Устройство и способ кодирования/декодирования индикатора комбинации транспортного формата в системе мобильной связи мдкрк

Устройство и способ кодирования/декодирования индикатора комбинации транспортного формата в системе мобильной связи мдкрк

Реферат

 

Изобретение относится к радиосвязи, в частности к передаче данных в системе ММТ 2000. Технический результат – повышение скорости передачи данных. В устройство кодирования ИКТФ одноразрядный генератор вырабатывает последовательность, имеющую одни и те же символы. Генератор базисных ортогональных последовательностей вырабатывает множество базисных ортогональных последовательностей. Генератор базисных последовательностей масок вырабатывает множество базисных последовательностей масок. Операционный блок принимает биты ИКТФ, которые делятся на первую информационную часть, представляющую преобразование биортогональной последовательности, вторую информационную часть, представляющую преобразование ортогональной последовательности, и третью информационную часть, представляющую преобразование последовательностей масок, и объединяет ортогональную последовательность, выбранную из базисной ортогональной последовательности на основании второй информации, биортогональную последовательность, полученную посредством комбинирования выбранной ортогональной последовательности с одними и теми же символами, выбранными на основании первой информационной части, и последовательность маски, выбранной на основании биортогональной последовательности и третьей информационной части, посредством чего создавая последовательность ИКТФ. 7 з.п. ф-лы, 23 ил., 7 табл.

Область техники, к которой относится изобретение

Настоящее изобретение касается в общем устройства и способа передачи информации в системе ММТ 2000 (Международные мобильные телекоммуникации 2000) и, в частности, устройства и способа передачи индикатора комбинации транспортного формата (ИКТФ).

Система мобильной связи МДКРК (в дальнейшем называемая системой ММТ 2000) обычно передает кадры, которые обеспечивают службу передачи речи, службу передачи изображений, службу передачи символов по физическому каналу типа выделенного физического канала передачи данных (ВФКПД) на постоянной или переменной скорости передачи данных. В том случае, когда кадры данных, которые включают в себя этот вид услуг, передаются на фиксированной скорости передачи данных, нет необходимости информировать приемное устройство относительно скорости распространения каждого кадра данных. С другой стороны, если кадры данных передаются на переменной скорости передачи данных, что означает, что каждый кадр данных имеет различную скорость передачи данных, передающее устройство должно информировать приемное устройство относительно скорости распространения каждого кадра данных, определяемого его скоростью передачи данных. Скорость передачи данных оказывается пропорциональной скорости распространения данных, а скорость распространения данных обратно пропорциональна скорости распространения в обычной системе ММТ 2000.

В случае передачи форматов данных на переменной скорости передачи данных область ИКТФ канала ВФКПД информирует приемное устройство относительно скорости передачи данных текущего сервисного кадра. Область ИКТФ включает в себя ИКТФ, показывающий партию информации, содержащей скорость передачи данных сервисного кадра. ИКТФ представляет информацию, которая помогает надежно обслуживать речевую или информационную услугу.

На фиг.1A-1D показаны примеры применений ИКТФ. Фиг.1А иллюстрирует применение ИКТФ к линии связи абонента с центральным узлом ВФКПД и к линии связи абонента с центральным узлом выделенного физического канала управления (ВФКУ). Фиг.1В иллюстрирует применение ИКТФ к каналу произвольного доступа (КПД). Фиг.1С иллюстрирует применение ИКТФ к линии связи центрального узла с абонентом ВФКПД и к линии связи центрального узла с абонентом ВФКУ. Фиг.1D иллюстрирует применение ИКТФ к вторичному общему физическому каналу управления (ВОФКУ).

Рассматривая фиг.1A-1D, отметим, что один кадр состоит из 16 участков, и каждый участок имеет область ИКТФ. Таким образом, один кадр включает в себя 16 областей ИКТФ. Область ИКТФ включает в себя N_ИКТФ битов, а ИКТФ обычно имеет 32 бита в кадре. Для передачи 32-разрядного ИКТФ в одном кадре, можно назначить 2 бита ИКТФ каждому из 16 участков (Т_уч=0,625 мс).

Фиг.2 представляет блок-схему передающего устройства базовой станции в общей системе ММТ 2000.

Как показано на фиг.2, умножители 211, 231 и 232 умножают входные сигналы на коэффициенты усиления G₁, G₃ и G₅. Умножители 221, 241 и 242 умножают ключевые слова ИКТФ (кодовые символы ИКТФ), принимаемые из соответствующих кодеров ИКТФ, на коэффициенты усиления G₂, G₄ и G₆. Коэффициенты усиления G₁-G₆ могут иметь различные значения в соответствии с типами услуг или ситуаций перемещения вызова. Входные сигналы включают в себя пробные сигналы и сигналы управления мощностью (УМП) данных ВФКУ и ВФКПД. Мультиплексор 212 вводит символы 32-разрядного кода ИКТФ (ключевое слово ИКТФ}, принимаемые из умножителя 221, в области ИКТФ, как показано на фиг. 1С. Мультиплексор 242 вводит символы 32-разрядного кода ИКТФ, принятые из умножителя 241, в области ИКТФ. Мультиплексор 252 вводит символы 32-разрядного кода ИКТФ, принимаемые из умножителя 242, в области ИКТФ. Введение символов кода ИКТФ в области ИКТФ показаны на фиг.1A-1D. Символы 32-разрядного кода получаются посредством кодирования битов ИКТФ (информационных битов), которые определяют скорость передачи данных сигнала данных по соответствующему каналу передачи данных, 1-ый, 2-ой и 3-ий последовательно-параллельные преобразователи (ППП) 213, 233 и 234 разделяют выходные сигналы мультиплексоров 212, 242 и 252 на каналы I и каналы Q. Умножители 214, 222 и 235-238 умножают выходные сигналы преобразователей ППП 213, 233 и 234 на коды С_к1, С_к2 и С_к3 формирования каналов. Коды формирования каналов являются ортогональными кодами. Первый сумматор 215 суммирует выходные сигналы умножителей 214, 235 и 237 и генерирует сигнал канала I, а второй сумматор 223 суммирует выходные сигналы умножителей 222, 236 и 238 и генерирует сигнал канала Q. Фазосдвигающее устройство 224 сдвигает фазу сигнала канала Q, принимаемого из второго сумматора 223, на 90 . Сумматор 216 складывает выходные сигналы первого сумматора 215 и фазосдвигающего устройства 224 и генерирует комплексный сигнал I+jQ. Умножитель 217 скремблирует комплексный сигнал с комплексной псевдошумовой последовательностью С_скремб назначенной базовой станции. Процессор 218 сигнала (ППП) разделяет скремблированный сигнал на канал I и канал Q. Фильтры нижних частот (ФНЧ) 219 и 225 ограничивают полосы частот сигналов канала I и канала Q, принимаемых с процессора ППП 218, посредством фильтрования ФНЧ. Умножители 220 и 226 умножают выходные сигналы ФНЧ 219 и 225 посредством носителей cos(2 f_ct) и sin(2 f_ct), соответственно, благодаря чему преобразуя выходные сигналы фильтров ФНЧ 219 и 225 в ВЧ (высокочастотную) полосу. Сумматор 227 суммирует сигналы ВЧ канала I и канала Q.

Фиг.3 представляет блок-схему передающей части подвижной станции в общей системе ММТ 2000.

Как показано на фиг.3, умножители 311, 321 и 323 умножают соответствующие сигналы на коды С_к1, С_к2 и С_к3 формирования каналов. Сигналы 1, 2, 3 являются первым, вторым и третьим сигналами ВФКПД. Входной сигнал 4 включает в себя пробный сигнал и сигналы УМП ВФКУ. Информационные биты ИКТФ кодируются в 32-разрядные символы кода ИКТФ посредством кодера 309 ИКТФ. Умножитель 310 вводит 32-разрядные символы кода ИКТФ в сигнал 4, как показано на фиг.1А. Умножитель 325 умножает сигнал ВФКУ, который включает в себя символ кода ИКТФ, принимаемый из умножителя 310, посредством кода С_к4 формирования каналов. Коды С_к1-С_к4 формирования каналов являются ортогональными кодами. Символы 32-разрядного кода ИКТФ получают посредством кодирования информационных битов ИКТФ, которые определяют скорость передачи данных сигналов ВФКПД. Умножители 312, 322, 324 и 326 умножают выходные сигналы умножителей 311, 321, 323 и 325 на коэффициенты усиления G₁-G₄, соответственно. Коэффициенты усиления G₁-G₄ могут иметь различные значения. Первый сумматор 313 вырабатывает сигнал канала I посредством сложения выходных сигналов умножителей 312 и 322. Второй сумматор 327 вырабатывает сигнал канала Q посредством сложения выходных сигналов умножителей 324 и 326. Фазосдвигающее устройство 328 сдвигает фазу сигнала канала Q, принимаемого из второго сумматора 327, на 90 . Сумматор 314 складывает выходные сигналы первого сумматора 313 и фазосдвигающего устройства 328 и вырабатывает комплексный сигнал I+jQ. Умножитель 315 скремблирует комплексный сигнал с псевдошумовой (ПШ) последовательностью С_скремб назначенной базовой станции. ППП 329 делит скремблируемый сигнал на канал I и канал Q. ФНЧ 316 и 330 фильтруют сигналы канала I и канала Q, принимаемые из ППП 329, и вырабатывают сигналы с ограниченными полосами частот. Умножители 317 и 331 умножают выходные сигналы ФНЧ 316 и 330 на носители cos(2 f_ct) и sin(2 f_ct), соответственно, преобразуя тем самым выходные сигналы ФНЧ 316 и 330 в ВЧ-полосы. Сумматор 318 суммирует ВЧ-сигналы канала I и канала Q.

ИКТФ классифицируются в базовый ИКТФ и расширенный ИКТФ.

Базовый ИКТФ представляет от 1 до 64 различных информации, включающих скорости передачи данных соответствующих каналов передачи данных, используя 6 информационных битов ИКТФ, в то время как расширенный ИКТФ представляет от 1 до 128, от 1 до 256, от 1 до 512 или от 1 до 1024 различных информаций, используя 7, 8, 9 или 10 информационных битов ИКТФ. Расширенный ИКТФ был предложен для удовлетворения требованию системы ММТ 2000 для большего разнообразия услуг. Биты ИКТФ являются важными для приемного устройства в отношении приема кадров данных, принимаемых из передающего устройства. То есть, причина ненадежной передачи информационных битов ИКТФ заключается в том, что ошибки передачи ведут к неправильной интерпретации кадров в приемном устройстве. Следовательно, передающее устройство кодирует биты ИКТФ кодом с исправлением ошибок до передачи так, что приемное устройство может исправлять возможные генерируемые ошибки в ИКТФ.

Фиг.4А схематически иллюстрирует основную структуру кодирования битов ИКТФ в обычной системе ММТ 2000, а фиг.4В представляет примерную таблицу кодирования, применяемую к биортогональному кодеру, показанному на фиг.4А. Как установлено выше, базовый ИКТФ имеет 6 битов ИКТФ (в дальнейшем называемых базовыми битами ИКТФ), которые показывают от 1 до 64 различных информации.

Как показано на фиг.4А и 4В, биортогональный кодер 402 принимает биты базового ИКТФ и выходные сигналы 32 кодированных символов (ключевое слово ИКТФ или кодовый символ ИКТФ). Базовый ИКТФ в основном выражается 6 битами. Следовательно, в случае, когда в биортогональный кодер 402 подаются биты базового ИКТФ в количестве меньше, чем 6 битов, к левому концу, то есть, к СДР (старший двоичный разряд) битов базового ИКТФ добавляют 0-и, чтобы увеличить количество битов базового ИКТФ до 6. Биортогональный кодер 402 имеет заранее определенную таблицу кодирования, как показано на фиг. 4В, для вывода 32 кодированных символов для ввода 6 битов базового ИКТФ. Как показано на фиг. 4В, таблица кодирования перечисляет 32 (32-символьная) ортогональных ключевых слова (c_32.1-c_32.32) и 32 биортогональных ключевых слова (), которые являются дополнениями ключевых слов c_32.1-c_32.32. Если МДР (младший двоичный разряд) базового ИКТФ является 1, биортогональный кодер 402 выбирает из 32 биортогональных ключевых слов. Если МДР является 0, биортогональный кодер 402 выбирает из 32 ортогональных ключевых слов. Затем на основании других битов ИКТФ выбирают одно из выбранных ортогональных ключевых слов или биортогональных ключевых слов.

Как установлено выше, ключевое слово ИКТФ должно иметь возможность исправления ошибок. Возможность исправления ошибок двоичных линейных кодов зависит от минимального расстояния (d_мин) между двоичными линейными кодами. Минимальное расстояние для оптимальных двоичных линейных кодов описано в работе О.Э.Брауэра и Тома Верхоуффа "Скорректированная таблица предельных значений минимальных расстояний для двоичных линейных кодов", труды ИИЭРА транзакции по теории информации, том 39, №2, март 1993 (в дальнейшем называемой ссылкой 1).

Ссылка 1 дает в качестве минимального расстояния 16 для двоичных линейных кодов величину, посредством которой выводятся 32 бита для ввода 6 битов. Вывод ключевых слов ИКТФ из биортогонального кодера 402 имеет минимальное расстояние 16, которое подразумевает, что ключевые слова ИКТФ являются оптимальными кодами.

Фиг.5А схематически иллюстрирует расширенную структуру кодирования битов ИКТФ в обычной системе ММТ 2000, фиг.5В представляет примерный алгоритм распределения битов ИКТФ в контроллере, показанном на фиг.5А, а фиг.5С иллюстрирует примерную таблицу кодирования, применяемую к биортогональным кодерам, показанным на фиг.5А. Расширенный ИКТФ также определяется количеством битов ИКТФ. То есть, расширенный ИКТФ включает в себя 7, 8, 9 или 10 битов ИКТФ (в дальнейшем называется битами расширенного ИКТФ), которые представляют от 1 до 128, от 1 до 256, от 1 до 512 или от 1 до 1024 различных информаций, как установлено выше.

Как показано на фиг.5А, 5В и 5С, контроллер 500 делит биты ИКТФ на две половины. Например, для ввода 10 битов расширенного ИКТФ контроллер 500 выводит первую половину расширенного ИКТФ в качестве первых битов ИКТФ (слово 1) и последнюю половину в качестве вторых битов ИКТФ (слово 2). Расширенный ИКТФ в основном выражен 10 битами. Следовательно, в том случае, когда вводятся биты расширенного ИКТФ в количестве меньше 10 битов, контроллер 500 прибавляет 0-и к СДР битов расширенного ИКТФ, чтобы представить расширенный ИКТФ 10 битами. Затем контроллер 500 делит 10 битов расширенного ИКТФ на слово 1 и слово 2. Слово 1 и слово 2 подаются в биортогональные кодеры 502 и 504, соответственно. Способ разделения битов a₁-а₁₀ расширенного ИКТФ на слово 1 и слово 2 иллюстрируется на фиг.5В.

Биортогональный кодер 502 вырабатывает первое ключевое слово ИКТФ, имеющее 16 символов, посредством кодирования слова 1, принятого из контроллера 500. Биортогональный кодер 504 вырабатывает второе ключевое слово ИКТФ, имеющее 16 символов, посредством кодирования слова 2, полученного из контроллера 500. Биортогональные кодеры 502 и 504 имеют заранее определенные таблицы кодирования с целью вывода 16-символьных ключевых слов ИКТФ для двух 5-разрядных входных сигналов ИКТФ (слово 1 и слово 2). Примерная таблица кодирования иллюстрируется на фиг.5С. Как показано на фиг.5С, таблица кодирования перечисляет 16 ортогональных ключевых слов длиной 16 битов C_16.1-C_16.16 и биортогональные ключевые слова , которые являются дополнениями 16 ортогональных ключевых слов. Если МДР 5 битов ИКТФ представляет 1, то биортогональный кодер (502 или 504) выбирает 16 биортогональных ключевых слов. Если МДР представляет 0, биортогональный кодер выбирает 16 ортогональных ключевых слов. Затем биортогональный кодер выбирает одно из выбранных ортогональных ключевых слов или биортогональных ключевых слов на основании других битов ИКТФ и выводит выбранное ключевое слово в качестве первого или второго ключевого слова ИКТФ.

Мультиплексор 510 мультиплексирует первое и второе ключевые слова ИКТФ в окончательное 32-символьное ключевое слово ИКТФ.

При приеме 32-символьного ключевого слова ИКТФ приемное устройство декодирует ключевое слово ИКТФ отдельно половинами (слово 1 и слово 2) и получает 10-разрядный ИКТФ посредством комбинирования две декодированные 5-разрядные половины ИКТФ. В этой ситуации возможная ошибка даже в одном декодируемом 5-разрядном выходном сигнале ИКТФ во время декодирования ведет к ошибке по всем 10 битам ИКТФ.

Расширенное ключевое слово ИКТФ также должно иметь сильную возможность исправления ошибки. Для этого расширенное ключевое слово ИКТФ должно иметь минимальное расстояние, как предложено в ссылке 1.

Учитывая количество 10 битов расширенного ИКТФ и количество 32 символа ключевого слова ИКТФ, ссылка 1 дает 12 в качестве минимального расстояния для оптимального кода. Однако выходной сигнал ключевого слова ИКТФ из структуры, показанной на фиг.5А, имеет минимальное расстояние 8, потому что ошибка по меньшей мере в одном из слова 1 и слова 2 во время декодирования дает ошибку в полном 10-разрядном ИКТФ. То есть, хотя биты расширенного ИКТФ кодируются отдельно по половинам, минимальное расстояние между конечными ключевыми словами ИКТФ равно минимальному расстоянию 8 между выходными ключевыми словами биортогональных кодеров 502 и 504.

Следовательно, ключевое слово ИКТФ, передаваемое из структуры кодирования, показанной на фиг.5А, является не оптимальным, и оно может увеличивать вероятность ошибок битов ИКТФ в той же конфигурации радиоканала. При увеличении вероятности появления ошибок в битах ИКТФ приемное устройство неправильно оценивает скорость передачи данных принятых кадров с увеличенной интенсивностью ошибок, вследствие чего уменьшая эффективность системы ММТ 2000.

В соответствии с обычной технологией требуются отдельные структуры аппаратного оборудования, чтобы поддержать базовый ИКТФ и расширенный ИКТФ. В результате на внедрение системы ММТ 2000 накладываются ограничения в виде стоимости и размера системы.

Следовательно, задачей настоящего изобретения является создание устройства и способа для кодирования расширенного ИКТФ в системе ММТ 2000.

Задачей настоящего изобретения является также создание устройства и способа для совместного кодирования базового ИКТФ и расширенного ИКТФ в системе ММТ 2000.

Другой задачей настоящего изобретения является создание устройства и способа для декодирования расширенного ИКТФ в системе ММТ 2000.

Еще одной задачей настоящего изобретения является создание устройства и способа для совместного декодирования базового ИКТФ и расширенного ИКТФ в системе ММТ 2000.

Еще одной задачей настоящего изобретения является создание устройства и способа для формирования оптимального кода посредством кодирования расширенного ИКТФ в системе ММТ 2000.

Еще одной задачей настоящего изобретения является обеспечение способа формирования последовательностей масок для использования в кодировании/декодировании расширенного ИКТФ в системе ММТ 2000.

Для решения вышеупомянутых задач, предлагается устройство и способ кодирования/декодирования ИКТФ в системе мобильной связи МДКРК. В устройстве кодирования ИКТФ, одноразрядный генератор генерирует последовательность, имеющую одни и те же символы. Генератор базисных ортогональных последовательностей генерирует множество базисных ортогональных последовательностей. Генератор базисных последовательностей масок генерирует множество базисных последовательностей масок. Операционный блок принимает биты ИКТФ, которые делятся на 1-ую информационную часть, представляющую преобразование биортогональной последовательности, 2-ую информационную часть, представляющую преобразование ортогональной последовательности, и 3-ью информационную часть, представляющую преобразование последовательности маски, и объединяет ортогональную последовательность, выбранную из базисной ортогональной последовательности, на основании 2-ой информации, биортогональную последовательность, полученную посредством объединения выбранной ортогональной последовательности с одними и теми же символами, выбранными на основании 1-ой информационной части, и последовательность маски, выбранную на основании биортогональной кодовой последовательности и 3-ьей информационной части, вследствие чего вырабатывается последовательность ИКТФ.

Вышеупомянутые и другие задачи, особенности и преимущества настоящего изобретения станут более очевидными из последующего подробного описания, приведенного в связи с прилагаемыми чертежами, на которых:

фиг.1A-1D иллюстрируют примерные применения ИКТФ к канальным кадрам в обычной системе ММТ 2000;

фиг.2 представляет блок-схему передающего устройства базовой станции в обычной системе ММТ 2000;

фиг.3 представляет блок-схему передающего устройства подвижной станции в обычной системе ММТ 2000;

фиг.4А схематически иллюстрирует основную структуру кодирования ИКТФ в обычной системе ММТ 2000;

фиг.4В представляет пример таблицы кодирования, используемой в биортогональном кодере, показанном на фиг.4А;

фиг.5А схематически иллюстрирует структуру кодирования расширенного ИКТФ в обычной системе ММТ 2000;

фиг.5В представляет пример алгоритма расширения битов ИКТФ в контроллере, показанном на фиг.5А;

фиг.5С представляет пример таблицы кодирования, используемой в биортогональных кодерах, показанных на фиг.5А;

фиг.6 схематически иллюстрирует структуру кодирования ИКТФ в системе ММТ 2000 в соответствии с настоящим изобретением;

фиг.7 представляет графическую схему программы, иллюстрирующую вариант осуществления процедуры вырабатывания последовательности масок для кодирования ИКТФ в системе ММТ 2000 в соответствии с настоящим изобретением;

фиг.8 представляет блок-схему варианта осуществления устройства кодирования ИКТФ в системе ММТ 2000 в соответствии с настоящим изобретением;

фиг.9 представляет блок-схему варианта осуществления устройства декодирования ИКТФ в системе ММТ 2000 в соответствии с настоящим изобретением;

фиг.10 представляет графическую схему программы, иллюстрирующую действие управления компаратора корреляции, показанного на фиг. 9;

фиг.11 представляет графическую схему программы, иллюстрирующую вариант осуществления процедуры кодирования ИКТФ в системе ММТ 2000 в соответствии с настоящим изобретением;

фиг.12 представляет графическую схему программы, иллюстрирующую другой вариант осуществления процедуры кодирования ИКТФ в системе ММТ 2000 в соответствии с настоящим изобретением;

фиг.13 иллюстрирует вариант осуществления структур ортогональных последовательностей и последовательностей масок, определяемых ИКТФ в соответствии с настоящим изобретением;

фиг.14 представляет блок-схему другого варианта осуществления устройства кодирования ИКТФ в системе ММТ 2000 в соответствии с настоящим изобретением;

фиг.15 представляет блок-схему другого варианта осуществления устройства декодирования ИКТФ в системе ММТ 2000 в соответствии с настоящим изобретением;

фиг.16 представляет графическую схему программы, иллюстрирующую другой вариант осуществления процедуры кодирования ИКТФ в системе ММТ 2000 в соответствии с настоящим изобретением; и

фиг.17 представляет блок-схему третьего варианта осуществления устройства декодирования ИКТФ в системе ММТ 2000 в соответствии с настоящим изобретением.

Ниже будут описаны предпочтительные варианты осуществления настоящего изобретения со ссылкой на прилагаемые чертежи. В последующем описании не приводится подробное описание известных функций или конструкций, так как они затенили бы предлагаемое изобретение ненужными подробностями.

Настоящее изобретение касается концепции кодирования ИКТФ выходных конечных кодовых символов (ключевые слова ИКТФ) посредством сложения первых кодовых символов (первое ключевое слово ИКТФ), получающихся из первых битов ИКТФ, и вторых кодовых символов (второе ключевое слово ИКТФ), получающихся из вторых битов ИКТФ в системе ММТ 2000. Концепция кодирования ИКТФ показана на фиг.6. Здесь биортогональная последовательность и последовательность маски даны в качестве первого ключевого слова ИКТФ и второго ключевого слова ИКТФ, соответственно.

Как показано на фиг.6, биты ИКТФ разделяются на первые биты ИКТФ и вторые биты ИКТФ. Генератор 602 последовательностей масок генерирует заранее определенную последовательность маски посредством кодирования вторых битов ИКТФ, а генератор 604 биортогональных последовательностей генерирует заранее определенную биортогональную последовательность посредством кодирования первых битов ИКТФ. Сумматор 610 складывает последовательность маски и биортогональную последовательность и выводит итоговые кодовые символы (ключевое слово ИКТФ). Генератор 602 последовательностей масок может иметь таблицу кодирования, в которой перечисляются последовательности масок для всех возможных вторых битов ИКТФ. Генератор 604 биортогональных последовательностей может также иметь таблицу кодирования, в которой перечисляются биортогональные последовательности для всех возможных первых битов ИКТФ.

Как описано выше, для реализации настоящего изобретения должны быть определены последовательности масок и способ генерирования последовательностей масок. Например, в вариантах осуществления настоящего изобретения в качестве ортогональных последовательностей приводятся коды Уолша.

1. Способ генерирования последовательностей масок

Настоящее изобретение касается кодирования и декодирования битов ИКТФ и использования расширенного кода Рида-Мюллера в системе ММТ 2000. Для этой цели используются заранее определенные последовательности, и последовательности должны иметь минимальное расстояние, которое гарантирует превосходное выполнение исправления ошибок.

Значительный параметр, который определяет характеристику или способность линейного кода с исправлением ошибок, представляет минимальное расстояние между ключевыми словами кода с исправлением ошибок. Весовой коэффициент Хэмминга ключевого слова представляет количество его символов, отличных от 0. Если ключевое слово задается числом "0111", его весовой коэффициент Хэмминга равен 3. Самый маленький весовой коэффициент Хэмминга ключевого слова, за исключением ключевого слова со всеми "0", называется минимальным весовым коэффициентом, а минимальное расстояние каждого двоичного линейного кода равно минимальному весовому коэффициенту.

Линейный код с исправлением ошибок имеет лучшую характеристику исправления ошибок, поскольку его минимальное расстояние увеличивается. Подробные сведения приведены в работе "Теория кодов с исправлением ошибок" Ф.Дж.Макуилльямса и Н.Дж.Э.Слоуна, Северная Голландия (в дальнейшем называемой ссылкой 2).

Расширенный код Рида-Мюллера можно получить из набора последовательностей, каждая из которых является суммой элементов m-последовательности и заранее определенной последовательности. Для использования набора последовательностей в качестве линейного кода с исправлением ошибок, набор последовательностей должен иметь большое минимальное расстояние. Такие наборы последовательностей включают в себя набор последовательностей Казами, набор последовательностей Гоулда и набор последовательностей Кердока. Если общая длина последовательности в таком наборе последовательностей составляет L=2^2m, то минимальное расстояние равно (2^2m-2^m)/2. Для L=2^2m+1, минимальное расстояние равно (2^2m+1-2^2m)/2. То есть, если L=32, то минимальное расстояние равно 12.

Ниже будет выполнено описание способа производства линейного кода с исправлением ошибок с превосходным выполнением, то есть расширенного кода с исправлением ошибок (кодов Уолша и последовательностей масок).

Согласно теории кодирования имеется функция транспозиции столбцов для создания кодов Уолша из m-последовательностей в группе, которая была образована посредством циклического сдвига начальной m-последовательности на единицу до ‘n’ раз, где ‘n’ является длиной m-последовательности. Другими словами, каждая из m-последовательностей сформирована посредством циклического сдвига начальной m-последовательности конкретное количество раз. Функция транспозиции столбца является функцией преобразования, которая преобразует последовательности в группе m-последовательностей в коды Уолша. Мы предполагаем, что имеется последовательность типа последовательности Гоулда или последовательности Казами, которая сформирована посредством сложения начальной m-последовательности с другой начальной in-последовательностью. Другая группа m-последовательностей аналогично образуется посредством циклического сдвига другой начальной m-последовательности на единицу ‘n’ раз, где ‘n’ является длиной заранее определенной последовательности. Впоследствии применяется обратная функция транспозиции столбца ко второй группе m-последовательностей, сформированных из другой начальной m-последовательности. Применение обратной функции транспозиции столбца ко второй группе m-последовательностей создает другой набор последовательностей, которые следует определять в качестве последовательностей масок.

В варианте осуществления настоящего изобретения описан способ вырабатывания последовательности маски в связи с производством кода (2ⁿ, n+k) (расширенный код Рида-Мюллера) (здесь k=1, ... , n+1), используя набор последовательностей Гоулда. Код (2ⁿ, n+k) представляет выходной сигнал 2ⁿ-символьного ключевого слова ИКТФ для ввода (n+k) битов ИКТФ (входные информационные биты). Известно, что последовательность Гоулда можно выразить в виде суммы двух различных m-последовательностей. Следовательно, для вырабатывания кода (2 , n+k), необходимо создавать последовательности Гоулда длиной (2ⁿ-1). Здесь последовательность Гоулда представляет сумму двух m-последовательностей m₁(t) и m₂(t), которые вырабатываются из порождающих многочленов f1(x) и f2(x). Данные порождающие многочлены f1(x) и f2(x), m-последовательности m₁(t) и m₂(t) вычисляют, используя функцию Трейса.

и

(Уравнение 1)

где А определяется начальным значением m-последовательности, - корень многочлена, a n - порядок многочлена.

Фиг.7 представляет графическую схему программы, иллюстрирующую последовательность масок, вырабатывающую процесс для использования в производстве кода (2ⁿ, n+k) из набора последовательностей Гоулда.

Как показано на фиг.7, на этапе 710 вырабатываются m-последовательности m₁(t) и m₂(t) в соответствии с уравнением 1, используя порождающие многочлены fl(x) и f2(x), соответственно. На этапе 712, рассчитывается функция (t) транспозиции последовательности с целью образования кодов Уолша из набора последовательностей, имеющего m-последовательности, образованные циклическим сдвигом m₂(t) от 0 до n-2 раз, где все столбцы ‘0’ вставляют перед m-последовательностями, сделанными из m₂(t), как показано ниже:

(Уравнение 2)

Набор из 31 последовательности, произведенных циклическим сдвигом m-последовательности m₁(t) от 0 до 30 раз, транспонируется по столбцам с использованием ^-l(t)+2, полученным из обратной функции (t), на этапе 730. Затем добавляются 0-и к началу каждой из получающихся последовательностей с транспонированием столбцов, с целью образования длины последовательности 2ⁿ. Таким образом, генерируется набор d_i(t) последовательностей (2ⁿ-1) длиной 2ⁿ (i=0, ... , 2ⁿ-2, t=1, ... , 2ⁿ).

(Уравнение 3)

Множество d_i(t) представляет функции масок, которые можно использовать в виде 31 маски.

d_i(t) отличается тем, что две различные маски среди вышеупомянутых масок добавляются к одной из (2ⁿ-1) масок, кроме двух масок. Чтобы далее обобщить это, каждую из (2ⁿ-1) масок можно выразить в виде суммы по меньшей мере двух из конкретных n масок, n масок называют базисными последовательностями масок. Если необходимо создать код (2ⁿ, n+k), общее количество необходимых ключевых слов составляет 2^n+k для n+k входных информационных битов (биты ИКТФ). Количество 2ⁿ ортогональных последовательностей (последовательностей Уолша) и их дополнения, то есть, биортогональные последовательности, представляет 2ⁿ 2=2^n+l. 2^k-l-1(=(2^n+k/2^n+l)-1) масок, которые не равны 0-м, необходимы для производства кода (2ⁿ, n+k). Здесь, 2^k-1-1 масок можно выразить посредством использования k-1 базисных последовательностей масок, как установлено выше.

Теперь будет приведено описание способа выбора k-1 базисных последовательностей масок. Для создания набора последовательностей на этапе 730 фиг.7 m-последовательность ₁(t) циклически сдвигают 0-2^n-l раза. Здесь m-последовательность, полученная посредством циклического сдвига m-последовательности m₁(t) i раз, выражается величиной Tr(^it) согласно уравнению 1. То есть, набор последовательностей создается посредством циклического сдвига m-последовательности m₁(t) 0-30 раз относительно начальной последовательности А={1, , ... , ^2n-2}. Здесь, линейно независимые k-1 базисные элементы найдены из элементов Галоиза 1, а, ... , ^2n-2, a последовательности масок, соответствующие выходным последовательностям функции Трейса с k-1 базисными элементами в качестве начальной последовательности, стали базисными последовательностями масок. Условие линейной независимости выражается следующим образом:

₁,... , _k-1: линейно независимые

c_{1 1}+c_{2 2}+... +c_{k-1 k-1} 0, c₁,c₂,... ,c_k-1

(Уравнение 4)

Для подробного описания вышеупомянутого обобщенного способа производства функции маски будет описан способ создания кода (32, 10) со ссылкой на фиг.7, используя набор последовательностей Гоулда. Известно, что последовательность Гоулда выражается как сумма различных заранее определенных m-последовательностей. Следовательно, вначале должна быть получена последовательность Гоулда длиной 31, с целью образования намеченного кода (32, 10). Последовательность Гоулда представляет сумму двух m-последовательностей, образованных, соответственно, из многочленов x⁵+x²+1 и x⁵+x⁴+x+1. При наличии соответствующего порождающего многочлена каждую из m-последовательностей m₁(t) и m₂(t) вычисляют, используя функцию Трейса

m₁(t)=Тr(А ^t) t=0, 1, ... , 30 и

(Уравнение 5)

где А определяется начальным значением m-последовательности, является корнем многочлена, a n - порядок многочлена, здесь равный 5.

Фиг.7 иллюстрирует методику создания функции маски, с целью образования кода (32, 10).

Как показано на фиг.7, m-последовательности m₁(t) и m₂(t) создаются в соответствии с уравнением 1, используя порождающие многочлены fl(x) и f2(х), соответственно, на этапе 710. На этапе 712 рассчитывается функция (t) транспозиции столбца, с целью создания кода Уолша m-последовательности m₂(t) посредством уравнения

(Уравнение 6)

Затем набор из 31 последовательности, произведенный циклическим смещением m-последовательности m₁(t) 0-30 раз осуществляется транспонированием столбца с использованием ^-l(t)+2, полученной из обратной функции (t), на этапе 730. Затем к началу каждой из получающихся последовательностей с транспонированием последовательности добавляются 0-и, чтобы сделать длину последовательности равной 31. Таким образом, создается 31 d_i(t) длиной 32. Здесь, если i=0, ... , 31, то t=1, ... 32. Набор последовательностей, образованный на этапе 730, можно выразить уравнением

(Уравнение 7)

Множество d_i(t), полученных в соответствии с уравнением 7, можно использовать в виде 31 последовательностей масок.

d_i(t) отличается тем, что две различные маски среди вышеупомянутых масок добавляются к одной из 31 масок, кроме двух масок. Другими словами, каждую из 31 маски можно выражать в вид