СПОСОБ И УСТРОЙСТВО ДЛЯ УЛУЧШЕНИЯ СОГЛАСОВАНИЯ СКОРОСТИ КОЛЬЦЕВОГО БУФЕРА ДЛЯ СИСТЕМ БЕСПРОВОДНОЙ СВЯЗИ MIMO-OFDM С ТУРБО-КОДИРОВАНИЕМ Российский патент 2011 года по МПК H04B7/02 

Область техники

Изобретение относится к способам и устройству для улучшения процесса согласования скорости кольцевого буфера в системах ортогонального мультиплексирования с частотным разделением (OFDM) со многими входами и многими выходами (MIMO) и с турбо-кодированием.

Уровень техники

Системы развитого универсального наземного радиодоступа (E-UTRA) были предложены и разработаны в рамках проекта 3GPP LTE (Проект партнерства третьего поколения, долгосрочное развитие). Система E-UTRA подлежит развертыванию на основе любой IP-сети, в том числе сети WiMAX (Глобальное взаимодействие для микроволнового доступа) и сети WiFi, и даже на основе проводных сетей.

Предложенная система E-UTRA использует множественный доступ с ортогональным частотным разделением (OFDMA) для передачи нисходящей линии связи (от базовой станции к пользовательскому оборудованию) и множественный доступ с частотным разделением на одной несущей (SC-FDMA) для передачи восходящей линии связи и применяет систему со многими входами и многими выходами (MIMO) с использованием до четырех антенн для каждой станции. Схема канального кодирования для транспортных блоков представляет собой турбо-кодирование с помощью бесконфликтного внутреннего турбо-кодирующего перемежителя на основе квадратичного перестановочного полинома (QPP).

После процесса турбо-кодирования кодовое слово формируется турбо-кодированным битовым потоком, и согласование скорости (RM) осуществляется на турбо-кодированном битовом потоке для генерации битового потока передачи для каждой передачи. В случае повторной передачи разные битовые потоки повторной передачи могут различаться в зависимости от алгоритма RM.

Заметим, что согласование скорости (RM) является основной частью операции гибридного автоматического запроса повторной передачи (HARQ). HARQ широко используется в системах связи для избавления от ошибок декодирования и повышения достоверности. Каждый пакет данных кодируется с использованием определенной схемы прямой коррекции ошибок (FEC). Каждый подпакет может содержать только часть кодированных битов. Если не удается передать подпакет k, что указано в сообщении NAK, передаваемом по каналу квитирования обратной связи, то передается подпакет повторной передачи, подпакет k+1, чтобы помочь приемнику декодировать пакет. Подпакет повторной передачи может содержать кодированные биты, отличные от тех, которые содержатся в предыдущих подпакетах. Приемник может мягко комбинировать или совместно декодировать все принятые подпакеты для повышения вероятности декодирования. Обычно максимальное количество передач задается из соображений достоверности, задержки пакета и сложности реализации.

В настоящее время операция HARQ в системах беспроводной связи с турбо-кодированием может осуществляться либо в режиме нарастающей избыточности (IR), либо в режиме отслеживаемого комбинирования. В системе, где IR объединяется с согласованием скорости кольцевого буфера, например в системе E-UTRA HARQ, вопрос отображения битов на основе приоритета (BMP) непосредственно связан с оптимальным выбором начальной точки версии избыточности передачи.

Сущность изобретения

Таким образом, задачей настоящего изобретения является обеспечение усовершенствованных способа и устройства для передачи и приема данных в системах беспроводной связи с турбо-кодированием OFDM.

Другой задачей настоящего изобретения является обеспечение усовершенствованных способа и устройства для оптимального определения начальной точки версий избыточности для передачи в операции согласования скорости кольцевого буфера / HARQ.

Согласно одному аспекту настоящего изобретения, по меньшей мере, один блок информационных битов, подлежащих передаче, кодируется для генерации совокупности кодированных битов, которые затем сегментируются на совокупность подблоков кодированных битов. Каждый из подблоков кодированных битов перемежается с использованием определенного перемежителя. Перемеженные кодированные биты совокупности подблоков собираются и записываются в кольцевой буфер, имеющий совокупность версий избыточности в кольцевом буфере, причем каждая версия избыточности соответствует начальному битовому индексу в кольцевом буфере. Для каждой передачи выбирается подмножество битов из кольцевого буфера путем выбора версии избыточности из совокупности версий избыточности. Выбранные подмножества битов модулируются с использованием определенной схемы модуляции и передаются через, по меньшей мере, одну антенну. Версии избыточности кольцевого буфера определяются так, что в, по меньшей мере, одной паре версий избыточности количество битов между начальной точкой первой версии избыточности и начальной точкой второй версии избыточности не делится на, по меньшей мере, один порядок модуляции.

Каждый из подблоков кодированных битов можно перемежать с использованием строчно-столбцового перемежителя, имеющего C столбцов и R строк. В кольцевом буфере можно определить четыре версии избыточности. Подмножество битов можно модулировать с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM). Затем начальный битовый индекс версии избыточности можно установить согласно:

,

где j - индекс версии избыточности, определяется так, что не делится на 4 и 6 для, по меньшей мере, одной пары j и p, и j = 0, 1, …, 3, p = 0, 1, …, 3.

Когда квадратурная фазовая манипуляция (QPSK) используется для модуляции подмножества битов, можно задать равной нулю. Когда 16-позиционная квадратурная амплитудная модуляция (QAM) используется для модуляции подмножества битов и когда является целым числом, можно задать равной 1, 2 или 3; и когда не является целым числом, можно задать равной нулю. Когда 64-позиционная квадратурная амплитудная модуляция (QAM) используется для модуляции подмножества битов и когда является целым числом, можно задать равной 1, 2, 3, 4 или 5; и когда не является целым числом, можно задать равной нулю.

Альтернативно, можно определять в зависимости от количества фиктивных битов Y.

Альтернативно, начальный битовый индекс версии избыточности можно установить согласно:

,

где j - индекс версии избыточности и j = 0, 1, …, 3, и G является целым числом, которое не делится на, по меньшей мере, одно из 4 и 6.

В порядке еще одной альтернативы, размер кольцевого буфера можно определить как число, которое не делится на, по меньшей мере, один порядок модуляции.

Согласно другому аспекту настоящего изобретения, совокупность блоков битов данных принимается через, по меньшей мере, одну антенну. Совокупность блоков битов данных демодулируются с использованием определенной схемы модуляции, и затем они записываются в кольцевой буфер, причем каждый блок демодулированных битов записывается в соответствии с версией избыточности, выбранной из совокупности версий избыточности. Биты, записанные в кольцевой буфер, сегментируются на совокупность подблоков битов. Каждый из подблоков битов перемежается с использованием определенного перемежителя. Перемеженные биты собираются из совокупности подблоков для генерации собранного блока битов. Наконец, собранный блок битов декодируется с использованием определенной схемы декодирования. Версии избыточности кольцевого буфера определяются так, что в, по меньшей мере, одной паре версий избыточности количество битов между начальной точкой первой версии избыточности и начальной точкой второй версии избыточности не делится на, по меньшей мере, один порядок модуляции.

Краткое описание чертежей

Для более полного понимания изобретения и многих сопутствующих ему преимуществ следует обратиться к нижеследующему подробному описанию, рассмотренному совместно с прилагаемыми чертежами, снабженными сквозной системой обозначений, на которых:

фиг.1 - иллюстрация схемы приемопередатчика на основе ортогонального мультиплексирования с частотным разделением (OFDM), пригодного для практического применения принципов настоящего изобретения;

фиг.2 - два графика поднесущих OFDM, где амплитуда показана как функция частоты;

фиг.3 - иллюстрация передаваемой и принимаемой форм волны для символов OFDM во временном измерении;

фиг.4 - схема приемопередатчика на основе множественного доступа с частотным разделением на одной несущей;

фиг.5 - схема, демонстрирующая последовательность операций кодирования для систем E-UTRA нисходящей линии связи с турбо-кодированием;

фиг.6 - схема, демонстрирующая последовательность операций кодирования для систем E-UTRA восходящей линии связи с турбо-кодированием;

фиг.7 - схема, демонстрирующая структуру турбо-кодера на скорости 1/3;

фиг.8 - схема, демонстрирующая операцию согласования скорости (RM) на основе кольцевого буфера;

фиг.9 - схема, демонстрирующая операцию гибридного автоматического запроса повторной передачи (HARQ);

фиг.10 - схема, демонстрирующая операцию HARQ на основе отслеживаемого комбинирования (CC);

фиг.11 - схема, демонстрирующая операцию HARQ на основе нарастающей избыточности (IR);

фиг.12 - схема, демонстрирующая подкадр нисходящей линии связи E-UTRA;

фиг.13 - схема, демонстрирующая подкадр восходящей линии связи E-UTRA;

фиг.14 - схема, демонстрирующая передачи версии избыточности (RV) в качестве варианта осуществления согласно принципам настоящего изобретения;

фиг.15 - схема, демонстрирующая пример схемы передатчика канала данных, включающей в себя согласование скорости;

фиг.16 - схема, демонстрирующая пример схемы приемника канала данных, включающей в себя отмену согласования скорости.

Подробное описание изобретения

На фиг.1 показана схема приемопередатчика на основе OFDM. В системе связи, где используется технология OFDM, в схеме передатчика 110 сигналы управления или данные 111 модулируются модулятором 112 с образованием последовательности символов модуляции, которые затем подвергаются последовательно-параллельному преобразованию с помощью последовательно-параллельного (S/P) преобразователя 113. Блок 114 обратного быстрого преобразования Фурье (ОБПФ) используется для преобразования сигналов из частотной области во временную область с образованием совокупности символов OFDM. Циклический префикс (CP) или нулевой префикс (ZP) добавляется к каждому символу OFDM с помощью блока 116 вставки CP для устранения или ослабления влияния многолучевого замирания. Затем сигнал передается блоком 117 обработки ВЧ каскада передатчика (Tx), например антенной (не показана), или, альтернативно, с помощью стационарного провода или кабеля. В схеме приемника 120, исходя из того что достигается хорошая синхронизация по времени и частоте, сигнал, принятый блоком 121 обработки ВЧ каскада приемника (Rx), обрабатывается с помощью блока 122 удаления CP. Блок 124 быстрого преобразования Фурье (БПФ) преобразует принятый сигнал из временной области в частотную область для дальнейшей обработки.

В системе OFDM каждый символ OFDM состоит из множества поднесущих. Каждая поднесущая в символе OFDM несет символ модуляции. На фиг. 2 показана схема передачи OFDM, использующая поднесущую 1, поднесущую 2 и поднесущую 3. Поскольку каждый символ OFDM имеет конечную длительность во временной области, поднесущие перекрываются друг с другом в частотной области. Ортогональность поддерживается на частоте дискретизации, исходя из того что передатчик и приемник имеют хорошую синхронизацию по частоте, как показано на фиг.2. В случае частотного сдвига, обусловленного неточной синхронизацией по частоте или высокой подвижностью, ортогональность поднесущих на частотах дискретизации нарушается, приводя к помехе между несущими (ICI).

На фиг.3 показаны передаваемые и принимаемые символы OFDM во временной области. В силу многолучевого замирания участок CP принятого сигнала часто повреждается предыдущим символом OFDM. Однако при условии достаточно длинного CP принятый символ OFDM без CP должен содержать только свой собственный сигнал в свертке с каналом многолучевого замирания. В общем случае быстрое преобразование Фурье (БПФ) осуществляется на стороне приемника для обеспечения дальнейшей обработки в частотной области. Преимущество OFDM над другими схемами передачи состоит в его устойчивости к многолучевому замиранию. Многолучевое замирание во временной области преобразуется в частотно-зависимое замирание в частотной области. Добавление циклического префикса или нулевого префикса позволяет устранить или сильно ослабить межсимвольную помеху между соседними символами OFDM. Кроме того, поскольку каждый символ модуляции передается в узкой полосе, он испытывает однолучевое замирание. Для борьбы с частотно-зависимым замиранием можно использовать простую схему коррекции.

Множественный доступ с частотным разделением на одной несущей (SC-FDMA), который использует модуляцию одной несущей и коррекцию в частотной области, представляет собой технику, сходную по производительности и сложности с системой OFDMA. Одно преимущество SC-FDMA состоит в том, что сигнал SC-FDMA имеет более низкое отношение пиковой мощности к средней мощности (PAPR) благодаря присущей ей структуре одной несущей. Низкое PAPR обычно приводит к высокой эффективности усилителя мощности, что особенно важно для мобильных станций, осуществляющих передачу восходящей линии связи. SC-FDMA выбирается в качестве схемы множественного доступа восходящей линии связи в рамках 3GPP LTE. На фиг.4 показан пример схемы приемопередатчика для SC-FDMA. На стороне передатчика данные или сигнал управления подвергаются последовательно-параллельному (S/P) преобразованию с помощью S/P преобразователя 181. Дискретное преобразование Фурье (ДПФ) применяется к данным или сигналу управления во временной области с помощью преобразователя ДПФ 182 до того, как данные во временной области отображаются во множество поднесущих с помощью блока 183 отображения в поднесущие. Для обеспечения низкого PAPR обычно выход ДПФ в частотной области отображается во множество последовательных поднесущих. Затем ОБПФ, обычно большего размера, чем ДПФ, применяется с помощью преобразователя 184 ОБПФ для преобразования сигнала обратно во временную область. После последовательно-параллельного (P/S) преобразования с помощью P/S преобразователя 185 циклический префикс (CP) добавляется блоком 186 вставки CP в данные или сигнал управления прежде, чем данные или сигнал управления поступят на блок 187 обработки ВЧ каскада передатчика. Обработанный сигнал с добавленным циклическим префиксом часто называют блоком SC-FDMA. После прохождения сигнала через канал связи 188, например канал многолучевого замирания в системе беспроводной связи, приемник осуществляет обработку ВЧ каскада приемника с помощью блока 191 обработки ВЧ каскада приемника, удаляет CP с помощью блока 192 удаления CP, применяет БПФ с помощью преобразователя БПФ 194 и коррекцию в частотной области. Обратное дискретное преобразование Фурье (ОДПФ) 196 применяется после отмены отображения 195 скорректированного сигнала в частотной области. Выход ОДПФ подвергается дополнительной обработке во временной области, например демодуляции и декодированию.

На фиг.5 и фиг.6 показана последовательность операций турбо-кодирования в системе E-UTRA на нисходящей линии связи и восходящей линии связи соответственно. В системе нисходящей линии связи E-UTRA, показанной на фиг.5, потоки информационных битов в основном поступают с верхнего уровня транспортного канала и проходят последовательность операций кодирования блок за блоком. Обычно этот битовый поток обозначается как транспортный блок. Циклический проверочный избыточный код (CRC) можно генерировать для всего транспортного блока в целях обнаружения ошибок для этого блока (этап 210). Битовый поток в транспортном блоке с присоединенным CRC обозначается как . В случае большого транспортного блока транспортный блок сегментируется на множественные кодовые блоки, что позволяет генерировать множественные кодированные пакеты, что имеет преимущество, например, в возможности реализации параллельной обработки или конвейерной обработки и гибкого компромисса между энергопотреблением и сложностью оборудования. Битовый поток в r-м кодовом блоке, имеющем размер K_r, обозначается как . Затем биты кодируются с использованием процесса турбо-кодирования (этап 214). В порядке примера, процесс турбо-кодирования системы E-UTRA представлен на фиг.7. Заметим, что этот процесс турбо-кодирования обычно используется, например, на физическом совместно используемом канале нисходящей линии связи (DL-SCH). Согласно конструкции DL-SCH, один 24-битовый CRC генерируется для всего транспортного блока в целях обнаружения ошибок для этого блока. Система восходящей линии связи E-UTRA, показанная на фиг.6, аналогична системе нисходящей линии связи E-UTRA за исключением того, что этап канального кодирования (этап 230) и этап мультиплексирования данных и сигналов управления (этап 232) необходимо осуществлять до передачи сигнала.

На фиг.7 показана схема, демонстрирующая структуру турбо-кодера 240. Турбо-кодер 240 использует параллельный конкатенированный сверточный код (PCCC) с двумя составными кодерами с 8 состояниями 242, 244 и один внутренний перемежитель 246 на основе турбо-кодирования. Каждый составной кодер с 8 состояниями содержит три сдвиговых регистра 241. Скорость кодирования турбо-кодера равна 1/3.

Передаточная функция составного кодера с 8 состояниями для PCCC выражается в виде:

G(D) = , (1)

где

g₀(D)=1+D²+D³,

g₁(D)=1+D+D³.

Начальные значения сдвиговых регистров 241 первого и второго составных кодеров 242, 244 с 8 состояниями должны быть равны нулю в начале кодирования входных битов. На выходе турбо-кодера получаем:

(2)

(3)

(4)

для .

Если кодовый блок, подлежащий кодированию, представляет собой 0-й кодовый блок и количество битов-заполнителей больше нуля, т.е. F > 0, то кодер задает c_k=0, k=0, …, (F-1) на своем входе и задает , k=0, …, (F-1) и , k=0, …, (F-1) на своем выходе.

Биты, поступающие на турбо-кодер 240, обозначаются как , и биты, выводимые из первого и второго составных кодеров 242, 244 с 8 состояниями, обозначаются как соответственно. Биты, поступающие на внутренний перемежитель 246 на основе турбо-кодирования, обозначаются как , где K - количество входных битов. Биты, выводимые из внутреннего перемежителя 246 на основе турбо-кодирования, обозначаются как , и эти биты поступают на второй составной кодер 244 с 8 состояниями.

Добавление треллис-бита осуществляется путем взятия концевых битов из обратной связи сдвигового регистра после кодирования всех информационных битов. Концевые биты набиваются после кодирования информационных битов.

Первые три концевых бита следует использовать для окончания первого составного кодера (верхний переключатель на фиг.7 в нижнем положении), в то время как второй составной кодер отключен. Последние три концевых бита следует использовать для окончания второго составного кодера (нижний переключатель на фиг.7 в нижнем положении), в то время как первый составной кодер отключен.

Тогда переданные биты для добавления треллис-бита будут выглядеть как:

, , , (5)

, , , (6)

, , , (7)

В порядке примера, используется внутренний перемежитель на основе квадратичного перестановочного полинома (QPP). Соотношение между входными и выходными битами для внутреннего перемежителя QPP таково:

, i = 0, 1, …, (K-1), (8)

где размер блока и , j можно выбирать из множества {1, 2, 3, 4}, m можно выбирать из множества {1, 2,..., 191} и соотношение между выходным индексом i и входным индексом удовлетворяет следующей квадратичной форме:

где параметры и зависят от размера блока K и приведены в нижеследующей таблице 1.

Таблица 1 Параметры внутреннего перемежителя на основе турбо-кодирования i K_i i K_i i K_i i K_i 1 40 3 10 48 416 25 52 95 1120 67 140 142 3200 111 240 2 48 7 12 49 424 51 106 96 1152 35 72 143 3264 443 204 3 56 19 42 50 432 47 72 97 1184 19 74 144 3328 51 104 4 64 7 16 51 440 91 110 98 1216 39 76 145 3392 51 212 5 72 7 18 52 448 29 168 99 1248 19 78 146 3456 451 192 6 80 11 20 53 456 29 114 100 1280 199 240 147 3520 257 220 7 88 5 22 54 464 247 58 101 1312 21 82 148 3584 57 336 8 96 11 24 55 472 29 118 102 1344 211 252 149 3648 313 228 9 104 7 26 56 480 89 180 103 1376 21 86 150 3712 271 232 10 112 41 84 57 488 91 122 104 1408 43 88 151 3776 179 236 11 120 103 90 58 496 157 62 105 1440 149 60 152 3840 331 120 12 128 15 32 59 504 55 84 106 1472 45 92 153 3904 363 244 13 136 9 34 60 512 31 64 107 1504 49 846 154 3968 375 248 14 144 17 108 61 528 17 66 108 1536 71 48 155 4032 127 168 15 152 9 38 62 544 35 68 109 1568 13 28 156 4096 31 64 16 160 21 120 63 560 227 420 110 1600 17 80 157 4160 33 130 17 168 101 84 64 576 65 96 111 1632 25 102 158 4224 43 264 18 176 21 44 65 592 19 74 112 1664 183 104 159 4288 33 134 19 184 57 46 66 608 37 76 113 1696 55 954 160 4352 477 408 20 192 23 48 67 624 41 234 114 1728 127 96 161 4416 35 138 21 200 13 50 68 640 39 80 115 1760 27 110 162 4480 233 280 22 208 27 52 69 656 185 82 116 1792 29 112 163 4544 357 142 23 216 11 36 70 672 43 252 117 1824 29 114 164 4608 337 480 24 224 27 56 71 688 21 86 118 1856 57 116 165 4672 37 146 25 232 85 58 72 704 155 44 119 1888 45 354 166 4736 71 444 26 240 29 60 73 720 79 120 120 1920 31 120 167 4800 71 120 27 248 33 62 74 736 139 92 121 1952 59 610 168 4864 37 152 28 256 15 32 75 752 23 94 122 1984 185 124 169 4928 39 462 29 264 17 198 76 768 217 48 123 2016 113 420 170 4992 127 234 30 272 33 68 77 784 25 98 124 2048 31 64 171 5056 39 158 31 280 103 210 78 800 17 80 125 2112 17 66 172 5120 39 80 32 288 19 36 79 816 127 102 126 2176 171 136 173 5184 31 96 33 296 19 74 80 832 25 52 127 2240 209 420 174 5248 113 902 34 304 37 76 81 848 239 106 128 2304 253 216 175 5312 41 166 35 312 19 78 82 864 17 48 129 2368 367 444 176 5376 251 336 36 320 21 120 83 880 137 110 130 2432 265 456 177 5440 43 170 37 328 21 82 84 896 215 112 131 2496 181 468 178 5504 21 86 38 336 115 84 85 912 29 114 132 2560 39 80 179 5568 43 174 39 344 193 86 86 928 15 58 133 2624 27 164 180 5632 45 176 40 352 21 44 87 944 147 118 134 2688 127 504 181 5696 45 178 41 360 133 90 88 960 29 60 135 2752 143 172 182 5760 161 120 42 368 81 46 89 976 59 122 136 2816 43 88 183 5824 89 182 43 376 45 94 90 992 65 124 137 2880 29 300 184 5888 323 184 44 384 23 48 91 1008 55 84 138 2944 45 92 185 5952 47 186 45 392 243 98 92 1024 31 64 139 3008 157 188 186 6016 23 94 46 400 151 40 93 1056 17 66 140 3072 47 96 187 6080 47 190 47 408 155 102 94 1088 171 204 141 3136 13 28 188 6144 263 480

Согласно фиг.5, после процесса турбо-кодирования кодовое слово формируется турбо-кодированным битовым потоком . Процесс согласования скорости (RM) осуществляется на турбо-кодированном битовом потоке для генерации битового потока передачи для каждой передачи (этап 216). В случае повторной передачи разные битовые потоки повторной передачи могут различаться в зависимости от алгоритма RM.

Схема согласования скорости на основе кольцевого буфера была предложена для конструкции системы E-UTRA. Идея проиллюстрирована на фиг.8. В этом примере информационные биты кодируются с помощью турбо-кодера 252 турбо-кодом на скорости 1/3, в результате чего образуются поток систематических битов (S) 254, поток битов четности из первого составного сверточного кода (P1) 256 и поток битов четности из второго составного сверточного кода (P2) 258. Каждый из этих трех потоков перемежается подблочным перемежителем 260. Перемеженные биты четности P1 256 и биты четности P2 258 затем чередуются. Другими словами, биты четности записываются в буфер в порядке P₁₁, P₂₁, P₁₂, P₂₂, …, где P₁₁ - первый бит перемеженных битов четности 1, P₂₁ - первый бит перемеженных битов четности 2, P₁₂ - второй бит перемеженных битов четности 1, P₂₂ - второй бит перемеженных битов четности 2 и т.д. В ходе процедуры согласования скорости для каждой передачи передатчик считывает биты из буфера начиная с позиции смещения, увеличивая или уменьшая битовый индекс. Если битовый индекс достигает определенной максимальной величины, битовый индекс переустанавливается на первый бит в буфере. Другими словами, буфер является кольцевым. Заметим, что размер кольцевого буфера не обязан быть равным полному количеству кодированных битов на выходе кодера. Например, согласно фиг.8, размер кольцевого буфера меньше количества кодированных битов на выходе кодера. Это допускает простую реализацию первого согласования скорости для снижения требования к размеру буфера повторной передачи.

Заметим, что RM является основной частью операции гибридного автоматического запроса повторной передачи (HARQ). HARQ широко используется в системах связи для избавления от ошибок декодирования и повышения достоверности. Каждый пакет данных кодируется с использованием определенной схемы прямой коррекции ошибок (FEC). Каждый подпакет может содержать только часть кодированных битов. Если не удается передать подпакет k, что указано в сообщении NAK, передаваемом по каналу квитирования обратной связи, то передается подпакет повторной передачи, подпакет k+1, чтобы помочь приемнику декодировать пакет. Подпакет повторной передачи может содержать кодированные биты, отличные от тех, которые содержатся в предыдущих подпакетах. Приемник может мягко комбинировать или совместно декодировать все принятые подпакеты для повышения вероятности декодирования. Обычно максимальное количество передач задается из соображений достоверности, задержки пакета и сложности реализации. На фиг.9 показан пример общей операции HARQ.

Совместно с процессом согласования скорости осуществление функции HARQ определяется параметрами версии избыточности (RV). Точное множество битов на выходе функции гибридной ARQ зависит от количества входных битов, количества выходных битов, обработки RM и параметров RV.

Заметим, что параметры версии избыточности (RV) используются для определения, сколько информационных битов передается в каждой передаче, включая первую передачу и другую повторную передачу. В отношении того, сколько передается избыточных информационных битов, можно использовать два типа операций HARQ: операцию HARQ на основе отслеживаемого комбинирования (CC) и операцию HARQ на основе нарастающей избыточности (IR). Для HARQ на основе CC битовый поток, кодированный с полным буфером, показанный на фиг.10, полностью повторно передается, т.е. битовые потоки передачи для 1-й передачи и 2-й передачи одинаковы. HARQ на основе CC позволяет приемнику проводить комбинирование на уровне символов модуляции помимо комбинирования на уровне битов. Для HARQ на основе IR, в 1-й передаче в кодовом слове передается только частичный битовый поток. Во 2-й передаче в кодовом слове передается только битовый поток. Этот частичный битовый поток может перекрываться или не перекрываться с 1-м битовым потоком передачи, как показано на фиг.11. Обычно HARQ на основе IR обеспечивает более высокую спектральную эффективность, чем HARQ на основе CC, ценой дополнительного усложнения реализации приемника.

Обычно в системах HARQ с турбо-кодированием на основе CC или на основе IR требуется, чтобы битовый поток исходной передачи и битовый поток повторной передачи не отображались в одну и ту же векторную диаграмму модуляции. Это называется отображением битов на основе приоритета (BMP). Традиционное BPM предусматривает назначение приоритетов систематическим битам путем помещения их в битовые позиции высокой достоверности в символе векторной диаграммы высокого порядка, чтобы систематические биты были более защищены, чем биты четности. Этот способ отображения битов базируется на том принципе, что систематические биты имеют более высокую ценность, чем биты четности. BMP особенно важна для модуляции высокого порядка, например 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) или 64QAM. Дело в том, что вследствие соотношения соседства в векторной диаграмме один символ модуляции может обозначаться 4/6 двоичных битов, где разные биты имеют разную достоверность. Для 16QAM два бита имеют высокую достоверность, и другие два бита имеют низкую достоверность; для 64QAM некоторые два бита имеют высокую достоверность, некоторые другие два бита имеют среднюю достоверность, и остальные два бита имеют низкую достоверность.

В системе, где IR объединяется с согласованием скорости кольцевого буфера, например в системе E-UTRA HARQ, вопрос BMP непосредственно связан с оптимальным выбором начальной точки версии избыточности передачи.

В настоящем изобретении наши предложения направлены на оптимальное определение начальной точки версии избыточности передачи на основании операции согласования скорости кольцевого буфера/HARQ. Наше предложение применимо к системам беспроводной связи с турбо-кодированием OFDM.

В порядке примера, это изобретение можно использовать как для нисходящей линии связи, так и для восходящей линии связи системы E-UTRA. Ниже будут кратко описаны два формата передачи по нисходящей линии связи и восходящей линии связи в системах E-UTRA.

На фиг.12 показана структура подкадра нисходящей линии связи E-UTRA. В типичной конфигурации каждый подкадр имеет длительность 1 мс и содержит 14 символов OFDM. Пусть символы OFDM в подкадре проиндексированы от 0 до 13. Опорные символы (RS) для антенн 0 и 1 находятся в символах OFDM 0, 4, 7 и 11. Если таковые присутствуют, опорные символы (RS) для антенн 2 и 3 находятся в символах OFDM 2 и 8. Каналы управления, включающие в себя индикатор формата канала управления (CCFI), канал квитирования (ACK), канал управления передачей пакетных данных (PDCCH), передаются в первых одном, двух или трех символах OFDM. Количество символов OFDM, используемых для канала управления, указано в CCFI. Например, каналы управления могут занимать первый символ OFDM, или первые два символа OFDM, или первые три символа OFDM. Каналы данных, т.е. совместно используемый физический канал нисходящей линии связи (PDSCH), передаются в других символах OFDM.

На фиг.13 показана структура подкадра восходящей линии связи (для передач данных). Заметим, что восходящая линия связи E-UTRA является системой на основе SC-FDMA, которая очень похожа на систему OFDMA за исключением некоторых отличий. По аналогии с символом OFDM каждый блок SC-FDMA имеет циклический префикс (CP). Для передач данных опорные сигналы находятся в 4-м блоке SC-FDMA и в 11-м блоке SC-FDMA, тогда как остальные блоки SC-FDMA переносят данные. Заметим, что на фиг.13 структура подкадра восходящей линии связи показана только во временной области. Для каждого отдельного UE его передача может занимать лишь часть всей полосы в частотной области. Разные пользователи и сигналы управления мультиплексируются в частотной области посредством SC-FDMA.

В настоящем изобретении предложены способы и устройство версии избыточности повторной передачи для систем беспроводной связи с турбо-кодированием OFDM для повышения достоверности передачи и упрощения передатчика и приемника.

Аспекты, признаки и преимущества изобретения явствуют из нижеследующего подробного описания, где просто проиллюстрирован ряд конкретных вариантов осуществления и реализаций, включая те, которые в настоящее время считаются предпочтительными. Изобретение допускает и другие варианты осуществления, и его отдельные детали можно изменять в различных очевидных отношениях, не выходя за рамки сущности и объема изобретения. Соответственно чертежи и описание следует считать исключительно иллюстративными, но не ограничительными. Изобретение проиллюстрировано в порядке примера, но не в порядке ограничения, на прилагаемых чертежах. В нижеследующих иллюстрациях используется канал данных в системах E-UTRA в порядке примера. Однако проиллюстрированные здесь подходы несомненно можно применять к другому каналу в системах E-UTRA, а также к другим каналам данных, управления и пр. в других системах, где это возможно.

Согласно фиг.14, на выходе турбо-кодера существуют три битовых потока для каждого кодового блока, а именно поток систематических битов S 312, поток первых битов четности P1 314 и поток вторых битов четности P2 316. Согласование скорости кольцевого буфера состоит из следующих этапов:

1. Каждый из трех потоков отдельно перемежается с помощью подблочного перемежителя 318;

2. Перемеженные систематические биты S 312 последовательно записываются в буфер, причем первый бит потока перемеженных систематических битов S записывается в начале буфера. Перемеженные потоки P1 и P2 чередуются побитово;

3. Перемеженные и чередованные потоки битов четности P1 314 и P2 316 последовательно записываются в буфер, причем первый бит потока записывается после последнего бита потока перемеженных систематических битов.

Заданы четыре версии избыточности (RV), каждая из которых указывает начальный битовый индекс в буфере. Передатчик выбирает одну RV для каждой передачи HARQ. Передатчик считывает блок кодированных битов из буфера начиная с битового индекса, указанного выбранной RV.

Подблочный перемежитель представляет собой строчно-столбцовый перемежитель с количеством столбцов C=32. Определим D как размер кодового блока, включающего в себя информационные биты и концевые биты. Другими словами, D=K+4, где K - количество информационных битов в каждом кодовом блоке или размер перемежителя QPP. Количество строк подблочного перемежителя определяется как R=K/32. Работу перемежителя можно описать следующим образом:

1. Начиная с 0-й строки и 0-го столбца производить запись построчно, т.е. сначала увеличивать индекс столбца;

2. При необходимости заполнить прямоугольник R×C фиктивными битами. Количество фиктивных битов равно ;

3. Выполнить перестановку в столбце согласно следующему шаблону: 0, 16, 8, 24, 4, 20, 12, 28, 2, 18, 10, 26, 6, 22, 14, 30, 1, 17, 9, 25, 5, 21, 13, 29, 3, 19, 11, 27, 7, 23, 15, 31;

4. Начиная с 0-й строки и 0-го столбца считывать столбец за столбцом, т.е. сначала увеличивать индекс строки;

5. Размер кольцевого буфера равен L=3·(K+4). Заметим, что фиктивные биты удаляются из кольцевого буфера до передачи.

Заметим, что количество фиктивных битов Y может быть 4, 12, 20 и 28 в зависимости от размера информации (или размера перемежителя QPP) K. В кольцевом буфере заданы четыре версии избыточности, причем индекс первого бита в кольцевом буфере равен 0. Заметим, что в операции HARQ на основе IR с согласованием скорости кольцевого буфера, как в системе E-UTRA, особенно важно выбирать начальную позицию каждой версии избыточности таким образом, чтобы гарантировать, что все биты кодового слова получают примерно одинаковую защиту благодаря надлежащей переконфигурации векторной диаграммы модуляции. Заметим, что заполнение фиктивными битами осуществляется до процесса перемежения и эти биты удаляются до внесения кодированных битов в кольцевой буфер.

Прежде чем обратиться к подробному описанию варианта осуществления, зададим Δ(j,p) как количество битов между начальными точками версии избыточности p, RV(p), и версии избыточности j, RV(j).

В первом варианте осуществления, согласно принципам настоящего изобретения, предлагается способ выбора начальной позиции, по меньшей мере, одной версии избыточности в кольцевом буфере, в результате чего количество кодированных битов между начальной точкой первой версии избыточности и начальной точкой второй версии избыточности не делится на порядок модуляции схемы модуляции, используемой для модуляции данных, подлежащих передаче. Заметим, что первая версия избыточности и вторая версия избыточности не ограничиваются непосредственным соседством друг с другом. Например, порядок модуляции 16-QAM равен 4, и порядок модуляции 64-QAM равен 6. Например, одна реализация этого варианта осуществления предусматривает применение смещения к начальной позиции версии избыточности согласно . Можно выбрать начальную позицию j-й версии избыточности как:

, для j = 0, 1, …, 3. (10)

Например, поскольку 16-QAM и 64-QAM являются наиболее распространенными схемами модуляции высокого порядка, можно выбрать так, что не делится на 4 и 6 для любой или наибольшей из двух версий избыточности j и p. Заметим, что этот вариант осуществления применим как к передатчику, так и к приемнику.

Во втором варианте осуществления, согласно принципам настоящего изобретения, предлагается другой способ выбора начальной позиции, по меньшей мере, одной версии избыточности в кольцевом буфере на основании индекса j версии избыточности, или размера информации (или размера перемежителя QPP) K, или порядка модуляции, или комбинации этих параметров. Например, можно выбрать начальную позицию j-й версии избыточности как , для j = 0, 1, …, 3. базируется на следующем алгоритме, позволяющем гарантировать, что не делится на 4 и 6 для любой или наибольшей из двух версий избыточности j и p, что позволяет повысить производительность передач с модуляцией высокого порядка, например 16-QAM и 64-QAM. Для данного типа модуляции и данного размера перемежителя QPP K используется следующий алгоритм для отыскания .

Когда для передачи используется модуляция QPSK, задаем . Заметим, что для модуляции QPSK .

Когда для передачи используется модуляция 16-QAM, задаем следующим образом:

если является целым числом,

то = 1, 2 или 3,

иначе

.

Заметим, что для модуляции 16-QAM и задается, как указано выше.

Когда для передачи используется модуляция 64-QAM, задаем следующим образом:

если является целым числом,

то = 1, 2, 3, 4 или 5,

иначе

.

Заметим, что для модуляции 64-QAM и задается, как указано выше.

В третьем варианте осуществления, согласно принципам настоящего изобретения, предлагается другой способ выбора начальной позиции, по меньшей мере, одной версии избыточности в кольцевом буфере путем задания начальной позиции j-й версии избыточности как:

, для j = 0, 1, …, 3, (11)

где G не делится на, по меньшей мере, один порядок модуляции, например 4 или 6. Поскольку является функцией размера перемежителя QPP, который делится на 4, как показано в таблице 1, надлежащий выбор G, не кратного 4, повышает вероятность того, что не делится на 4 и 6, для любой или наибольшей из двух версий избыточности j и p. Например, можно выбрать G равным 27, или 29, или 23. Тогда соответствующие версии избыточности можно соответственно задать как:

, для j = 0, 1, …, 3, (12)

, для j = 0, 1, …, 3, (13)

, для j = 0, 1, …, 3. (14)

В четвертом варианте осуществления, согласно принципам настоящего изобретения, предлагается изменять размер кольцевого буфера L до числа, которое не делится на, по меньшей мере, один порядок модуляции, например 4 или 6. Например, можно выбрать начальную позицию j-й версии избыточности как:

, для j = 0, 1, …, 3, (15)

и изменить размер буфера L на L-1, если L-1 не делится на 4 и 6. Изменение размера буфера повышает вероятность того, что не делится на 4 и 6, для любой или наибольшей из двух версий избыточности j и p.

В пятом варианте осуществления, согласно принципам настоящего изобретения, предлагается выбирать начальную позицию j-й версии избыточности как , для j = 0, 1, …, 3. определяется порядком модуляции M, размером перемежителя QPP K и версией избыточности j. Как показано выше, количество фиктивных битов Y может составлять 4, 12, 20 и 28 для данного размера перемежителя QPP K. Полагаем Y1=4, Y2=12, Y3=20 и Y4=28. Например, для передачи с модуляцией высокого порядка, например 16-QAM, можно генерировать на основании следующей таблицы:

Таблица 2 Смещение для задания RV   RV(0), j=0 RV(1), j=1 RV(2), j=2 RV(3), j=3 Y1 0 0 0 1 Y2 0 0 0 1 Y3 0 0 0 3 Y4 0 0 1 0

В шестом варианте осуществления, согласно принципам настоящего изобретения, предлагается выбирать начальную позицию j-й версии избыточности как , для j=0, 1, …, 3. определяется порядком модуляции M, размером перемежителя QPP K и версией избыточности j. Например, для передачи с модуляцией высокого порядка, например 16-QAM и 64-QAM, генерируется на основании таблицы 3. Заметим, что всего существует 188 размеров перемежителя QPP, i - индекс размера перемежителя QPP = 1, 2, 3, …, 187, 188, и i определяется в зависимости от размера перемежителя QPP K на основании таблицы 1. Заметим также, что для j=0.

Таблица 3 Смещение для задания RV i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 1 0 1 0 48 3 1 4 95 3 1 4 142 3 1 4 2 0 0 3 49 0 1 0 96 3 1 4 143 3 1 4 3 0 5 4 50 0 0 3 97 3 1 4 144 3 1 4 4 3 1 4 51 0 5 4 98 3 1 4 145 3 1 4 5 0 1 0 52 3 1 4 99 3 1 4 146 3 1 4 6 0 0 3 53 0 1 0 100 3 1 4 147 3 1 4 7 0 5 4 54 0 0 3 101 3 1 4 148 3 1 4 8 3 1 4 55 0 5 4 102 3 1 4 149 3 1 4 9 0 1 0 56 3 1 4 103 3 1 4 150 3 1 4 10 0 0 3 57 0 1 0 104 3 1 4 151 3 1 4 11 0 5 4 58 0 0 3 105 3 1 4 152 3 1 4 12 3 1 4 59 0 5 4 106 3 1 4 153 3 1 4 13 0 1 0 60 3 1 4 107 3 1 4 154 3 1 4 14 0 0 3 61 0 0 3 108 3 1 4 155 3 1 4 15 0 5 4 62 3 1 4 109 3 1 4 156 3 1 4 16 3 1 4 63 0 0 3 110 3 1 4 157 3 1 4 17 0 1 0 64 3 1 4 111 3 1 4 158 3 1 4 18 0 0 3 65 0 0 3 112 3 1 4 159 3 1 4 19 0 5 4 66 3 1 4 113 3 1 4 160 3 1 4 20 3 1 4 67 0 0 3 114 3 1 4 161 3 1 4 21 0 1 0 68 3 1 4 115 3 1 4 162 3 1 4 22 0 0 3 69 0 0 3 116 3 1 4 163 3 1 4 23 0 5 4 70 3 1 4 117 3 1 4 164 3 1 4 24 3 1 4 71 0 0 3 118 3 1 4 165 3 1 4 25 0 1 0 72 3 1 4 119 3 1 4 166 3 1 4 26 0 0 3 73 0 0 3 120 3 1 4 167 3 1 4 27 0 5 4 74 3 1 4 121 3 1 4 168 3 1 4 28 3 1 4 75 0 0 3 122 3 1 4 169 3 1 4 29 0 1 0 76 3 1 4 123 3 1 4 170 3 1 4 30 0 0 3 77 0 0 3 124 3 1 4 171 3 1 4 31 0 5 4 78 3 1 4 125 3 1 4 172 3 1 4 32 3 1 4 79 0 0 3 126 3 1 4 173 3 1 4 33 0 1 0 80 3 1 4 127 3 1 4 174 3 1 4 34 0 0 3 81 0 0 3 128 3 1 4 175 3 1 4 35 0 5 4 82 3 1 4 129 3 1 4 176 3 1 4 36 3 1 4 83 0 0 3 130 3 1 4 177 3 1 4 37 0 1 0 84 3 1 4 131 3 1 4 178 3 1 4 38 0 0 3 85 0 0 3 132 3 1 4 179 3 1 4 39 0 5 4 86 3 1 4 133 3 1 4 180 3 1 4 40 3 1 4 87 0 0 3 134 3 1 4 181 3 1 4 41 0 1 0 88 3 1 4 135 3 1 4 182 3 1 4 42 0 0 3 89 0 0 3 136 3 1 4 183 3 1 4 43 0 5 4 90 3 1 4 137 3 1 4 184 3 1 4 44 3 1 4 91 0 0 3 138 3 1 4 185 3 1 4 45 0 1 0 92 3 1 4 139 3 1 4 186 3 1 4 46 0 0 3 93 3 1 4 140 3 1 4 187 3 1 4 47 0 5 4 94 3 1 4 141 3 1 4 188 3 1 4

В седьмом варианте осуществления, согласно принципам настоящего изобретения, предлагается выбирать начальную позицию j-й версии избыточности как , для j = 0, 1, …, 3. определяется порядком модуляции M, размером перемежителя QPP K и версией избыточности j. Например, для передачи с модуляцией высокого порядка, например 16-QAM и 64-QAM, генерируется на основании таблицы 4. Заметим, что всего существует 188 размеров перемежителя QPP, i - индекс размера перемежителя QPP = 1, 2, 3, …, 187, 188, и i определяется в зависимости от размера перемежителя QPP K на основании таблицы 1. Заметим также, что для j=0.

Таблица 4 Смещение для задания RV i j=1 j=2 j=3 I j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 1 0 1 3 48 0 5 0 95 0 0 4 142 0 5 0 2 0 5 3 49 0 1 3 96 3 1 0 143 3 1 0 3 0 1 1 50 0 5 3 97 0 5 0 144 0 0 4 4 0 0 4 51 0 1 1 98 0 0 4 145 0 5 0 5 0 2 2 52 0 0 4 99 3 1 0 146 3 1 0 6 1 2 1 53 0 2 2 100 0 5 0 147 0 0 4 7 0 2 0 54 1 2 1 101 0 0 4 148 0 5 0 8 3 1 0 55 0 2 0 102 3 1 0 149 3 1 0 9 0 1 3 56 3 1 0 103 0 5 0 150 0 0 4 10 0 1 3 57 0 1 3 104 0 0 4 151 0 5 0 11 0 1 1 58 0 1 3 105 3 1 0 152 3 1 0 12 0 5 0 59 0 1 1 106 0 5 0 153 0 0 4 13 0 1 3 60 0 5 0 107 0 0 4 154 0 5 0 14 0 5 3 61 0 5 3 108 3 1 0 155 3 1 0 15 0 1 1 62 0 0 4 109 0 5 0 156 0 0 4 16 0 0 4 63 1 2 1 110 0 0 4 157 0 5 0 17 0 2 2 64 3 1 0 111 3 1 0 158 3 1 0 18 1 2 1 65 0 1 3 112 0 5 0 159 0 0 4 19 0 2 0 66 0 5 0 113 0 0 4 160 0 5 0 20 3 1 0 67 0 5 3 114 3 1 0 161 3 1 0 21 0 1 3 68 0 0 4 115 0 5 0 162 0 0 4 22 0 1 3 69 1 2 1 116 0 0 4 163 0 5 0 23 0 1 1 70 3 1 0 117 3 1 0 164 3 1 0 24 0 5 0 71 0 1 3 118 0 5 0 165 0 0 4 25 0 1 3 72 0 5 0 119 0 0 4 166 0 5 0 26 0 5 3 73 0 5 3 120 3 1 0 167 3 1 0 27 0 1 1 74 0 0 4 121 0 5 0 168 0 0 4 28 0 0 4 75 1 2 1 122 0 0 4 169 0 5 0 29 0 2 2 76 3 1 0 123 3 1 0 170 3 1 0 30 1 2 1 77 0 1 3 124 0 5 0 171 0 0 4 31 0 2 0 78 0 5 0 125 3 1 0 172 0 5 0 32 3 1 0 79 0 5 3 126 0 0 4 173 3 1 0 33 0 1 3 80 0 0 4 127 0 5 0 174 0 0 4 34 0 1 3 81 1 2 1 128 3 1 0 175 0 5 0 35 0 1 1 82 3 1 0 129 0 0 4 176 3 1 0 36 0 5 0 83 0 1 3 130 0 5 0 177 0 0 4 37 0 1 3 84 0 5 0 131 3 1 0 178 0 5 0 38 0 5 3 85 0 5 3 132 0 0 4 179 3 1 0 39 0 1 1 86 0 0 4 133 0 5 0 180 0 0 4 40 0 0 4 87 1 2 1 134 3 1 0 181 0 5 0 41 0 2 2 88 3 1 0 135 0 0 4 182 3 1 0 42 1 2 1 89 0 1 3 136 0 5 0 183 0 0 4 43 0 2 0 90 0 5 0 137 3 1 0 184 0 5 0 44 3 1 0 91 0 5 3 138 0 0 4 185 3 1 0 45 0 1 3 92 0 0 4 139 0 5 0 186 0 0 4 46 0 1 3 93 3 1 0 140 3 1 0 187 0 5 0 47 0 1 1 94 0 5 0 141 0 0 4 188 3 1 0

Заметим, что хотя описание вариантов осуществления базируется на концепции кольцевого буфера, фактическая реализация передатчика или приемника может не реализовать кольцевой буфер как единичный или отдельный этап. Вместо этого операция согласования скорости кольцевого буфера может быть объединена с другими процессами, например согласованием скорости вследствие ограничения размера буфера, подблочного перемежения, выбора битов для данной версии избыточности, набивки/снятия набивки битов-заполнителей, вставки/отсечения фиктивных битов, модуляции, канального перемежения и отображения символов модуляции в физические ресурсы и т.д.

На фиг.15 показана часть схемы передатчика 400 для совместно используемого канала нисходящей линии связи (DL_SCH) и совместно используемого канала восходящей линии связи (UL_SCH) LTE. Согласно фиг.15, информационные биты сначала кодируются с помощью блока 402 канального кодирования, например турбо-кодера. Кодированные биты разделяются на множественные подблоки с помощью блока 404 разделения битов. Каждый подблок перемежается с помощью соответствующего блока 406 подблочного перемежения. Перемеженные биты собираются с помощью блока 408 сбора битов. Затем для каждой передачи подмножество битов выбирается с помощью блока 410 выбора битов и модулируется с помощью блока модуляции 412. Канал перемежается с помощью блока 414 канального перемежения до окончательной передачи сигнала. Варианты осуществления, описанные в настоящем изобретении, т.е. виртуальный кольцевой буфер 409, можно применять к этапу 'Выбор битов' в процессе, который использует значение версии избыточности и/или указание новых данных для выбора кодированных битов для каждой передачи. Специалисту в данной области техники очевидно, что варианты осуществления изобретения можно применять к реализациям, если этап 'Выбор битов' объединяется с другими этапами в последовательности обработки передатчика.

Аналогично, на фиг.16 показана часть схемы приемника 500 для DL_SCH и UL_SCH LTE. Согласно фиг.16, когда сигналы данных принимаются на приемнике, канал сначала подвергается снятию перемежения с помощью блока 502 канального деперемежения. Затем сигналы данных демодулируются с помощью блока демодуляции 504 для генерации совокупности множеств демодулированных битов. Демодулированные биты сохраняются в блоке хранения, например в виртуальном кольцевом буфере, с помощью блока 506 отмены выбора битов. Затем сохраненные биты разделяются на множественные подблоки с помощью блока 508 разделения битов. Каждый подблок перемежается с помощью соответствующего блока 510 подблочного перемежения. Перемеженные биты из множественных подблоков собираются с помощью блока 512 сбора битов. Наконец, канал декодируется с помощью блока 514 канального декодирования для восстановления исходного сигнала. Варианты осуществления, описанные в настоящем изобретении, можно применять к этапу 'Отмена выбора битов' в процессе, который использует значение версии избыточности и/или указание новых данных для помещения принятых мягких значений в правильные позиции в буфере или ввода в канальный декодер для каждой передачи. Специалисту в данной области техники очевидно, что варианты осуществления изобретения можно применять к реализациям, если этап 'Отмена выбора битов' объединяется с другими этапами в последовательности обработки передатчика.

Хотя настоящее изобретение показано и описано в связи с предпочтительными вариантами осуществления, специалист в данной области техники может предложить различные модификации и вариации, не выходящие за рамки сущности и объема изобретения, которые определяются формулой изобретения.

Изобретение относится к способам и устройству для определения начальных точек версий избыточности в операции согласования скорости кольцевого буфера. По меньшей мере, один блок информационных битов, подлежащих передаче, кодируются, затем сегментируется на совокупность подблоков кодированных битов. Перемеженные кодированные биты совокупности подблоков собираются и загружаются в кольцевой буфер, имеющий совокупность версий избыточности в кольцевом буфере, причем каждая версия избыточности соответствует начальному битовому индексу в кольцевом буфере. Для каждой передачи выбирается подмножество битов из кольцевого буфера путем выбора версии избыточности. Выбранные подмножества битов модулируются и передаются через, по меньшей мере, одну антенну. Версии избыточности, количество битов между начальной точкой первой версии избыточности и начальной точкой второй версии избыточности не делится на, по меньшей мере, один порядок модуляции. Технический результат - улучшение процесса согласования скорости кольцевого буфера в системах ортогонального мультиплексирования с частотным разделением. 4 н. и 20 з.п. ф-лы, 16 ил., 4 табл.

1. Способ передачи данных, причем способ содержит этапы, на которых
кодируют, по меньшей мере, один блок информационных битов, подлежащих передаче, для генерации совокупности кодированных битов,
сегментируют совокупность кодированных битов на совокупность подблоков кодированных битов,
перемежают каждый из подблоков кодированных битов с использованием определенного перемежителя,
собирают перемеженные кодированные биты из совокупности подблоков и записывают собранные биты в кольцевой буфер,
определяют совокупность версий избыточности в кольцевом буфере, причем каждая версия избыточности соответствует начальному битовому индексу в кольцевом буфере,
выбирают подмножество битов из кольцевого буфера путем выбора версии избыточности из совокупности версий избыточности,
модулируют подмножество битов с использованием определенной схемы модуляции, и
передают модулированные биты через, по меньшей мере, одну антенну, причем в, по меньшей мере, одной паре версий избыточности количество битов между начальной точкой первой версии избыточности и начальной точкой второй версии избыточности не делится на порядок модуляции определенной схемы модуляции.

2. Способ по п.1, содержащий этапы, на которых определяют четыре версии избыточности в кольцевом буфере, и модулируют подмножество битов с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM), причем начальный битовый индекс версии избыточности задается в виде
RV(j)=R·((24·j)+2)+δ^RV(j),
где j - индекс версии избыточности, R=[K/32], K - размер определенного перемежителя, δ^RV(j) определяется так, что Δ'(j,p)=[R·((24·j)+2)]-[R·((24·p)+2)] не делится на 4 и 6 для, по меньшей мере, одной пары j и р, и j=0, 1,…, 3, р=0, 1,…, 3.

3. Способ по п.1, содержащий этапы, на которых определяют четыре версии избыточности в кольцевом буфере и модулируют подмножество битов с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM), причем начальный битовый индекс версии избыточности задается в виде
RV(j)=R·((24·j)+2)+δ^RV(j),
где j - индекс версии избыточности, R=[K/32], K - размер определенного перемежителя, δ^RV(j) определяется в зависимости от Δ'(j,p)=[R·((24·j)+2)]-[R·((24·p)+2)] для, по меньшей мере, одной пары j и р, и j=0, 1,…, 3, р=0, 1,…, 3, причем
когда для модуляции подмножества битов используется квадратурная фазовая манипуляция (QPSK), δ^RV(j) устанавливается в нуль, когда для модуляции подмножества битов используется 16-позиционная квадратурная амплитудная модуляция (QAM),
когда Δ'(j, p)/4 является целым числом, δ^RV(j) является целым числом, выбранным из множества {1, 2, 3}, и
когда Δ'(j, p)/4 не является целым числом, δ^RV(j) устанавливается в нуль, и
когда для модуляции подмножества битов используется 64-позиционная квадратурная амплитудная модуляция (QAM),
когда Δ'(j, p)/6 является целым числом, δ^RV(j) является целым числом, выбранным из множества {1, 2, 3, 4, 5}, и
когда Δ'(j, p)/6 не является целым числом, δ^RV(j) устанавливается в нуль.

4. Способ по п.1, содержащий этапы, на которых
определяют четыре версии избыточности в кольцевом буфере, и
модулируют подмножество битов с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM), причем начальный битовый индекс версии избыточности задается в виде
RV(j)=R·((G·j)+2),
где j - индекс версии избыточности, и j=0, 1,…, 3, R=[K/32], K - размер определенного перемежителя, и G является целым числом, которое не делится на, по меньшей мере, одно из 4 и 6.

5. Способ по п.1, содержащий этап, на котором
определяют размер кольцевого буфера, причем размер L является числом, которое не делится на, по меньшей мере, один порядок модуляции.

6. Способ по п.1, содержащий этапы, на которых
перемежают каждый из подблоков кодированных битов с использованием строчно-столбцового перемежителя, и для каждого подблока
записывают подблок кодированных битов в строчно-столбцовый перемежитель построчно, начиная с первой строки и первого столбца, причем строчно-столбцовый перемежитель имеет C столбцов и R строк, и количество кодированных битов в подблоке равно D,
когда строчно-столбцовый перемежитель не заполнен кодированными битами в подблоке, заполняют строчно-столбцовый перемежитель фиктивными битами, причем количество фиктивных битов равно Y=R·C-D,
переставляют столбцы в строчно-столбцовом перемежителе с использованием определенного шаблона,
считывают биты из строчно-столбцового перемежителя постолбцово, начиная с первой строки и первого столбца, и
удаляют фиктивные биты из битов, считанных из строчно-столбцового перемежителя.

7. Способ по п.6, содержащий этапы, на которых
определяют четыре версии избыточности в кольцевом буфере, и
модулируют подмножество битов с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM), причем начальный битовый индекс версии избыточности задается в виде
RV(j)=R·((24·j)+2)+δ^RV(j),
где j - индекс версии избыточности, j=0, 1,…, 3, и δ^RV(j) определяется в зависимости от количества фиктивных битов Y.

8. Способ по п.7, в котором количество фиктивных битов Y принимает одно из значений 4, 12, 20 и 28, и δ^RV(j) определяется на основании следующей таблицы
  RV(0), j=0 RV(1), j=1 RV(2), j=2 RV(3), j=3 Y1 0 0 0 1 Y2 0 0 0 1 Y3 0 0 0 3 Y4 0 0 1 0

9. Способ по п.1, содержащий этапы, на которых
определяют четыре версии избыточности в кольцевом буфере,
модулируют подмножество битов с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM), причем начальный битовый индекс версии избыточности задается в виде
RV(j)=R·((24·j)+2)+δ^RV(j),
где j - индекс версии избыточности, j=0, 1,…, 3, R=[K/32], K - размер определенного перемежителя, δ^RV(j) определяется в зависимости от j и размера перемежителя на основе квадратичного перестановочного полинома (QPP), и δ^RV(j)=0 для j=0, и δ^RV(j) определяется на основании следующей таблицы для j=1, 2, 3
i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 1 0 1 0 48 3 1 4 95 3 1 4 142 3 1 4 2 0 0 3 49 0 1 0 96 3 1 4 143 3 1 4 3 0 5 4 50 0 0 3 97 3 1 4 144 3 1 4 4 3 1 4 51 0 5 4 98 3 1 4 145 3 1 4 5 0 1 0 52 3 1 4 99 3 1 4 146 3 1 4 6 0 0 3 53 0 1 0 100 3 1 4 147 3 1 4 7 0 5 4 54 0 0 3 101 3 1 4 148 3 1 4 8 3 1 4 55 0 5 4 102 3 1 4 149 3 1 4 9 0 1 0 56 3 1 4 103 3 1 4 150 3 1 4 10 0 0 3 57 0 1 0 104 3 1 4 151 3 1 4 11 0 5 4 58 0 0 3 105 3 1 4 152 3 1 4 12 3 1 4 59 0 5 4 106 3 1 4 153 3 1 4 13 0 1 0 60 3 1 4 107 3 1 4 154 3 1 4 14 0 0 3 61 0 0 3 108 3 1 4 155 3 1 4 15 0 5 4 62 3 1 4 109 3 1 4 156 3 1 4 16 3 1 4 63 0 0 3 110 3 1 4 157 3 1 4 17 0 1 0 64 3 1 4 111 3 1 4 158 3 1 4 18 0 0 3 65 0 0 3 112 3 1 4 159 3 1 4 19 0 5 4 66 3 1 4 113 3 1 4 160 3 1 4 20 3 1 4 67 0 0 3 114 3 1 4 161 3 1 4 21 0 1 0 68 3 1 4 115 3 1 4 162 3 1 4 22 0 0 3 69 0 0 3 116 3 1 4 163 3 1 4 23 0 5 4 70 3 1 4 117 3 1 4 164 3 1 4 24 3 1 4 71 0 0 3 118 3 1 4 165 3 1 4 25 0 1 0 72 3 1 4 119 3 1 4 166 3 1 4 26 0 0 3 73 0 0 3 120 3 1 4 167 3 1 4 27 0 5 4 74 3 1 4 121 3 1 4 168 3 1 4 28 3 1 4 75 0 0 3 122 3 1 4 169 3 1 4 29 0 1 0 76 3 1 4 123 3 1 4 170 3 1 4 30 0 0 3 77 0 0 3 124 3 1 4 171 3 1 4 31 0 5 4 78 3 1 4 125 3 1 4 172 3 1 4 32 3 1 4 79 0 0 3 126 3 1 4 173 3 1 4 33 0 1 0 80 3 1 4 127 3 1 4 174 3 1 4 34 0 0 3 81 0 0 3 128 3 1 4 175 3 1 4 35 0 5 4 82 3 1 4 129 3 1 4 176 3 1 4 36 3 1 4 83 0 0 3 130 3 1 4 177 3 1 4 37 0 1 0 84 3 1 4 131 3 1 4 178 3 1 4 38 0 0 3 85 0 0 3 132 3 1 4 179 3 1 4 39 0 5 4 86 3 1 4 133 3 1 4 180 3 1 4 40 3 1 4 87 0 0 3 134 3 1 4 181 3 1 4 41 0 1 0 88 3 1 4 135 3 1 4 182 3 1 4 42 0 0 3 89 0 0 3 136 3 1 4 183 3 1 4 43 0 5 4 90 3 1 4 137 3 1 4 184 3 1 4 44 3 1 4 91 0 0 3 138 3 1 4 185 3 1 4 45 0 1 0 92 3 1 4 139 3 1 4 186 3 1 4 46 0 0 3 93 3 1 4 140 3 1 4 187 3 1 4 47 0 5 4 94 3 1 4 141 3 1 4 188 3 1 4                                

где i - индекс размера перемежителя, i=1, 2, 3,…, 187, 188, и i определяется в зависимости от размера перемежителя К на основании следующей таблицы:
i K_i i K_i i K_i i K_i 1 40 48 416 95 1120 142 3200 2 48 49 424 96 1152 143 3264 3 56 50 432 97 1184 144 3328 4 64 51 440 98 1216 145 3392 5 72 52 448 99 1248 146 3456 6 80 53 456 100 1280 147 3520 7 88 54 464 101 1312 148 3584 8 96 55 472 102 1344 149 3648 9 104 56 480 103 1376 150 3712 10 112 57 488 104 1408 151 3776 11 120 58 496 105 1440 152 3840 12 128 59 504 106 1472 153 3904 13 136 60 512 107 1504 154 3968 14 144 61 528 108 1536 155 4032 15 152 62 544 109 1568 156 4096 16 160 63 560 110 1600 157 4160 17 168 64 576 111 1632 158 4224 18 176 65 592 112 1664 159 4288 19 184 66 608 113 1696 160 4352 20 192 67 624 114 1728 161 4416 21 200 68 640 115 1760 162 4480 22 208 69 656 116 1792 163 4544 23 216 70 672 117 1824 164 4608 24 224 71 688 118 1856 165 4672 25 232 72 704 119 1888 166 4736 26 240 73 720 120 1920 167 4800 27 248 74 736 121 1952 168 4864 28 256 75 752 122 1984 169 4928 29 264 76 768 123 2016 170 4992 30 272 77 784 124 2048 171 5056 31 280 78 800 125 2112 172 5120 32 288 79 816 126 2176 173 5184 33 296 80 832 127 2240 174 5248 34 304 81 848 128 2304 175 5312 35 312 82 864 129 2368 176 5376 36 320 83 880 130 2432 177 5440 37 328 84 896 131 2496 178 5504 38 336 85 912 132 2560 179 5568 39 344 86 928 133 2624 180 5632 40 352 87 944 134 2688 181 5696 41 360 88 960 135 2752 182 5760 42 368 89 976 136 2816 183 5824 43 376 90 992 137 2880 184 5888 44 384 91 1008 138 2944 185 5952 45 392 92 1024 139 3008 186 6016 46 400 93 1056 140 3072 187 6080 47 408 94 1088 141 3136 188 6144

10. Способ по п.1, содержащий этапы, на которых
определяют четыре версии избыточности в кольцевом буфере,
модулируют подмножество битов с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM), причем начальный битовый индекс версии избыточности задается в виде
RV(j)=R·((28·j)+2)+δ^RV(j),
где j - индекс версии избыточности, и j=0, 1,…, 3, R=[K/32], K - размер определенного перемежителя, δ^RV(j) определяется в зависимости от j и размера перемежителя на основе квадратичного перестановочного полинома (QPP), и δ^RV(j)=0 для j=0, и δ^RV(j) определяется на основании следующей таблицы для j=1, 2, 3
i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 1 0 1 3 48 0 5 0 95 0 0 4 142 0 5 0 2 0 5 3 49 0 1 3 96 3 1 0 143 3 1 0 3 0 1 1 50 0 5 3 97 0 5 0 144 0 0 4 4 0 0 4 51 0 1 1 98 0 0 4 145 0 5 0 5 0 2 2 52 0 0 4 99 3 1 0 146 3 1 0 6 1 2 1 53 0 2 2 100 0 5 0 147 0 0 4 7 0 2 0 54 1 2 1 101 0 0 4 148 0 5 0 8 3 1 0 55 0 2 0 102 3 1 0 149 3 1 0 9 0 1 3 56 3 1 0 103 0 5 0 150 0 0 4 10 0 1 3 57 0 1 3 104 0 0 4 151 0 5 0 11 0 1 1 58 0 1 3 105 3 1 0 152 3 1 0 12 0 5 0 59 0 1 1 106 0 5 0 153 0 0 4 13 0 1 3 60 0 5 0 107 0 0 4 154 0 5 0 14 0 5 3 61 0 5 3 108 3 1 0 155 3 1 0 15 0 1 1 62 0 0 4 109 0 5 0 156 0 0 4 16 0 0 4 63 1 2 1 110 0 0 4 157 0 5 0 17 0 2 2 64 3 1 0 111 3 1 0 158 3 1 0 18 1 2 1 65 0 1 3 112 0 5 0 159 0 0 4 19 0 2 0 66 0 5 0 113 0 0 4 160 0 5 0 20 3 1 0 67 0 5 3 114 3 1 0 161 3 1 0 21 0 1 3 68 0 0 4 115 0 5 0 162 0 0 4 22 0 1 3 69 1 2 1 116 0 0 4 163 0 5 0 23 0 1 1 70 3 1 0 117 3 1 0 164 3 1 0 24 0 5 0 71 0 1 3 118 0 5 0 165 0 0 4 25 0 1 3 72 0 5 0 119 0 0 4 166 0 5 0 26 0 5 3 73 0 5 3 120 3 1 0 167 3 1 0 27 0 1 1 74 0 0 4 121 0 5 0 168 0 0 4 28 0 0 4 75 1 2 1 122 0 0 4 169 0 5 0 29 0 2 2 76 3 1 0 123 3 1 0 170 3 1 0 30 1 2 1 77 0 1 3 124 0 5 0 171 0 0 4 31 0 2 0 78 0 5 0 125 3 1 0 172 0 5 0 32 3 1 0 79 0 5 3 126 0 0 4 173 3 1 0 33 0 1 3 80 0 0 4 127 0 5 0 174 0 0 4 34 0 1 3 81 1 2 1 128 3 1 0 175 0 5 0 35 0 1 1 82 3 1 0 129 0 0 4 176 3 1 0 36 0 5 0 83 0 1 3 130 0 5 0 177 0 0 4 37 0 1 3 84 0 5 0 131 3 1 0 178 0 5 0 38 0 5 3 85 0 5 3 132 0 0 4 179 3 1 0 39 0 1 1 86 0 0 4 133 0 5 0 180 0 0 4 40 0 0 4 87 1 2 1 134 3 1 0 181 0 5 0 41 0 2 2 88 3 1 0 135 0 0 4 182 3 1 0 42 1 2 1 89 0 1 3 136 0 5 0 183 0 0 4 43 0 2 0 90 0 5 0 137 3 1 0 184 0 5 0 44 3 1 0 91 0 5 3 138 0 0 4 185 3 1 0 45 0 1 3 92 0 0 4 139 0 5 0 186 0 0 4 46 0 1 3 93 3 1 0 140 3 1 0 187 0 5 0 47 0 1 1 94 0 5 0 141 0 0 4 188 3 1 0

где i - индекс размера перемежителя, i=1, 2, 3,…, 187, 188, и i определяется в зависимости от размера перемежителя K на основании следующей таблицы
I K_i i K_i i K_i i K_i 1 40 48 416 95 1120 142 3200 2 48 49 424 96 1152 143 3264 3 56 50 432 97 1184 144 3328 4 64 51 440 98 1216 145 3392 5 72 52 448 99 1248 146 3456 6 80 53 456 100 1280 147 3520 7 88 54 464 101 1312 148 3584 8 96 55 472 102 1344 149 3648 9 104 56 480 103 1376 150 3712 10 112 57 488 104 1408 151 3776 11 120 58 496 105 1440 152 3840 12 128 59 504 106 1472 153 3904 13 136 60 512 107 1504 154 3968 14 144 61 528 108 1536 155 4032 15 152 62 544 109 1568 156 4096 16 160 63 560 110 1600 157 4160 17 168 64 576 111 1632 158 4224 18 176 65 592 112 1664 159 4288 19 184 66 608 113 1696 160 4352 20 192 67 624 114 1728 161 4416 21 200 68 640 115 1760 162 4480 22 208 69 656 116 1792 163 4544 23 216 70 672 117 1824 164 4608 24 224 71 688 118 1856 165 4672 25 232 72 704 119 1888 166 4736 26 240 73 720 120 1920 167 4800 27 248 74 736 121 1952 168 4864 28 256 75 752 122 1984 169 4928 29 264 76 768 123 2016 170 4992 30 272 77 784 124 2048 171 5056 31 280 78 800 125 2112 172 5120 32 288 79 816 126 2176 173 5184 33 296 80 832 127 2240 174 5248 34 304 81 848 128 2304 175 5312 35 312 82 864 129 2368 176 5376 36 320 83 880 130 2432 177 5440 37 328 84 896 131 2496 178 5504 38 336 85 912 132 2560 179 5568 39 344 86 928 133 2624 180 5632 40 352 87 944 134 2688 181 5696 41 360 88 960 135 2752 182 5760 42 368 89 976 136 2816 183 5824 43 376 90 992 137 2880 184 5888 44 384 91 1008 138 2944 185 5952 45 392 92 1024 139 3008 186 6016 46 400 93 1056 140 3072 187 6080 47 408 94 1088 141 3136 188 6144

11. Способ по п.1, содержащий этапы, на которых перемежают каждый из подблоков кодированных битов с использованием перемежителя на основе квадратичного перестановочного полинома (QPP).

12. Способ приема данных, причем способ содержит этапы, на которых
принимают совокупность блоков битов данных через, по меньшей мере, одну антенну,
демодулируют совокупность блоков битов данных с использованием определенной схемы модуляции,
определяют совокупность версий избыточности в кольцевом буфере, причем каждая версия избыточности соответствует начальному битовому индексу в кольцевом буфере и в, по меньшей мере, одной паре версий избыточности, количество битов между начальной точкой первой версии избыточности и начальной точкой второй версии избыточности не делится на порядок модуляции определенной схемы модуляции,
записывают совокупность блоков демодулированных битов в кольцевой буфер, причем каждый блок демодулированных битов записывается в соответствии с версией избыточности, выбранной из совокупности версий избыточности,
сегментируют биты, записанные в кольцевой буфер, на совокупность подблоков битов,
перемежают каждый из подблоков битов с использованием определенного перемежителя,
собирают перемеженные биты из совокупности подблоков для генерации собранного блока битов, и
декодируют собранный блок битов с использованием определенной схемы декодирования.

13. Способ по п.12, содержащий этапы, на которых
демодулируют совокупность блоков битов данных с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM), и
определяют четыре версии избыточности в кольцевом буфере, причем начальный битовый индекс версии избыточности задается в виде
RV(j)=R·((24·j)+2)+δ^RV(j),
где j - индекс версии избыточности, R=[K/32], K - размер определенного перемежителя, δ^RV(j) определяется так, что Δ'(j,p)=[R·((24·j)+2)]-[R·((24·p)+2)] не делится на 4 и 6 для, по меньшей мере, одной пары j и p, и j=0, 1,…, 3, р=0, 1,…, 3.

14. Способ по п.12, содержащий этапы, на которых
демодулируют подмножество битов с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM), и
определяют четыре версии избыточности в кольцевом буфере, причем начальный битовый индекс версии избыточности задается в виде
RV(j)=R·((24·j)+2)+δ^RV(j),
где j - индекс версии избыточности, R=[K/32], K - размер определенного перемежителя, δ^RV(j) определяется в зависимости от Δ'(j,p) и Δ'(j,p)=[R·((24·j)+2)]-[R·((24·p)+2)] для, по меньшей мере, одной пары j и p, и j=0, 1,…, 3, р=0, 1,…, 3, причем,
когда для демодуляции совокупности блоков битов данных используется квадратурная фазовая манипуляция (QPSK), δ^RV(j) устанавливается в нуль,
когда для демодуляции совокупности блоков битов данных используется 16-позиционная квадратурная амплитудная модуляция (QAM),
когда Δ'(j,p)/4 является целым числом, δ^RV(j) является целым числом, выбранным из множества {1, 2, 3}, и
когда Δ'(j,p)/4 не является целым числом, δ^RV(j) устанавливается в нуль, и
когда для демодуляции совокупности блоков битов данных используется 64-позиционная квадратурная амплитудная модуляция (QAM),
когда Δ'(j,p)/6 является целым числом, δ^RV(j) является целым числом, выбранным из множества {1, 2, 3, 4, 5}, и
когда Δ'(j,p)/6 не является целым числом, δ^RV(j) устанавливается в нуль.

15. Способ по п.12, содержащий этапы, на которых
демодулируют совокупность блоков битов данных с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM), и
определяют четыре версии избыточности в кольцевом буфере, причем начальный битовый индекс версии избыточности задается в виде
RV(j)=R·((G·j)+2),
где j - индекс версии избыточности, и j=0, 1,…, 3, R=[K/32], K - размер определенного перемежителя, и G является целым числом, которое не делится на, по меньшей мере, одно из 4 и 6.

16. Способ по п.12, содержащий этап, на котором
определяют размер кольцевого буфера, причем размер L является числом, которое не делится на, по меньшей мере, один порядок модуляции.

17. Способ по п.12, содержащий этапы, на которых
перемежают каждый из подблоков битов с использованием строчно-столбцового перемежителя, и для каждого подблока
загружают подблок битов в строчно-столбцовый перемежитель построчно, начиная с первой строки и первого столбца, причем строчно-столбцовый перемежитель имеет C столбцов и R строк, и количество битов в подблоке равно D,
когда строчно-столбцовый перемежитель не заполнен битами в подблоке, заполняют строчно-столбцовый перемежитель фиктивными битами, причем количество фиктивных битов равно Y=R·C-D,
переставляют столбцы в строчно-столбцовом перемежителе с использованием определенного шаблона,
считывают биты из строчно-столбцового перемежителя постолбцово, начиная с первой строки и первого столбца, и
удаляют фиктивные биты из битов, считанных из строчно-столбцового перемежителя.

18. Способ по п.17, содержащий этапы, на которых демодулируют совокупность блоков битов данных с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM), и
определяют четыре версии избыточности в кольцевом буфере, причем начальный битовый индекс версии избыточности задается в виде
RV(j)=R·((24·j)+2)+δ^RV(j),
где j - индекс версии избыточности, и j=0, 1,…, 3, и δ^RV(j) определяется в зависимости от количества фиктивных битов Y.

19. Способ по п.18, содержащий этапы, на которых количество фиктивных битов Y принимает одно из значений 4, 12, 20 и 28, и δ^RV(j) определяется на основании следующей таблицы
  RV(0), j=0 RV(1), j=1 RV(2), j=2 RV(3), j=3 Y1 0 0 0 1 Y2 0 0 0 1 Y3 0 0 0 3 Y4 0 0 1 0

20. Способ по п.12, содержащий этапы, на которых
демодулируют совокупность блоков битов данных с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM), и
определяют четыре версии избыточности в кольцевом буфере, причем начальный битовый индекс версии избыточности задается в виде
RV(j)=R·((24·j)+2)+δ^RV(j),
где j - индекс версии избыточности, и j=0, 1,…, 3, R=[K/32], K - размер определенного перемежителя, δ^RV(j) определяется в зависимости от j и размера перемежителя на основе квадратичного перестановочного полинома (QPP), и δ^RV(j)=0 для j=0, и δ^RV(j) определяется на основании следующей таблицы для j=1, 2, 3
i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 1 0 1 0 48 3 1 4 95 3 1 4 142 3 1 4 2 0 0 3 49 0 1 0 96 3 1 4 143 3 1 4 3 0 5 4 50 0 0 3 97 3 1 4 144 3 1 4 4 3 1 4 51 0 5 4 98 3 1 4 145 3 1 4 5 0 1 0 52 3 1 4 99 3 1 4 146 3 1 4 6 0 0 3 53 0 1 0 100 3 1 4 147 3 1 4 7 0 5 4 54 0 0 3 101 3 1 4 148 3 1 4 8 3 1 4 55 0 5 4 102 3 1 4 149 3 1 4 9 0 1 0 56 3 1 4 103 3 1 4 150 3 1 4 10 0 0 3 57 0 1 0 104 3 1 4 151 3 1 4 11 0 5 4 58 0 0 3 105 3 1 4 152 3 1 4 12 3 1 4 59 0 5 4 106 3 1 4 153 3 1 4 13 0 1 0 60 3 1 4 107 3 1 4 154 3 1 4 14 0 0 3 61 0 0 3 108 3 1 4 155 3 1 4 15 0 5 4 62 3 1 4 109 3 1 4 156 3 1 4 16 3 1 4 63 0 0 3 110 3 1 4 157 3 1 4 17 0 1 0 64 3 1 4 111 3 1 4 158 3 1 4 18 0 0 3 65 0 0 3 112 3 1 4 159 3 1 4 19 0 5 4 66 3 1 4 113 3 1 4 160 3 1 4 20 3 1 4 67 0 0 3 114 3 1 4 161 3 1 4 21 0 1 0 68 3 1 4 115 3 1 4 162 3 1 4 22 0 0 3 69 0 0 3 116 3 1 4 163 3 1 4 23 0 5 4 70 3 1 4 117 3 1 4 164 3 1 4 24 3 1 4 71 0 0 3 118 3 1 4 165 3 1 4 25 0 1 0 72 3 1 4 119 3 1 4 166 3 1 4 26 0 0 3 73 0 0 3 120 3 1 4 167 3 1 4 27 0 5 4 74 3 1 4 121 3 1 4 168 3 1 4 28 3 1 4 75 0 0 3 122 3 1 4 169 3 1 4 29 0 1 0 76 3 1 4 123 3 1 4 170 3 1 4 30 0 0 3 77 0 0 3 124 3 1 4 171 3 1 4 31 0 5 4 78 3 1 4 125 3 1 4 172 3 1 4 32 3 1 4 79 0 0 3 126 3 1 4 173 3 1 4 33 0 1 0 80 3 1 4 127 3 1 4 174 3 1 4 34 0 0 3 81 0 0 3 128 3 1 4 175 3 1 4 35 0 5 4 82 3 1 4 129 3 1 4 176 3 1 4 36 3 1 4 83 0 0 3 130 3 1 4 177 3 1 4 37 0 1 0 84 3 1 4 131 3 1 4 178 3 1 4 38 0 0 3 85 0 0 3 132 3 1 4 179 3 1 4 39 0 5 4 86 3 1 4 133 3 1 4 180 3 1 4 40 3 1 4 87 0 0 3 134 3 1 4 181 3 1 4 41 0 1 0 88 3 1 4 135 3 1 4 182 3 1 4 42 0 0 3 89 0 0 3 136 3 1 4 183 3 1 4 43 0 5 4 90 3 1 4 137 3 1 4 184 3 1 4 44 3 1 4 91 0 0 3 138 3 1 4 185 3 1 4 45 0 1 0 92 3 1 4 139 3 1 4 186 3 1 4 46 0 0 3 93 3 1 4 140 3 1 4 187 3 1 4 47 0 5 4 94 3 1 4 141 3 1 4 188 3 1 4

где i - индекс размера перемежителя, i=1, 2, 3,…, 187, 188, и i определяется в зависимости от размера перемежителя К на основании следующей таблицы
i K_i i K_i i K_i i K_i 1 40 48 416 95 1120 142 3200 2 48 49 424 96 1152 143 3264 3 56 50 432 97 1184 144 3328 4 64 51 440 98 1216 145 3392 5 72 52 448 99 1248 146 3456 6 80 53 456 100 1280 147 3520 7 88 54 464 101 1312 148 3584 8 96 55 472 102 1344 149 3648 9 104 56 480 103 1376 150 3712 10 112 57 488 104 1408 151 3776 11 120 58 496 105 1440 152 3840 12 128 59 504 106 1472 153 3904 13 136 60 512 107 1504 154 3968 14 144 61 528 108 1536 155 4032 15 152 62 544 109 1568 156 4096 16 160 63 560 110 1600 157 4160 17 168 64 576 111 1632 158 4224 18 176 65 592 112 1664 159 4288 19 184 66 608 113 1696 160 4352 20 192 67 624 114 1728 161 4416 21 200 68 640 115 1760 162 4480 22 208 69 656 116 1792 163 4544 23 216 70 672 117 1824 164 4608 24 224 71 688 118 1856 165 4672 25 232 72 704 119 1888 166 4736 26 240 73 720 120 1920 167 4800 27 248 74 736 121 1952 168 4864 28 256 75 752 122 1984 169 4928 29 264 76 768 123 2016 170 4992 30 272 77 784 124 2048 171 5056 31 280 78 800 125 2112 172 5120 32 288 79 816 126 2176 173 5184 33 296 80 832 127 2240 174 5248 34 304 81 848 128 2304 175 5312 35 312 82 864 129 2368 176 5376 36 320 83 880 130 2432 177 5440 37 328 84 896 131 2496 178 5504 38 336 85 912 132 2560 179 5568 39 344 86 928 133 2624 180 5632 40 352 87 944 134 2688 181 5696 41 360 88 960 135 2752 182 5760 42 368 89 976 136 2816 183 5824 43 376 90 992 137 2880 184 5888 44 384 91 1008 138 2944 185 5952 45 392 92 1024 139 3008 186 6016 46 400 93 1056 140 3072 187 6080 47 408 94 1088 141 3136 188 6144

21. Способ по п.12, содержащий этапы, на которых
демодулируют совокупность блоков битов данных с использованием одной из квадратурной фазовой манипуляции (QPSK), 16-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM) и 64-позиционной квадратурной амплитудной модуляции (QAM), и
определяют четыре версии избыточности в кольцевом буфере, причем начальный битовый индекс версии избыточности задается в виде
RV(j)=R·((24·j)+2)+δ^RV(j),
где j - индекс версии избыточности, и j=0, 1,…, 3, R=[K/32], K - размер определенного перемежителя, δ^RV(j) определяется в зависимости от j и размера перемежителя на основе квадратичного перестановочного полинома (QPP), и δ^RV(j)=0 для j=0, и δ^RV(j) определяется на основании следующей таблицы для j=1, 2, 3
i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 i j=1 j=2 j=3 1 0 1 3 48 0 5 0 95 0 0 4 142 0 5 0 2 0 5 3 49 0 1 3 96 3 1 0 143 3 1 0 3 0 1 1 50 0 5 3 97 0 5 0 144 0 0 4 4 0 0 4 51 0 1 1 98 0 0 4 145 0 5 0 5 0 2 2 52 0 0 4 99 3 1 0 146 3 1 0 6 1 2 1 53 0 2 2 100 0 5 0 147 0 0 4 7 0 2 0 54 1 2 1 101 0 0 4 148 0 5 0 8 3 1 0 55 0 2 0 102 3 1 0 149 3 1 0 9 0 1 3 56 3 1 0 103 0 5 0 150 0 0 4 10 0 1 3 57 0 1 3 104 0 0 4 151 0 5 0 11 0 1 1 58 0 1 3 105 3 1 0 152 3 1 0 12 0 5 0 59 0 1 1 106 0 5 0 153 0 0 4 13 0 1 3 60 0 5 0 107 0 0 4 154 0 5 0 14 0 5 3 61 0 5 3 108 3 1 0 155 3 1 0 15 0 1 1 62 0 0 4 109 0 5 0 156 0 0 4 16 0 0 4 63 1 2 1 110 0 0 4 157 0 5 0 17 0 2 2 64 3 1 0 111 3 1 0 158 3 1 0 18 1 2 1 65 0 1 3 112 0 5 0 159 0 0 4 19 0 2 0 66 0 5 0 113 0 0 4 160 0 5 0 20 3 1 0 67 0 5 3 114 3 1 0 161 3 1 0 21 0 1 3 68 0 0 4 115 0 5 0 162 0 0 4 22 0 1 3 69 1 2 1 116 0 0 4 163 0 5 0 23 0 1 1 70 3 1 0 117 3 1 0 164 3 1 0 24 0 5 0 71 0 1 3 118 0 5 0 165 0 0 4 25 0 1 3 72 0 5 0 119 0 0 4 166 0 5 0 26 0 5 3 73 0 5 3 120 3 1 0 167 3 1 0 27 0 1 1 74 0 0 4 121 0 5 0 168 0 0 4 28 0 0 4 75 1 2 1 122 0 0 4 169 0 5 0 29 0 2 2 76 3 1 0 123 3 1 0 170 3 1 0 30 1 2 1 77 0 1 3 124 0 5 0 171 0 0 4 31 0 2 0 78 0 5 0 125 3 1 0 172 0 5 0 32 3 1 0 79 0 5 3 126 0 0 4 173 3 1 0 33 0 1 3 80 0 0 4 127 0 5 0 174 0 0 4 34 0 1 3 81 1 2 1 128 3 1 0 175 0 5 0 35 0 1 1 82 3 1 0 129 0 0 4 176 3 1 0 36 0 5 0 83 0 1 3 130 0 5 0 177 0 0 4 37 0 1 3 84 0 5 0 131 3 1 0 178 0 5 0 38 0 5 3 85 0 5 3 132 0 0 4 179 3 1 0 39 0 1 1 86 0 0 4 133 0 5 0 180 0 0 4 40 0 0 4 87 1 2 1 134 3 1 0 181 0 5 0 41 0 2 2 88 3 1 0 135 0 0 4 182 3 1 0 42 1 2 1 89 0 1 3 136 0 5 0 183 0 0 4 43 0 2 0 90 0 5 0 137 3 1 0 184 0 5 0 44 3 1 0 91 0 5 3 138 0 0 4 185 3 1 0 45 0 1 3 92 0 0 4 139 0 5 0 186 0 0 4 46 0 1 3 93 3 1 0 140 3 1 0 187 0 5 0 47 0 1 1 94 0 5 0 141 0 0 4 188 3 1 0

где i - индекс размера перемежителя, i=1, 2, 3,…, 187, 188, и i определяется в зависимости от размера перемежителя K на основании следующей таблицы
i K_i i K_i i K_i i K_i 1 40 48 416 95 1120 142 3200 2 48 49 424 96 1152 143 3264 3 56 50 432 97 1184 144 3328 4 64 51 440 98 1216 145 3392 5 72 52 448 99 1248 146 3456 6 80 53 456 100 1280 147 3520 7 88 54 464 101 1312 148 3584 8 96 55 472 102 1344 149 3648 9 104 56 480 103 1376 150 3712 10 112 57 488 104 1408 151 3776 11 120 58 496 105 1440 152 3840 12 128 59 504 106 1472 153 3904 13 136 60 512 107 1504 154 3968 14 144 61 528 108 1536 155 4032 15 152 62 544 109 1568 156 4096 16 160 63 560 110 1600 157 4160 17 168 64 576 111 1632 158 4224 18 176 65 592 112 1664 159 4288 19 184 66 608 113 1696 160 4352 20 192 67 624 114 1728 161 4416 21 200 68 640 115 1760 162 4480 22 208 69 656 116 1792 163 4544 23 216 70 672 117 1824 164 4608 24 224 71 688 118 1856 165 4672 25 232 72 704 119 1888 166 4736 26 240 73 720 120 1920 167 4800 27 248 74 736 121 1952 168 4864 28 256 75 752 122 1984 169 4928 29 264 76 768 123 2016 170 4992 30 272 77 784 124 2048 171 5056 31 280 78 800 125 2112 172 5120 32 288 79 816 126 2176 173 5184 33 296 80 832 127 2240 174 5248 34 304 81 848 128 2304 175 5312 35 312 82 864 129 2368 176 5376 36 320 83 880 130 2432 177 5440 37 328 84 896 131 2496 178 5504 38 336 85 912 132 2560 179 5568 39 344 86 928 133 2624 180 5632 40 352 87 944 134 2688 181 5696 41 360 88 960 135 2752 182 5760 42 368 89 976 136 2816 183 5824 43 376 90 992 137 2880 184 5888 44 384 91 1008 138 2944 185 5952 45 392 92 1024 139 3008 186 6016 46 400 93 1056 140 3072 187 6080 47 408 94 1088 141 3136 188 6144

22. Способ по п.12, содержащий этапы, на которых перемежают каждый из подблоков кодированных битов с использованием перемежителя на основе квадратичного перестановочного полинома (QPP).

23. Беспроводной терминал в системе связи, содержащий
канальный кодер, который кодирует, по меньшей мере, один блок информационных битов, подлежащих передаче, для генерации совокупности кодированных битов,
блок разделения битов, который сегментирует совокупность кодированных битов на совокупность подблоков кодированных битов,
совокупность перемежителей, которые перемежают каждый из подблоков кодированных битов,
кольцевой буфер, имеющий совокупность версий избыточности, причем каждая версия избыточности соответствует начальному битовому индексу в кольцевом буфере,
блок сбора битов, который собирает перемеженные кодированные биты из совокупности подблоков и записывает собранные биты в кольцевой буфер,
блок выбора битов, который выбирает подмножество битов из кольцевого буфера путем выбора версии избыточности из совокупности версий избыточности,
блок модуляции, который модулирует подмножество битов с использованием определенной схемы модуляции, и
по меньшей мере, одну антенну, которая передает модулированные биты, причем в, по меньшей мере, одной паре версий избыточности количество битов между начальной точкой первой версии избыточности и начальной точкой второй версии избыточности не делится на порядок модуляции определенной схемы модуляции.

24. Беспроводной терминал в системе связи, содержащий
по меньшей мере, одну антенну, которая принимает совокупность блоков битов данных,
блок демодуляции, который демодулирует совокупность блоков битов данных с использованием определенной схемы модуляции,
кольцевой буфер, имеющий совокупность версий избыточности, причем каждая версия избыточности соответствует начальному битовому индексу в кольцевом буфере,
блок отмены выбора битов, который записывает совокупность блоков демодулированных битов в кольцевой буфер, причем каждый блок демодулированных битов записывается в соответствии с версией избыточности, выбранной из совокупности версий избыточности,
блок разделения битов, который сегментирует биты, записанные в кольцевой буфер, на совокупность подблоков битов,
совокупность перемежителей, которые перемежают каждый из подблоков битов с использованием определенного перемежителя,
блок сбора битов, который собирает перемеженные биты из совокупности подблоков для генерации собранного блока битов, и
блок канального декодирования, который декодирует собранный блок битов с использованием определенной схемы декодирования, причем, в по меньшей мере, одной паре версий избыточности количество битов между начальной точкой первой версии избыточности и начальной точкой второй версии избыточности не делится на порядок модуляции определенной схемы модуляции.