为无线通信系统中发送的码元确定 组合器权重和对数似然比的装置和方法 背景
领域
本发明一般涉及无线通信，尤其涉及从分集信道上发送的编码码元和导频码元中恢复信息比特。
背景
已经为无线通信开发了各种空中接口，包括例如频分多址(FDMA)、时分多址(TDMA)以及码分多址(CDMA)。与之相关，已经建立了各种各国和国际标准，包括例如高级移动电话服务(AMPS)、全球移动电话系统(GSM)以及临时标准95(IS-95)。IS-95及其衍生标准IS-95A、IS-95B、ANSI J-STD-008(通常总称为IS-95)以及所提出的高数据速率系统由电信工业联盟(TIA)及其它公知标准实体公布。
按照IS-95标准的用途配置的蜂窝电话系统采用CDMA技术来提供高效和稳健的服务。美国专利号5103459和4901307中描述了实质上按照IS-95标准的用途配置的示例性通信系统，所述美国专利被转让给本发明的受让人并且通过引用被结合于此。采用CDMA技术的示例性系统是由TIA发布的cdma2000 ITU-R无线电传输技术(RTT)候选提案(这里称为cdma2000)。用于cdma2000的标准在IS-2000的草案中给出并且已经由TIA确认。cdma2000提案与IS-95系统在许多方面都兼容。另一CDMA标准是W-CDMA标准，其包含在第三代合伙人计划“3GPP”中，文献号3G TS25.211、3G TS 25.212、3G TS 25.213和3G TS 25.214。
在采用相干解调的任一通信系统中，已知的导频信号与数据承载信号一起发送，使得接收机能相干地解调数据承载信号并恢复所发送的数据。一般的相干接收机从接收到的导频信号中提取与无线信道的幅度和相位特性有关的信息，然后使用所提取地信息用于数据承载信号的相干解调。尽管与信道特性有关的信息也存在于接收到的数据承载信号中，然而本领域中尚不知道接收机能如何利用该信息。
这里所述的实施例利用接收到的导频信号和数据成组信号两者中的信道信息，因此实现了改进的解调性能，解调性能由信噪比(SNR)中的增益来度量。解调性能的改进无疑是期望的，因为这种改进直接转化成改进的稳健性、并且间接地转化成提高了的系统覆盖范围和容量。在一实施例中，导频和编码码元用于确定优化的分集组合器权重，接收机然后使用所述权重来确定所发送的编码码元。在另一实施例中，接收机使用最优的分集组合器权重来确定接收到的编码码元的似然比，所述似然比接着用于对所发送是数据比特进行软判决解码。
概述
这里给出了用于满足上述需求的方法和装置。一方面，给出了用于从多个编码码元和多个导频码元确定输入数据比特的似然值的装置，所述装置包括：存储器元件；以及用于执行存储器中保存的一组指令的处理器，所述指令组用于：按照信道特性确定与所述多个编码码元和所述多个导频码元有关的增益向量；以及使用该增益向量来确定指定的编码码元的似然值，其中输入数据比特由所述指定的编码码元所携带。
另一方面，给出了另一装置，用于通过使用在分集信道上发送的多个编码码元和多个导频码元而确定指定编码码元的对数似然比，所述装置包括：存储器元件；以及用于执行存储器元件中保存的一组质量的处理器，所述指令组用于：接收N’个编码码元的一个帧；把所述编码码元帧分成N’/K个编码码元组，其中第i组包含下标为iK+1，...，(i+1)K的码元；为i设置计数器，范围从0到N’/K-1；如下设置多个下标：J＝{iK+1-M，...，(i+1)K+ M}，J′＝{iK+1-N，...，(i+1)K+ N}，N＝N+ N+K，M＝M+ M+K；设置定义了θ^0=y≡1NΣj′∈J′yj′]]>的初始增益向量；把增益向量公式迭代预定的迭代次数，所述增益向量公式定义为：θ^n=y+(1/N)(σp2/σt2)Σj∈Jg(xj,θ^n-1)1+(M/N)(σp2/σt2),]]>其中σp2/σt2是导频对话务之比；把的最后一个值设为为每一个k＝iK+1，...，(i+1)K计算一值Λk=1σt2Re{θ^Hxk};]]>以及递增i并重复上述步骤，以便获得多个值{Λ1，...，Λk}。
附图简述
图1A是编码过程的框图。
图1B是调制方案的框图。
图2是带有搜索器和雷克处理器的接收机的框图。
图3是说明LLR计算过程的流程图。
图4是说明简化的LLR计算过程的流程图。
图5是说明简化的LLR计算过程的实现流程图。
详细描述
通信系统中发送的信号固有地易受信道噪声和干扰影响而恶化。根据信道噪声和干扰的级别，发送数据在接收机处可恢复或不可恢复。存在各种误差控制编码(ECC)技术来提高通信系统对于来自信道的噪声和干扰的总体稳健性。这类技术后的基本思想是在发送数据流中引入冗余信息。如果在发送信号接收时要出现误差，通过利用该冗余仍能恢复数据。
ECC技术的一例是卷积编码。在卷积编码中，把二进制数据比特输入有限状态机(FSM)，后者为每一个输入数据比特产生一个或多个二进制输出。该FSM的输出被称为编码码元。用于构造这一FSM的一种典型方式是通过一个或多个卷积编码器，即使用迦罗瓦域(GF(2))中的算术工作的有限脉冲响应(FIR)二进制数字滤波器。如果编码码元在有噪信道上的传输期间被噪声和干扰破坏，基于被破坏的编码码元仍可通过适当的干扰来恢复数据比特。由于编码码元是“冗余的”因此干扰是可能的，即编码码元包含不仅与输入数据比特有关而且与FSM的“内部状态”有关的信息。用于从接收到的编码码元中最佳地推断出输入数据比特的方法是本领域中已知的，并且通常被称为Trellis解码算法，例如维特比算法，或者堆栈算法。
ECC技术的另一例是turbo编码。Turbo编码并行、串行或组合地采用两个或多个卷积编码器。所产生的编码码元序列也有与输入数据比特有关的冗余信息。而且，用于从接收到的编码码元中最佳地推断出输入数据比特的方法是本领域中已知的，并且通常被称为turbo解码算法。
在典型的通信系统中，“信源”产生了一信息比特流，代表例如语音或数据“话务”。该比特流被细分和成组，附加入各种控制比特，并把结果分组成用于传输的适当格式。语音和数据话务可以以各种格式被发送，比如帧、分组和子分组。这里所述的实施例的范围延伸到使用各种传输格式的任一种的所有无线通信系统。然而，为了说明简便，这里将使用术语“帧”来描述其中传递话务的传输格式。
在一典型的CDMA扩频通信系统中，由比特{b1，...，bn}组成的帧经卷积或turbo编码、被重复、以及被截短，以产生二进制编码序列{d1，...，dN’}。有效的编码速率为n/N’。所产生的编码码元经交织以获得一帧调制码元{dπ(l)，...，dπ(N’)}，其中π：(1，...，N’)→{1，...，N’}代表一交织函数，即置换。图1A是一编码过程的功能性框图。信息比特{b1，...，bn}在方框100处被编码。方框110处表示一重复元件，其中以预定的重复速率来重复经编码的比特。然后在方框120截短经编码和重复的码元。编码、重复和截短发生速率是系统定义的参数，它们取决于传输速率要求。方框130表示交织过程。这里把交织器的输出称为调制码元。
然后，调制码元经Walsh覆盖并且与正交相位支路上的导频序列组合、经PN扩展、经基带滤波、并且被调制到发送载波信号上。图1B是该过程的功能性框图。调制码元{dπ(1)，...，dπ(N’)}是方框130处交织器的输出，它们经历Walsh覆盖元件140a实施的正交扩展。此外，Walsh覆盖元件140b进发地扩展导频序列。方框140a和140b的输出接着在加法元件块150处被组合，然后在方框160处正交地扩展。在方框170中，所产生的流经PN扩展。在方框180处，所产生的流经基带列表，并被调制到发送载波信号上。
信号通过多条传输路径传播到接收机，并且作为多个分量的叠加被接收，每个分量都有其自身的幅度、相位和时延。这多条传输路径被称为“多径”，通常由于传输路径中存在的对象的反射而造成。在接收机处，信号在被送入搜索器和雷克处理器之前，经匹配滤波、采样、数字化并且被下变频为复基带。搜索器通常确定接收信号中多径分量的时延。雷克处理器包括多个“指”，每个指都与特定多径分量的时延同步。每个雷克指被配置成使用与该指的特定时延同步的PN码对经采样和数字化的波形进行PN解扩展。此外，每个雷克指能实行Walsh解覆盖来把调制码元与正交导频码元区分开。雷克处理器的输出可由接收到的调制码元序列{x1，...，xN’}以及相应的导频码元序列{y1，...，yN’}来表示。图2是接收机内上述过程的框图。信号在空中被至少一根天线200所接收。在信号被送入搜索器220和雷克处理器230之前，信号由预处理元件210经匹配滤波、采样、数字化并且被下变频到复基带。搜索器220确定接收信号的每一个分量的时延，并且为每个分量指定雷克处理器230中的一个雷克指(未示出)。雷克处理器的输出是两个序列{xj}和{yj}。
接收到的调制和导频码元是长度为L的复向量，其中L是雷克处理器中的指的数目。向量xj的第i个分量是在第i个雷克指上接收到的第j个调制码元。类似地，向量yj的第i个分量是在第i个雷克指上接收到的第j个导频码元。这些向量是复的，因为所表示的量是复基带形式。
接收到的调制和导频码元通过“多径增益向量”彼此相关，并且通过以下关系式与二进制编码码元{d1，...，dN’}相关：
xj=θ→jdπ(j)+nj---(1)]]>
yj=θ→j+n~j]]>
对于每一个j＝1，...，N’，项nj和分别代表影响接收到的调制和导频码元的噪声和干扰。nj和都可以用不相关的、L维的随机向量来建模。nj和的分量分别具有方差σt2和σp2。多径增益向量是一L维向量，其第i个分量代表第i个雷克指和第j个接收码元的复幅度和相位增益。多径增益向量是多径信道的函数，并且对于接收机是先验未知的。
公式(1)是第L阶复分集信道的一般表示。如上所述，该表示源自于为接收信号中的L个不同的多径分量指定L个雷克指，有时称为多径分集。在另一实施例中，该表示可源自于接收机处多重空间分开的天线的使用，其中为不同天线上的不同多径分量指定雷克指。该方法通常称为空间或天线分集。例如，如果为天线1上的多径分量指定L1个雷克指，而为天线2上的多径分量指定L2个雷克指，则公式(1)的表示使L＝L1+L2成立。在另一实施例中，其中在不同频带上或在不同载波上发送相同的调制码元，该表示可源自于为不同载波上的不同多径分量指定雷克指。该方法称为频率或载波分集。在还有一实施例中，其中在将来的帧或时隙中重复或重发相同的调制码元，该表示可源自于为不同时隙上的不同多径分量指定雷克指。这有时称为时间分集。例如，如果在第一次传输期间为多径指定L1个雷克指，而在第二次传输期间为多径分量指定L2个雷克指，则公式(1)的表示使L＝L1+L2成立。
接收机处的目标是从接收到的调制和导频码元{x1，...，xN’}和{y1，...，yN’}恢复信息比特{b1，...，bn}。这又要求对卷积或turbo码进行解码。
解码过程一般要求计算编码码元的对数似然比(LLR)。对于第j个编码码元而言，LLR被粗略地定义为：
Λ(dj)=logPr{″receivedsymbols″|dj=+1}Pr{″receivedsymbols″|dj=-1}---(2)]]>
LLR的集合{Λ(dj)}在本领域中称为用于恢复所发送的信息比特的“充分统计量”。因此，LLR包含接收码元中与帧的解码有关的全部信息。而且，一般的卷积解码算法，比如维特比算法或堆栈算法，要求编码码元LLR作为它们的输入。Turbo解码算法，比如那些基于Bahl-Cocke-Jelinek-Raviv算法的解码算法，也要求编码码元LLR作为它们的输入。实践中，找到并计算充当LLR“充分统计量”的函数、并且捕获分集信道的输出中的所有有关信息并不容易。传统的方法是求助于称为“导频滤波最大比组合(MRC)”的次佳计算。
在导频滤波MRC方法中，根据仅从接收到的导频码元导出的信道特性信息来计算编码码元LLR。在许多无线通信系统中，导频信号与数据承载信号进发地发送。因此，导频信号的传输路径与数据承载信号的传输路径共享类似的幅度和相位特性。本领域普通技术人员的实践是使用从导频信号导出的信息来确定数据承载信号的编码码元的似然值。
在导频滤波MRC方法中，按照以下确定组合器权重：
y=1NΣyj---(3)]]>
使用导频滤波MRC方法计算的LLR{Λk}采取如下值：
Λk＝cRe{yHxk)， (4)
其中常数c取决于编码码元信噪比(SNR)，而上标H代表矩阵的厄密共轭转置。
就该组合器权重y接近于来说，其中是实际多径增益向量，性能近似接近理想的最大比率组合(MRC)。然而，导频滤波权重y通常从实际多径增益向量导出，因为导频信道SNR不高，并且由于在估计中仅有有限的多个导频码元N。当导频信道SNR很弱时，从理想导出的值会很大。提高估计中导频码元的数目N，当信道不变时导出较准确的组合器权重。然而，当信道由于发射机和/或接收机的相对运动、或由于介质波动而缓慢时变时，提高N会负面影响总性能，因为信道的特性不再固定不变。在该情况下，改变信道特性超过增长滤波器长度获得任何增加的好处。
通过利用接收调制码元还携带有关多径增益向量的信息这一事实，这里所述的实施例导致更为准确的组合器权重。该信息可用于改进编码码元的LLR的确定，因而改进解码器的性能。不牺牲缓慢时变的信道上的总性能而获得组合器权重确定的改进。
这里的实施例描述了用于确定编码码元LLR的新方法，这导致用于计算所述LLR的一种简单方法。通过使用这些实施例，可以实现优于传统导频滤波MRC方法的0.5dB数量级上的SNR增益。
在一实施例中，公式1的概念模型用以下模型代替：
xj=θ→dπ(j)+nj---(5)]]>
yj′=θ→+n~j′,]]>
其中k-M≤j≤k+ M且k-N≤j′≤k+ N。M， M，N， N的选择取决于信道的变化率以及计算复杂度和解码器性能之间的期望折衷。下面讨论了不同参数值实现的示例。概念上，下标j和j’会从负无穷变到正无穷。这里所述的实施例用于确定dπ(k)的LLR，其中π是正数的一一对应和映射，即置换。
为了符号上的简便，定义
J{j：k-M≤j≤k+ M}，且
J′{j′：k-M≤j′≤k+ M}
在下述实施例中，编码码元dπ(k)的LLR被定义为：
Λk=logmaxθ→,{dx(j):j∈J-{k}}pθ→({xj,yj′:j∈J,j′∈J′}|dπ(k)=+1,{dπ(j):j∈J-{k}})maxθ→,{dx(j):j∈J-{k}}pθ→({xj,yj′:j∈J,j′∈J′}|dπ(k)=-1,{dπ(j):j∈J-{k}})---(6)]]>
其中表示当多径增益向量为时相应的条件密度。此外，还使用以下定义：y≡1NΣj′∈Jyj,]]>其中N≡|J′|而M≡|J|；
其中上标H指示复向量的厄密共轭转置；以及
fk(θ→,d)≡1σt2{(M/N)(σp2/σt2)+1(2/N)(σP2/σt2)||θ→||2---(7)]]>
-N(σp2/σt2)Re{θ→Hy}-dRe{θ→Hxk}-Σj∈J-{k}|Re{θ→Hxj}|}]]>
在一实施例中，可以使用迭代步骤来确定Λk。图3是迭代步骤的流程图。在步骤300中，令θ→0=y.]]>
在步骤310中，实行以下公式定义的迭代，其中dπ(k)＝+1：
θ^n=y+(1/N)(σp2/σt2)[Σj∈J-{k}g(xj,θ^n-1)+dπ(k)xk]1+(M/N)(σp2/σt2)---(8)]]>
上述公式被迭代，直到||θ^n-θ^n-1||<ϵ]]>或者出现S次迭代为止，以先出现的为准。项ε是一系统定义的容差，范数‖·‖可以是任一任意算术函数，比如欧几里得距离、少量范数(sup norm)等等。
在步骤320中，把的最后一个值标记为
在步骤330中，实行步骤310的迭代，然而值dπ(k)＝-1。
在步骤340中，把的最后一个值标记为
在步骤350中，计算以下关系式：
Λk=fk(θ^-,-1)-fk(θ^+,+1)]]>
在另一实施例中，实现一简化的LLR计算步骤来计算Λk。图4是用于计算Λk的过程流程图。在步骤400中，令θ^0=y.]]>
在步骤410中，实行以下公式定义的迭代：
θ^n=y+(1/N)(σp2/σt2)Σj∈Jg(xj,θ^n-1)1+(M/N)(σp2/σt2)---(9)]]>
迭代上述公式，直到||θ^n-θ^n-1||<ϵ]]>或者出现S次迭代为止，以先出现的为准。
在步骤420中，把的最后一个值标记为
在步骤430中，计算以下关系式：
Λk=fk(θ^-,-1)-fk(θ^+,+1),]]>
=2σt2Re{θ^Hxk}.]]>
这两个实施例都要求获悉σp2/σt2，后者是有时被称为导频对话务比的量。这个量与导频信道发送增益和话务或数据信道的发送增益之间的比率密切相关。管理的标准实体按照其它传输参数规定该比率值。M和N对于这些实施例也是必要的，其中M是调制码元的数目，而N是导频码元的数目。M和N的选择是灵活的，只要不违犯公式5的缓慢时变模型。
在一实施例中，在cdma2000 1X反向链路的环境中实现简化的LLR计算步骤。接收到的调制码元和导频码元{xk}和{yk}被认为是来自发送帧的序列。码元通过下标k来索引，其中k＝-∞，...，∞。对于单个数据帧而言，假定下标k的范围从1，...，N’。图5说明了简化的LLR计算步骤的实现。
在步骤500中，选择一K值。对于简化的实现而言，选择等分N’的K。
在步骤510中，把一帧中的N’个码元分成多组，其中第i个组包含下标为iK+1，...，(i+1)K的码元。一帧中有N’/K个这样的组。
在步骤520中，设定i的计数器，范围从0到N’/K-1。
在步骤530中，如下定义下标集合：
J＝{iK+1-M，...，(i+1)K+ M}
J′＝{iK+1-N，...，(i+1)K+ N}以及
N＝N+ N+K
M＝M+ M+K
在步骤540中，定义y≡1NΣj′∈J′yj,]]>并令θ^0=y.]]>
在步骤550中，迭代公式9，直到||θ^n-θ^n-1||<ϵ]]>或者出现S次迭代为止，以先出现的为准。注意到项σp2/σt2是导频对话务比，它是已知的。令的最后一个值为
在步骤560中，对于每一个k＝iK+1，...，(i+1)K，计算：Λk=2σt2Re{θ^Hxk}.]]>
在步骤570中，递增i并重复步骤530-560，直到获得完整的集合{Λ1，...，ΛN’}为止。
在步骤580中，解交织{Λ1，...，ΛN’}并且使用一解码器来恢复信息比特。
在步骤590中，为下一帧重复过程。
上述实施例所需的装置包括一接收机，该接收机带有一处理器和存储器元件，它们被配置成实行上述计算。相同的处理器或另一处理器能执行解交织的功能。处理器和存储器元件的功能可结合在图2的雷克处理器230中，或者结合到接收机的另一部分中，比如解码器。解码器可以是任何标准解码器或者特殊解码器。
在cdma2000 1X系统中，存在各种配置用于发送空中信号，每个配置都有所要求的传输规范。例如，在速率配置3中以19.2kbps发送的数据具有-6.25dB的标称导频对话务比，这意味着σp2/σt2≈0·24.]]>对于带有N’＝1536个编码/调制码元的20毫秒帧而言，每1.25毫秒功率控制组(PCG)有96个这样的码元。
在一实施例中，选择K等于1，迭代次数S等于5，ε等于0，而 M＝M＝ N＝N＝96。对于这些迭代参数而言，使用接收到的导频和编码码元的2 PCG“对称窗”，为1536个编码码元的每一个分别计算对于的1536次计算的每一次，迭代次数被固定在5次。
尽管在该实施例中数据编码码元和导频编码码元的数目类似，然而可以实现该实施例来使用不相等数目的编码/调制码元和导频码元。例如，在一实施例中，迭代参数可以被设为 M＝M＝96，而 N＝N＝48。
在另一实施例中，选择K等于96，迭代次数S等于5，ε等于0，而 M＝M＝N＝N＝48。对于这些迭代参数而言，每PCG当量的编码码元计算一次因此，每个20毫秒帧仅要求16次计算。
在另一实施例中，迭代次数可以与两个前面讨论的实施例中的任一个相同，然而公式9中出现的函数g(.，.)可被以下代替：
g(x,θ→)=g~(Re{θ→Hx})x,]]>
其中是z的单调、非递减函数。上面定义的函数g(.，.)使用g~(z)=sgn(z).]]>然而，的不同选择会帮助改进迭代的收敛性。例如，对于c＞0的适当选择，g~(z)=arctan(z/c)]]>可被视为一种替代。
本领域的技术人员会理解，上述方法和装置可应用于许多不同类型的分集信道。编码码元dπ(k)和导频码元可以被概念化为在第L阶分集信道上被发送。分集信道的输出是长度为L的两个复向量，它们对应于接收到的编码码元和导频码元。例如，在cdma2000 1X反向链路中，通过在雷克接收机中以不同的时延和不同的天线向L个不同的多径分量指定L个指，可以概念地创建第L阶分集信道。
在具有频率分集的系统中，可以在多个载波上发送相同的编码帧，并且为每个载波上的多径分量指定雷克指。如果在两个载波的每一个上分别有K1和K2个多径分量，则总分集阶数为L＝K1+K2。对于使用时间分集的系统而言，可以在几个不同时隙中发送和重发相同的编码帧。如果所发送的帧被重发一次，则总分集阶数又是L＝K1+K2。因此，如果可以实行某些预处理而使通用分集模型成立，则上述实施例可应用于多径分集、空间/天线分集、频率分集、时间分集、或者分集的任意组合。
尽管已经在cdma2000反向链路环境中描述了上述实施例，然而无须过多实验就能把这些实施例扩展到其它通信系统。而且，这些实施例可以被扩展到用于前向或反向链路上，在导频信号很弱时尤其有用。
本领域的技术人员可以理解，信息和信号可以用多种不同技术和工艺中的任一种来表示。例如，上述说明中可能涉及的数据、指令、命令、信息、信号、比特、码元和码片可以用电压、电流、电磁波、磁场或其粒子、光场或其粒子或它们的任意组合来表示。
本领域的技术人员能进一步理解，结合这里所公开的实施例所描述的各种说明性的逻辑块、模块和算法步骤可以作为电子硬件、计算机软件或两者的组合来实现。为了清楚说明硬件和软件间的互换性，各种说明性的组件、框图、模块、电路和步骤一般按照其功能性进行了阐述。这些功能性究竟作为硬件或软件来实现取决于整个系统所采用的特定的应用程序和设计。技术人员可以认识到在这些情况下硬件和软件的交互性，以及怎样最好地实现每个特定应用程序的所述功能。技术人员可能以对于每个特定应用不同的方式来实现所述功能，但这种实现决定不应被解释为造成背离本发明的范围。
结合这里所描述的实施例来描述的各种说明性的逻辑块、模块和算法步骤的实现或执行可以用：通用处理器、数字信号处理器(DSP)、专用集成电路(ASIC)、场可编程门阵列(FPGA)或其它可编程逻辑器件、离散门或晶体管逻辑、离散硬件组件或者为执行这里所述功能而设计的任意组合。通用处理器可能是微处理器，然而或者，处理器可以是任何常规的处理器、控制器、微控制器或状态机。处理器也可能用计算设备的组合来实现，如，DSP和微处理器的组合、多个微处理器、结合DSP内核的一个或多个微处理器或者任意其它这种配置。
结合这里所公开实施例描述的方法或算法的步骤可能直接包含在硬件中、由处理器执行的软件模块中或在两者当中。软件模块可能驻留在RAM存储器、闪存、ROM存储器、EPROM存储器、EEPROM存储器、寄存器、硬盘、可移动盘、CD-ROM或本领域中已知的任何其它形式的存储媒质中。示例性存储媒质与处理器耦合，使得处理器可以从存储媒质读取信息，或把信息写入存储媒质。或者，存储媒质可以与处理器整合。处理器和存储媒质可能驻留在ASIC中。ASIC可能驻留在用户终端中。或者，处理器和存储媒质可能作为离散组件驻留在用户终端中。
上述优选实施例的描述使本领域的技术人员能制造或使用本发明。这些实施例的各种修改对于本领域的技术人员来说是显而易见的，这里定义的一般原理可以被应用于其它实施例中而不使用创造能力。因此，本发明并不限于这里示出的实施例，而要符合与这里揭示的原理和新颖特征一致的最宽泛的范围。