32的相關(guān)值矩陣，查找矩陣中的最大值。相關(guān)值矩陣最大值的位置可 以用行列數(shù)表示。η*32矩陣列數(shù)是32，最大值對應(yīng)的那列轉(zhuǎn)換為二進(jìn)制表示就得到信息比 特的前5位，與上述編碼比特數(shù)小于6的一樣。行數(shù)η的取值范圍是0 32，其轉(zhuǎn)換為二進(jìn) 制數(shù)有5個比特，恰好對應(yīng)著
。這里ο6代表最高位，olO代表最低位。相關(guān) 最大值所在的行轉(zhuǎn)換為二進(jìn)制表示就是信息比特的后5位。例如編碼比特0為7位，則η 為2，所得相關(guān)值矩陣大小是2*32，也就是相關(guān)的掩碼，用二進(jìn)制表示是對應(yīng)的掩碼為掩碼 表K中的第00000或10000行，即掩碼表K中32組掩碼的第1組和第17組。若最大值在
13第一行，二進(jìn)制為0表示，若在第二行，二進(jìn)制為1，則[o6]譯為O或1。同理，如果編碼比 特是8，則η為4，相關(guān)值矩陣有4行，也就是相關(guān)的掩碼，用二進(jìn)制表示是對應(yīng)的掩碼為掩 碼表K中的第00000、01000、10000及11000行，即掩碼表K中32組掩碼的第1組、第9組、 第17組及第25組。則有兩比特與每行對應(yīng)，所以最大值所在的行轉(zhuǎn)為二進(jìn)制比特就可譯 出[ο6，ο7]。以此類推，最壞的情況是編碼11比特，則η為32，要做32次快速哈達(dá)馬變換， 運(yùn)算量增加，查找最大值也會耗時間。對碼字A的6比特之后的解碼類似，當(dāng)接收到的UCI上行控制信息編碼信息為補(bǔ)0 后的PUCCH信道承載的32位碼字時，編碼表如圖4所示，對應(yīng)的掩碼表為之前所述的掩碼 表J。由于已經(jīng)補(bǔ)成了 32位，因此解碼操作和0的解碼一致，除了使用的掩碼表為掩碼表J 之外，其它操作相同，在此不再贅述。S103:基站對加掩碼后的碼字進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換，根據(jù)最大相關(guān)值，查表確定 譯碼信息并輸出。如圖3和圖4所示，編碼表均可以分為全1序列即第一列；Walsh序列即第二至第 六列；和掩碼序列即從第七列開始的序列。S1031 首先對[ol. . . o5]對應(yīng)的Walsh序列控制的碼字進(jìn)行譯碼。編碼比特[ol. · · o5]經(jīng)過重排后對應(yīng)為Walsh序列的Wl，W2，W4，W8，W16的Walsh 碼，即10101010101010101010101010101010 Walsh(I)11001100110011001100110011001100 Walsh(2)11110000111100001111000011110000 Walsh(4)11111111000000001111111100000000 Walsh(8)11111111111111110000000000000000 Walsh(16)因此，將上述5列Walsh序列控制的加掩碼后的碼字與32*32的哈達(dá)馬矩陣求相 關(guān)，即對加掩碼后的碼字進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換。得到32個相關(guān)值，查找其中最大的相 關(guān)值，相關(guān)值序號對應(yīng)為0-31，相關(guān)值序號的十進(jìn)制標(biāo)號換算成二進(jìn)制比特為5位，對應(yīng) Walsh碼序列號。根據(jù)Walsh碼序列號查表找到對應(yīng)序列號的Walsh碼，進(jìn)而得到編碼表中 Walsh序列控制的碼字譯碼結(jié)果。該譯碼結(jié)果可以表示為[o5 o4 o3 o2 ol]。即，當(dāng)編碼比特數(shù)[oO，ol. . . o5]不超過6個時，可見編碼沒有加掩碼，或認(rèn)為加了 全0掩碼。先不管第一位[oO]，即控制全1序列那位，則后5位[ol...o5]控制的32位編 碼碼字組合就是32位長的Walsh碼的一種。把接收到的碼字與32*32的哈達(dá)馬矩陣做相 關(guān)，得到32個相關(guān)值，查找到最大相關(guān)值，其標(biāo)號對應(yīng)Walsh碼序列號。相關(guān)值序號從0 31，換算成二進(jìn)制比特為5位，把得到的最大相關(guān)值的十進(jìn)制標(biāo)號轉(zhuǎn)為二進(jìn)制，譯碼結(jié)果表 示為[o5 o4 o3 o2 ol]，即得到譯出碼字。這種情況譯碼是比較快的，只需要把接收碼字 和H(32)哈達(dá)馬矩陣相關(guān)，可以使用快速哈達(dá)馬反變換實現(xiàn)，其中，使用的快速哈達(dá)馬反變 換矩陣P如圖5所示。S1032 完成對Walsh碼序列譯碼后，在對掩碼序列控制的碼字進(jìn)行譯碼。當(dāng)承載信道為PUSCH時，掩碼序列為[o6. . . olO]，當(dāng)承載信道為PUCCH時，掩碼序 列為[o6... ol2]。以下就這兩種情況分別說明掩碼序列控制的碼字譯碼過程。當(dāng)承載信道為PUSCH或承載信道為PUCCH時，[ol. . . o5]的Walsh序列控制的碼字的譯碼過程如步驟1031中所述。承載信道為PUSCH的掩碼序列為[o6. . . olO]和承載信道為PUCCH的掩碼序列為 [o6. . . ol2]，均表明編碼碼字加了 Gold掩碼。通過步驟102對編碼碼字加掩碼，已達(dá)到消 除Gold掩碼的效果。其中，o6代表最高位，PUSCH的掩碼序列olO以及PUCCH的掩碼序列 ol2代表最低位。對該掩碼序列控制的編碼碼字進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換，得到最大相關(guān)值。 該最大相關(guān)值所在的行轉(zhuǎn)換為二進(jìn)制信息即表示PUSCH承載信息比特的后5位或PUCCH承 載的信息比特的后7位。根據(jù)上述步驟S201的實施例，例如當(dāng)掩碼序列為[o6]時，編碼比特數(shù)O為7，此時 掩碼可能性為η = 2~ (0-6) = 2，即掩碼可能性為2種。所得相關(guān)值矩陣大小為2*32，若最 大相關(guān)值在第一行，轉(zhuǎn)換為二進(jìn)制信息表示為O ；若最大相關(guān)值在第二行，則轉(zhuǎn)換為二進(jìn)制 信息表示為1。因此掩碼序列[ο6]控制的碼字對應(yīng)譯為O或1。例如當(dāng)掩碼序列為[ο6，ο7]時，編碼比特數(shù)O為8，此時掩碼可能性為η = 2~ (0-6) =4，即掩碼可能性為4種。所得相關(guān)值絕陣大小為4*32，相關(guān)值矩陣有4行，則有兩比特 與每行對應(yīng)。所以最大值所在的行轉(zhuǎn)為二進(jìn)制信息，就可譯出[ο6，ο7]。若最大相關(guān)值在 第一行，轉(zhuǎn)換為二進(jìn)制信息表示為00 ；若最大相關(guān)值在第二行，則轉(zhuǎn)換為二進(jìn)制信息表示 為01，若最大相關(guān)值在第三行，轉(zhuǎn)換為二進(jìn)制信息表示為10 ；若最大相關(guān)值在第四行，則轉(zhuǎn) 換為二進(jìn)制信息表示為11。對應(yīng)的相關(guān)的掩碼在掩碼表K或掩碼表J中的具體位置的確定，見步驟S201。以此類推，PUSCH的編碼比特數(shù)0最大值為11，此時η為32，要做32次快速哈達(dá) 馬反變換；PUCCH的編碼比特數(shù)0最大值為13，此時η為128，要做1 次快速哈達(dá)馬反變 換。此時，運(yùn)算量增加，查找最大值需要時間最多。在完成對Walsh碼序列和掩碼序列的譯碼后，最后對全1序列對應(yīng)的比特[oO]進(jìn) 行譯碼。S1033 對全1序列控制碼字的譯碼。全1序列對應(yīng)的比特[oO]，如果該位為1，則編碼碼字反相。即，O變?yōu)?，1變?yōu)?O ；如果該位為0，則編碼碼字沒有改變。在單極性空間{0，1}上定義模2加運(yùn)算，雙極性空 間{_1，1}上定義乘法運(yùn)算，則這兩個空間互為同構(gòu)空間，即雙極性空間的乘法運(yùn)算對應(yīng)于 單極性空間對應(yīng)元素的模2加運(yùn)算。接收的碼字是軟比特，在雙極性空間上，而編碼是在單 極性空間。譯碼時只要根據(jù)最大相關(guān)值的極性就可判斷是否有全1序列。具體極性的正負(fù) 譯成O或1要根據(jù)單極性與雙極性映射法則。但是，Walsh碼控制比特數(shù)目會影響最大相關(guān)值的極性。具體地說此外，當(dāng)Walsh 序列偶數(shù)個組合為哈達(dá)馬矩陣時，得到的Walsh碼極性改變了。例如，Walsh 1碼為 10101010…Walsh2為11001100...，兩者模2加得到Walsh3理論為10011001···，但實際結(jié) 果卻是01100110···，可見若在雙極性空間則極性變反。綜合考慮所有因素，在O映射為1，1映射為-1情況下，得到oO譯碼方法是如果 控制第2到6列的Walsh序列比特為0，或比特里有奇數(shù)個1，則相關(guān)最大值極性為負(fù)時，oO 譯為0，反之譯為1 ；如果控制第2到6列的Walsh序列比特有偶數(shù)個1，則相關(guān)最大值極性 為正時，oO譯為0，反之譯為1。相應(yīng)地，根據(jù)本發(fā)明的譯碼方法，如圖6所示，本發(fā)明的實施例還提出了一種UCI編碼信息的譯碼裝置100，包括信息接收模塊110，重排加掩碼模塊120以及譯碼模塊 130。其中，信息接收模塊110用于接收用戶設(shè)備UE發(fā)送的UCI上行控制信息編碼信 肩、ο信息接收模塊110接收的UCI編碼信息包括由PUSCH信道承載的32位碼字或由 PUCCH信道承載的20位碼字，其中，PUSCH信道承載的32位碼字的編碼比特數(shù)為0，0 < = 11，PUSCH信道承載的20位碼字的編碼比特數(shù)為A，A <= 13 ；當(dāng)接收到的UCI上行控制信 息編碼信息為由PUCCH信道承載的20位碼字時，在20位碼字后補(bǔ)12位0，構(gòu)成32位碼字。重排加掩碼模塊120用于對UCI編碼信息進(jìn)行碼字重排，生成掩碼表并根據(jù)掩碼 表對重排后的碼字加掩碼。重排加掩碼模塊120對編碼信息按[31 30 19 18 17 29 16 15 28 27 14 1312 11 26 20 25 10 9 8 24 7 6 23 5 4 22 3 2 21 1 32]進(jìn)行碼字重排。具體而言，當(dāng)UCI編碼信息的編碼比特數(shù)大于6比特時，6 < 0 < = 11，對應(yīng)的掩 碼表為掩碼表K ;6 < A < = 13，對應(yīng)的掩碼表為掩碼表J。具體而言，重排加掩碼模塊120生成的掩碼表K包括以圖3中的Mi,6至Miiltl列對應(yīng)為二進(jìn)制比特組合生成掩碼表，其中Mi,6對應(yīng)最高 位，Miiltl對應(yīng)最低位，共有2~5 = 32組掩碼，每組掩碼對應(yīng)32比特，按行排列每組掩碼形成 原始掩碼表K，對原始掩碼表K的列按[31 30 1918 17 29 16 15 28 27 14 13 12 11 26 20 25 10 9 8 24 7 6 23 5 4 22 3 22 1 1 32]重排后得到掩碼表 K ；重排加掩碼模塊120以0的6比特之后的比特數(shù)對應(yīng)的十進(jìn)制數(shù)值，從掩碼表K 中查找相關(guān)的掩碼，對重排后的碼字加相關(guān)的掩碼。具體而言，重排加掩碼模塊120生成的掩碼表J包括以圖4中的Mi,6至Miil2列對應(yīng)為二進(jìn)制比特組合生成掩碼表，其中Mi,6對應(yīng)最高 位，Miil2對應(yīng)最低位，共有2~7 = 1 組掩碼，每組掩碼對應(yīng)32比特，按行排列每組掩碼形成 原始掩碼表J，對原始掩碼表J的列按[31 30 1918 17 29 16 15 28 27 14 13 12 11 26 20 25 10 9 8 24 7 6 23 5 4 22 3 2 21 1 32]重排后得到掩碼表 J ；重排加掩碼模塊120以A的6比特之后的比特數(shù)對應(yīng)的十進(jìn)制數(shù)值，從掩碼表J 中查找相關(guān)的掩碼，對重排后的碼字加相關(guān)的掩碼。譯碼模塊130用于對加掩碼后的碼字進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換，根據(jù)最大相關(guān)值， 查表確定譯碼信息并輸出。具體而言，當(dāng)UCI編碼信息的編碼比特數(shù)[oO，ol. . . o5]不超過6比特時，掩碼表 為全0掩碼，譯碼模塊130對后5位[ol... o5]的比特信息通過快速哈達(dá)馬反變換，根據(jù)最 大相關(guān)值，查表確定譯碼信息并輸出。具體而言，譯碼模塊130對加掩碼后的碼字進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換，根據(jù)最大相 關(guān)值，查表確定0的6比特之后的比特信息并輸出。具體而言，譯碼模塊130對加掩碼后的碼字進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換，根據(jù)最大相 關(guān)值，查表確定A的6比特之后的比特信息并輸出。具體而言，圖3 的Mia 至虬,5 列的行按[31 30 19 18 17 29 16 15 28 27 1413 12 11 26 20 25 10 9 8 24 7 6 23 5 4 22 3 2 21 1 32]重新排列，得到 5 個 Walsh 序列
10101010101010101010101010101010 Walsh(I),11001100110011001100110011001100 Walsh(2),11110000111100001111000011110000 Walsh(4),11111111000000001111111100000000 Walsh(8)，11111111111111110000000000000000 Walsh(16)；譯碼模塊130對UCI編碼信息的第一位編碼比特的譯碼包括規(guī)定0映射為1，1映射為-1，在單極性空間{0，1}上定義模2加運(yùn)算，雙極性空 間{-1，1}上定義乘法運(yùn)算，則這兩個空間互為同構(gòu)空間，即雙極性空間的乘法運(yùn)算對應(yīng)于 單極性空間對應(yīng)元素的模2加運(yùn)算；當(dāng)Walsh序列各列的比特為0，或比特里有奇數(shù)個1時，則Walsh序列的最大相關(guān) 值為負(fù)時，第一位編碼比特譯碼為0 ；Walsh序列的最大相關(guān)值為正時，第一位編碼比特譯 碼為1 ；當(dāng)Walsh序列各列的比特里有偶數(shù)個1，則Walsh序列的最大相關(guān)值極性為負(fù)時， 第一位編碼比特譯碼為0 ;Walsh序列的最大相關(guān)值極性為正時，第一位編碼比特譯碼為1。根據(jù)本發(fā)明提出的技術(shù)方案，能夠有效減少存儲空間需求，降低運(yùn)算復(fù)雜度，加快 譯碼速度。H(M)快速哈達(dá)馬反變換需要MX Iog2M次加減運(yùn)算，這里M = 32，僅需要160次 加減運(yùn)算就可以求出32個相關(guān)值。如果編碼比特沒有超過6比特，則僅需做一次快速哈達(dá) 馬反變換，搜索范圍是32，所以譯碼速度非?？欤捎弥黝lIG Hz的DSP只需要幾百個周期。 最壞的情況是PUCCH的編碼13比特，則需要做1 次快速哈達(dá)馬反變換，存儲空間僅需要 8K字節(jié)，搜索范圍是4096，但是因為快速哈達(dá)馬變換是蝶形運(yùn)算，非常適合DSP實現(xiàn)，所以 只需一千多時鐘周期即可完成譯碼。相比原技術(shù)沒有乘方運(yùn)算，只有加減運(yùn)算，譯碼速度提 高了數(shù)十倍。存儲空間原來需要64K，現(xiàn)在僅需8K，降低了 8倍。顯然，采用圖3，圖 4 中協(xié)議 3GPP TS36. 212 V8. 6. 05. 2. 2. 6. 4 和 5. 2. 3. 3 中規(guī) 定的編碼方式進(jìn)行譯碼，LTE協(xié)議3GPP TS36. 212 V8. 6. 05. 2. 2. 6. 4和5. 2. 3. 3中定義 的PUSCH和PUCCH承載的UCI控制信息的編碼，其譯碼方法仍屬于本發(fā)明的保護(hù)范圍。在 LTE-A系統(tǒng)及以后LTE的演進(jìn)系統(tǒng)中，當(dāng)使用編碼表圖3，圖4和類似協(xié)議3GPP TS36. 212 V8. 6. 05. 2. 2. 6. 4和5. 2. 3. 3中規(guī)定的編碼方式，仍屬于本發(fā)明提出的譯碼方法的保護(hù)范圍。本領(lǐng)域普通技術(shù)人員可以理解實現(xiàn)上述實施例方法攜帶的全部或部分步驟是可 以通過程序來指令相關(guān)的硬件完成，所述的程序可以存儲于一種計算機(jī)可讀存儲介質(zhì)中， 該程序在執(zhí)行時，包括方法實施例的步驟之一或其組合。另外，在本發(fā)明各個實施例中的各功能單元可以集成在一個處理模塊中，也可以 是各個單元單獨物理存在，也可以兩個或兩個以上單元集成在一個模塊中。上述集成的模 塊既可以采用硬件的形式實現(xiàn)，也可以采用軟件功能模塊的形式實現(xiàn)。所述集成的模塊如 果以軟件功能模塊的形式實現(xiàn)并作為獨立的產(chǎn)品銷售或使用時，也可以存儲在一個計算機(jī) 可讀取存儲介質(zhì)中。上述提到的存儲介質(zhì)可以是只讀存儲器，磁盤或光盤等。以上所述僅是本發(fā)明的優(yōu)選實施方式，應(yīng)當(dāng)指出，對于本技術(shù)領(lǐng)域的普通技術(shù)人 員來說，在不脫離本發(fā)明原理的前提下，還可以做出若干改進(jìn)和潤飾，這些改進(jìn)和潤飾也應(yīng) 視為本發(fā)明的保護(hù)范圍。
1權(quán)利要求
1.一種UCI上行控制信息的譯碼方法，其特征在于，包括以下步驟基站接收用戶設(shè)備UE發(fā)送的UCI編碼信息；所述基站將收到的所述UCI編碼信息進(jìn)行碼字重排之后，根據(jù)掩碼表對重排后的碼字 加掩碼；所述基站對加掩碼后的碼字進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換，根據(jù)最大相關(guān)值，查表確定譯碼 信息并輸出。
2.如權(quán)利要求1所述的UCI上行控制信息的譯碼方法，其特征在于，所述UCI編碼信息 包括由PUSCH信道承載的32位碼字或由PUCCH信道承載的20位碼字，其中，PUSCH信道承 載的32位碼字的編碼比特數(shù)為0，0 <= 11，PUSCH信道承載的20位碼字的編碼比特數(shù)為 A, A <= 13 ；當(dāng)接收到的UCI上行控制信息編碼信息為由PUCCH信道承載的20位碼字時，在所述20 位碼字后補(bǔ)12位0，構(gòu)成32位碼字。
3.如權(quán)利要求2所述的譯碼方法，其特征在于，將接收到的編碼信息按照[3130 19 18 17 29 16 15 28 27 14 13 12 11 26 20 25 10 9 8 24 7 6 23 5 422 3 2 21 1 32]進(jìn)行碼字重排。
4.如權(quán)利要求3所述的譯碼方法，其特征在于，當(dāng)所述UCI編碼信息的編碼比特數(shù) [o0, ol... o5]不超過6比特時，所述掩碼表為全0掩碼，后5位[ol... o5]的比特信息通 過快速哈達(dá)馬反變換，根據(jù)最大相關(guān)值，查表確定譯碼信息并輸出。
5.如權(quán)利要求3所述的譯碼方法，其特征在于，當(dāng)所述UCI編碼信息的編碼比特數(shù)大于 6比特時，6<0<= 11，對應(yīng)的掩碼表為掩碼表K;6<A<= 13，對應(yīng)的掩碼表為掩碼表J。
6.如權(quán)利要求5所述的譯碼方法，其特征在于，所述掩碼表K包括以下表中的Mii6至Miiltl列對應(yīng)為二進(jìn)制比特組合生成掩碼表，其中Mii6對應(yīng)最高位，Mi, 10對應(yīng)最低位，共有2~5 = 32組掩碼，每組掩碼對應(yīng)32比特，按行排列每組掩碼形成原始 掩碼表K，對所述原始掩碼表K的列按[3130 19 18 17 29 16 15 28 27 14 13 12 11 26 20 25 10 9 8 24 7 6 23 5 4 22 3 2 211 32]重排后得到掩碼表 K，
7.如權(quán)利要求5所述的譯碼方法，其特征在于，所述掩碼表J包括 以下表中的Mii6至Miil2列對應(yīng)為二進(jìn)制比特組合生成掩碼表，其中Mii6對應(yīng)最高位，Mi, 12對應(yīng)最低位，共有2~7 = 128組掩碼，每組掩碼對應(yīng)32比特，按行排列每組掩碼形成原始 掩碼表J，對所述原始掩碼表J的列按[3130 19 18 17 29 16 15 28 27 14 13 12 11 26 20 25 10 9 8 24 7 6 23 5 4 22 3 2 211 32]重排后得到掩碼表 J，
8.如權(quán)利要求6或7之一所述的譯碼方法，其特征在于，表中的Mi,工至仏』列的行按[31 30 19 18 17 29 16 15 28 27 14 13 12 11 26 20 25 10 9 8 247 6 23 5 4 22 3 2 21 1 32]重新排列，得到5個Walsh序列10101010101010101010101010101010 Walsh(I)， 11001100110011001100110011001100 Walsh(2)， 11110000111100001111000011110000 Walsh(4)， 11111111000000001111111100000000 Walsh(8)， 11111111111111110000000000000000 Walsh(16)； 所述UCI編碼信息的第一位編碼比特的譯碼方法包括規(guī)定0映射為1，1映射為-1，在單極性空間{0，1}上定義模2加運(yùn)算，雙極性空間{-1， 1}上定義乘法運(yùn)算，則這兩個空間互為同構(gòu)空間，即雙極性空間的乘法運(yùn)算對應(yīng)于單極性 空間對應(yīng)元素的模2加運(yùn)算；當(dāng)Walsh序列各列的比特為0，或比特里有奇數(shù)個1時，則Walsh序列的最大相關(guān)值為 負(fù)時，第一位編碼比特譯碼為0 ；Walsh序列的最大相關(guān)值為正時，第一位編碼比特譯碼為 1 ；當(dāng)Walsh序列各列的比特里有偶數(shù)個1，則Walsh序列的最大相關(guān)值極性為負(fù)時，第一 位編碼比特譯碼為0 ；Walsh序列的最大相關(guān)值極性為正時，第一位編碼比特譯碼為1。
9.一種UCI上行控制信息的譯碼裝置，其特征在于，包括信息接收模塊，用于接收用戶設(shè)備UE發(fā)送的UCI上行控制信息編碼信息； 重排加掩碼模塊，用于對UCI編碼信息進(jìn)行碼字重排，生成掩碼表并根據(jù)掩碼表對重 排后的碼字加掩碼；譯碼模塊，用于對加掩碼后的碼字進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換，根據(jù)最大相關(guān)值，查表確定 譯碼信息并輸出。
10.如權(quán)利要求9所述的譯碼裝置，其特征在于，所述信息接收模塊接收的所述UCI編 碼信息包括由PUSCH信道承載的32位碼字或由PUCCH信道承載的20位碼字，其中，PUSCH 信道承載的32位碼字的編碼比特數(shù)為0，0 <= 11，PUSCH信道承載的20位碼字的編碼比 特數(shù)為A，A<= 13；當(dāng)接收到的UCI上行控制信息編碼信息為由PUCCH信道承載的20位碼字時，在所述20 位碼字后補(bǔ)12位0，構(gòu)成32位碼字。
11.如權(quán)利要求10所述的譯碼裝置，其特征在于，所述重排加掩碼模塊對編碼信息按 [31 30 19 18 17 29 16 15 28 27 14 13 12 11 26 20 25 10 9 824 7 6 23 5 4 22 3·2 21 1 32]進(jìn)行碼字重排。
12.如權(quán)利要求11所述的譯碼裝置，其特征在于，當(dāng)所述UCI編碼信息的編碼比特數(shù) [οΟ,οΙ... ο5]不超過6比特時，所述掩碼表為全0掩碼，所述譯碼模塊對后5位[ol. . . ο5] 的比特信息通過快速哈達(dá)馬反變換，根據(jù)最大相關(guān)值，查表確定譯碼信息并輸出。
13.如權(quán)利要求11所述的譯碼裝置，其特征在于，當(dāng)所述UCI編碼信息的編碼比特數(shù)大 于6比特時，6<0<= 11，對應(yīng)的掩碼表為掩碼表K ；6 < A <= 13，對應(yīng)的掩碼表為掩碼表J。
14.如權(quán)利要求13所述的譯碼裝置，其特征在于，所述重排加掩碼模塊生成的所述掩 碼表K包括以下表中的Mi,6至Miiltl列對應(yīng)為二進(jìn)制比特組合生成掩碼表，其中Mii6對應(yīng)最高位，Mi, 10對應(yīng)最低位，共有2~5 = 32組掩碼，每組掩碼對應(yīng)32比特，按行排列每組掩碼形成原始 掩碼表K，對所述原始掩碼表K的列按[3130 19 18 17 29 16 15 28 27 14 13 12 11 26 20 25 10 9 8 24 7 6 23 5 4 22 3 2 211 32]重排后得到掩碼表 K，
15.如權(quán)利要求13所述的譯碼裝置，其特征在于，所述重排加掩碼模塊生成的所述掩 碼表J包括以下表中的Mii6至Miil2列對應(yīng)為二進(jìn)制比特組合生成掩碼表，其中Mii6對應(yīng)最高位，Mi, 12對應(yīng)最低位，共有2~7 = 128組掩碼，每組掩碼對應(yīng)32比特，按行排列每組掩碼形成原始 掩碼表J，對所述原始掩碼表J的列按[3130 19 18 17 29 16 15 28 27 14 13 12 11 26 20 25 10 9 8 24 7 6 23 5 4 22 3 2 211 32]重排后得到掩碼表 J，
16.如權(quán)利要求14或15之一所述的譯碼裝置，其特征在于，表中的Miil至Mi,5列的行按 [31 30 19 18 17 29 16 15 28 27 14 13 12 11 26 20 25 10 98 24 7 6 23 5 4 22 3 2 21 1 32]重新排列，得到5個Walsh序列-10101010101010101010101010101010 Walsh(1)， -11001100110011001100110011001100 Walsh(2)，-11110000111100001111000011110000 Walsh(4)， -11111111000000001111111100000000 Walsh(8)， -11111111111111110000000000000000 Walsh(16)； 所述譯碼模塊對所述UCI編碼信息的第一位編碼比特的譯碼包括 規(guī)定0映射為1，1映射為-1，在單極性空間{0，1}上定義模2加運(yùn)算，雙極性空間{-1， 1}上定義乘法運(yùn)算，則這兩個空間互為同構(gòu)空間，即雙極性空間的乘法運(yùn)算對應(yīng)于單極性 空間對應(yīng)元素的模2加運(yùn)算；當(dāng)Walsh序列各列的比特為0，或比特里有奇數(shù)個1時，則Walsh序列的最大相關(guān)值為 負(fù)時，第一位編碼比特譯碼為0 ；Walsh序列的最大相關(guān)值為正時，第一位編碼比特譯碼為 1 ；當(dāng)Walsh序列各列的比特里有偶數(shù)個1，則Walsh序列的最大相關(guān)值極性為負(fù)時，第一 位編碼比特譯碼為0 ；Walsh序列的最大相關(guān)值極性為正時，第一位編碼比特譯碼為1。
全文摘要
本發(fā)明提出了一種UCI上行控制信息的譯碼方法包括從基站接收用戶設(shè)備發(fā)送的UCI上行控制信息編碼信息；將收到的編碼信息進(jìn)行碼字重排之后，根據(jù)掩碼表對重排后的碼字加掩碼；對加掩碼后的碼字進(jìn)行快速哈達(dá)馬反變換，根據(jù)最大相關(guān)值，查表確定譯碼信息并輸出。此外本發(fā)明還提出了一種UCI上行控制信息的譯碼裝置。根據(jù)本發(fā)明提出的方法或裝置，能夠有效減少存儲空間需求，降低運(yùn)算復(fù)雜度，加快譯碼速度。
文檔編號H04L1/00GK102118221SQ20101003380
公開日2011年7月6日 申請日期2010年1月5日 優(yōu)先權(quán)日2010年1月5日
發(fā)明者李彬, 毛劍慧, 王雙 申請人:電信科學(xué)技術(shù)研究院