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

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

Реферат

 

Изобретение относится 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. Достигаемый технический результат - получение оптимальных рабочих характеристик 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. Упомянутый способ заключается в том, что формируют поток из LM повторяющихся символов путем повторения потока из L символов М раз, вычисляют первый интервал D1 прокалывания и первое количество Р1 прокалываемых символов, вычисляют второе количество Р2 прокалываемых символов, вычисляют второй интервал D2 прокалывания, формируют поток из N символов путем прокалывания потока из LM повторяющихся символов с первым интервалом D1 прокалывания и вторым интервалом D2 прокалывания. Устройство для согласования L кодированных символов содержит кодер для формирования потока из L кодированных символов, повторитель, генератор шаблона прокалывания и прокалыватель для прокалывания потока повторяющихся символов и формирования потока из N символов. 3 н. и 21 з.п. ф-лы, 14 табл., 16 ил.

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 повторяющих