背景技术
IMT-2000系统，即将来的CDMA移动通信系统，在一个物理信道内传输
用于支持话音业务、图像业务以及数据业务的各种业务帧。业务帧以固定数
据速率或者可变数据速率来传输。以固定数据速率传输的不同业务不需要向
接收器分别通知扩展比率(spreading rate)。然而，以可变数据速率传输的
业务则必须向接收器通知各个业务帧的扩展比率，因为数据速率可以在服务
期间改变。扩展比率是基于数据速率而确定的。
在IMT-2000系统中，数据速率与数据扩展比率成反比。当由各个业务使
用的帧具有不同的数据速率时，TFCI(传送格式组合指示器)比特用于指示当
前传输的业务的组合。TFCI能使业务被正确地接收。
图1通过示例描述了在NB-TDD(窄带时分双工)系统中使用TFCI的方法。
具体地说，NB-TDD系统使用用于高速数据传输的8PSK(8元相移键控)调制，
并在传输之前用长度为24的代码对TFCI编码。
参照图1，一个帧由两个子帧构成。每个子帧包括7个时隙TS#0-TS#6、
下行链路导频时隙DwPTS、没有信号传输的保护时段、以及上行链路导频时
隙UpPTS。7个时隙TS#0-TS#6被分成下行链路时隙TS#0、TS#4、TS#5和TS#6，
以及上行链路时隙TS#1、TS#2和TS#3。每个时隙包括用于存储数据码元的
数据字段、两个用于存储与存储在数据字段中数据码元相关的TFCI的TFCI
字段、用于存储中置码(midamble)的字段、用于存储SS码元的字段、以及用
于存储TPC(传输功率控制)码元的字段。帧的时间长度是Tf＝10ms，而子帧的
时间长度是Tsf＝5ms。另外，每个时隙的时间长度是Tslot＝0.625ms。
图2描述了传统NB-TDD CDMA移动通信系统中的发送器的结构。参照图
2，TFCI编码器200以给定的编码速率编码输入的TFCI比特，并生成编码的
TFCI码元。编码的TFCI码元被提供给第一复用器(MUX)210作为一个输入。
同时，其它由包含在图1的一个时隙中的数据码元、SS码元以及TPC码元构
成的信号被提供给第一复用器210作为另一个输入。编码的TFCI码元、数据
码元、SS码元以及TPC码元由第一复用器210复用。被复用的信号然后由信
道扩展器220用正交码进行信道扩展。被信道扩展的信号由扰频器230用扰
频码加扰，然后提供给第二复用器240作为一个输入。同时，中置码信号被
提供给第二复用器240作为另一个输入，并用扰频的信号复用。结果，第二
复用器240输出具有图1所示的时隙格式的信号。第一和第二复用器210和
240在控制器(未示出)的控制下输出图1的帧格式。
图3描述了对应于上述发送器的传统NB-TDD接收器的结构。参照图3，
从发送器接收的信号由第一多路分解器(DEMUX)340进行分解，从而中置码信
号从接收的信号中分离。去除中置码的信号由解扰器330用发送器所用的扰
频码解扰。解扰的信号由信道解扩器(despreader)320用发送器所用的正交
码进行信道解扩(channel-despread)。解扩的信号由第二多路分解器310多
路分解(分离)成编码的TFCI码元和其它信号。“其它信号”意指数据码元、
SS码元以及TPC码元。分离的编码的TFCI码元由TFCI解码器300解码成TFCI
比特。
TFCI比特根据传输信息的组合来指示用1至2比特表示的2至4个组合，
并且缺省(default)TFCI比特指示用3至5比特表示的8至32个组合。另外，
拓展的TFCI比特指示用6至10比特表示的64至1024个组合。当接收器分
析所接收帧的传输信息时TFCI比特是所需要的信息。所以，如果在TFCI比
特中发生传输差错，则接收器不能正确地接收到各个业务帧。由此，TFCI比
特利用能够校正可能的传输差错的高效纠错码在接收器中被编码。
图4描述了用于5比特缺省TFCI的纠错编码方案。具体地说，图4通过
示例描述了(24，5)编码器的结构。也就是说，该图表示了用于通过编码5比
特缺省TFCI来输出24码元编码的TFCI。
参照图4，(16，5)双正交码(bi-orthogonal code)编码器400将5比特
TFCI输入信息编码成16码元编码的TFCI，并将16码元编码的TFCI提供给
重复器410。重复器410输出所提供的编码的TFCI中原样的偶数编号的码元，
并重复奇数编号的码元，从而输出总共24个编码的TFCI码元。这里已经结
合5比特输入TFCI描述了该方案。但是，当输入TFCI由少于5比特构成时，
零(0)比特被加到输入TFCI的开头以形成长度5比特的TFCI。
(16，5)双正交码编码器400的码间最小距离是8。另外，即便从重复器
410输出的(24，5)码也具有最小距离8。总之，二进制线性码的纠错能力取
决于二进制线性码的码间最小距离。参考文献“用于二进制线性码的最小距
离边界的更新表(An Updated Table of Minimum-Distance Bounds for Binary
Linear Codes”(A.E.Brouwer和Tom Verhoeff，IEEE Transactions on
Information Theory，卷39第2期，1993年3月)，公开了取决于二进制线
性码的输入和输出值的码间最小距离作为取决于通过编码输入信息比特而产
生的编码的码元数量的最优码。
考虑到图4中传输的TFCI包括5比特而编码的TFCI包括24个码元的情
况，上述参考文献中所需的码间最小距离是12。但是，因为从图4所示的编
码器输出的编码的码元之间的最小距离是8，所以编码器不具有最优码。如
果图4的纠错编码方案不具有最优码，则TFCI比特的差错率会在相同的信道
环境中增加。结果，接收器可能会有差错地识别数据帧的数据速率，从而增
加了帧差错率(FER)。因此，存在着对能够通过TFCI比特的编码获得最优码
的纠错编码方案的需要。
具体实施方式
以下将参照附图来详细说明本发明的优选实施例。在以下的描述中，公
知的功能和构造将不详细描述，因为它们会在不必要的细节上混淆本发明。
本发明涉及用于编码TFCI比特，从而使用TFCI比特的CDMA移动通信系
统创建最优码的方法。例如，本发明将通过在由长度32的第一阶里德-缪勒
码输出的编码码元中收缩8码元而获得的收缩(24，5)第一阶里德-缪勒码，
应用于CDMA移动通信系统。也就是说，收缩(24，5)第一阶里德-缪勒码是
通过在由长度32的收缩的第一阶里德-缪勒码输出的32编码码元中收缩8
码元而获得的24编码码元。
8码元的收缩位置的变化可以改变收缩的(24，5)第一阶里德-缪勒码的
最小距离dmin。最小距离意指几个码字的汉明(Hamming)距离值中的最小值。
随着最小距离增加的越来越多，线性纠错码就具有提高的纠错能力。即，纠
错码的码字的汉明距离分布可以作为指示纠错码的能力的度量。这意味着各
个码字中的非零码元的数量。亦即，对于某码字‘0111’，1的数量，即汉明
距离是3。对应于这类汉明距离值中的最小值的最小距离的增加提高了第一
阶里德-缪勒码的纠错能力。这表示计算收缩位置是重要的，以便在长度32
的收缩的第一阶里德-缪勒码中创建具有卓越的纠错能力的收缩的(24，5)
第一阶里德-缪勒码。
实际上，(24，5)第一阶里德-缪勒码是通过从(32，5)第一阶里德-缪
勒码中收缩23(＝8)个码元而获得的。这是通过将k＝5和t＝3应用于通过从(2k，
k)第一阶里德-缪勒码中收缩2t比特而获得(2k-2t，k)第一阶里德-缪勒码
进行推广的示例。生成(2k-2t，k)第一阶里德-缪勒码的编码器具有最小距
离2k-1-2t-1。
因此，本发明公开了个用于计算对通过从(2k，k)第一阶里德-缪勒码中
收缩2t比特而创建的(2k-2t，k)第一阶里德-缪勒码进行最优化的2t个收缩
位置的方法。在以下的描述中，(2k-2t，k)第一阶里德-缪勒码为简短起见
用“(2k-2t，k)码”表示。
在描述用于计算最优收缩位置的方法之前，将定义作为本发明背景的数
学术语。具有第k阶向量v(＝vk-1，...，v1，v0)作为其元素的向量空间V的线性
不相关特性由方程式(1)定义。
v0，v1，...，vt-1：线性不相关特性
ct-1vt-1+...+c1v1+c0v0≠0，c0，c1，...，ct-1 ...(1)
图5描述了根据本发明实施例用于在CDMA移动通信系统中计算最优收缩
位置的过程。参照图5，t个线性不相关第k阶向量v0，v1，...，vt-1在步骤500
由方程式(1)来选择。在选择了t个线性不相关第k阶向量之后，在步骤510
中由方程式(2)计算对于所选的t个线性不相关第k阶向量v0，v1，...，vt-1的可
能的线性组合ci。
c i = ( c k - 1 i , . . . , c 1 i , c 0 i ) - - - ( 2 ) ]]>
其中i表示线性组合的数量的指数，而k表示向量的阶数，或者表示向
量坐标的数量。
由方程式(2)计算的可能的线性组合的总数量变成2t。
此后，在步骤520，用方程式(3)计算用于计算的2t个可能的线性组合的
收缩位置pi。
P i = Σ k - 1 j = 0 c j i 2 t - - - t = 1 , . . . , 2 t - - - ( 3 ) ]]>
方程式(3)用于将各个21线性组合ci转换成十进制数。
为了更好的理解上述过程，以下将要描述用于计算(24，5)码的收缩位置
的方法，其中(24，5)码是k＝5和t＝3的(2k-2t，k)码。
首先，在步骤500，选择3个线性不相关第5阶向量v0＝(0，0，0，0，1)、
v1＝(0，0，0，1，0)以及v2＝(0，0，1，0，0)。其次，在步骤510由方程式(2)计算
对于所选的三个第5阶向量v0、v1以及v2的所有可能的线性组合ci。由方程
式(2)计算的可能的线性组合ci提供如下：
c1＝(0，0，0，0，0)，
c2＝v0＝(0，0，0，0，1)，
c3＝v1＝(0，0，0，1，1)，
c4＝v1+v0＝(0，0，0，1，1)，
c5＝v2＝(0，0，1，0，0)，
c6＝v2+v0＝(0，0，1，0，1)，
c7＝v2+v1＝(0，0，1，1，0)，
c8＝v2+v1+v0＝(0，0，0，0，1)
在步骤510计算了所有可能的线性组合之后，在步骤520由方程式(3)
计算对于所计算的可能的23＝8个线性组合的收缩位置pi。由方程式(3)计算
的收缩位置提供如下：
p1＝0 24+0 23+0 22+0 21+0 20＝0，
p2＝0 24+0 23+0 22+0 21+1 20＝1，
p3＝0 24+0 23+0 22+1 21+0 20＝2，
p4＝0 24+0 23+0 22+1 21+1 20＝3，
p5＝0 24+0 23+1 22+0 21+0 20＝4，
p6＝0 24+0 23+1 22+0 21+1 20＝5，
p7＝0 24+0 23+1 22+1 21+0 20＝6，
p8＝0 24+0 23+1 22+1 21+1 20＝7，
因此，对于k＝5和t＝3，通过收缩(32，5)第一阶里德-缪勒码的第0、1、
2、3、4、5、6和7码元可以获得最优(24，5)码。
实际上，除了用于计算最优(2 4，5)码的(32，5)第一阶里德-缪勒码的
收缩位置之外，还存在着许多其它的收缩位置。除了上述收缩位置之外的其
它收缩位置可以利用线性组合ci来计算。也就是说，其它的收缩位置可以通
过对向量c’i执行图5的步骤520来计算，其中向量c’i是通过将k×k可逆
矩阵A乘以线性组合ci来确定的。结果是
![]()
个k×k可逆矩阵。
通过用于创建具有逆矩阵的矩阵可以容易地计算k×k可逆矩阵的数量。
在用于计算k×k可逆矩阵的方法中，对于第一列，作为非零向量的第k阶列
向量被选择和排列，并且这种情况的数量是2k-20。对于第二列，既不是零
向量也不是用于第一列的列向量的列向量被选择和排列，并且这种情况的数
量是2k-21。对于第三列，不作为由用于第一和第二列的列向量的线性组合
确定的列向量的列向量被选择和排列，并且这种情况的数量是2k-21。在该
方法中，对于第i列，不作为由用于第一至第(i-1)列的(i-1)列向量的线性
组合确定的列向量的列向量被选择和排列，并且这种情况的数量是2k-21-1。
通过用这种方式选择和排列列向量可以容易地计算可逆矩阵。所有可逆矩阵
的数量是
![]()
例如，上述示例将参照方程式(4)所示的5×5可逆矩阵A来描述。
0 0 1 0 0 0 0 0 1 0 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 0 1 0 0 0 - - - ( 4 ) ]]>
通过将k×k可逆矩阵A乘以线性组合ciT来计算的向量c’i提供如下：
c’1＝A c1T＝(0，0，0，0，0)T，
c’2＝A c2T＝(0，0，1，0，0)T，
c’3＝A c3T＝(0，1，0，0，0)T，
c’4＝A c4T＝(0，1，1，0，0)T，
c’5＝A c5T＝(1，0，0，0，0)T，
c’6＝A c6T＝(1，0，1，0，0)T，
c’7＝A c7T＝(1，1，0，0，0)T，
c’8＝A c8T＝(1，1，1，0，0)T
在上述处理中，T表示转置，而行向量ciT被转置成列向量，然后乘以矩
阵A。
在计算了上述所有可能的组合之后，利用方程式(3)在步骤520计算用于
计算的向量c’iT的收缩位置pi。由方程式(3)计算的收缩位置提供如下：
p1＝0 24+0 23+0 22+0 21+0 20＝0，
p2＝0 24+0 23+1 22+0 21+0 20＝4，
p3＝0 24+1 23+0 22+1 21+0 20＝8，
p4＝0 24+1 23+1 22+0 21+0 20＝12，
p5＝1 24+0 23+0 22+0 21+0 20＝16，
p6＝1 24+0 23+1 22+0 21+0 20＝20，
p7＝1 24+1 23+0 22+0 21+0 20＝24，
p8＝1 24+1 23+1 22+0 21+0 20＝28
因此，对于k＝5和t＝3，通过从(32，5)第一阶里德-缪勒码收缩其它第
0、4、8、12、16、20、24和28d的最优收缩位置可以获得最优(24，5)码。
接着，将参照实施例对本发明进行描述，其中使用了前面提供的(2k-2t，
k)码，具体地说，使用了应用以上计算的收缩位置的两种类型的(24，5)码。
第一实施例
本发明的第一实施例提供了根据上述最优码生成方法的发送器的编码设
备和方法。图6描述了根据本发明实施例包含在用于CDMA移动通信系统的发
送器中的编码器的结构。
参照图6，(32，5)第一阶里德-缪勒编码器600编码5个输入信息比特
a0、a1、a2、a3和a4，并输出由32编码码元构成的编码码元流。
图8描述了第一阶里德-缪勒编码器600的详细结构。参照图8，5输入
信息比特a0、a1、a2、a3和a4分别被提供给它们相关的乘法器840、841、
842、843和844。同时，沃尔什码发生器810生成沃尔什码W1、W2、W4、W8
和W16，并将生成的沃尔什码W1、W2、W4、W8和W16分别提供给相关的乘法
器840、841、842、843和844。
更具体地说，沃尔什码W1＝01010101010101010101010101010101被提供
给第一乘法器840，而沃尔什码W2＝00110011001100110011001100110011被
提供给第二乘法器841。另外，沃尔什码W4＝
00001111000011110000111100001111被提供给第三乘法器842，沃尔什码W8
＝00000000111111110000000011111111被提供给第四乘法器843，以及沃尔
什码W16＝00000000000000001111111111111111被提供给第五乘法器844。
第一乘法器840以比特为单位将沃尔什码W1与输入信息比特a0相乘，
并输出32编码码元。即，第一乘法器840用长度32的沃尔什码W1编码信息
比特a0，并输出由32编码码元构成的编码码元流。同样的处理由各个乘法
器841-844对剩余的信息比特(a1-a4)和沃尔什码(W2、W4、W8和W16)进行
重复。
从第一至第五乘法器840、841、842、843和844输出的五个编码码元流
被提供给加法器860。加法器860以码元为单位将从第一至第五乘法器840、
841、842、843和844输出的五个编码码元流相加，并输出一个长度32的编
码码元流。
在第一实施例中，第一阶里德-缪勒码编码器600用不同的沃尔什码编
码5输入信息比特，相加编码的信息比特，并输出一个长度32的编码码元流。
但是，作为另一示例，还可以实现对应于5输入信息比特的用于输出长度32
的编码码元流的方法。换言之，第一阶里德-缪勒码编码器600包括存储器
表，用于存储对应于5个各自输入信息比特的不同的长度32的编码码元流，
并读取对应于5输入信息比特的编码码元流。
从第一阶里德-缪勒码编码器600输出的编码码元流被提供给收缩器
(puncturer)610。收缩器610在构成提供的编码码元流的32码元中收缩由提
出的方法确定的8收缩位置中的码元。例如，如果最优收缩位置被确定为第
0、1、2、3、4、5、6和7的码元，则收缩器610从编码码元中收缩第0、1、
2、3、4、5、6和7的码元。因此，收缩器610输出由24个码元构成的编码
码元流，它不对应于收缩位置。
图7描述了根据本发明实施例包含在用于CDMA移动通信系统的接收器中
的编码器的结构。参照图7，零插入器710从发送器接收长度24的编码码元
流，并在由图6所示的收缩器610使用的收缩位置中插入零(0)比特。也就是
说，当收缩器610已收缩第0、1、2、3、4、5、6和7编码码元时，零插入
器710在长度24的编码码元流的开始的8个收缩位置中插入零比特，因此输
出长度32的编码码元流。为此，零插入器710必须知道零插入位置，即，由
收缩器610使用的收缩位置。该信息以给定的处理从发送器提供。从零插入
器710输出的长度32的编码码元流被提供给IFHT(逆快速哈达码转换部
分)705。IFHT 705将所提供的长度32的编码码元流与所有长度32的第一阶
里德-缪勒码字进行比较，并根据比较结果计算各个第一阶里德-缪勒码字
的可靠性。第一阶里德-缪勒码字可以是发送器用于编码的沃尔什码，并且
可靠性可以通过计算编码码元流和沃尔什码之间的相关性来获得。另外，IFHT
705用所有的第一阶里德-缪勒码字来解码长度32的编码码元流。IFHT 705
输出计算的可靠性以及由各个第一阶里德-缪勒码字解码的输入信息比特。
可靠性和解码的信息比特成对，其数量等于第一阶里德-缪勒码字的数量。
可靠性和解码的信息比特对被提供给比较器700。比较器700从所提供的可
靠性中选择最高的可靠性，并输出与所选的可靠性成对的输入信息比特作为
解码的比特。
该实施例已经通过示例将第0、1、2、3、4、5、6和7码元确定为最优
收缩位置。但是，如上所述，第0、4、8、12、16、20、24和28码元也可以
用作最优收缩位置。在这种情况下，零插入器710的零插入位置也根据收缩
位置而改变。
另外，因为根据该实施例的收缩位置如此确定以优化编码器的能力并具
有简单的规律性，所以可以减少发送器中的编码器和接收器中的解码器的硬
件复杂性。
第二实施例
尽管第一实施例已经提出了用于收缩编码码元流的方案，但是第二实施
例提出了收缩用于在编码输入信息比特之前进行编码的沃尔什码的方案。也
就是说，第二实施例提供了用于同时执行收缩和编码操作的设备和方法，其
不需要单独的收缩器。
图9描述了根据本发明第二实施例的编码器的详细结构。参照图9，5
个输入信息比特a0、a1、a2、a3和a4分别被提供给第一至第五乘法器940、
941、942、943和944。同时，沃尔什码发生器910生成收缩8比特的长度
24的沃尔什码W1、W2、W4、W8和W16。从沃尔什码发生器910输出的长度
24的沃尔什码对应于第一实施例中使用的长度32的沃尔什码，从中对应于
最优收缩位置的8比特被收缩。即，如上所述，最优收缩位置对应于第0、1、
2、3、4、5、6和7比特，或者第0、4、8、12、16、20、24和28比特。在
以下描述中，最优收缩位置被假设为第0、1、2、3、4、5、6和7比特。
从沃尔什码发生器910输出的收缩沃尔什码W1、W2、W4、W8和W16被分
别提供给第一至第五乘法器940、941、942、943和944。更具体地说，沃尔
什码W1＝010101010101010101010101被提供给第一乘法器940，而沃尔什码
W2＝001100110011001100110011被提供给第二乘法器941。而且，沃尔什码
W4＝000011110000111100001111被提供给第三乘法器942，沃尔什码W8＝
111111110000000011111111被提供给第四乘法器943，以及沃尔什码W16＝
000000001111111111111111被提供给第五乘法器944。
第一乘法器940以比特为单位将输入信息比特a0乘以收缩沃尔什码W1。
即，第一乘法器940用长度24的收缩沃尔什码W1编码信息比特a0，并输出
由24个编码码元构成的编码码元流。相同的处理由各个乘法器941至944对
剩余的信息比特(a1-a4)和沃尔什码(W2、W4、W8和W16)进行重复。
从第一至第五乘法器940、941、942、943和944输出的5个编码码元流
被提供给加法器960。加法器960以码元为单位将从第一至第五乘法器940、
941、942、943和944输出的5个编码码元流相加，并输出一个长度24的编
码码元流。
在图9中，沃尔什码发生器910输出通过从32比特沃尔什码中收缩对应
于最优收缩位置的8比特而获得的24比特沃尔什码。但是，在可选实施例中，
还可以在沃尔什码发生器910的后级配置收缩器，从而收缩器收缩来自沃尔
什码发生器910的32沃尔什码。另外，在实施例中，第一阶里德-缪勒编码
器600用不同的沃尔什码编码5个输入信息比特，相加编码的信息比特，并
输出一个长度24的编码码元流。然而，在可选实施例中，还可以实现用于输
出长度24的编码码元流，该编码码元流对应于5个输入信息比特。即，第一
阶里德-缪勒编码器600包括用于存储不同的分别对应于5个输入信息比特
的长度24的编码码元流的存储器表，并读取对应于5个输入信息码元的编码
码元流。
如上所述，根据本发明的NB-TDD CDMA移动通信系统最佳地编码和解码
传送格式组合指示器(TFCI)比特以获得最优最小距离，由此提高了纠错能力。
另外，通过根据简单的规律性确定收缩位置还可以简化编码和解码方案。
尽管已经结合某些优选实施例示出和描述了本发明，但是本领域的技术
人员应理解在不脱离所附权利要求书限定的发明的实质和范围的情况下，可
以在形式和细节上进行各种修改。