УСТРОЙСТВО И СПОСОБ ДЛЯ ПЕРЕДАЧИ И ПРИЕМА ДАННЫХ В СИСТЕМЕ СВЯЗИ/ШИРОКОВЕЩАНИЯ Российский патент 2016 года по МПК H03M13/11 G06F11/10 

Область техники, к которой относится изобретение

Настоящее изобретение относится к системе связи/широковещания.

Уровень техники

В системе связи/широковещания, производительность линии связи может значительно снижаться из-за различных шумов канала и явления замирания и межсимвольной помехи (ISI). Поэтому, для реализации высокоскоростных цифровых систем связи/широковещания, требующих обработки больших объемов данных и высокой надежности, например мобильной связи нового поколения, цифрового вещания и мобильного интернета, требуется развитие технологии для преодоления шума и замирании и ISI. В последнее время, в рамках исследований для преодоления шума и т.д., активно проводятся исследования в отношении кода коррекции ошибок в качестве способа повышения надежности связи и широковещания за счет эффективного восстановления искаженной информации.

Код контроля четности низкой плотности (LDPC), впервые введенный в 1960-х Gallager, был забыт по причине сложности, трудной для реализации на технологическом уровне того времени. Однако, поскольку турбокод, предложенный Berrou и Glavieux, Thitimajshima в 1993 г. продемонстрировал производительность, приближающуюся к канальной емкости по Шеннону, были проведены различные анализы в отношении производительности и характеристики турбокода, и осуществлялись различные исследования в отношении итерационного декодирования и канального кодирования на основании графика. Это стало побудительной причиной возвращения к исследованиям кода LDPC в конце 1990-х, в результате которых было установлено, что когда декодирование осуществляется с применением итерационного декодирования на основании алгоритма суммы произведений на графике Таннера, соответствующем коду LDPC, достигается производительность, приближающаяся к канальной емкости по Шеннону.

Код LDPC, в общем случае, задается как матрица контроля четности м может выражаться с использованием двустороннего графика, обычно именуемого графиком Таннера. LDPC-кодер принимает информационное слово LDPC, состоящее из $$K_{ldpc}$$ битов, для генерации кодового слова LDPC, состоящего из $$K_{ldpc}$$ битов. В дальнейшем, для удобства описания, предполагается, что принимается информационное слово, включающее в себя $$K_{ldpc}$$ битов, благодаря чему, генерируется кодовое слово, состоящее из $$K_{ldpc}$$ битов. Таким образом, при LDPC-кодировании $$I=[i_0,i_1,i_2,\cdots ,i_{K_{ldpc}-1}]$$ , генерируется кодовое слово LDPC $$c=[c_0,c_1,c_2,c_3,\cdots ,c_{N_{ldpc}-1}]$$ . Таким образом, кодовое слово LDPC является строкой битов, состоящей из множества битов, и бит кодового слова LDPC означает соответствующие биты. Кроме того, информационное слово LDPC является строкой битов, состоящей из множества битов, и информационный бит означает каждый бит, образующий информационное слово. При этом, в случае систематического кода, конфигурируется кодовое слово LDPC $$c=[c_0,c_1,c_2,c_3,\cdots ,c_{N_{ldpc}-1}]=[i_0,i_1,\cdots ,i_{K_{ddpc}-1},p_0,p_1,\cdots ,p_{N_{parity}-1}]$$ . Здесь, $$P=[p_0,p_1,\cdots ,p_{N_{parity}-1}]$$ - это биты четности, и количество битов четности равно $$N_{parity}=N_{ldpc}-K_{ldpc}$$ .

LDPC-кодирование включает в себя процесс для определения кодового слова, удовлетворяющего условию уравнения (1).

$$H\cdot c^T=0{{\displaystyle }}^{}где{{\displaystyle }}^{}c=[c_0,c_1,c_2,\cdots ,c_{N_{ldpc}-1}]$$ . (1)

В уравнении (1), H это матрица проверки четности, c это кодовое слово, c_i это i-й бит кодового слова, и N_ldpc это длина кодового слова.

Матрица H проверки четности состоит из N_ldpc столбцов, и i-й столбец означает, что он связан с i-м битом кодового слова c_i.

В общем случае, согласно коду LDPC, кодирование осуществляется в случае, когда длина информационного слова и длина кодового слова заранее определены, как $$K_{ldpc}$$ и $$N_{ldpc}$$ . Поэтому, в случае ввода информационного слова, длина которого меньше $$K_{ldpc}$$ , или в случае генерации кодового слова, длина которого меньше $$N_{ldpc}$$ , требуется надлежащий способ. Например, в случае, когда информационное слово длиной $$K_l$$ поступает на кодер, передающая сторона сокращает $$K_{ldpc}-K_l$$ битов. $$K_l$$ короче длины $$K_{ldpc}$$ информационного слова, необходимого кодеру. Кроме того, в случае, когда длина $$N_{txparity}$$ необходимой четности меньше, чем длина $$N_{parity}$$ четности, передающая сторона прореживает $$N_{parity}-N_{txparity}$$ битов. $$N_{txparity}$$ это длина фактически передаваемой четности, и определяется на основании $$K_l$$ и скорости кодирования, необходимой для передачи.

В случае, когда участок бита сокращается или прореживается с учетом информационного слова и длины четности, производительность кодового слова может заметно изменяться на основании того, какой бит сокращается или прореживается. Таким образом, существует необходимость в способе выбора сокращенного бита и прореженных битов для поддержания оптимизированной производительности.

Сущность изобретения

Аспект настоящего изобретения призван решить, по меньшей мере, вышеупомянутые проблемы и/или недостатки и обеспечить, по меньшей мере, описанные ниже преимущества. Соответственно, аспект настоящего изобретения призван обеспечить устройство и способ выбора сокращенных и прореженных битов при поддержании оптимизированной производительности в системе связи/широковещания.

В соответствии с аспектом настоящего изобретения, предусмотрен способ действия передающей стороны в системе связи/широковещания. Способ включает в себя определение количества битов, подлежащих заполнению нулями, определение количества $$N_{pad}$$ групп битов, где все биты подлежат заполнению нулями, заполнение всех битов в группах битов с 0-й по ( $$N_{pad}$$ -1)-ю, указанных шаблоном сокращения, нулями, отображение информационных битов в позиции незаполненных битов в информационных битах Бозе-Чаудхури-Хоквенгема (BCH), BCH-кодирование информационных битов BCH для генерации информационных битов LDPC, и LDPC-кодирование информационных битов LDPC для генерации кодового слова с заполнением нулями. Здесь, шаблон сокращения задается в последовательности групп битов, заданной как 9, 8, 15, 10, 0, 12, 5, 27, 6, 7, 19, 22, 1, 16, 26, 20, 21, 18, 11, 3, 17, 24, 2, 23, 25, 14, 28, 4, 13, 29.

В соответствии с другим аспектом настоящего изобретения, предусмотрен способ действия передающей стороны в системе связи/широковещания. Способ включает в себя LDPC-кодирование информационных битов контроля четности низкой плотности (LDPC) для генерации кодового слова, определение количества $$N_{punc}$$ битов, подлежащих прореживанию, в битах четности кодового слова, определение количества $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, где все биты подлежат прореживанию, когда количество $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, где все биты подлежат прореживанию, больше или равно количеству $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, включенных во вторую часть четности, прореживание всех битов четности, включенных в группу битов второй четности, и прореживание всех битов в группах битов четности с 0-й по ( $$N_{punc\_groups}-Q_{ldpc2}-1$$ )-ю первой части четности, указанных первым шаблоном прореживания. Здесь, первый шаблон прореживания задается в последовательности групп битов четности, заданной как 21, 17, 0, 24, 7, 10, 14, 12, 23, 1, 16, 3, 5, 26, 28, 19, 4, 15, 8, 2, 27, 20, 6, 9, 25, 13, 11, 18, 22, 29.

В соответствии с еще одним аспектом настоящего изобретения, предусмотрен способ действия принимающей стороны в системе связи/широковещания. Способ включает в себя прием сокращенного кодового слова, определение количества битов заполнения нулями, определение количества $$N_{pad}$$ групп битов, где все биты заполнены нулями, задание входных значений, для декодера контроля четности низкой плотности (LDPC), соответствующих всем информационным битам в группах битов с 0-й по ( $$N_{pad}-1$$ )-ю, указанных шаблоном сокращения, равными значениям, представляющим сокращенные информационные биты LDPC, задание входных значений, для LDPC-декодера, соответствующих информационным битам без заполнения, на основании принятого сокращенного кодового слова, LDPC-декодирование входных значений LDPC-декодера для генерации информационных битов LDPC, и BCH-декодирование информационных битоы LDPC для генерации информационных битов Бозе-Чаудхури-Хоквенгема (BCH). Здесь, шаблон сокращения задается в последовательности групп битов, заданной как 9, 8, 15, 10, 0, 12, 5, 27, 6, 7, 19, 22, 1, 16, 26, 20, 21, 18, 11, 3, 17, 24, 2, 23, 25, 14, 28, 4, 13, 29.

В соответствии с еще одним аспектом настоящего изобретения, предусмотрен способ действия принимающей стороны в системе связи/широковещания. Способ включает в себя: прием прореженного кодового слова, определение количества прореженных битов среди битов четности контроля четности низкой плотности (LDPC) прореженного кодового слова, определение количества $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, где все биты прорежены, когда количество $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, где все биты подлежат прореживанию, больше или равно количеству $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, включенных во вторую часть четности, задание входных значений, для LDPC-декодера, соответствующих всем битам четности, включенным в группу битов второй четности, равными значениям, представляющим прореженный бит четности, задание входных значений, для LDPC-декодера, соответствующих всем битам четности в группах битов четности с 0-й по ( $$N_{punc\_groups}-Q_{ldpc2}-1$$ )-ю первой части четности, указанных первым шаблоном прореживания, равными значениям, представляющим прореженный бит четности, и задание входных значений, для LDPC-декодера, соответствующих непрореженному остатку битов четности кодового слова LDPC, на основании приемного значения принятого прореженного кодового слова. Здесь, первый шаблон прореживания задается в последовательности групп битов четности, заданной как 21, 17, 0, 24, 7, 10, 14, 12, 23, 1, 16, 3, 5, 26, 28, 19, 4, 15, 8, 2, 27, 20, 6, 9, 25, 13, 11, 18, 22, 29.

В соответствии с еще одним аспектом настоящего изобретения, предусмотрено устройство передающей стороны в системе связи/широковещания. Устройство может включать в себя блок заполнения для определения количества битов, подлежащих заполнению нулями, определения количества $$N_{pad}$$ групп битов, где все биты подлежат заполнению нулями, заполнения всех битов в группах битов с 0-й по ( $$N_{pad}$$ -1)-ю, указанных шаблоном сокращения, нулями, отображения информационных битов в позиции незаполненных битов в информационных битах Бозе-Чаудхури-Хоквенгема (BCH), и кодер для BCH-кодирования информационных битов BCH для генерации информационных битов LDPC, и LDPC-кодирования информационных битов LDPC для генерации кодового слова с заполнением нулями. Здесь, шаблон сокращения задается в последовательности групп битов, заданной как 9, 8, 15, 10, 0, 12, 5, 27, 6, 7, 19, 22, 1, 16, 26, 20, 21, 18, 11, 3, 17, 24, 2, 23, 25, 14, 28, 4, 13, 29.

В соответствии с еще одним аспектом настоящего изобретения, предусмотрено устройство передающей стороны в системе связи/широковещания. Устройство может включать в себя кодер для LDPC-кодирования информационных битов контроля четности низкой плотности (LDPC) для генерации кодового слова, и блок прореживания для определения количества $$N_{punc}$$ битов, подлежащих прореживанию, в битах четности кодового слова, определения количества $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, где все биты подлежат прореживанию, когда количество $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, где все биты подлежат прореживанию, больше или равно количеству $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, включенных во вторую часть четности, прореживания всех битов четности, включенных в группу битов второй четности, и прореживания всех битов в группах битов четности с 0-й по ( $$N_{punc\_groups}-Q_{ldpc2}-1$$ )-ю первой части четности, указанных первым шаблоном прореживания. Здесь, первый шаблон прореживания задается в последовательности групп битов четности, заданной как 21, 17, 0, 24, 7, 10, 14, 12, 23, 1, 16, 3, 5, 26, 28, 19, 4, 15, 8, 2, 27, 20, 6, 9, 25, 13, 11, 18, 22, 29.

В соответствии с еще одним аспектом настоящего изобретения, предусмотрено устройство принимающей стороны в системе связи/широковещания. Устройство может включать в себя приемник для приема сокращенного кодового слова, блок восстановления сокращенных битов для определения количества битов заполнения нулями, определения количества $$N_{pad}$$ групп битов, где все биты заполнены нулями, задания входных значений, для декодера контроля четности низкой плотности (LDPC), соответствующих всем информационным битам в группах битов с 0-й по ( $$N_{pad}-1$$ )-ю, указанных шаблоном сокращения, равными значениям, представляющим сокращенные информационные биты LDPC, задания входных значений, для LDPC-декодера, соответствующих информационным битам без заполнения, на основании принятого сокращенного кодового слова, и декодер для LDPC-декодирования входных значений LDPC-декодера для генерации информационных битов LDPC, и BCH-декодирования информационных биты LDPC для генерации информационных битов Бозе-Чаудхури-Хоквенгема (BCH). Здесь, шаблон сокращения задается в последовательности групп битов, заданной как 9, 8, 15, 10, 0, 12, 5, 27, 6, 7, 19, 22, 1, 16, 26, 20, 21, 18, 11, 3, 17, 24, 2, 23, 25, 14, 28, 4, 13, 29.

В соответствии с еще одним аспектом настоящего изобретения, предусмотрено устройство принимающей стороны в системе связи/широковещания. Устройство может включать в себя приемник для приема прореженного кодового слова, и блок восстановления битов прореживания для определения количества прореженных битов среди битов четности контроля четности низкой плотности (LDPC) прореженного кодового слова, определения количества $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, где все биты прорежены, когда количество $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, где все биты подлежат прореживанию, больше или равно количеству $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, включенных во вторую часть четности, задания входных значений, для LDPC-декодера, соответствующих всем битам четности, включенным в группу битов второй четности, равными значениям, представляющим прореженный бит четности, задания входных значений, для LDPC-декодера, соответствующих всем битам четности в группах битов четности с 0-й по ( $$N_{punc\_groups}-Q_{ldpc2}-1$$ )-ю первой части четности, указанных первым шаблоном прореживания, равными значениям, представляющим прореженный бит четности, и задания входных значений, для LDPC-декодера, соответствующих непрореженным битам четности кодового слова LDPC, на основании приемного значения принятого прореженного кодового слова. Здесь, первый шаблон прореживания задается в последовательности групп битов четности, заданной как 21, 17, 0, 24, 7, 10, 14, 12, 23, 1, 16, 3, 5, 26, 28, 19, 4, 15, 8, 2, 27, 20, 6, 9, 25, 13, 11, 18, 22, 29.

Система связи/широковещания может кодировать и декодировать информационные биты различных длин и одновременно поддерживать оптимизированную производительность путем группирования столбцов с учетом характеристики матрицы проверки четности, и осуществления сокращения и прореживания на основе групп битов, соответствующих каждой группе столбцов.

Другие аспекты, преимущества и отличительные признаки изобретения станут ясны специалистам в данной области техники из нижеследующего подробного описания, которое, совместно с прилагаемыми чертежами, раскрывает иллюстративные варианты осуществления изобретения.

Краткое описание чертежей

Вышеуказанные и другие аспекты, признаки и преимущества определенных примерных вариантов осуществления настоящего изобретения явствуют из нижеследующего описания, рассматриваемого совместно с прилагаемыми чертежами, в которых:

фиг. 1 - вид, демонстрирующий пример матрицы проверки четности, предусмотренной в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 2 - блок-схема, демонстрирующая передающую сторону в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 3A-3C - виды, демонстрирующие уравнение, связывающее матрицу проверки четности и кодовое слово, в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 4A и 4B - виды, демонстрирующие группирование информационных битов в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 5A и 5B - виды, демонстрирующие группирование битов четности в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 6A и 6B - виды, демонстрирующие пример матрицы проверки четности, предусмотренной в системе связи/широковещания согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 7A и 7B - виды, демонстрирующие группирование битов четности в системе связи/широковещания согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 8 - вид, демонстрирующий процедуру заполнения в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 9 - вид, демонстрирующий процедуру прореживания в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 10 - вид, демонстрирующий процедуру прореживания в системе связи/широковещания согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 11 - вид, демонстрирующий процедуру для определения формы матрицы проверки четности в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 12A и 12B - виды, демонстрирующие рабочую процедуру передающей стороны в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 13A и 13B - виды, демонстрирующие рабочую процедуру принимающей стороны в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 14 - блок-схема, демонстрирующая передающую сторону в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 15 - блок-схема, демонстрирующая принимающую сторону в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения;

фиг. 16 - вид, демонстрирующий производительность системы связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения; и

фиг. 17 - вид, демонстрирующий производительность системы связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения.

В чертежах, аналогичные ссылочные позиции обозначают аналогичные части, компоненты и структуры.

Подробное описание иллюстративных вариантов осуществления

Нижеследующее описание со ссылкой на прилагаемые чертежи призвано способствовать полному пониманию иллюстративных вариантов осуществления изобретения, заданных формулой изобретения и ее эквивалентами. Оно включает в себя различные конкретные детали, способствующие этому пониманию, но их следует рассматривать лишь как иллюстративные. Соответственно, специалисты в данной области техники могут предложить различные изменения и модификации описанных здесь вариантов осуществления, не выходя за рамки объема и сущности изобретения. Кроме того, описания общеизвестных функций и конструкций опущены для ясности и краткости.

Далее, в настоящем изобретении описана технология сокращения или прореживания некоторых битов кодового слова соответствующих коду LDPC, без снижения производительности в системе связи/широковещания.

В дальнейшем, в настоящем изобретении используются термины и названия, определенные согласно Digital Video Broadcasting the 2nd Generation Terrestrial (DVB-T2), который является одним из европейских стандартов цифрового вещания, и системе Digital Video Broadcasting Next Generation Handheld (DVB-NGH), которая в настоящее время проходит стандартизацию. Однако настоящее изобретение не ограничивается терминами и названиями и применимо к другим системам, осуществляющим кодирование и декодирование.

В настоящем изобретении рассматривается матрица проверки четности, структура которой представлена на фиг. 1. Матрица проверки четности, представленная на фиг. 1, имеет систематическую структуру, где кодовое слово включает в себя информационное слово как есть. В дальнейшем, хотя настоящее изобретение описано на основании матрицы проверки четности, показанной на фиг. 1, объем применения настоящего изобретения не ограничивается матрицей проверки четности, показанной на фиг. 1.

На фиг. 1, $$N_{ldpc}$$ является длиной кодового слова LDPC и также является длиной столбцов матрицы проверки четности, показанной на фиг. 1. $$K_{ldpc}$$ является длиной информационного слова и также является длиной столбцов частичной матрицы 110 информационного слова, показанной на фиг. 1. Длина кодового слова LDPC или информационного слова это количество битов, включенных в кодовое слово LDPC или информационное слово. Поэтому “информационное слово” можно именовать “информационными битами”. $$M$$ это интервал, с которым шаблон столбца повторяется в частичной матрице 110, соответствующей информационному слову, и $$Q{}_{ldpc}$$ это величина сдвига каждого столбца в частичной матрице 110, соответствующей информационному слову. Значения $$M$$ и $$Q{}_{ldpc}$$ определяются таким образом, чтобы выполнялось соотношение $$Q_{ldpc}=\frac{N_{ldpc}-K_{ldpc}}{M}$$ . При этом $$\frac{K_{ldpc}}{M}$$ является целым числом. Значения $$M$$ и $$Q{}_{ldpc}$$ могут изменяться на основании длины кодового слова и скорости кодирования.

Согласно фиг. 1, матрица проверки четности делится на частичную матрицу 110, соответствующую информационному слову, и частичную матрицу 120, соответствующую четности. Частичная матрица 110, соответствующая информационному слову, включает в себя $$K_{ldpc}$$ столбцов, и частичная матрица 120, соответствующая четности, включает в себя $$K_{ldpc}$$ столбцов. Количество строк матрицы проверки четности равно количеству $$N_{ldpc}-K_{ldpc}$$ столбцов частичной матрицы 120, соответствующей четности.

В частичной матрице 120, соответствующей четности, включающей в себя столбцы с $$K_{ldpc}$$ -го по ( $$N_{ldpc}-1$$ )-й матрицы проверки четности, позиции элементов, имеющих вес-1, то есть значение 1, имеют двухдиагональную структуру. Поэтому степени всех остальных столбцов, кроме ( $$N_{ldpc}-1$$ )-го столбца, равны 2, и степень последнего, ( $$N_{ldpc}-1$$ )-го столбца равна 1.

Согласно фиг. 1, матрица проверки четности, то есть структура частичной матрицы 110 информационного слова, включающая в себя столбцы с 0-го по ( $$K_{ldpc}-1$$ )-й подчиняется следующему правилу. Во-первых, всего $$K_{ldpc}$$ столбцов, соответствующих информационному слову в матрице проверки четности, делятся на $$\frac{K_{ldpc}}{M}$$ групп столбцов. Столбцы, принадлежащие одной и той же группе столбцов, сдвинуты относительно друг друга на $$Q_{ldpc}$$ . Во-вторых, исходя из того, что степень 0-го столбца i-й $$\left(i=\mathrm{0,1,}\cdots ,\frac{K_{ldpc}}{M}\right)$$ группы столбцов равна $$D_i$$ , и позиции соответствующих строк, где присутствует 1, равны $$R_{i\mathrm{,0}}^{(0)},R_{i\mathrm{,0}}^{(1)},\cdots ,R_{i\mathrm{,0}}^{(D_1-1)}$$ , индекс $$R_{i,j}^{(k)}$$ строки, где (вес-1) располагается в j-м столбце в i-й группе столбцов, определяется согласно уравнению (2).

$$\begin{array}{l}{R}_{i,j}^{(k)}=(R_{i,(j-1)}^{(k)}+Q_{ldpc})\mathrm{mod}(N_{ldpc}-K_{ldpc})\\ (k=\mathrm{0,1,2,...,}{D}_i-1)\left(i=\mathrm{0,1,...,}\frac{K_{ldpc}}{M}\right)(j=\mathrm{1,2,...,}M)\end{array}$$ , (2)

где $$R_{i,j}^{(k)}$$ - индекс строки, где k-й (вес-1) присутствует в j-м столбце в i-й группе столбцов, $$R_{i,(j-1)}^{(k)}$$ - индекс строки, где k-й (вес-1) присутствует в (j-1)-м столбце в i-й группе столбцов, $$Q_{ldpc}$$ - величина сдвига каждого столбца в частичной матрице, соответствующей информационному слову, $$N_{ldpc}$$ - длина кодового слова LDPC, $$K_{ldpc}$$ - длина информационного слова, $$D_i$$ - степень столбцов, принадлежащих i-й группе столбцов, и $$M$$ - количество столбцов, принадлежащих одной группе столбцов.

Согласно уравнению (2), выясняется, что, когда известно только значение $$R_{i\mathrm{,0}}^{(k)}$$ , известен индекс строки, где k-й (вес-1) присутствует в i-й группе столбцов. Поэтому, когда значение индекса строки, где k-й (вес-1) присутствует в 0-м столбце в каждой группе столбцов, сохраняется, позиции столбца и строки, где присутствует (вес-1) матрицы проверки четности, имеющей структуру, показанную на фиг. 1, могут быть известны.

Согласно вышеозначенным правилам, степени всех столбцов, принадлежащих i-й группе столбцов, одинаковы и равны $$D_i$$ . Согласно вышеозначенным правилам, код LDPC, хранящий информацию, касающуюся матрицы проверки четности, можно кратко выразить, как показано ниже.

В порядке конкретного примера, в случае, когда $$N_{ldpc}$$ равно 30, $$K_{ldpc}$$ равно 15, и $$Q_{ldpc}$$ равно 3, информацию позиции строки, где (вес-1) располагается в каждом из 0-ых столбцов трех групп столбцов, можно выразить как последовательность согласно уравнению (3). Последовательность согласно уравнению (3) можно именовать 'последовательностью позиций вес -1'.

$$R_{\mathrm{1,0}}^{(1)}={\mathrm{1,}}^{}{R}_{\mathrm{1,0}}^{(2)}={\mathrm{2,}}^{}{R}_{\mathrm{1,0}}^{(3)}={\mathrm{8,}}^{}{R}_{\mathrm{1,0}}^{(4)}=\mathrm{10,}$$

$$R_{\mathrm{2,0}}^{(1)}={\mathrm{0,}}^{}{R}_{\mathrm{2,0}}^{(2)}={\mathrm{9,}}^{}{R}_{\mathrm{2,0}}^{(3)}=13$$ ,

$$R_{\mathrm{3,0}}^{(1)}={\mathrm{0,}}^{}{R}_{\mathrm{3,0}}^{(2)}=14$$ (3).

В уравнении (3), $$R_{i\mathrm{,0}}^{(k)}$$ - индекс строки, где k-й (вес-1) присутствует в 0-м столбце в i-й группе столбцов.

Последовательности позиций (вес-1) согласно уравнению (3), представляющие индекс строки, где 1 присутствует в 0-м столбце каждой группы столбцов, можно более кратко выразить в нижеприведенной таблице 1.

Таблица 1    

Таблица 1 представляет позицию (вес-1), другими словами, элемента имеющего значение 1. i-я последовательность позиций вес-1 выражается индексами строки, где вес-1 присутствует в 0-м столбце, принадлежащем i-й группе столбцов. Когда используется таблица 1, может генерироваться частичная матрица информационного слова размером 15×15 матрицы проверки четности размером 30x15. Кроме того, поскольку в отношении частичной матрицы четности размером 15×15 заранее определяется, что она имеет двухдиагональную структуру, матрица проверки четности размером 30×15 может генерироваться с использованием таблицы 1.

Помимо длины $$N{}_{ldpc}$$ кодового слова и скорости кодирования $$R$$ , имеющих матрицу проверки четности, показанную на фиг. 1, $$K_{ldpc}$$ и $$M$$ можно определить согласно нижеследующей таблице 2.

Таблица 2 N_ldpc R K_ldpc M Q 4320 1/2 2160 72 30

Пример матрицы проверки четности, параметры которой указаны в таблице 2, приведен в таблице 3. Выражая матрицу проверки четности, индекс группы столбцов, указанный столбцом 'i' в нижеприведенной таблице 3, в общем случае, можно исключить.

Таблица 3 i индекс строки, в которой '1' располагается в 0-м столбце i-й группы столбцов 0 142 150 213 247 507 538 578 828 969 1042 1107 1315 1509 1584 1612 1781 1934 2106 2117 1 3 17 20 31 97 466 571 580 842 983 1152 1226 1261 1392 1413 1465 1480 2047 2125 2 49 169 258 548 582 839 873 881 931 995 1145 1209 1639 1654 1776 1826 1865 1906 1956 3 148 393 396 486 568 806 909 965 1203 1256 1306 1371 1402 1534 1664 1736 1844 1947 2055 4 185 191 263 290 384 769 981 1071 1202 1357 1554 1723 1769 1815 1842 1880 1910 1926 1991 5 424 444 923 1679 6 91 436 535 978 7 362 677 821 1695 8 1117 1392 1454 2030 9 35 840 1477 2152 10 1061 1202 1836 1879 11 242 286 1140 1538 12 111 240 481 760 13 59 1268 1899 2144 14 737 1299 1395 2072 15 34 288 810 1903 16 232 1013 1365 1729 17 410 783 1066 1187 18 113 885 1423 1560 19 760 909 1475 2048 20 68 254 420 1867 21 283 325 334 970 22 168 321 479 554 23 378 836 1913 1928 24 101 238 964 1393 25 304 460 1497 1588 26 151 192 1075 1614 27 297 313 677 1303 28 329 447 1348 1832 29 582 831 984 1900

Далее, в настоящем изобретении описан процесс кодирования кода LDPC с использованием матрицы проверки четности, имеющей структуру, показанную на фиг. 1. Для удобства описания, в настоящем изобретении, в порядке примера, описана матрица проверки четности, представленная в таблице 3. Как описано выше, процесс кодирования кода LDPC определяет кодовое слово C, удовлетворяющее уравнению связи, где произведение матрицы проверки четности и кодового слова равно 0. Существуют различные способы кодирования в отношении данной матрицы проверки четности, и описанный ниже процесс кодирования приведен исключительно в качестве примера.

Последовательность i-й строки таблицы 3 последовательно представляет информацию, касающуюся i-й группы столбцов. Таким образом, в порядке конкретного примера, настоящее изобретение поясняет процесс LDPC-кодирования с использованием матрицы проверки четности, имеющей структуру, показанную на фиг. 1 исходя из того, что $$N_{ldpc}$$ равно 4320, $$K_{ldpc}$$ равно 2160, $$M$$ равно 72, и $$Q_{ldpc}$$ равно 30. Кроме того, для удобства описания, настоящее изобретение представляет информационный бит, длина которого равна $$K_{ldpc}$$ , в виде $$[i_0,i_1,i_2,\cdots ,i_{K_{ldpc}-1}]$$ , и представляет четность, длина которой равна $$N_{ldpc}-K_{ldpc}$$ , в виде $$[p_0,p_1,p_2,\cdots ,P_{N_{ldpc}-K_{ldpc}-1}]$$ .

На этапе 1, кодер инициализирует биты четности. Таким образом, $$p_0=p_1=p_2=\cdots =p_{N_{ldpc}-K_{ldpc}-1}=0$$ .

На этапе 2, кодер накапливает 0-й информационный бит $$i_0$$ по адресу бита четности, представленному в 0-й строке таблицы 3. Другими словами, кодер осуществляет операцию согласно уравнению (4).

$$p_{142}=p_{142}\oplus i_0$$ $$p_{1107}=p_{1107}\oplus i_0$$ $$p_{150}=p_{150}\oplus i_0$$ $$p_{1315}=p_{1315}\oplus i_0$$ $$p_{213}=p_{213}\oplus i_0$$ $$p_{1509}=p_{1584}\oplus i_0$$ $$p_{247}=p_{247}\oplus i_0$$ $$p_{1584}=p_{1584}\oplus i_0$$ $$p_{507}=p_{507}\oplus i_0$$ $$p_{1612}=p_{1612}\oplus i_0$$ $$p_{538}=p_{538}\oplus i_0$$ $$p_{1781}=p_{1781}\oplus i_0$$ $$p_{578}=p_{578}\oplus i_0$$ $$p_{1934}=p_{1934}\oplus i_0$$ $$p_{828}=p_{828}\oplus i_0$$ $$p_{2106}=p_{2106}\oplus i_0$$ $$p_{969}=p_{969}\oplus i_0$$ $$p_{2117}=p_{2117}\oplus i_0$$ $$p_{1042}=p_{1042}\oplus i_0$$ (4)

В уравнении (4), $$i_0$$ - 0-й информационный бит, $$p{}_i$$ - i-й бит четности, и $$\oplus$$ обозначает двоичную операцию. Согласно двоичной операции, $$1\oplus 1$$ равно 0, $$1\oplus 0$$ равно 1, $$0\oplus 1$$ равно 1, и $$0\oplus 0$$ равно 0.

На этапе 3, кодер накапливает 0-й информационный бит $$i_m$$ по адресу бита четности в отношении оставшихся M-1(=71) информационных битов $$i_m(m=\mathrm{1,2,}\cdots \mathrm{,71})$$ . При этом адрес бита можно определить согласно нижеследующему уравнению (5).

$$\{x+(m\mathrm{mod}M)\times Q_{ldpc}\}\mathrm{mod}(N_{ldpc}-K_{ldpc})$$ . (5)

где $$x$$ - значение адреса накопителя битов четности, связанного с 0-ым информационным битом $$i_0$$ , $$M$$ - интервал, с которым шаблон столбца повторяется в частичной матрице, соответствующей информационному слову, $$Q_{ldpc}$$ - величина сдвига каждого столбца в частичной матрице, соответствующей информационному слову, $$N_{ldpc}$$ - длина кодового слова LDPC, и $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC. Здесь, $$M$$ равно 72, и $$Q_{ldpc}$$ равно 30.

В уравнении (5), значение адреса накопителя совпадает с индексом строки, где присутствует вес-1 m-го столбца матрицы проверки четности. Кроме того, $$Q_{ldpc}$$ и $$M$$ являются разными постоянными значениями в зависимости от скорости кодирования. В случае, когда используются скорость кодирования 1/2 и матрица проверки четности, показанная на фиг. 1, и информация позиции 1 первого столбца каждой группы столбцов задана таблицей 3, $$M$$ равно 72, $$N_{ldpc}$$ равно 4320, и $$Q_{ldpc}$$ равно 30. В этом случае, осуществляется операция уравнения (6).

$$p_{172}=p_{172}\oplus i_1$$ $$p_{1137}=p_{1137}\oplus i_1$$ $$p_{180}=p_{180}\oplus i_1$$ $$p_{1345}=p_{1345}\oplus i_1$$ $$p_{243}=p_{243}\oplus i_1$$ $$p_{1539}=p_{1539}\oplus i_1$$ $$p_{277}=p_{277}\oplus i_1$$ $$p_{1614}=p_{1614}\oplus i_1$$ $$p_{537}=p_{537}\oplus i_1$$ $$p_{1642}=p_{1642}\oplus i_1$$ $$p_{568}=p_{568}\oplus i_1$$ $$p_{1811}=p_{1811}\oplus i_1$$ $$p_{608}=p_{608}\oplus i_1$$ $$p_{1964}=p_{1964}\oplus i_1$$ $$p_{858}=p_{858}\oplus i_1$$ $$p_{2136}=p_{2136}\oplus i_1$$ $$p_{999}=p_{999}\oplus i_1$$ $$p_{2147}=p_{2147}\oplus i_1$$

$$p_{1072}=p_{1072}\oplus i_1$$ (6)

В уравнении (6), $$i_1$$ - первый информационный бит, $$p{}_i$$ - i-й бит четности, и $$\oplus$$ обозначает двоичную операцию. Согласно двоичной операции, $$1\oplus 1$$ равно 0, $$1\oplus 0$$ равно 1, $$0\oplus 1$$ равно 1, и $$0\oplus 0$$ равно 0.

На этапе 4, кодер накапливает 72-й информационный бит $$i_{72}$$ по данному адресу бита четности в первой строке таблицы 3 в отношении 72-го информационного бита $$i_{72}$$ . Аналогично, адрес бита четности для 71 информационного битыа $$i_m(m=\mathrm{72,74,}\cdots \mathrm{,143})$$ можно определить согласно нижеследующему уравнению (7).

$$\{x+(m\mathrm{mod}M)\times Q_{ldpc}\}\mathrm{mod}(N_{ldpc}-K_{ldpc})$$ . (7)

где $$x$$ - значение адреса накопителя битов четности, связанного с 72-ым информационным битом $$i_{72}$$ , $$M$$ - интервал, с которым шаблон столбца повторяется в частичной матрице, соответствующей информационному слову, $$Q_{ldpc}$$ - величина сдвига каждого столбца в частичной матрице, соответствующей информационному слову, $$N_{ldpc}$$ - длина кодового слова LDPC, и $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC. Здесь, $$M$$ равно 72 и $$Q_{ldpc}$$ равно 30.

На этапе 5, новая строка таблицы 3 используется для определения адреса бита четности в отношении каждой группы из 72 новых информационных битов. После осуществления вышеописанного процесса на всех информационных битах, последние биты четности определяются следующим образом.

На этапе 6, осуществляется операция уравнения (8). При этом, $$i$$ инициализируется равным 1.

$$p_i=p_i\oplus p_{i-1}{}_{},i=\mathrm{1,2,}\cdots ,N_{ldpc}-K_{ldpc}-1$$ , (8)

где $$p_i$$ - i-й бит четности, $$N_{ldpc}$$ - длина кодового слова LDPC, $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC, и $$\oplus$$ - двоичная операция. Согласно двоичной операции, $$1\oplus 1$$ равно 0, $$1\oplus 0$$ равно 1, $$0\oplus 1$$ равно 1, и $$0\oplus 0$$ равно 0.

На этапе 7, кодер определяет окончательные значения $$p_i(i=\mathrm{0,1,2,}\cdots ,N_{ldpc}-K_{ldpc}-1)$$ как биты четности.

Как описано выше, столбец матрицы проверки четности, связанный с $$i_0$$ , является первым столбцом первой группы столбцов в матрице проверки четности, имеющей такую же структуру, как структура, показанная на фиг. 1. Поэтому, на этапе 2, значение адреса бита четности, связанного с $$i_0$$ , совпадает с индексом 0-й строки таблицы 3, и также совпадает со значением позиции строки, где 1 располагается в 0-м столбце 0-й группы столбцов. Кроме того, позицию строки, где располагается 1 других столбцов, принадлежащих 0-й группе столбцов, можно выразить уравнением (2), и это можно выразить уравнением (5), что позволяет выразить значение адреса бита четности. Таким образом, таблицу 3, представляющую позицию вес-1 матрицы проверки четности, можно использовать как значение адреса бита четности в ходе процесса кодирования.

На Фиг. 2 показана блок-схема, демонстрирующая передающую сторону в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения.

Согласно фиг. 2, передающая сторона включает в себя контроллер 202, блок 204 заполнения нулями (0), кодер 206 Бозе-Чаудхури-Хоквенгема (BCH), LDPC-кодер 208 и блок 210 прореживания. Кодер может включать в себя BCH-кодер 206 и LDPC-кодер 208. Альтернативно, кодер может включать в себя блок 204 заполнения нулями, BCH-кодер 206, LDPC-кодер 208 и блок 210 прореживания.

Блок 204 заполнения нулями заполняет, по меньшей мере, один бит, имеющий значение 0, в информационных битах. Таким образом, блок 204 заполнения нулями согласуется по длине строки входных битов BCH-кодера 206 за счет заполнения бита, имеющего, по меньшей мере, одно нулевое значение, в входных информационных битах. Например, блок 204 заполнения нулями может определять позицию, по меньшей мере, одного нулевого бита и затем дополнительно осуществлять заполнение в информационных битах. В порядке другого примера, блок 204 заполнения нулями может заменять нулевые биты позиции ненулевого бита в строке нулевых битов длины строки входных битов BCH-кодера 206, полностью состоящей из нулевых битов, информационными битами. В частности, информационные биты $$S=[s_0,s_1,\cdots ,s_{K_I-1}]$$ длиной $$K_I$$ поступают на блок 204 заполнения нулями. Блок 204 заполнения нулями принимает информацию, касающуюся заполнения нулями, от контроллера 202. Информация, касающаяся заполнения нулями, включает в себя, по меньшей мере, одно из количества битов, подлежащих заполнению нулями, и позиции битов, подлежащих заполнению нулями. Кроме того, блок 204 заполнения нулями генерирует информационные биты BCH $$M=[m_0,m_1,\cdots ,m_{K_{bch}-1}]$$ длиной $$K_{bch}$$ , заполняя биты нулями с использованием информации, касающейся заполнения нулями. Процесс для определения позиций и количества битов, подлежащих заполнению нулями, подробно описан ниже.

BCH-кодер 206 генерирует $$(K_{ldpc}-K_{bch})$$ битов четности BCH и генерирует кодовое слово BCH $$I_{ldpc}=[i_0,i_1,\cdots ,i_{K_{ldpc}-1}]$$ путем осуществления BCH-кодирования на информационных битах BCH $$M=[m_0,m_1,\cdots ,m_{K_{bch}-1}]$$ . Кодовое слово BCH $$I_{ldpc}=[i_0,i_1,\cdots ,i_{K_{ldpc}-1}]$$ является информационными битами LDPC для LDPC-кодирования и поступает на LDPC-кодер 208. Поскольку BCH-кодирование является общеизвестной технологией и раскрыта в документах "Bose, R. C.; Ray-Chaudhuri, D. K. (March 1960), "On A Class of Error Correcting Binary Group Codes", Information and Control 3 (1): 68-79, ISSN 0890-5401" и т.д., ее подробное описание опущено.

LDPC-кодер 208 генерирует кодовое слово LDPC $$C_{ldpc}=[c_0,c_1,\cdots ,c_{N_{ldpc}-1}]$$ путем осуществления LDPC-кодирования на информационных битах LDPC $$I_{ldpc}=[i_0,i_1,\cdots ,i_{K_{ldpc}-1}]$$ . Таким образом, LDPC-кодер 208 генерирует кодовое слово LDPC с использованием матрицы проверки четности.

Блок 210 прореживания принимает кодовое слово LDPC $$C_{ldpc}=[c_0,c_1,\cdots ,c_{N_{ldpc}-1}]$$ и прореживает частичные биты в кодовом слове LDPC. Прореживание означает, что частичные биты не передаются. На основании случаев, например, в случае использования дополнительной четности, описанной ниже, прореживание может означать, что частичные биты не передаются в одном кадре с информационными битами. Блок 210 прореживания может удалять биты, заполненные блоком 204 заполнения нулями, совместно с прореживанием. В этом случае, блок 210 прореживания можно именовать 'блоком прореживания и удаления нулей'. В случае, когда функция для удаления заполненных битов исключена, блок 204 заполнения нулями также может быть упразднен. Таким образом, вместо заполнения битов и генерации информационных битов BCH на блоке 204 заполнения нулями, контроллер 202 может удалять столбец, соответствующий заполненному биту, из матрицы проверки четности, используемой LDPC-кодером 208. Кроме того, матрица проверки четности, откуда удален соответствующий столбец, может сохраняться в памяти. Поскольку, по меньшей мере, один столбец, соответствующий заполненному биту, удаляется, тот же эффект можно получить даже когда процесс заполнения нулевыми битами и удаления заполненных битов упразднен.

Контроллер 202 обеспечивает информацию для определения, по меньшей мере, одного из позиции и количества битов, подлежащих заполнению нулями, на блок 204 заполнения нулями, обеспечивает информацию, касающуюся, по меньшей мере, одного из количества и позиции битов четности BCH на BCH-кодер 206, обеспечивает скорость кодирования, длину кодового слова, матрицу проверки четности и т.д. на LDPC-кодер 208, и обеспечивает информацию для определения, по меньшей мере, одного из количества и позиции прореженных битов на блок 210 прореживания. В случае, когда блок 210 прореживания имеет функцию удаления нулей, контроллер 202 обеспечивает информацию для определения, по меньшей мере, одного из позиции и количества битов, подлежащих заполнению нулями, на блок 210 прореживания наподобие указания блоку 204 вставки нулей. Кроме того, в случае, когда работа блока 204 заполнения нулями, BCH-кодера 206 и блока 210 прореживания не требуется, контроллер 202 может предписывать блоку 204 заполнения нулями, BCH-кодеру 206 и блоку 210 прореживания не работать.

В вышеописанной конструкции, поскольку бит заполняется нулем блоком 204 заполнения нулями и затем бит, заполненный нулем, удаляется блоком 210 прореживания, биты, заполненные нулями, не передаются. Заполнение битов до кодирования и удаление заполненных битов после вышеописанного кодирования именуется сокращением. Таким образом, сокращение включает в себя заполнение битов нулями до кодирования и удаление битов, заполненных нулями.

В случае варианта осуществления, представленного на фиг. 2, выходной сигнал блока 204 заполнения нулями поступает на блок 206 BCH-кодирования. Однако, согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, BCH-кодер 206 может быть упразднен. Таким образом, система может не использовать код BCH. В этом случае, выходной сигнал блока 204 заполнения нулями может непосредственно вводиться в LDPC-кодер 208. Согласно еще одному варианту осуществления настоящего изобретения, позиции BCH-кодера 206 и блока 204 заполнения нулями могут меняться местами. Таким образом, первые информационные биты до заполнения могут вводиться в BCH-кодер 206, выходной сигнал BCH-кодера 206 может обеспечиваться на блок 204 заполнения нулями, и выходной сигнал блока 204 заполнения нулями может обеспечиваться на LDPC-кодер 208.

Передающая сторона согласно варианту осуществления настоящего изобретения заранее может сохранять информацию позиции битов, подлежащих сокращению или прореживанию, на основании заранее заданной последовательности индексов, или определять информацию позиции посредством операции согласно заранее заданному правилу, и затем выбирать позицию объектных битов сокращения или прореживания в информационных битах или кодовом слове LDPC на основании количества битов, подлежащих сокращению или прореживанию. В дальнейшем, для удобства описания, в настоящем изобретении последовательность сокращенных битов именуется 'шаблоном сокращения', а последовательность прореженных битов - 'шаблоном прореживания'. Шаблон сокращения и шаблон прореживания означают последовательность групп прореженных битов четности или последовательность групп сокращенных битов.

настоящее изобретение предусматривает определение шаблон сокращения и шаблон прореживания для применения сокращения и прореживания к строке входных битов переменной длины, и выбирает сокращенные/прореженные биты на основании количества сокращенных/прореженных битов и шаблона сокращения/прореживания.

Конкретный пример сокращения и прореживания описан ниже. В случае, когда длина $$K_I$$ информационных битов, поступающих на блок 204 заполнения нулями, равна 5, длина $$K_{bch}$$ информационных битов BCH, которая составляет строку входных битов BCH-кодера 206, равна 8, длина $$K_{ldpc}$$ информационных битов LDPC, которая составляет строку входных битов LDPC-кодера 208, равна 10, и длина $$N_{ldpc}$$ кодового слова LDPC, которая составляет строку выходных битов LDPC-кодера 208, равна 20, количество сокращенных битов равно 3 (=8-5). При этом, шаблон сокращения задается как {7,1,4,6,2,8,3,5,0,9}, и шаблон прореживания задается как {1,4,8,6,3,0,2,5,7,9}. Исходя из того, что количество прореженных битов равно 4, сокращение и прореживание осуществляются нижеследующим образом.

Например, когда $$S=[s_0,s_1,s_2,s_3,s_4]$$ поступает на блок 204 заполнения нулями, выводятся информационные биты BCH $$M=[m_0,m_1,m_2,m_3,m_4,m_5,m_6,m_7]$$ . Поскольку количество битов сокращения равно 3, используются три предыдущих значения в шаблоне сокращения. Поскольку три предыдущих значения в шаблоне сокращения равны 7, 1, 4, сокращение осуществляется в позициях $$m_7,m_1,m_4$$ . Другими словами, биты в позициях $$m_7,m_1,m_4$$ заполняются нулями, и входные биты $$S=[s_0,s_1,s_2,s_3,s_4]$$ последовательно отображаются в позиции, где биты не заполнены. Таким образом, информационные биты BCH $$M=[m_0,m_1,m_2,m_3,m_4,m_5,m_6,m_7]$$ , выводимые из блока 204 заполнения нулями, представляют собой $$S=[s_0\mathrm{,0,}{s}_1,s_2\mathrm{,0,}{s}_3,s_4\mathrm{,0}]$$ . $$M$$ поступает на BCH-кодер 206, и выводится строка входных битов LDPC-кодера 208, то есть кодовое слово BCH $$I_{ldpc}=[i_0,i_1,i_2,i_3,i_4,i_5,i_6,i_7,i_8,i_9]$$ , которое представляет собой информационные биты LDPC. Код BCH является систематическим кодом, и информационные биты BCH присутствуют в кодовом слове как они есть. Таким образом, информационные биты LDPC, то есть строка выходных битов кода BCH, задаются нижеследующим уравнением (9).

$$I_{ldpc}=[i_0,i_1,i_2,i_3,i_4,i_5,i_6,i_7,i_8,i_9]$$

$$\begin{array}{l}=\{m_0,m_1,m_2,m_3,m_4,m_5,m_6,m_7,p_{bch\mathrm{,0}},p_{bch\mathrm{,1}}\}\\ =\{s_0\mathrm{,0,}{s}_1,s_2\mathrm{,0,}{s}_3,s_4\mathrm{,0,}{p}_{bch\mathrm{,0}},p_{bch\mathrm{,1}}\}\end{array}$$ ,(9)

где $$I_{ldpc}$$ - кодовое слово BCH, $$i_j$$ - j-й бит кодового слова BCH, которое представляет собой информационные биты LDPC, $$m_j$$ - j-й бит строки битов, включающей в себя биты, заполненные нулями, и $$s_j$$ - j-й информационный бит BCH из информационных битов LDPC, $$p_{bch,j}$$ - j-й бит четности информационных битов LDPC, и $$s_j$$ - j-й бит из информационных битов.

Строка $$C_{ldpc}$$ выходных битов LDPC-кодера 208 задается нижеследующим уравнением (10)

$$C_{ldpc}=[c_0,c_1,\cdots ,c_{19}]$$

$$\begin{array}{l}=[i_0,i_1,i_2,i_3,i_4,i_5,i_6,i_7,i_8,i_9,p_0,p_1,p_2,p_3,p_4,p_5,p_6,p_7,p_8,p_9]\\ =[s_0\mathrm{,0,}{s}_1,s_2\mathrm{,0,}{s}_3,s_4\mathrm{,0,}{p}_{bch\mathrm{,0}},p_{bch\mathrm{,1}},p_0,p_1,p_2,p_3,p_4,p_5,p_6,p_7,p_8,p_9]\end{array}$$ , (10)

где $$C_{ldpc}$$ - кодовое слово LDPC, $$c_j$$ - j-й бит кодового слова LDPC, $$i_j$$ - j-й бит кодового слова BCH, которое представляет собой информационные биты LDPC, $$s_j$$ - j-й информационный бит BCH из информационных битов LDPC, $$p_{bch,j}$$ - j-й бит четности из информационных битов LDPD, и $$p_j$$ - j-й бит четности кодового слова LDPC.

Строка $$C_{ldpc}$$ выходных битов, которая является кодовым словом LDPC, поступает на блок 210 прореживания, биты, заполненные нулями блоком 204 заполнения нулями, удаляются, и четыре бита четности прореживаются на основании шаблона прореживания. Поскольку четыре предыдущих значения в шаблоне прореживания равны 1, 4, 8, 6, прореживаются $$p_1,p_4,p_8,p_6$$ . В этом случае, сокращенные и прореженные строки выходных битов задаются нижеследующим уравнением (11)

$$[s_0,s_1,s_2,s_3,s_4,p_{bch\mathrm{,0}},p_{bch\mathrm{,1}},p_0,p_2,p_3,p_5,p_6,p_7,p_9]$$ ,(11)

где $$s_j$$ - j-й бит из информационных битов, $$p_{bch,j}$$ - j-й бит четности кодового слова BCH, которое представляет собой информационные биты LDPC, и $$p_j$$ - j-й бит четности кодового слова LDPC.

Как описано выше, в случае, когда сокращение и прореживание осуществляются на информационных битах $$S$$ переменной длины, передающая сторона определяет шаблон сокращения и шаблон прореживания, и определяет позиции сокращенных и прореженных битов с использованием значений, соответствующих количеству сокращенных и прореженных битов в шаблоне сокращения и шаблоне прореживания.

В частности, в случае осуществления LDPC-кодирования на основании матрицы проверки четности, имеющей структуру, показанную на фиг. 1, последовательность сокращенных и прореженных битов можно определить на групповой основе информационных битов и битов четности. Таким образом, настоящее изобретение предусматривает деление информационные биты и биты четности на множество групп битов, включающих в себя заранее определенное количество битов, определяет последовательность сокращенных и прореженных групп в отношении групп битов, и затем сокращает и прореживает биты на необходимое количество битов на основании шаблона сокращения и шаблона прореживания, определенных на основе групп битов.

В вышеописанном процессе сокращения и прореживания, заполнение осуществляется на входных битах BCH-кодера 206, и последовательность входных битов BCH-кодера 206 идентична последовательности входных битов LDPC-кодера 208. Кроме того, поскольку совместная производительность кода LDPC и кода BCH демонстрирует преобладание производительности кодового слова LDPC, последовательность сокращения можно определить на основании характеристики кодового слова LDPC. В частности, в случае, когда код LDPC основан на матрице проверки четности, имеющей структуру, показанную на фиг. 1 при определении последовательности сокращения, последовательность сокращения можно определить на основании группы информационных битов, соответствующей группе столбцов матрицы проверки четности.

Далее, в настоящем изобретении описано соотношение между матрицей проверки четности и сокращением/прореживанием, и подробно описан процесс для определения шаблона сокращения и шаблона прореживания для системы, осуществляющей LDPC-кодирование с использованием матрицы проверки четности, структура которой показана на фиг. 1.

Фиг. 3A-3C иллюстрируют уравнение, связывающее матрицу проверки четности и кодовое слово, в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения.

Фиг. 3A иллюстрирует соотношение между матрицей проверки четности и кодовым словом. Как описано выше, выполняется условие $$H\cdot c^T=0$$ , $$c_0,c_1,c_2,c_3$$ в кодовом слове $$c=[c_0,c_1,c_2,c_3,c_4,c_5,c_6,c_7]$$ являются информационными битами, и $$c_4,c_5,c_6,c_7$$ являются битами четности. Когда условие $$H\cdot c^T=0$$ выражается иначе, это выглядит, как показано на фиг. 3B. Согласно фиг. 3B, произведение матрицы проверки четности $$H$$ и кодового слова $$c$$ можно выразить как сумму произведений каждого бита кодового слова и каждого столбца матрицы проверки четности. Таким образом, $$H\cdot c^T=0$$ выражается линейной комбинацией битов кодового слова и соответствующих строк матрицы проверки четности. Таким образом, в случае, когда бит кодового слова $$c_i(0\le i\le 7)$$ равен '0', i-й столбец $$h_i$$ матрицы проверки четности умножается на '0', поэтому $$h_i$$ выглядит так же, как если бы он не был получен линейной комбинацией. Таким образом, в случае, при сокращении бита $$c_i$$ , $$c_i=0$$ , что приводит к тому же эффекту, как если бы i-й столбец $$h_i$$ был удален в матрице проверки четности. Таким образом, определение битов для сокращения является задачей, эквивалентной определению столбца для удаления среди столбцов матрицы проверки четности. Кроме того, хотя в настоящем изобретении описан процесс сокращения на основе заполнения бита нулем с последующим его кодированием, и удаления заполненных битов среди кодированных битов, это то же самое, что осуществление кодирования на основании матрицы проверки четности, из которой удалены столбцы, соответствующие биту, заполненному нулем.

В описанном ниже процессе сокращения, настоящее изобретение предусматривает задание последовательности позиций, где бит заполняется нулем, в качестве шаблона сокращения, заполнение бита нулем с последующим его кодированием, и удаление заполненных битов из кодового слова на основании шаблона сокращения. Однако, согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, шаблон сокращения можно использовать для определения последовательности позиций, где информационные биты, введенные в кодовое слово, вводятся, а не последовательности позиций, где бит заполняется нулем. Шаблон сокращения представляет последовательность позиций, где бит заполняется нулем. Таким образом, последовательность позиций, в которые отображаются информационные биты в кодовом слове, можно получить с использованием шаблона сокращения. Таким образом, при считывании шаблона сокращения в обратном порядке, получается последовательность позиций, куда отображаются информационные биты. Таким образом, процесс сокращения может осуществляться путем определения позиций, куда информационные биты, введенные в кодовое слово, отображаются в обратном порядке шаблона сокращения, отображения '0' в биты, в которые информационные биты не отображаются, и их кодирования, и затем удаления из кодового слова битов, в которые был отображен 0.

Кроме того, в описанном ниже процессе прореживания, настоящее изобретение предусматривает задание последовательности выбора прореженных битов в качестве шаблона прореживания и прореживание битов согласно шаблону прореживания. Однако, согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, шаблон прореживания можно использовать для определения последовательности битов, не подлежащих прореживанию, а не последовательности позиций битов, подлежащих прореживанию. Поскольку шаблон прореживания представляет последовательность прореженных битов, когда шаблон прореживания считывается в обратном порядке, получается последовательность непрореженных битов. Таким образом, процесс прореживания может осуществляться путем определения битов, не прореженных в обратном порядке шаблона прореживания, и прореживания остальных битов. В частности, в случае осуществления прореживания на фиксированной длине, а не на переменной длине, непрореженные биты можно определить на основании шаблона прореживания.

Кроме того, согласно фиг. 3C, произведение матрицы проверки четности $$H$$ и кодового слова $$c$$ можно выразить для каждой строки. Таким образом, четыре строки можно выразить с использованием четырех уравнений 531-534. В случае сокращенных битов, когда известна только позиция сокращенного бита, передающая сторона и принимающая сторона могут знать, что был введен '0'. Однако в случае прореженных битов, даже когда позиция прореживания известна, принимающая сторона не может знать, равен ли соответствующий бит '0' или '1', поэтому принимающая сторона обрабатывает соответствующий бит как неизвестное значение. Таким образом, можно влиять на уравнение строки, включающей в себя '1' в позиции столбца, связанного с прореженным битом. Таким образом, в случае определения прореженных битов, следует рассматривать характеристику строк, включающих в себя '1', в позиции столбца, связанного с прореженным битом в матрице проверки четности.

Тот факт, что позиция столбца матрицы проверки четности изменяется, просто эквивалентен тому факту, что позиция битов кодового слова изменяется. Поэтому, в случае, когда позиция столбца матрицы проверки четности изменяется, когда позиция сокращенных информационных битов и позиция прореженных битов четности изменяются по одному и тому же шаблону, можно гарантировать одинаковую производительность. В этом случае, набор кодовых слов не изменяется. Например, согласно фиг. 3B, предположим, что, когда столбцы матрицы проверки четности представляют собой $$h_0,h_1,h_2,h_3,h_4,h_5,h_6,h_7$$ , позиция сокращенного бита представляет собой $$c_0,c_3$$ . При изменении позиции столбца на $$[h_0^{\text{'}},h_1^{\text{'}},h_2^{\text{'}},h_3^{\text{'}},h_4^{\text{'}},h_5^{\text{'}},h_6^{\text{'}},h_7^{\text{'}}]=[h_2,h_1,h_4,h_5,h_7,h_6,h_3,h_0]$$ , 0-й столбец матрицы проверки четности меняется на седьмой столбец, и третий столбец меняется на шестой столбец, поэтому при сокращении $$c_7^{\text{'}},c_6^{\text{'}}$$ , можно гарантировать одинаковую производительность.

Как описано выше, в случае, когда длина $$K_I$$ входные информационные биты и длина $$K_I+N_{txparity}$$ выходного кодового слова меньше длины $$K_{ldpc}$$ информационных битов кодового слова LDPC и длина $$N_{ldpc}$$ кодового слова, применяются сокращение и прореживание. В общем случае, прореженные биты можно выбирать среди всех битов в кодовых словах с $$c_0$$ по $$c_{N_{ldpc}-1}$$ или среди битов четности кодового слова. Дальнейшее описание приведено исходя из предположения случая выбора битов прореживания только из битов четности. При этом, в случае, когда длина $$K_I$$ входных информационных битов является переменной, то есть в случае, когда $$K_I$$ больше или равно 1 и меньше или равно $$K_{ldpc}$$ , требуется последовательность сокращения и прореживания для переменной длины. Таким образом, следует задавать шаблоны сокращения от случая сокращения одного бита до случая сокращения $$K_{ldpc}-1$$ битов, и шаблоны прореживания от случая прореживания одного бита до случая прореживания $$N_{parity}-1$$ битов.

Далее, в настоящем изобретении описан процесс для определения последовательностей сокращения и прореживания на основе групп битов при допущении, что матрица проверки четности имеет структуру, показанную на фиг. 1, и подробно описаны последовательности сокращения и прореживания.

Прежде всего, последовательность сокращения для информационного бита определяется следующим образом.

В отношении всех информационных битов BCH $$M=[m_0,m_1,\cdots ,m_{K_{bck}-1}]$$ , каждую группу битов можно выразить нижеследующим уравнением (12)

$$X_j=\left\{m_k|j=\lfloor \frac{k}{M}\rfloor \mathrm{,0}\le k\le K_{bch}\right\}дл{я}_{}0\le j<N_{group}$$ ,(12)

где $$X_j$$ - j-я группа битов, $$m_k$$ - k-й информационный бит BCH из информационных битов BCH, $$M$$ - количество столбцов, включенных в одну группу столбцов матрицы проверки четности, форма которой представлена на фиг. 1 и - количество битов, включенных в одну группу битов, $$\lfloor x\rfloor$$ - максимальное целое число, не превышающее x, например, $$\lfloor 2.3\rfloor =2$$ , $$K_{bch}$$ - длина информационных битов BCH, $$N_{group}$$ - количество групп битов, равное $$\lceil \frac{K_{bch}}{M}\rceil$$ . $$\lceil x\rceil$$ это минимальное целое число, превышающее x, например, $$\lceil 2.3\rceil$$ равно 3.

В случае конфигурирования групп битов согласно уравнению (12), группа битов задается согласно фиг. 4A и 4B. Согласно фиг. 4A и 4B, каждая группа битов включает в себя M битов, и последняя группа битов включает в себя $$a\times M-(K_{ldpc}-K_{bch})$$ битов. Здесь, $$a$$ равно $$\lfloor \frac{(K_{ldpc}-K_{bch})}{M}\rfloor$$ и является значением, указывающим количество групп, куда включены биты четности кода BCH. Фиг. 4A иллюстрирует случай, когда $$a$$ равно 1, и фиг. 4B иллюстрирует случай, когда $$a$$ равно 2. В случае системы без использования кода BCH, очевидно, что $$K_{bch}$$ и $$K_{ldpc}$$ одинаковы.

Настоящее изобретение предусматривает задание шаблона сокращения на основе групп битов. При этом, как описано выше, поскольку информационные биты BCH идентичны остальным битам, кроме бита четности кода BCH среди информационных битов LDPC, настоящее изобретение предусматривает определение последовательность сокращения с учетом информационных битов LDPC. При этом настоящее изобретение предусматривает определение последовательность сокращения на основании данной матрицы проверки четности. Процесс для определения последовательности сокращения на основании данной матрицы проверки четности описан ниже.

В матрице проверки четности структуры представленный на фиг. 1, частичная матрица 110 информационного слова может делиться на группы столбцов, состоящие из M последовательных столбцов. Поэтому информационные биты LDPC, соответствующие каждому столбцу в группе столбцов, состоящих из M битов, могут формироваться из группы информационных битов согласно уравнению (12).

Таким образом, 0-я группа битов, показанная на фиг. 4A, соответствует 0-й группе столбцов, показанной на фиг. 1. Кроме того, 0-я группа битов включает в себя, по меньшей мере, один бит, и каждый бит в 0-й группе битов, показанной на фиг. 4A, соответствует каждому столбцу в 0-й группе столбцов, показанной на фиг. 1. Кроме того, i-я группа битов, показанная на фиг. 4A, включает в себя биты, соответствующие столбцам в i-й группе столбцов, показанной на фиг. 1. Соответственно, шаблон сокращения можно определить путем определения последовательности группы столбцов для удаления на основе групп столбцов в матрице проверки четности. Другими словами, переключение с последовательности удаления группы столбцов на последовательность группы информационных битов, соответствующих каждой группе столбцов, может быть шаблоном сокращения.

Шаблон сокращения означает последовательность сокращенных битов или последовательность групп сокращенных битов. В случае, когда шаблон сокращения задается как последовательность групп битов, последовательность сокращенных битов в каждой группе сокращенных битов может задаваться по-разному. Поскольку биты, принадлежащие одной и той же группе, имеют одинаковую степень и одинаковую производительность цикла, можно получить одинаковую производительность в качестве способа определения последовательности сокращения на битовой основе.

Затем, последовательность прореживания в отношении бита четности определяется следующим образом.

Фиг. 5A и 5B иллюстрируют группирование битов четности в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения. Фиг. 5A и 5B предполагаются случай использования матрицы проверки четности структуры, представленной на фиг. 1.

Согласно фиг. 5A, все биты четности LDPC $$[p_0,p_1,\cdots ,p_{N_{ldpc}-K_{ldpc}-1}]$$ делятся на $$Q_{ldpc}$$ групп, состоящих из M битов. Здесь, $$Q_{ldpc}$$ эквивалентно значению, полученному делением количества битов четности $$N_{parity}=N_{ldpc}-K_{ldpc}$$ на M. Каждая группа битов четности может задаваться нижеследующим уравнением (13).

$$P_j=\left\{p_k|(k\mathrm{mod}{Q}_{ldpc})=j\mathrm{,0}\le k<N_{ldpc}-K_{ldpc}\right\}{}_{}дл{я}_{}0\le j<Q_{ldpc}$$ , (13)

где $$P_j$$ - j-я группа битов четности, $$p_k$$ - k-й бит четности, $$Q_{ldpc}$$ - количество групп битов четности, $$N_{ldpc}$$ - длина кодового слова LDPC, и $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC. Таким образом, размер группы битов четности означает, что количество битов каждой группы битов четности равно $$M$$ , и количество групп битов четности равно $$Q_{ldpc}$$ .

Согласно фиг. 5B, когда биты четности преобразуются согласно нижеследующему уравнению (14), группы битов четности, заданные уравнением (15), можно конфигурировать. Уравнение (14) вызывает эффект перемежения битов четности.

$$d_{M\cdot t+s}=P_{Q_{ldpc}\cdot s+t}{}_{}fo{r}_{}0\le s<M{,}_{}0\le t<Q_{ldpc}$$ ,(14)

где $$d_j$$ - j-й бит четности после преобразования, $$p_j$$ - j-й бит четности до преобразования, и $$Q_{ldpc}$$ - количество групп битов четности.

$$P_j={\left\{d_k|j=\lfloor \frac{k}{M}\rfloor \mathrm{,0}\le k<N_{ldpc}-K_{ldpc}\right\}}_{}fo{r}_{}0\le j<Q_{ldpc}$$ ,(15)

где $$p_j$$ - j-я группа битов четности до преобразования, $$d_k$$ - k-й бит четности после преобразования, $$M$$ - количество столбцов, включенных в одну группу столбцов матрицы проверки четности, форма которой представлена на фиг. 1, $$N_{ldpc}$$ - длина кодового слова LDPC, $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC, и $$Q_{ldpc}$$ - количество групп битов четности. Таким образом, размер каждой группы битов четности равен $$M$$ , и количество групп битов четности равно $$Q_{ldpc}$$ .

Биты четности, образующие j-ю группу битов четности $$p_j$$ , представленных в уравнении (14) и уравнении (15), одинаковы. Другими словами, биты четности, образующие каждую группу битов четности, не изменяются. Однако когда позиция битов четности преобразуется согласно уравнению (14), последовательные биты на основе битов $$d_j$$ после преобразования конфигурируются как одна группа, так что удобство в аспекте обработки возрастает. Прореживание битов четности на основе групп битов четности может осуществляться даже без уравнения (14), уравнения (15) и процедуры преобразования, представленной на фиг. 5A и 5B.

Поскольку биты в одной и той же группе битов четности имеют одинаковую степень и одинаковую характеристику цикла, когда шаблон прореживания определяется на групповой основе, гарантируется такая же производительность, как при нахождении оптимизированного шаблона прореживания на битовой основе. Таким образом, настоящее изобретение предусматривает определение шаблона прореживания на основе групп битов четности.

Фиг. 6A и 6B иллюстрируют пример матрицы проверки четности, предусмотренной в системе связи/широковещания согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения.

Матрица проверки четности, показанная на фиг. 6A и 6B, является расширенной формой матрицы проверки четности, показанной на фиг. 1, которую можно использовать, когда настоящее изобретение призвано поддерживать кодовое слово, имеющее более низкую скорость кодирования, в то же время включающей в себя кодовое слово, кодированное на основании матрицы проверки четности, показанной на фиг. 1. Например, передающая сторона может осуществлять кодирование с использованием первой матрицы проверки четности, когда требуется высокая скорость кодирования, и может использовать расширенная вторая матрица проверки четности, когда требуется низкая скорость кодирования. В порядке другого примера, передающая сторона может осуществлять кодирование с использованием первой матрицы проверки четности при вводе информационных битов малой длины, и может осуществлять кодирование с использованием расширенной второй матрицы проверки четности, при вводе информационных битов большой длины.

Согласно фиг. 6A, матрица проверки четности включает в себя первую частичную матрицу 610, вторую частичную матрицу 620, третью частичную матрицу 630, четвертую частичную матрицу 640, пятую частичную матрицу 650 и шестую частичную матрицу 660. Первая частичная матрица 610 из шести частичных матриц идентична частичной матрице 110 информационного слова, показанной на фиг. 1, и вторая частичная матрица 620 идентична частичной матрице 120 четности, показанной на фиг. 1. Кроме того, матрица, состоящая из второй частичной матрицы 620, третьей частичной матрицы 630, пятой частичной матрицы 650 и шестой частичной матрицы 660 образует часть четности и имеет двухдиагональную структуру.

Для удобства описания, в настоящем изобретении матрица, сформированная из первой частичной матрицы 610 и второй частичной матрицы 620, называется 'первой матрицей проверки четности'. Структура 'первой матрицы проверки четности' идентична структуре матрицы проверки четности, представленной на фиг. 1. Кроме того, в настоящем изобретении матрица, сформированная из первой частичной матрицы 610, второй частичной матрицы 620, третьей частичной матрицы 630, четвертой частичной матрицы 640, пятой частичной матрицы 650 и шестой частичной матрицы 660, называется 'второй матрицей проверки четности'. Таким образом, из частичных матриц, представленных на фиг. 6A, первая частичная матрица 610 и вторая частичная матрица 620 включены в первую матрицу проверки четности и вторую матрицу проверки четности, но третья частичная матрица 630, четвертая частичная матрица 640, пятая частичная матрица 650 и шестая частичная матрица 660 включены исключительно во вторую матрицу проверки четности.

Матрица проверки четности, представленная на фиг. 6A конкретно описана ниже. На фиг. 6A, $$K_{ldpc}$$ это длина информационного слова, и кодовое слово, кодированное на основании первой матрицы проверки четности, именуется первым кодовым словом LDPC. $$N_{ldpc}$$ это длина первого кодового слова LDPC, и $$N_{ldpc2}$$ обозначает длину кодового слова LDPC, кодированного на основании второй матрицы проверки четности. Здесь, длина кодового слова или информационного слова обозначает количество битов, включенных в кодовое слово или информационное слово.

Первая частичная матрица 610 и четвертая частичная матрица 640, соответствующие информационному слову, включают в себя $$N_{ldpc}$$ столбцов, и вторая частичная матрица 620 и пятая частичная матрица 650, соответствующие первой четности, включают в себя $$N_{ldpc}$$ столбцов. Кроме того, третья частичная матрица 630 и шестая частичная матрица 660, соответствующие второй четности, включают в себя $$N_{ldpc}$$ столбцов. Количество строк первой матрицы проверки четности равно количеству столбцов $$N_{ldpc}-K_{ldpc}$$ второй частичной матрицы 620 и пятой частичной матрицы 650, соответствующих первой четности. Количество строк второй матрицы проверки четности подчиняется соотношению $$N_{parity}+M_{IR}=N_{ldpc2}-K_{ldpc}$$ .

Фиг. 6B более подробно иллюстрирует структуру матрицы проверки четности. В матрице, сформированной из второй частичной матрицы 620, третьей частичной матрицы 630, пятой частичной матрицы 650 и шестой частичной матрицы 660, соответствующих 'второй части четности', включающей в себя столбцы с $$K_{ldpc}$$ -го по $$(N_{ldpc2}-1)$$ -й матрицы проверки четности, позиция элементов, имеющих вес-1, то есть значение 1, имеет двухдиагональную структуру. Поэтому степени всех остальных столбцов кроме $$(N_{ldpc2}-1)$$ -го столбца среди столбцов, включенных во вторую частичную матрицу 620, третью частичную матрицу 630, пятую частичную матрицу 650 и шестую частичную матрицу 660, соответствующие 'второй части четности', равны 2, и степень $$(N_{ldpc2}-1)$$ -го столбца равна 1.

Структура частичной матрицы, включающая в себя первую частичную матрицу 610, соответствующую информационному слову в матрице проверки четности, то есть частичную матрицу, включающую в себя столбцы с 0-го по $$(K_{ldpc}-1)$$ -й и строки с 0-й по $$(N_{ldpc}-K_{ldpc}-1)$$ -ю, подчиняется следующему правилу. Прежде всего, $$K_{ldpc}$$ столбцов, соответствующие информационному слову в матрице проверки четности, принадлежат одной и той же группе на основе M, и делятся всего на $$\frac{K_{ldpc}}{M}$$ групп столбцов. Столбцы, принадлежащие одной и той же группе столбцов, сдвинуты относительно друг друга на $$Q_{ldpc1}$$ . Таким образом, $$Q_{ldpc1}$$ имеет тот же смысл, что и $$Q_{ldpc}$$ на фиг. 1.

Кроме того, структура частичной матрицы, включающая в себя четвертую частичную матрицу 640, соответствующую информационному слову в матрице проверки четности, то есть частичную матрицу, включающую в себя столбцы с 0-го по $$(K_{ldpc}-1)$$ -й и строки с $$(N_{ldpc}-K_{ldpc})$$ -й по $$(N_{ldpc}-K_{ldpc2}-1)$$ -ю, подчиняется следующему правилу. Прежде всего, $$K_{ldpc}$$ столбцов, соответствующие информационному слову в матрице проверки четности, принадлежат одной и той же группе на основе M, и делятся всего на $$\frac{K_{ldpc}}{M}$$ групп столбцов. Столбцы, принадлежащие одной и той же группе столбцов, сдвинуты относительно друг друга на $$Q_{ldpc2}$$ .

Таким образом, форма четвертой частичной матрицы 640 аналогична форме первой частичной матрицы 610, и значение $$M$$ , означающее, что количество столбцов, образующих группу столбцов первой частичной матрицы 610 и четвертой частичной матрицы 640, одинаково. $$M$$ это интервал, с которым шаблон столбца повторяется в первой частичной матрице 610 и четвертой частичной матрице 640, соответствующих информационному слову, и $$Q_{ldpc1}$$ это величина сдвига каждого столбца в первой частичной матрице 610. Целое число $$M$$ и значение $$Q_{ldpc1}$$ подчиняются соотношению $$Q_{ldpc1}=\frac{N_{ldpc}-K_{ldpc}}{M}$$ . Кроме того, $$Q_{ldpc2}$$ это величина сдвига каждого столбца в четвертой частичной матрице 640. Целое число $$M$$ и значение $$Q_{ldpc2}$$ подчиняются соотношению $$Q_{ldpc2}=\frac{N_{ldpc2}-K_{ldpc}}{M}$$ . При этом, $$\frac{K_{ldpc}}{M}$$ также является целым числом. Конкретные значения $$M$$ , $$Q_{ldpc1}$$ , $$Q_{ldpc2}$$ могут изменяться на основании длины кодового слова и скорости кодирования.

Хотя матрица проверки четности описана со ссылкой на фиг. 6A и 6B, матрица проверки четности, показанная на фиг. 6A и 6B, является примером матрицы проверки четности, к которой применимо настоящее изобретение, и объем настоящего изобретения не ограничивается этим.

Как описано выше, структура первой частичной матрицы 610, соответствующей информационному слову в матрице проверки четности, то есть частичной матрице, включающей в себя столбцы с 0-го по $$(K_{ldpc}-1)$$ -й, и строки с 0-й по $$(N_{ldpc}-K_{ldpc}-1)$$ -ю, подчиняется следующему правилу. Во-первых, $$K_{ldpc}$$ столбцов, соответствующие информационному слову в матрице проверки четности, принадлежат одной и той же группе на основе M, и делятся всего на $$\frac{K_{ldpc}}{M}$$ групп столбцов. Столбцы, принадлежащие одной и той же группе столбцов, сдвинуты относительно друг друга на $$Q_{ldpc1}$$ . Во-вторых, предполагая, что степень 0-го столбца i-й $$\left(i=\mathrm{0,1,}\cdots ,\frac{K_{ldpc}}{M}\right)$$ группы столбцов равна $$D_i^{(1)}$$ , и позиции соответствующих строк, где присутствует 1, равны $$R_{i\mathrm{,0}}^{(\mathrm{1,0})},R_{i\mathrm{,0}}^{(\mathrm{1,1})},\cdots ,R_{i\mathrm{,0}}^{(\mathrm{1,}{D}_i^1-1)}$$ , индекс $$R_{i,j}^{(k)}$$ строки, где вес-1 располагается в j-м столбце в i-й группе столбцов, может определяться нижеследующим уравнением (16).

$$\begin{array}{l}{R}_{i,j}^{(\mathrm{1,}k)}=\{R_{i\mathrm{,0}}^{(\mathrm{1,}k)}+(j\mathrm{mod}M)\times Q_{ldpc1}\}\mathrm{mod}(N_{ldpc}-K_{ldpc})\\ (k=\mathrm{0,1,2,}\cdots ,D_i-1)\left(i=\mathrm{0,1,}\cdots ,\frac{K_{ldpc}}{M}\right)(j=\mathrm{1,2,}\cdots ,M)\end{array}$$ (16)

где $$R_{i,j}^{(k)}$$ - индекс строки, где k-й (вес-1) присутствует в j-м столбце в i-й группе столбцов, $$R_{i\mathrm{,0}}^{(\mathrm{1,}k)}$$ - индекс строки, где k-й (вес-1) присутствует в 0-м столбце в i-й группе столбцов, $$N_{ldpc}$$ - длина первого кодового слова LDPC, $$K_{ldpc}$$ - длина информационного слова, $$D_i^1$$ - степень столбцов, принадлежащих i-й группе столбцов, и $$M$$ - количество столбцов, принадлежащих одной группе столбцов. Согласно вышеозначенным правилам, степени всех столбцов, принадлежащих i-й группе столбцов, совпадают с $$D_i^1$$ .

Как описано выше, структура частичной матрицы, включающая в себя четвертую частичную матрицу 640, соответствующую информационному слову в матрице проверки четности, то есть частичную матрицу, включающую в себя столбцы с 0-го по $$(K_{ldpc}-1)$$ -й и строки с $$(N_{ldpc}-K_{ldpc})$$ -й по $$(N_{ldpc}-K_{ldpc2}-1)$$ -ю, подчиняется следующему правилу. Во-первых, $$K_{ldpc}$$ столбцов, соответствующие информационному слову в матрице проверки четности, принадлежат одной и той же группе на основе M, при одном и том же значении M первой частичной матрицы 610, и делятся всего на $$\frac{K_{ldpc}}{M}$$ групп столбцов. Столбцы, принадлежащие одной и той же группе столбцов, сдвинуты относительно друг друга на $$Q_{ldpc2}$$ . Во-вторых, предполагая, что степень 0-го столбца i-й $$\left(i=\mathrm{0,1,}\cdots ,\frac{K_{ldpc}}{M}\right)$$ группы столбцов равна $$D_i^{(1)}$$ , и позиции соответствующих строк, где присутствует 1, равны $$R_{i\mathrm{,0}}^{(0)},R_{i\mathrm{,0}}^{(1)},\cdots ,R_{i\mathrm{,0}}^{(D_i^2-1)}$$ , индекс $$R_{i,j}^{(k)}$$ строки, где вес-1 располагается в j-м столбце в i-й группе столбцов, может определяться нижеследующим уравнением (17).

$$\begin{array}{l}{R}_{i,j}^{(\mathrm{2,}k)}\\ =(N_{ldpc}-K_{ldpc})+\{R_{i\mathrm{,0}}^{(\mathrm{2,}k)}-(N_{ldpc}-K_{ldpc})+(j\mathrm{mod}M)\times Q_{ldpc2}\}\mathrm{mod}{M}_{IR}\\ (k=\mathrm{0,1,2,}\cdots ,D_i^2-1)\left(i=\mathrm{0,1,}\cdots ,\frac{K_{ldpc}}{M}\right)(j=\mathrm{1,2,}\cdots ,M)\end{array}$$ .(17)

где $$R_{i,j}^{(k)}$$ - индекс строки, где k-й (вес-1) присутствует в j-м столбце в i-й группе столбцов в четвертой частичной матрице 640, $$R_{i\mathrm{,0}}^{(\mathrm{2,}k)}$$ - индекс строки, где k-й (вес-1) присутствует в 0-м столбце в i-й группе столбцов в четвертой частичной матрице 640, $$N_{ldpc}$$ - длина первого кодового слова LDPC, $$N_{ldpc2}$$ - длина второго кодового слова LDPC, $$K_{ldpc}$$ - длина информационного слова, $$D_i^2$$ - степень столбцов, принадлежащих i-й группе столбцов, $$M$$ - количество столбцов, принадлежащих одной группе столбцов, и $$M_{IR}$$ - количество битов второй четности, равное $$N_{ldpc2}-N_{ldpc}$$ . Согласно вышеописанным правилам, степени всех столбцов, принадлежащих i-й группе столбцов, совпадают с $$D_i^2$$ .

Согласно правилам, код LDPC, хранящий информацию, касающуюся матрицы проверки четности, можно кратко описать следующим образом. В порядке конкретного примера, в случае, когда $$N_{ldpc}$$ равно 30, $$N_{ldpc2}$$ равно 60, $$K_{ldpc}$$ равно 15, и $$M$$ равно 5, и $$Q_{ldpc1}=\frac{N_{ldpc2}-K_{ldpc}}{M}=\frac{30-15}{5}=3$$ и $$Q_{ldpc2}=\frac{N_{ldpc2}-N_{ldpc}}{M}=\frac{60-30}{5}=6$$ , информация позиции строки, где вес-1 располагается в 0-м столбце трех групп столбцов первой частичной матрицы 610, можно выразить в виде последовательностей, подчиняющихся уравнению (18). Последовательности, подчиняющиеся уравнению (18), можно именовать 'последовательностью позиций вес-1'.

$$R_{\mathrm{1,0}}^{(\mathrm{1,1})}={\mathrm{1,}}_{}{R}_{\mathrm{1,0}}^{(\mathrm{1,2})}={\mathrm{2,}}_{}{R}_{\mathrm{1,0}}^{(\mathrm{1,1})}={\mathrm{8,}}_{}{R}_{\mathrm{1,0}}^{(\mathrm{1,2})}=10$$

$$R_{\mathrm{2,0}}^{(\mathrm{1,1})}={\mathrm{0,}}_{}{R}_{\mathrm{2,0}}^{(\mathrm{1,2})}={\mathrm{9,}}_{}{R}_{\mathrm{2,0}}^{(\mathrm{1,2})}=13$$

$$R_{\mathrm{3,0}}^{(\mathrm{1,1})}={\mathrm{0,}}_{}{R}_{\mathrm{3,0}}^{(\mathrm{1,1})}=14$$ (18)

где $$R_{i,j}^{(k)}$$ - индекс строки, где k-й (вес-1) присутствует в j-м столбце в i-й группе столбцов.

Информация позиции строки, где вес-1 располагается в 0-м столбце трех групп столбцов четвертой частичной матрицы 640, можно выразить в виде последовательностей, подчиняющихся уравнению (19). Последовательности, подчиняющиеся уравнению (19) можно именовать 'последовательностью позиций вес-1'.

$$R_{\mathrm{1,0}}^{(\mathrm{2,1})}={\mathrm{17,}}_{}{R}_{\mathrm{1,0}}^{(\mathrm{2,2})}=19$$

$$R_{\mathrm{2,0}}^{(\mathrm{2,1})}={\mathrm{18,}}_{}{R}_{\mathrm{2,0}}^{(\mathrm{2,2})}=25$$

$$R_{\mathrm{3,0}}^{(\mathrm{2,1})}=30$$ (19)

где $$R_{i,j}^{(k)}$$ - индекс строки, где k-й (вес-1) присутствует в j-м столбце в i-й группе столбцов.

Последовательности позиций вес-1 согласно уравнению (19), представляющие индекс строки, где 1 располагается в 0-м столбце каждой группы столбцов, можно выразить более кратко в нижеприведенной таблице 4.

Таблица 4 i индекс строки, в которой '1' располагается в 0-м столбце i-й группы столбцов 0 1 2 8 10 17 19 1 0 9 13 18 25 2 0 14 30

В таблице 4 указана позиция элемента, имеющего вес-1, то есть значение 1 в матрице проверки четности. i-я последовательность позиций вес-1 выражается индексами строки, где вес-1 присутствует в 0-м столбце, принадлежащем i-й группе столбцов. Информацию, связанную с позицией 1, принадлежащей четвертой частичной матрице 740, можно выразить в виде независимой таблицы. Таким образом, как показано в таблице 5 и фиг. 5B, информационное слово в отношении вес-1, дополнительно необходимого во второй матрице проверки четности информационного слова для вес-1 в отношении первой матрицы проверки четности, можно выразить отдельно.

Таблица 5 i индекс строки, в которой '1' располагается в 0-м столбце i-й группы столбцов 0 1 2 8 10 1 0 9 13 2 0 14

Таблица 6 i индекс строки, в которой '1' располагается в 0-м столбце i-й группы столбцов 0 17 19 1 18 25 2 30

В отношении длины $$N_{ldpc}$$ первого кодового слова LDPC, имеющего матрицу проверки четности, представленную на фиг. 6A и 6B, длины $$N_{ldpc2}$$ второго кодового слова LDPC, $$R_1$$ первого кодового слова LDPC, $$R_2$$ второго кодового слова LDPC, и скорости $$R$$ кодирования, длину $$K_{ldpc}$$ информационных битов LDPC и вышеописанные переменные $$M,Q_{ldpc1},Q_{ldpc2}$$ можно определить согласно нижеприведенной таблице 7.

Таблица 7 N_ldpc N_ldpc2 R₁ R₂ K_ldpc M Q_ldpc1 Q_ldpc2 4320 8640 1/2 1/4 2160 72 30 60

Вариант осуществления, представляющий позицию вес-1 матрицы проверки четности можно выразить согласно нижеследующей таблице 8 с использованием матрицы проверки четности, имеющей параметры таблицы 7 и имеющей структуру, представленную на фиг. 6A и 6B, и выражающую индекс строки вес-1 в 0-м столбце каждой группы столбцов, как описано выше. В выражении матрицы проверки четности, индекс группы столбцов, обозначенный 'i' в таблице 8, в общем случае, можно исключить.

Таблица 8 i индекс строки, в которой '1' располагается в 0-м столбце i-й группы столбцов 0 142 150 213 247 507 538 578 828 969 1042 1107 1315 1509 1584 1612 1781 1934 2106 2117 2536 2748 3073 6181 6186 6192 1 3 17 20 31 97 466 571 580 842 983 1152 1226 1261 1392 1413 1465 1480 2047 2125 2374 2523 2813 4797 4898 5332 2 49 169 258 548 582 839 873 881 931 995 1145 1209 1639 1654 1776 1826 1865 1906 1956 2997 4265 4843 6118 6130 6381 3 148 393 396 486 568 806 909 965 1203 1256 1306 1371 1402 1534 1664 1736 1844 1947 2055 2247 3337 3419 3602 4638 5528 4 185 191 263 290 384 769 981 1071 1202 1357 1554 1723 1769 1815 1842 1880 1910 1926 1991 2518 2984 4098 4307 4373 4953 5 424 444 923 1679 2416 2673 3127 3151 3243 3538 3820 3896 4072 4183 4256 4425 4643 4834 4882 5421 5750 5900 5929 6029 6030 6 91 436 535 978 2573 2789 2847 3356 3868 3922 3943 4085 4228 4357 4712 4777 4852 5140 5313 5381 5744 5931 6101 6250 6384 7 362 677 821 1695 2375 2622 2631 2782 2815 2827 2897 3031 3034 3314 3351 3369 3560 3857 4784 5283 5295 5471 5552 5995 6280 8 1117 1392 1454 2030 2667 2826 2877 2898 3504 3611 3765 4079 4100 4159 4362 4385 4442 4651 4779 5395 5446 5450 5472 5730 6311 9 35 840 1477 2152 3977 6205 6455 10 1061 1202 1836 1879 2239 5659 5940 11 242 286 1140 1538 3869 4260 4336 12 111 240 481 760 2485 4509 5139 13 59 1268 1899 2144 5044 5228 5475 14 737 1299 1395 2072 2664 3406 6395 15 34 288 810 1903 3266 5954 6059 16 232 1013 1365 1729 2952 4298 4860 17 410 783 1066 1187 3014 4134 6105 18 113 885 1423 1560 2761 3587 5468 19 760 909 1475 2048 4046 4329 4854 20 68 254 420 1867 2210 2293 2922 21 283 325 334 970 5308 5953 6201 22 168 321 479 554 2676 4106 4658 23 378 836 1913 1928 2587 2626 4239 24 101 238 964 1393 2346 3516 3923 25 304 460 1497 1588 2295 5785 6332 26 151 192 1075 1614 2464 5394 5987 27 297 313 677 1303 3090 3288 3829 28 329 447 1348 1832 4236 4741 4848 29 582 831 984 1900 4129 4230 5783

Числа, представленные в таблице 8, включают в себя числа, выражающие позицию вес-1 матрицы проверки четности структуры, представленной на фиг. 1, представленной в таблице 2. Как описано выше, таблица 8 также может отдельно выражать информацию вес-1 в отношении первой матрицы проверки четности и информацию вес-1 в отношении второй матрицы проверки четности.

Далее, в настоящем изобретении описан процесс кодирования на основании матрицы проверки четности, форма которой представлена на фиг. 6A и 6B. В дальнейшем, для удобства описания, в настоящем изобретении приведено описание исходя из предположения случая выражения информации, касающейся матрицы проверки четности, форма которой представлена на фиг. 6A и 6B, и индекса строки, где вес-1 присутствует в 0-м столбце каждой группы столбцов, согласно таблице 8. Таким образом, количество $$K_{ldpc}$$ информационных битов кода LDPC равно 2160, количество $$N_{ldpc}$$ битов первого кодового слова LDPC равно 4320, количество $$N_{ldpc2}$$ битов второго кодового слова LDPC равно 8640, $$M$$ равно 72, $$Q_{ldpc1}$$ равно 30, $$Q_{ldpc2}$$ равно 60, первая скорость $$R_1$$ кодирования LDPC равна 1/2, вторая скорость $$R_1$$ кодирования LDPC равна 1/4, количество битов первой четности равно $$N_{ldpc}-K_{ldpc}$$ (=2160), количество $$M_{IR}$$ битов второй четности равно $$N_{ldpc2}-N_{ldpc}=4320$$ , и сумма количества битов первой четности и количества битов второй четности равно 6480. Однако описанный ниже процесс кодирования также применим к другим скоростям кодирования, другим длинам кодового слова и другим матрицам проверки четности. 'биты первой четности' можно именовать 'первой частью четности'. 'биты второй четности' можно именовать 'второй частью четности'.

Кодовое слово можно выразить уравнением (20).

$$\Lambda =[{\lambda }_0,{\lambda }_1,{\lambda }_2,\cdots ,{\lambda }_{N_{ldpc2}-1}]$$

$$\begin{array}{l}=[i_0,i_1,\cdots ,i_{K_{ldpc}-1},p_0,p_1,\cdots ,p_{N_{ldpc2}-K_{ldpc}-1}]\\ =[i_0,i_1,\cdots ,i_{K_{ldpc}-\mathrm{1,}}{p}_0^1,p_1^1,\cdots ,p_{N_{ldpc}-K_{ldpc}-1}^1,p_0^2,p_1^2,\cdots ,p_{N_{ldpc2}-N_{ldpc}-1}^2]\end{array}$$ .(20)

В уравнении (20) биты четности $$[p_0,p_1,\cdots ,p_{N_{ldpc2}-K_{ldpc}-1}]$$ состоят из 'битов первой четности' $$[p_0,p_1,\cdots ,p_{N_{ldpc}-K_{ldpc}-1}]=[p_0^1,p_1^1,\cdots ,p_{N_{ldpc}-K_{ldpc}-1}^1]$$ и 'битов второй четности' $$[p_0^2,p_1^2,\cdots ,p_0^2,p_1^2,\cdots ,p_{N_{ldpc2}-N_{ldpc}-1}^2]$$ , 'биты второй четности' можно именовать 'битами четности с нарастающей избыточностью (IR)'. $${\lambda }_i$$ это i-й бит кодового слова, $$i_i$$ это i-й информационный бит, $$p_i$$ это i-й бит четности, $$p_i^1$$ это i-й бит первой четности, и $$p_i^2$$ это i-й бит второй четности. 'биты первой четности' получаются путем осуществления кодирования на основании только первой матрицы проверки четности. Таким образом, в случае намерения получить кодовое слово, скорость кодирования которого относительно высока, кодер может генерировать биты первой четности для генерации первого кодового слова LDPC с использованием только первой матрицы проверки четности. Напротив, в случае намерения получить кодовое слово, скорость кодирования которого низка, кодер может генерировать бит первой четности в бит второй четности для генерации второго кодового слова LDPC с использованием второй матрицы проверки четности. Процесс для генерации битов первой четности на основании только первой матрицы проверки четности описан выше.

Далее в настоящем изобретении описано процесс для приема информационных битов $$[i_0,i_1,i_2,\cdots ,i_{K_{ldpc}-1}]$$ для генерации битов четности $$[p_0,p_1,\cdots ,p{}_{N_{ldpc2}-K_{ldpc}-1}]$$ , включающих в себя 'биты первой четности' и 'биты второй четности'.

На этапе 1, кодер инициализирует все биты четности равными 0 согласно нижеследующему уравнению (21).

$$p_0=p_1=\cdots =p_{N_{ldpc2}-K_{ldpc}-1}=0$$ . (21)

где $$p_i$$ - i-й бит четности, $$K_{ldpc}$$ - количество информационных битов LDPC, и $$N_{ldpc2}$$ - количество битов второго кодового слова LDPC.

На этапе 2, кодер накапливает 0-й информационный бит $$i_0$$ по адресу бита четности, представленному в 0-й строке таблицы 7. Другими словами, кодер осуществляет операцию согласно нижеследующему уравнению (22).

$$p_{142}=p_{142}\oplus i_0$$ $$p_{1107}=p_{1107}\oplus i_0$$ $$p_{2536}=p_{2536}\oplus i_0$$ $$p_{150}=p_{150}\oplus i_0$$ $$p_{1315}=p_{1315}\oplus i_0$$ $$p_{2748}=p_{2748}\oplus i_0$$ $$p_{213}=p_{213}\oplus i_0$$ $$p_{1509}=p_{1584}\oplus i_0$$ $$p_{3073}=p_{3073}\oplus i_0$$ $$p_{247}=p_{247}\oplus i_0$$ $$p_{1584}=p_{1584}\oplus i_0$$ $$p_{6181}=p_{6181}\oplus i_0$$ $$p_{507}=p_{507}\oplus i_0$$ $$p_{1612}=p_{1612}\oplus i_0$$ $$p_{6186}=p_{6186}\oplus i_0$$ $$p_{538}=p_{538}\oplus i_0$$ $$p_{1781}=p_{1781}\oplus i_0$$ $$p_{6192}=p_{6192}\oplus i_0$$ $$p_{578}=p_{578}\oplus i_0$$ $$p_{1934}=p_{1934}\oplus i_0$$   $$p_{828}=p_{828}\oplus i_0$$ $$p_{2106}=p_{2106}\oplus i_0$$   $$p_{969}=p_{969}\oplus i_0$$ $$p_{2117}=p_{2117}\oplus i_0$$  

$$p_{1042}=p_{1042}\oplus i_0$$   (22)

где $$i_0$$ - 0-й информационный бит, $$p_i$$ - i-й бит четности, и $$\oplus$$ обозначает двоичную операцию. Согласно двоичной операции, $$1\oplus 1$$ равно 0, $$1\oplus 0$$ равно 1, $$0\oplus 1$$ равно 1, и $$0\oplus 0$$ равно 0. Как показано в уравнении (22), адреса четностей с первой по 19-ю идентичны показанным в уравнении (4).

На этапе 3, в отношении остальных M-1(=7) информационных битов $$i_m(m=\mathrm{1,2,}\cdots \mathrm{,71})$$ , кодер накапливает 0-й информационный бит $$i_m$$ по адресу бита четности. При этом адрес бита четности можно определить согласно нижеследующему уравнению (23) или уравнению (24).

$$\{x+(m\mathrm{mod}72)\times Q_{ldpc1}\}\mathrm{mod}(N_{ldpc}-K_{ldpc})есл{и}_{}x<N_{ldpc}-K_{ldpc}$$ .(23)

где $$x$$ - значение адреса накопителя битов четности, связанного с информационным битом, $$Q_{ldpc1}$$ - величина сдвига каждого столбца в первой частичной матрице матрицы проверки четности, $$N_{ldpc}$$ - длина первого кодового слова LDPC, и $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC.

$$\begin{array}{l}{N}_{ldpc}-K_{ldpc}+\{x-(N_{ldpc}-K_{ldpc})+(m\mathrm{mod}72)\times Q_{ldpc2}\}\mathrm{mod}{M}_{IR}\\ есл{и}_{}x\ge N_{ldpc}-K_{ldpc}\end{array}$$ .(24)

где $$N_{ldpc}$$ - длина первого кодового слова LDPC, и $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC, $$x$$ - значение адреса накопителя битов четности, связанного с информационным битом, и $$Q_{ldpc2}$$ - величина сдвига каждого столбца в части информационного слова, предназначенной для второй матрицы проверки четности, и $$M_{IR}$$ - количество битов второй четности, равное $$(N_{ldpc2}-N_{ldpc})$$ . Здесь, $$M_{IR}$$ может быть равно 4320, $$N_{ldpc}$$ может быть равно 4320, $$Q_{ldpc1}$$ может быть равно 30, и $$Q_{ldpc2}$$ может быть равно 60.

В уравнении (23) и уравнении (24), $$x$$ - значение адреса накопителя битов четности, связанного с информационным битом $$i_m$$ , такое же, как для 0-й строки таблицы 8. Таким образом, $$x$$ равно $$\{\mathrm{142,152,}\cdots \mathrm{,6181,6186,6192}\}$$ . Кроме того, уравнение (20) можно вывести из уравнения (15) и уравнения (16), представляющих позицию 1 в матрице проверки четности. Кроме того, $$M,Q_{ldpc\mathrm{1,}}{Q}_{ldpc2}$$ являются разными постоянными значениями в зависимости от скорости кодирования. Скорость кодирования $$R1$$ равна 1/2, $$R2$$ равна 1/4, и используется матрица проверки четности, форма которой представлена на фиг. 6A и 6B, и в случае, когда информация позиции 1 в каждой группе столбцов такая же, как таблице 8, $$M$$ равно 72, $$Q_{ldpc1}$$ равно 30, и $$Q_{ldpc2}$$ равно 60.

На этапе 4, в отношении каждой группы из 72 информационных битов, новая строка адресных таблиц используется для определения адреса бита четности.

На этапе 5, после осуществления вышеупомянутого процесса на всех информационных битах, последние биты четности определяются следующим образом. Осуществляется операция согласно уравнению (25). При этом, $$i$$ инициализируется равным 1.

$$p_i=p_i\oplus p_{i-1}{,}_{}{}_{}i=\mathrm{1,2,}\cdots ,N_{ldpc2}-K_{ldpc}-1$$ (25)

где $$p_i$$ - i-й бит четности, $$N_{ldpc2}$$ - длина второго кодового слова LDPC, $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC, и $$\oplus$$ обозначает двоичную операцию. Согласно двоичной операции, $$1\oplus 1$$ равно 0, $$1\oplus 0$$ равно 1, $$0\oplus 1$$ равно 1, и $$0\oplus 0$$ равно 0.

Кодер определяет окончательные значения $$p_i(i=\mathrm{0,1,2,}\cdots ,N_{ldpc}-K_{ldpc}-1)$$ как биты четности.

Как описано выше, столбец матрицы проверки четности, связанный с $$i_0$$ , является первым столбцом первой группы столбцов в матрице проверки четности структуры представленный на фиг. 6. Поэтому, на этапе 2, значение адреса бита четности, связанного с $$i_0$$ , совпадает с индексом 0-й строки таблицы 8, и также совпадает со значением позиции строки, где 1 располагается в 0-м столбце 0-й группы столбцов. Кроме того, на этапе 3, позицию строки, где располагается 1 других столбцов, принадлежащих 0-й группе столбцов, можно выразить согласно уравнению (16) и уравнению (17). Кроме того, позицию строки можно выразить согласно уравнению (23) и уравнению (24), что позволяет выразить значение адреса бита четности. Таким образом, таблицу 8, представляющую позицию вес-1 матрицы проверки четности, можно использовать как значение адреса бита четности в ходе процесса кодирования.

Как описано выше, кодирование может осуществляться на основании матрицы проверки четности, форма которой представлена на фиг. 6A и 6B. Как описано выше, матрица проверки четности, представленная на фиг. 6A и 6B, делится на часть информационного слова и часть четности (включены первая часть четности и вторая часть четности), причем часть информационного слова может состоять из множества групп столбцов, и информация, где присутствует вес-1 части информационного слова матрицы проверки четности, можно выразить на основании значения индекса строки где присутствует вес-1 0-го столбца каждой группы столбцов. Кроме того, адрес бита четности выражается на основании значения индекса строки, где присутствует вес-1 0-го столбца каждой группы столбцов, и используется в ходе процесса кодирования. Кроме того, в случае, когда требуются только биты первой четности, кодирование может осуществляться на основании только первого участка матрицы проверки четности в матрице проверки четности, имеющей структуру, показанную на фиг. 1, или матрице проверки четности, показанной на фиг. 6A и 6B, и в случае, когда требуются и бит первой четности, и бит второй четности, кодирование может осуществляться на основании второй матрицы проверки четности, показанной на фиг. 6A и 6B. Процесс для осуществления кодирования на основании только первого участка матрицы проверки четности и процесс для осуществления кодирования на основании только второго участка матрицы проверки четности идентичны тем, которые не осуществляют кодирование по адресу бита четности, превышающему $$N_{ldpc}-K_{ldpc}$$ в ходе процесса кодирования, и не осуществляют процесс, выраженный уравнением (24).

Сокращение и прореживание, когда кодирование осуществляется на основании матрицы проверки четности, форма которой представлена на фиг. 6A и 6B, описаны ниже со ссылкой на фиг. 2.

В случае, когда длина $$K_I$$ информационных битов, поступающих на блок 204 заполнения нулями, равна 5, длина $$K_{bch}$$ строки входных битов BCH-кодера 206 равна 8, длина $$K_{ldpc}$$ строки входных битов LDPC-кодера 208 равна 10, длина $$N_{ldpc}$$ строки выходных битов LDPC-кодера 208 равна 20, и $$N_{ldpc2}$$ равно 40, количество $$(K_{bch}-K_l)$$ сокращенных битов равно 3 (=8-5). При этом, исходя из того, что шаблон сокращения задается как $$\left\{\mathrm{7,1,4,6,2,8,3,5,0,9}\right\}$$ , шаблон прореживания бита первой четности задается как $$\left\{\mathrm{1,4,8,6,3,0,2,5,7,9}\right\}$$ , шаблон прореживания бита второй четности задается как $$\left\{\mathrm{0,2,4,6,8,10,12,14,16,18,1,3,5,7,9,11,13,15,17,19}\right\}$$ , и количество битов прореживания равно 24, сокращение и прореживание осуществляются нижеследующим образом.

Строка выходных битов BCH-кодера 206, показанного на фиг. 2, такая же, как описано выше. Строка $$C_{ldpc}$$ выходных битов LDPC-кодера 208 в отношении строки входных битов $$[i_0,i_1,i_2,i_3,i_4,i_5,i_6,i_7,i_8,i_9]$$ LDPC-кодера 208 задается нижеследующим уравнением (26).

$$C_{ldpc2}=[c_0,c_0,\cdots ,c_{39}]$$

$$\begin{array}{l}=[i_0,i_1,i_2,i_3,i_4,i_5,i_6,i_7,i_8,i_9,p_0,p_1,\cdots ,p_9,p_{10},p_{11},\cdots ,p_{29}]\\ =[i_0,i_1,i_2,i_3,i_4,i_5,i_6,i_7,i_8,i_9,p_0^1,p_1^1,\cdots ,p_9^1,p_0^2,p_1^2,\cdots ,p_{19}^2]\\ =[s_0\mathrm{,0,}{s}_1,s_2\mathrm{,0,}{s}_3,s_4\mathrm{,0,}{p}_{bch\mathrm{,0}},p_{bch\mathrm{,1,}}{p}_0^1,p_1^1,\cdots ,p_9^1,p_0^2,p_1^2,\cdots ,p_{19}^2]\end{array}$$ .(26)

где $$C_{ldpc2}$$ - второе кодовое слово LDPC, $$c_j$$ - j-й бит второго кодового слова LDPC, $$i_j$$ - j-й бит кодового слова BCH, $$s_j$$ - j-й бит из информационных битов, $$p_{bch,j}$$ - j-й бит четности кодового слова BCH, $$p_j^1$$ - j-й бит первой четности кодового слова LDPC, и $$p_j^2$$ - j-й бит второй четности кодового слова LDPC.

Столбец $$C_{ldpc2}$$ выходных битов поступает на блок 210 прореживания, заполненные биты удаляются блоком 204 заполнения нулями, и 24 бита четности прореживаются согласно шаблону прореживания. При этом первый шаблон прореживания применяется к первой четности, и второй шаблон прореживания применяется ко второй четности. Кроме того, биты второй четности прореживаются с приоритетом, и затем прореживаются биты первой четности. Таким образом, поскольку предполагается, что количество битов прореживания равно 24, прореживаются все 20 битов второй четности. Поскольку предыдущие четыре значения в первом шаблоне прореживания равны 1,4,8,6, строка выходных битов задается нижеследующим уравнением (27).

$$[s_0,s_1,s_2,s_3,s_4,p_{bch\mathrm{,0}},p_{bch\mathrm{,1}},p_0^1,p_2^1,p_3^1,p_5^1,p_7^1,p_9^1]$$ (27)

где $$s_j$$ - j-й бит из информационных битов, $$p_{bch,j}$$ - j-й бит четности кодового слова BCH, и $$p_j^1$$ -j-й бит первой четности кодового слова LDPC.

В частности, в случае осуществления LDPC-кодирования на основании матрицы проверки четности структуры, представленной на фиг. 6A и 6B, последовательность сокращенных и прореженных битов можно определить на основе групп информационных битов. Таким образом, настоящее изобретение предусматривает деление информационных битов и битов четности, образующих кодовое слово, на множество групп информационных битов, включающих в себя заранее определенное количество битов, и определение последовательности сокращенных и прореженных групп в отношении групп информационных битов к группам битов четности, с последующим сокращением и прореживанием битов на необходимое количество на основании шаблона сокращения и шаблона прореживания, определенных на групповой основе. Кроме того, настоящее изобретение предусматривает различение между битами первой четности и битами второй четности для определения шаблона прореживания и прореживание битов второй четности с приоритетом при осуществлении прореживания.

Затем, последовательность прореживания для бита четности определяется следующим образом.

Фиг. 7A и 7B иллюстрируют группирование битов четности в системе связи/широковещания согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения. В частности, фиг. 7A и 7B иллюстрируют случай использования матрицы проверки четности, имеющей структуру матрицы проверки четности, показанной на фиг. 6.

Согласно фиг. 7A, биты четности $$[p_0,p_1,\cdots ,p_{N_{ldpc2}-K_{ldpc}-1}]$$ кода LDPC включают в себя 'биты первой четности' $$[p_0^1,p_1^1,\cdots ,p_{N_{ldpc}-K_{ldpc}-1}^1]$$ и 'биты второй четности' $$[p_0^2,p_1^2,\cdots ,p_{N_{ldpc2}-K_{ldpc}-1}^2]$$ . 'Биты первой четности' или 'первая часть четности' $$[p_0^1,p_1^1,\cdots ,p_{N_{ldpc}-K_{ldpc}-1}^1]$$ делится на $$Q_{ldpc1}$$ групп битов четности, состоящих из $$K_{ldpc}$$ битов. Здесь, $$Q_{ldpc1}$$ эквивалентно значению, полученному делением количества $$(N_{parity1}=N_{ldpc}-K_{ldpc})$$ битов первой четности на $$M$$ . Соответствующие группы первой четности или группы битов четности 'первой части четности' может задаваться уравнением (28).

$$P_j^1={\{p_k^1|(k\mathrm{mod}{Q}_{ldpc1})=j\mathrm{,0}\le k<N_{ldpc}-K_{ldpc}\}}_{}дл{я}_{}0\le j<Q_{ldpc1}$$ (28)

где $$P_j^1$$ - j-я группа битов первой четности или j-я группа битов четности в первой части четности, $$p_k^1$$ - k-й бит первой четности, $$Q_{ldpc1}$$ - количество групп битов первой четности, $$N_{ldpc}$$ - длина первого кодового слова LDPC, и $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC. Таким образом, размер группы битов первой четности означающий, что количество битов каждой группы битов первой четности равно $$M$$ , и количество групп битов первой четности равно $$Q_{ldpc1}$$ .

'Биты второй четности' $$[p_0^2,p_1^2,\cdots ,p_{N_{ldpc2}-N_{ldpc}-1}^2]$$ делятся на $$Q_{ldpc2}$$ групп битов второй четности, состоящих из $$K_{ldpc}$$ битов или групп битов четности 'второй части четности'. Здесь, $$Q_{ldpc2}$$ эквивалентно значению, полученному делением количество $$N_{punc}$$ битов четности на $$M$$ . Соответствующие группы битов второй четности могут задаваться уравнением (29).

$$P_j^2={\{p_k^2|(k\mathrm{mod}{Q}_{ldpc2})=j\mathrm{,0}\le k<N_{ldpc2}-K_{ldpc}\}}_{}дл{я}_{}0\le j<Q_{ldpc2}$$ (29)

где $$P_j^2$$ - j-я группа битов второй четности или j-я группа битов четности во второй части четности, $$p_k^2$$ - k-й бит второй четности, $$Q_{ldpc2}$$ - количество групп битов второй четности, $$N_{ldpc2}$$ - длина второго кодового слова LDPC, и $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC. Таким образом, размер группы битов второй четности, означающий, что количество битов каждой группы битов второй четности равно $$M$$ , и количество групп битов второй четности равно $$Q_{ldpc2}$$ .

Согласно фиг. 7B, когда 'биты первой четности' преобразуются согласно нижеследующему уравнению (30), можно конфигурировать группы битов первой четности, заданные уравнением (31). Уравнение (30) вызывает эффект перемежения битов четности.

$$d_{M\cdot t+s}^1=p_{Q_{ldpc1}\cdot s+t}^1{{}_{}}_{}дл{я}_{}0\le s<M{,}_{}0\le t<Q_{ldpc1}$$ .(30)

где $$d_j^1$$ - j-й бит первой четности после преобразования, $$p_j^1$$ - j-й бит первой четности до преобразования, и $$Q_{ldpc1}$$ - количество групп битов первой четности.

$$P_j^1={\left\{d_k^1|l=\lfloor \frac{k}{M}\rfloor {,}_{}0\le k<N_{ldpc}-K_{ldpc}\right\}}_{}дл{я}_{}0\le j<Q_{ldpc1}$$ (31)

где $$p_j^1$$ - j-я группа битов первой четности, $$d_k^1$$ - k-й бит первой четности после преобразования, $$M$$ - количество столбцов, включенных в одну группу столбцов матрицы проверки четности, форма которой представлена на фиг. 6B, $$N_{ldpc}$$ - длина первого кодового слова LDPC, и $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC. Таким образом, размер каждой группы битов первой четности равен $$M$$ , и количество групп битов первой четности равно $$Q_{ldpc1}$$ .

Согласно фиг. 7B, когда 'биты второй четности' преобразуются согласно нижеследующему уравнению (32), можно конфигурировать группы битов второй четности, заданные уравнением (33). Уравнение (32) вызывает эффект перемежения битов четности.

$$d_{M\cdot t+s}^2=p_{Q_{ldpc2}\cdot s+t}^2{{}_{}}_{}дл{я}_{}0\le s<M{,}_{}0\le t<Q_{ldpc2}$$ .(32)

где $$d_j^2$$ - j-й бит второй четности после преобразования, $$p_j^2$$ - j-й бит второй четности до преобразования, и $$Q_{ldpc2}$$ - количество групп битов второй четности.

$$P_j^2={\left\{d_k^2|l=\lfloor \frac{k}{M}\rfloor {,}_{}0\le k<N_{ldpc2}-K_{ldpc}\right\}}_{}дл{я}_{}0\le j<Q_{ldpc2}$$ .(33)

где $$p_j^2$$ - j-я группа битов второй четности, $$d_k^2$$ - k-й бит второй четности после преобразования, $$M$$ - количество столбцов, включенных в одну группу столбцов матрицы проверки четности, форма которой представлена на фиг. 6B, $$N_{ldpc2}$$ - длина второго кодового слова LDPC, и $$N_{ldpc}$$ - длина первого кодового слова LDPC. Таким образом, размер каждой группы битов второй четности равен $$M$$ , и количество групп битов второй четности равно $$Q_{ldpc2}$$ .

Согласно вышесказанному, биты четности $$[p_0,p_1,\cdots ,p_{N_{ldpc2}-K_{ldpc}-1}]$$ разделены на 'биты первой четности' $$[p_0^1,p_1^1,\cdots ,p_{N_{ldpc}-K_{ldpc}-1}^1]$$ и 'биты второй четности' $$[p_0^2,p_1^2,\cdots ,p_{N_{ldpc2}-N_{ldpc}-1}^2]$$ . Однако в случае, когда биты четности не делятся на биты первой четности и биты второй четности, биты четности можно выразить в виде групп битов четности согласно нижеследующему уравнению (34).

$$P_j^1={\{p_k^1|(k\mathrm{mod}{Q}_{ldpc1})=j{,}_{}0\le k<N_{ldpc}-K_{ldpc}\}}_{}дл{я}_{}0\le j<Q_{ldpc1}$$

$$P_{Q_{ldpc1}+j}=\{p_k|(k\mathrm{mod}{Q}_{ldpc2})=j{,}_{}{N}_{ldpc}-K_{ldpc}\le k<N_{ldpc2}-K_{ldpc}\}$$

$$дл{я}_{}0\le j<Q_{ldpc2}$$ .(34)

где $$P_j^1$$ - j-я группа битов первой четности, $$p_k^1$$ - k-й бит четности, сумма $$Q_{ldpc1}$$ и $$Q_{ldpc2}$$ - количество групп битов четности, равное $$(N_{ldpc2}-K_{ldpc})/M$$ , $$Q_{ldpc1}$$ - количество групп битов первой четности, $$Q_{ldpc2}$$ - количество групп битов второй четности, $$N_{ldpc2}$$ - длина второго кодового слова LDPC, $$N_{ldpc}$$ - длина первого кодового слова LDPC, и $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC. Таким образом, размер группы битов четности означает, что количество битов каждой группы битов четности равно $$M$$ , и количество групп битов четности равно $$Q_{ldpc1}+Q_{ldpc2}$$ .

Согласно фиг. 7B, когда 'биты четности' преобразуются согласно уравнению (35), можно конфигурировать группы битов четности, заданные уравнением (36). Уравнение (35) вызывает эффект перемежения битов четности.

$$d_{M\cdot t+s}=p_{Q_{ldpc}\cdot s+t}{}_{}дл{я}_{}0\le s<M{,}_{}0\le t<Q_{ldpc1}$$

$$d_{(N_{ldpc}-K_{ldpc})+M\cdot t+s}=p_{(N_{ldpc}-K_{ldpc})+Q_{ldpc2}\cdot s+t}{}_{}дл{я}_{}0\le s<M{,}_{}0\le t<Q_{ldpc2}$$ .(35)

где $$d_j$$ - j-й бит четности после преобразования, $$p_j$$ - j-й бит четности до преобразования, $$M$$ - количество битов группы битов четности, $$Q_{ldpc1}$$ - количество групп битов первой четности, и $$Q_{ldpc2}$$ - количество групп битов второй четности.

$$P_j={\left\{d_k|j=\lfloor \frac{k}{M}\rfloor {,}_{}0\le k<N_{ldpc2}-K_{ldpc}\right\}}_{}дл{я}_{}0\le j<Q_{ldpc1}+Q_{ldpc2}$$ .(36)

где $$P_j$$ - j-я группа битов четности, $$d_k$$ - k-й бит четности после преобразования, $$M$$ - размер группы битов четности, $$N_{ldpc2}$$ - длина второго кодового слова LDPC, $$K_{ldpc}$$ - длина информационных битов LDPC, и $$Q_{ldpc1}+Q_{ldpc2}$$ - количество групп битов четности.

В уравнениях (28) и (31), биты четности, образующие j-ю группу битов первой четности $$P_j^1$$ , одинаковы. Другими словами, биты четности, образующие каждую группу битов первой четности, не изменяются. Однако, когда позиция битов первой четности преобразуются согласно уравнению (30), последовательные биты на основе битов $$d_l^1$$ после преобразования конфигурируются как одна группа битов четности, так что удобство в аспекте обработки возрастает. Кроме того, в уравнении (29) и уравнении (33), биты четности, образующие j-ю группу битов второй четности $$P_j^2$$ , одинаковы. Другими словами, биты второй четности, образующие каждую группу битов второй четности, не изменяются. Однако, когда позиция битов второй четности преобразуются согласно уравнению (32), последовательные биты на основе битов $$d_l^2$$ после преобразования конфигурируются как одна группа битов четности, так что удобство в аспекте обработки возрастает. Кроме того, в уравнении (34) и уравнении (36), биты четности, образующие j-ю группу битов четности $$P_j^{}$$ , одинаковы. Другими словами, биты четности, образующие каждую группу битов четности, не изменяются. Однако, когда позиция битов четности преобразуется согласно уравнению (35), последовательные биты на основе битов $$d_l^{}$$ после преобразования конфигурируются как одна группа битов четности, так что удобство в аспекте обработки возрастает.

Поскольку биты в одной и той же группе битов первой четности до группы битов второй четности имеют одинаковую степень и одинаковую характеристику цикла, когда шаблон прореживания определяется на групповой основе, гарантируется такая же производительность, как при нахождении оптимизированного шаблона прореживания на битовой основе. Таким образом, настоящее изобретение предусматривает определение шаблона прореживания на основе групп битов четности.

Шаблон сокращения и шаблон прореживания согласно варианту осуществления настоящего изобретения можно определить согласно нижеследующим правилам.

[Правило 1] В отношении кода данной длины $$(N_{ldpc},K_{ldpc})$$ или $$(N_{ldpc},N_{ldpc2},K_{ldpc})$$ , в случае, когда количество информационных битов является постоянным и переменным, задаются разные шаблоны сокращения и шаблоны прореживания. В случае, когда количество информационных битов постоянно, достаточно определить оптимизированный шаблон прореживания битов сокращения в отношении только одной длины. Однако в случае, когда количество информационных битов является переменным, требуются оптимизированный шаблон сокращения и оптимизированный шаблон прореживания в отношении множества длин.

[Правило 2] Задаются шаблон сокращения и шаблон прореживания изменяющиеся на основании схемы модуляции.

[Правило 3] Задаются другой шаблон сокращения и другой шаблон прореживания, изменяющиеся на основании отношения сокращения и прореживания. Например, соотношение между количеством сокращенных битов и количеством прореженных битов можно применять согласно уравнению (37). В этом случае, отношение сокращения и прореживания определяется на основании постоянной A и постоянной B.

$$N_{punc}=\lfloor A\cdot N_{short}-B\rfloor$$ .(37)

где $$N_{punc}$$ - количество битов прореживания, $$N_{short}$$ - количество битов сокращения, $$A$$ и $$B$$ - постоянные, определяющие отношение сокращения и прореживания. $$A$$ - постоянная, превышающая 0, которая означает отношение прореживания и сокращения. Таким образом, значение $$A$$ связано со скоростью кодирования. $$B$$ может быть положительным целым числом, отрицательным целым числом или 0, и является поправочным коэффициентом. Значение A и значение B может изменяться на основании количество входных битов. Очевидно, что количество $$N_{punc}$$ фактически прореженных битов можно корректировать от значения $$N_{punc}$$ , полученного на основании уравнения (37) с учетом схемы модуляции и схемы передачи. Например, чтобы сделать количество фактически передаваемых битов кодового слова кратным количеству битов, образующих схему модуляции, можно корректировать $$N_{punc}$$ , полученное на основании уравнения (37).

Согласно уравнению (37), количество $$N_{punc}$$ битов прореживания, соответствующее данному количеству $$N_{short}$$ битов сокращения, определяется на основании $$A$$ и $$B$$ . Таким образом, на основании $$A$$ и $$B$$ задаются разные шаблон прореживания и шаблон сокращения.

[Правило 4] Форма матрицы проверки четности, имеющей структуру, показанную на фиг. 6B, имеет основное допущение прореживания битов второй четности в первую очередь. Таким образом, предпочтительно определять шаблон прореживания для битов первой четности на основании первой матрицы проверки четности в первую очередь в структуре, показанной на фиг. 6B, и затем определять шаблон прореживания для битов второй четности на основании второй матрицы проверки четности.

В дальнейшем, настоящее изобретение подробно описан процесс для определения шаблона сокращения и шаблона прореживания.

[Этап 1] Настоящее изобретение предусматривает деление битов кодового слова LDPC на группы информационных битов, включающие в себя M битов, и группы битов четности, включающие в себя M битов.

[Этап 2] настоящее изобретение предусматривает определение группы сокращенных информационных битов среди множества групп информационных битов. Группа сокращенных информационных битов соответствует группе удаленных столбцов в матрице проверки четности. Когда надлежащая группа столбцов удалена, может поддерживаться оптимизированная производительность кодирования. Поэтому выбирается группа столбцов, где поддерживается наилучшая производительность кодирования, когда соответствующая группа столбцов удалена. Кроме того, задается шаблон сокращения, который сокращает группу информационных битов, соответствующую выбранной группе столбцов. При этом форма матрицы проверки четности основана на матрице проверки четности, показанной на фиг. 1, или 'первой матрице проверки четности' в матрице проверки четности, показанной на фиг. 6B.

[Этап 3] Настоящее изобретение предусматривает определение шаблона прореживания в отношении битов первой четности на основании сокращенных битов или групп сокращенных битов. Настоящее изобретение предусматривает определение количество битов прореживания согласно уравнению (37) и выбор группы битов четности для прореживания количества групп битов четности, соответствующего количеству битов прореживания. Таким образом, в случае, когда сокращено Z групп битов, поскольку сокращено $$Z\times M$$ битов, нужно прореживать $$Y=\lfloor \frac{Z\cdot M-B}{M}\rfloor$$ групп битов четности. Соответственно, настоящее изобретение предусматривает выбор групп битов четности, соответствующих Y группам столбцов части четности, которые могут гарантировать высокую производительность, даже когда они прореживаются в матрице проверки четности, и задание шаблона прореживания для прореживания группы битов четности, соответствующие выбранным группам столбцов четности в матрице проверки четности. Группы столбцов части четности в матрице проверки четности означают столбцы части четности, соответствующие битам в группах битов четности. При этом, $$Y$$ подгрупп столбцов выбираются так, чтобы степень строки матрицы проверки четности была постоянной. При этом форма матрицы проверки четности основана на матрицах проверки четности, показанных на фиг. 1, или 'первой матрице проверки четности' в матрице проверки четности, показанной на фиг. 6B.

[Этап 4] Настоящее изобретение предусматривает повторение этапа 2 и этапа 3, пока не будут выбраны все группы битов.

[Этап 5] Шаблон прореживания для битов второй четности определяется на основании полученного ранее шаблона сокращения и шаблона прореживания для битов первой четности.

Группа столбцов частичной матрицы четности матрицы проверки четности означает группу, состоящую из столбцов матрицы проверки четности, соответствующих битам в группе битов четности, показанной на фиг. 5A и 5B, и фиг. 7A и 7B.

В дальнейшем, в настоящем изобретении пояснены примеры шаблона сокращения и шаблона прореживания, заданных, как описано выше, для множества матриц проверки четности, имеющих структуру, показанную на фиг. 1.

Согласно варианту осуществления настоящего изобретения, в случае использования схемы модуляции BPSK или QPSK на основании матрицы проверки четности, где $$N_{ldpc}$$ равно 4320, $$R_1$$ равна 1/2, $$R_2$$ равна 1/4 и $$M$$ равно 72, согласно таблице 7, шаблон сокращения может задаваться таблицей 9, шаблон прореживания битов первой четности может задаваться таблицей 10, и шаблон прореживания битов второй четности может задаваться таблицей 11.

$${\pi }_s(i)$$ это индекс группы информационных битов, сокращенной в i-й последовательности. Таким образом, индекс $${\pi }_s(0)$$ группы информационных битов, сокращенной в 0-й последовательности, равен 5. $$X_5$$ , которая является пятой группой информационных битов из $$X_i(0\le i<30)$$ , заданной уравнением (12), сокращается в 0-й последовательности, другими словами, в первую очередь. Группу информационных битов можно определить из уравнения (12). При вводе конкретного значения, уравнение (12) можно выразить нижеследующим уравнением (38).

$$X_j={\left\{m_k|j=\lfloor \frac{k}{72}\rfloor \mathrm{,0}\le k<K_{bch}\right\}}_{}дл{я}_{}0\le j<N_{group}$$ .(38)

где $$X_j$$ - j-я группа информационных битов, $$m_k$$ - k-й информационный бит кодового слова BCH, $$\lfloor x\rfloor$$ - максимальное целое число, не превышающее $$x$$ , например, $$\lfloor 2.3\rfloor$$ равно 2, $$K_{bch}$$ - длина кодового слова BCH, и $$N_{group}$$ - количество групп информационных битов. Здесь, $$N_{group}$$ равно $$\lceil \frac{K_{bch}}{72}\rceil$$ и может изменяться на основании $$N_{bc{h}_{}parity}$$ .

$${\pi }_p^1(i)$$ это индекс группы битов первой четности, прореженной в i-й последовательности. Таким образом, индекс $${\pi }_p^1(0)$$ группы битов первой четности, прореженной в 0-й последовательности, равен 1. $$P_1^1$$ , которая является группой битов первой четности первой последовательности из группы битов четности $$P_i^1(0\le i<30)$$ , выраженной уравнением (28) или уравнением (31), прореживается в 0-й последовательности, другими словами, в первую очередь. Здесь, группа битов четности может определяться уравнениями (28) - (31).

$${\pi }_p^2(i)$$ это индекс группы битов второй четности, прореженной в i-й последовательности. Таким образом, индекс $${\pi }_p^2(0)$$ группы битов второй четности, прореженной в 0-й последовательности, равен 16. $$P_{16}^2$$ , которая является группой битов второй четности шестнадцатой последовательности из группы битов четности $$P_i^2(0\le i<60)$$ , выраженной уравнением (29) или уравнением (33), прореживается в 0-й последовательности, другими словами, в первую очередь.

Как описано выше, в случае осуществления кодирования на основании структуры матрицы проверки четности, показанной на фиг. 1, или только части 'первой матрицы проверки четности', показанной на фиг. 6B, поскольку используются только биты первой четности, в случае использования схемы модуляции BPSK или QPSK на основании матрицы проверки четности, где $$N_{ldpc}$$ равно 4320, и $$R$$ равна 1/2 согласно таблице 3 согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, или в случае осуществления кодирования на основании первой матрицы проверки четности таблицы 7, шаблон сокращения может задаваться таблицей 9, и шаблон прореживания битов четности может задаваться таблицей 10.

Кроме того, как описано выше, в случае использования структуры матрицы проверки четности, показанной на фиг. 6B, но без разделения битов первой четности и битов второй четности, как описано выше, можно задать единый шаблон прореживания таблицы 12, включающей в себя таблицу 10 и таблицу 11, и посредством которого задается группа битов четности выражается согласно уравнению (34) или уравнению (36). Согласно таблице 12, задается шаблон прореживания для прореживания битов второй четности с приоритетом, и для прореживания битов первой четности после прореживания всех битов второй четности.

Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, в случае использования схемы модуляции BPSK или QPSK на основании матрицы проверки четности, где $$N_{ldpc}$$ равно 4320, $$R_1$$ равна 1/2, $$R_2$$ равна 1/4 и $$M$$ равно 72, согласно таблице 7, шаблон сокращения может задаваться таблицей 13, шаблон прореживания битов первой четности может задаваться таблицей 14, и шаблон прореживания битов второй четности может задаваться таблицей 15. При этом кодирование может осуществляться на основании значения индекса таблицы 8.

$${\pi }_s^{}(i)$$ это индекс группы информационных битов, сокращенной в i-й последовательности. Таким образом, индекс $${\pi }_s(0)$$ группы информационных битов, сокращенной в 0-й последовательности, равен 9. $$X_9$$ , которая является группа информационных битов девятой последовательности из $$X_i^{}(0\le i<30)$$ , заданной уравнением (12), сокращается в 0-й последовательности, другими словами, в первую очередь. В таблице 13, скорость кодирования 1/2 представляет скорость кодирования первого кодового слова LDPC. В случае указания второй скорости кодирования LDPC, скорость кодирования можно выразить как 1/4.

$${\pi }_p^1(i)$$ это индекс группы битов первой четности, прореженной в i-й последовательности. Таким образом, индекс $${\pi }_p^1(0)$$ группы битов первой четности, прореженной в 0-й последовательности, равен 1. $$P_{21}^1$$ , которая является группой битов первой четности 21-й последовательности из группы битов четности $$P_i^1(0\le i<30)$$ , выраженной уравнением (28) или уравнением (31), прореживается в 0-й последовательности, другими словами, в первую очередь. В таблице 14, скорость кодирования 1/2 представляет скорость кодирования первого кодового слова LDPC. В случае указания второй скорости кодирования LDPC, скорость кодирования можно выразить как 1/4.

$${\pi }_p^2(i)$$ это индекс группы битов второй четности, прореженной в i-й последовательности. Таким образом, индекс $${\pi }_p^2(0)$$ группы битов второй четности, прореженной в 0-й последовательности, равен 0. $$P_0^2$$ , которая является группой битов второй четности 0-й последовательности из группы битов четности $$P_i^2(0\le i<60)$$ , выраженной уравнением (29) или уравнением (33), прореживается в 0-й последовательности, другими словами, в первую очередь. Шаблон прореживания таблицы 15, задающий вторую группу четности прореживается последовательно. Дело в том, что, когда используется матрица проверки четности, заданная в настоящем изобретении, форма шестой частичной матрицы второй матрицы проверки четности, показанной на фиг. 6 имеет двухдиагональную структуру.

На Фиг. 16 показан вид, демонстрирующий производительность системы связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения. Фиг. 16 иллюстрирует производительность частоты ошибочных кадров (FER) для различных шаблонов прореживания в случае сокращения нулевого бита и прореживания 3320 битов. Согласно фиг. 16, по сравнению с различными формами шаблонов прореживания, выясняется, что случай использования шаблона прореживания таблицы 15 гарантирует высокую производительность.

Как описано выше, в случае осуществления кодирования на основании структуры матрицы проверки четности, показанной на фиг. 1, или только части 'первой матрицы проверки четности', показанной на фиг. 6B, поскольку используются только биты первой четности, в случае использования схемы модуляции BPSK или QPSK на основании матрицы проверки четности, где $$N_{ldpc}$$ равно 4320, и $$R$$ равна 1/2 согласно таблице 3 согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, или в случае осуществления кодирования на основании первой матрицы проверки четности таблицы 7, шаблон сокращения может задаваться таблицей 13, и шаблон прореживания битов четности может задаваться таблицей 14.

Кроме того, как описано выше, в случае использования структуры матрицы проверки четности, показанной на фиг. 6B, но без разделения битов первой четности и битов второй четности, можно задать единый шаблон прореживания нижеприведенной таблицы 16, включающей в себя таблицу 14 и таблицу 15, и где группа битов четности выражается согласно уравнению (34) или уравнению (36). Согласно таблице 16, шаблон прореживания задается так, что биты второй четности прореживаются с приоритетом, и биты первой четности прореживаются после прореживания всех битов второй четности.

Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, даже когда используются другие схемы модуляции помимо схемы модуляции BPSK и QPSK, применимы шаблоны сокращения и шаблоны прореживания таблицы 13, таблицы 14, таблицы 15 и таблицы 16.

Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, в случае использования матрицы проверки четности, где $$N_{ldpc1}$$ равно 4320, $$R_1$$ равна 1/2, $$R_2$$ равна 1/4, и $$M$$ равна 72, согласно таблице 7, шаблон прореживания битов второй четности может задаваться таблицей 17. При этом шаблон сокращения может задаваться таблицей 13, и шаблон прореживания битов первой четности может задаваться таблицей 14.

$${\pi }_p^2(i)$$ это индекс группы битов второй четности, прореженной в i-й последовательности. Таким образом, индекс $${\pi }_p^2(0)$$ группы битов второй четности, прореженной в 0-й последовательности, равен 16. $$P_{16}^2$$ , которая является группой битов второй четности 0-й последовательности из группы битов четности $$P_i^2(0\le i<60)$$ , выраженной уравнением (29) или уравнением (33), прореживается в 0-й последовательности, другими словами, в первую очередь. В таблице 17, скорость кодирования 1/2 представляет скорость кодирования первого кодового слова LDPC. В случае указания второй скорости кодирования LDPC, скорость кодирования можно выразить как 1/4.

Фиг. 17 иллюстрирует производительность для случая использования шаблона прореживания таблицы 14 для битов первой четности и использования шаблона прореживания таблицы 15 для битов второй четности, и случая использования шаблона прореживания таблицы 14 для битов первой четности и использования шаблона прореживания таблицы 17 для битов второй четности в отношении различных длин сокращения и длин прореживания. На фиг. 17, 'случай 1' представляет, что длина $$K_{sig}$$ входного бита равна 1344, и количество передаваемых битов четности равно 2890, и 'случай 2' представляет, что длина $$K_{sig}$$ входного бита равна 796, и количество передаваемых битов четности равно 2927. Согласно фиг. 17, выясняется, что задание шаблона прореживания битов второй четности согласно таблице 17 дает высокую производительность.

Как описано выше, в случае осуществления кодирования на основании структуры матрицы проверки четности, показанной на фиг. 1, или только части 'первой матрицы проверки четности', показанной на фиг. 6B, поскольку используются только биты первой четности, в случае использования схемы модуляции BPSK или QPSK на основании матрицы проверки четности, где $$N_{ldpc}$$ равно 4320, и $$R$$ равна 1/2 согласно таблице 3 согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, или в случае осуществления кодирования на основании первой матрицы проверки четности таблицы 7, шаблон сокращения может задаваться таблицей 13, и шаблон прореживания битов четности может задаваться таблицей 14.

Кроме того, как описано выше, в случае использования структуры матрицы проверки четности, показанной на фиг. 6B, но без разделения битов первой четности и битов второй четности, то есть в случае задания группы битов четности согласно уравнениями (34) - (36), можно задавать единый шаблон прореживания таблицы 18, включающей в себя таблицу 14 и таблицу 17. Согласно таблице 18, задается, что биты второй четности прореживаются с приоритетом, и биты первой четности прореживаются после прореживания всех битов второй четности.

Далее описан процесс для осуществления сокращения и прореживания на групповой основе с использованием шаблона сокращения и шаблона прореживания таблиц 9-12, или шаблона сокращения и шаблона прореживания таблиц 13-18.

Контроллер 202 обеспечивает значение длины $$K_{bch}$$ информационных битов BCH и значение длины $$K_l$$ информационных битов на блок 204 заполнения нулями. Кроме того, контроллер 202 определяет количество битов, подлежащих прореживанию, или количество групп битов четности, подлежащих прореживанию, и сообщает блоку 210 прореживания количество битов, подлежащих прореживанию, или количество групп битов четности, подлежащих прореживанию. Кроме того, контроллер 202 сообщает, использовать ли только первую матрицу проверки четности, или вторую матрицу проверки четности. В качестве способа сообщения, могут существовать различные способы. Например, в случае, когда бит входного информационного слова меньше заранее определенного значения $$K_{th}$$ , используется только первую матрицу проверки четности. В случае, когда бит входного информационного слова больше значения $$K_{th}$$ , можно использовать вторую матрицу проверки четности.

Блок 204 заполнения нулями заполняет, по меньшей мере, биты в соответствующих позициях нулями на основании значения $$K_{bch}$$ и значение $$K_l$$ и шаблоны сокращения таблицы 9 или таблицы 13, и отображает соответствующие биты информационных битов в оставшиеся позиции. В частности, блок 204 заполнения нулями определяет количество групп информационных битов, где все биты подлежат заполнению нулями.

$$N_{pad}=\lfloor \frac{K_{bch}-K_I}{M}\rfloor$$ (39)

где $$N_{pad}$$ - количество групп информационных битов, где все биты подлежат заполнению нулями, $$K_{bch}$$ - количество информационных битов BCH, $$K_I$$ - количество информационных битов, и $$M$$ - количество битов, включенных в группу информационных битов. Например, в случае, когда 72 бита включены в одну группу, $$M$$ равна 72.

Таким образом, в отношении $$N_{pad}$$ групп информационных битов $$X_{{\pi }_s(0)},X_{{\pi }_s(1)},\cdots ,X_{{\pi }_s(N_{pad}-1)}$$ , все биты групп заполняются нулями. Другими словами, блок 204 заполнения нулями задает значения всех битов, включенных в $$X_{{\pi }_s(0)},X_{{\pi }_s(1)},\cdots ,X_{{\pi }_s(N_{pad}-1)}$$ , равными 0. Кроме того, блок 204 заполнения нулями дополнительно заполняет $$K_{bch}-K_I-M\times N_{pad}$$ битов в группе информационных битов $$X_{{\pi }_s(N_{pad})}$$ . Например, биты, заполненные нулями в группе информационных битов $$X_{{\pi }_s(N_{pad})}$$ могут быть $$K_{bch}-K_I-M\times N_{pad}$$ битами на переднем конце или заднем конце. Кроме того, блок 204 заполнения нулями последовательно отображает $$K_I$$ информационных битов в позициях битов, не заполненных среди информационных битов BCH. Здесь, $${\pi }_s(x)$$ представляющий шаблон сокращения, является значением, определяемым на основании скорости кодирования, схемы модуляции, отношения сокращения и прореживания, и не отличается от заданного таблицей 9 или таблицей 13. Вышеописанный шаблон сокращения может определяться передающей стороной или заранее сохраняться в памяти. Здесь, $$X_j$$ означает j-ю группу битов, представленную в уравнении (12).

В случае, когда количество $$N_{punc}$$ битов, включенных в одну группу информационных битов, больше или равно количеству входных информационных битов, предпочтительно, чтобы степень группы столбцов матрицы проверки четности, соответствующих группе последней последовательности сокращения была велика. Таким образом, группа последней последовательности сокращения может быть $${\pi }_s(N_{group}-1)=0$$ . $$N_{group}$$ означает количество групп информационных битов, и $$N_{group}$$ равно $$\lceil \frac{K_{bch}}{M}\rceil$$ . В этом случае, блок 204 заполнения нулями действует следующим образом. Блок 204 заполнения нулями определяет количество групп, где все биты подлежат заполнению нулями, согласно уравнению (40).

$$Есл{и}_{}0<K_I\le M{,}_{}{N}_{pad}=N_{group}-1$$

$$иначе{,}_{}{N}_{pad}=\lfloor \frac{K_{bch}-K_I}{M}\rfloor$$ .(40)

где $$K_I$$ - количество информационных битов, $$M$$ - количество битов, включенных в одну группу информационных битов, $$N_{pad}$$ - количество групп информационных битов, где все биты подлежат заполнению нулями, $$N_{group}$$ - количество групп битов, и $$K_{bch}$$ - количество информационных битов BCH.

Таким образом, в отношении $$N_{pad}$$ групп информационных битов $$X_{{\pi }_s(0)},X_{{\pi }_s(1)},\cdots ,X_{{\pi }_s(N_{pad}-1)}$$ , все биты групп заполняются нулями. Другими словами, блок 204 заполнения нулями задает значения всех битов, включенных в $$N_{pad}$$ групп информационных битов $$X_{{\pi }_s(0)},X_{{\pi }_s(1)},\cdots ,X_{{\pi }_s(N_{pad}-1)}$$ , равными 0. В случае, когда $$N_{pad}$$ равно $$N_{group}-1$$ , блок 204 заполнения нулями заполняет $$(M-K_I)$$ информационных битов, включенных в группу информационных битов $$X_{{\pi }_s(N_{group}-1)}$$ , равными 0. Например, биты в группе информационных битов $$X_{{\pi }_s(N_{group}-1)}$$ , заполненной нулями, могут быть $$K_{bch}-K_I-M\times N_{pad}$$ битами на переднем конце или заднем конце. Напротив, когда $$N_{pad}$$ не равно $$N_{group}-1$$ , блок 204 заполнения нулями заполняет $$K_{bch}-K_I-M\times N_{pad}$$ битов, включенных в группу информационных битов $$X_{{\pi }_s(N_{pad})}$$ , равными 0. Например, биты в группе $$X_{{\pi }_s(N_{pad})}$$ , заполненной нулями, могут быть $$K_{bch}-K_I-M\times N_{pad}$$ битами на переднем конце или заднем конце. Здесь, $${\pi }_s(i)$$ представляющий шаблон сокращения, является значением, определяемым на основании скорости кодирования, схемы модуляции и отношения сокращения и прореживания, и не отличается от заданного таблицей 9 и таблицей 13. Здесь, $$X_j$$ означает j-ю группу битов, представленную в уравнении (12).

Блок 210 прореживания определяет количество групп битов четности, где все биты четности в группе подлежат прореживанию согласно уравнению (41) в отношении количества $$N_{punc}$$ данных битов прореживания. Группа битов четности включает группу битов первой четности в группу битов второй четности.

$$N_{punc\_groups}={\lfloor \frac{N_{punc}}{M}\rfloor }_{}дл{я}_{}0\le N_{punc}<N_{ldpc2}-K_{ldpc}$$ .(41)

где $$N_{pun{c}_{}groups}$$ - количество групп битов четности, где все биты четности подлежат прореживанию, $$N_{punc}$$ - количество битов прореживания, $$M$$ - количество битов, включенных в одну группу битов четности, $$N_{ldpc2}$$ - длина второго кодового слова LDPC, и $$K_{ldpc}$$ - количество информационных битов LDPC. Например, в случае, когда 72 бита включены в одну группу битов четности, $$M$$ равно 72.

В случае, когда $$N_{pun{c}_{}group}$$ больше или равно $$Q_{ldpc2}$$ , блок 210 прореживания прореживает все биты 'групп битов второй четности', и прореживает 'группы битов первой четности' согласно шаблону прореживания таблицы 10 и таблицы 14. Напротив, в случае, когда $$N_{pun{c}_{}group}$$ меньше $$Q_{ldpc2}$$ , блок 210 прореживания прореживает 'группы битов второй четности' согласно шаблону прореживания таблицы 11, таблицы 15 и таблицы 17. Таким образом, в случае, когда $$N_{pun{c}_{}group}$$ больше или равно $$Q_{ldpc2}$$ , 'группа битов второй четности' подлежит прореживанию в первую очередь, все биты четности в 'группе битов второй четности' прореживаются, и все биты четности, включенные в $$(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2})$$ групп битов четности $$P_{{\pi }_p^1(0)}^1,P_{{\pi }_p^1(1)}^1,\cdots ,P_{{\pi }_p^1(N_{parit{y}_{}groups}-Q_{ldpc2}-1)}^1$$ в 'группе битов первой четности', прореживаются. Кроме того, блок 210 прореживания прореживает $$N_{punc}-M\times N_{pun{c}_{}groups}$$ битов в группе битов первой четности $$P_{{\pi }_p^1(N_{parit{y}_{}groups}-Q_{ldpc2})}^1$$ . Например, биты, прореженные в группе битов первой четности $$P_{{\pi }_p^1(N_{parit{y}_{}groups}-Q_{ldpc2})}^1$$ , могут быть $$K_{bch}-K_I-M\times N_{pad}$$ битами на переднем конце или заднем конце.

Напротив, в случае, когда $$N_{pun{c}_{}group}$$ меньше $$Q_{ldpc2}$$ , блок 210 прореживания прореживает все биты четности в $$N_{pun{c}_{}groups}$$ группах битов второй четности $$P_{{\pi }_p^2(0)}^2,P_{{\pi }_p^2(1)}^2,\cdots ,P_{{\pi }_p^2(N_{parit{y}_{}groups}-1)}^2$$ . Кроме того, блок 210 прореживания прореживает $$N_{punc}-M\times N_{pun{c}_{}groups}$$ битов в группе четности $$P_{{\pi }_p^2(N_{parit{y}_{}groups})}^2$$ во второй группе четности. Например, биты, прореженные в группе четности $$P_{{\pi }_p^2(N_{parit{y}_{}groups})}^2$$ во второй группе четности, могут быть $$K_{bch}-K_I-M\times N_{pad}$$ битами на переднем конце или заднем конце группы четности.

Здесь, $${\pi }_p^1(i)$$ , представляющий шаблон прореживания, является значением, определяемым на основании скорости кодирования, длины кодового слова, схемы модуляции и отношения прореживания и сокращения, и представляет последовательность прореживания групп битов первой четности, и не отличается от заданного таблицей 10 и таблицей 14. Кроме того, $${\pi }_p^2(i)$$ , представляющий шаблон прореживания, является значением, определяемым на основании скорости кодирования, длины кодового слова, схемы модуляции и отношения прореживания и сокращения, и представляет последовательность прореживания групп битов второй четности, и не отличается от заданного таблицей 11, таблицей 15 и таблицей 17. Шаблон прореживания может определяться передающей стороной или заранее сохраняться в памяти. Здесь, $$P_j^1$$ означает группу битов первой четности j-й последовательности, представленную в уравнении (28) или уравнении (31) или j-ю группу битов четности в первой части четности. Кроме того, $$P_j^2$$ означает группу битов первой четности j-й последовательности, представленную в уравнении (29) или уравнении (32) или j-ю группу битов четности в первой части четности.

Кроме того, блок 210 прореживания может удалять нулевой бит, заполненный блоком 204 заполнения нулями. Хотя в настоящем изобретении приведено описание с учетом сокращения и прореживания, сокращение и прореживание может осуществляться независимо.

Как описано выше, как показано в уравнении (34) и уравнении (35), группа битов четности может задаваться без различения групп битов первой четности и группы битов второй четности. В этом случае, блок 210 прореживания действует следующим образом.

Блок 210 прореживания определяет количество групп, подлежащих прореживанию, согласно уравнению (41) в отношении количества $$N_{punc}$$ данных битов прореживания. Блок 210 прореживания прореживает все биты четности, включенные в $$(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2})$$ группу битов четности $$P_{{\pi }_p(0)},P_{{\pi }_p(1)},\cdots ,P_{{\pi }_p(N_{parit{y}_{}groups}-1)}$$ . Кроме того, блок 210 прореживания прореживает $$N_{punc}-M\times N_{pun{c}_{}groups}$$ битов среди битов, включенных в $$P_{{\pi }_p(N_{parit{y}_{}groups})}$$ . Например, биты, прореженные в группе $$P_{{\pi }_p(N_{parit{y}_{}groups})}$$ , могут быть $$K_{bch}-K_I-M\times N_{pad}$$ битами. Здесь, $${\pi }_p(x)$$ , который является шаблоном прореживания, является значением, определяемым на основании скорости кодирования, длины кодового слова, схемы модуляции и отношения прореживания и сокращения, представляет последовательность прореживания групп битов четности, и не отличается от заданного таблицей 12, таблицей 16 и таблицей 18.

Как описано выше, для определения шаблона сокращения и шаблона прореживания, которые являются последовательностями оптимизированных сокращенных битов и оптимизированных прореженных битов при сокращении $$N_{short}$$ битов и прореживании $$N_{punc}$$ битов в отношении кодов данной длины $$(N_{ldpc},K_{ldpc})$$ , применяется правило.

В случае совместного использования кода BCH и кода LDPC, предпочтительно, чтобы биты четности кода BCH, включенные в группу информационных битов, где присутствуют биты четности кода BCH, не сокращались. Поэтому группа информационных битов, включающая в себя биты четности кода BCH, имеет самую последнюю последовательность сокращения, и количество сокращенных битов в группе информационных битов, включающей в себя биты четности кода BCH, определяется как $$a\times M-(K_{ldpc}-K_{bch})$$ . Здесь, $$a=\lfloor \frac{(K_{ldpc}-K_{bch})}{M}\rfloor$$ . Биты четности кода BCH означают, в каком количестве групп информационных битов, все элементы состоят из битов четности кода BCH в случае, когда биты четности делятся на группу того же размера, что и группа информационных битов. Когда количество битов четности кода BCH больше количества $$N_{punc}$$ битов группы информационных битов, две или более групп информационных битов могут иметь самую последнюю последовательность сокращения. В случае фиг. 4, биты четности кода BCH включены в последнюю группу информационных битов. Позиция битов четности кода BCH может изменяться на основании скорости кодирования и размера кода.

Далее в настоящем изобретении описан процесс сокращения со ссылкой на фиг. 8. На Фиг. 8 показан вид, демонстрирующий процедуру заполнения в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения.

Согласно фиг. 8, на этапе 800, $$N_{pad}$$ определяется уравнением (39). $$N_{pad}$$ это количество групп битов, где все биты заполнены нулями. В случае, когда $$M$$ равно 72, длина кодового слова LDPD $$N_{ldpc}$$ равна 4320. На этапе 802, все биты в $$N_{pun{c}_{}groups}$$ группах битов $$X_{{\pi }_s(0)},X_{{\pi }_s(1)},\cdots ,X_{{\pi }_s(N_{pad}-1)}$$ заполняются нулями. $${\pi }_s(i)$$ это значение индекса группы информационных битов, заданное таблицей 9 и таблицей 13, и является значением, изменяющимся на основании скорости кодирования, схемы модуляции и отношения прореживания и сокращения. На этапе 804, дополнительно, $$(K_{bch}-K_I-M\times N_{pad})$$ битов от последнего бита группы битов $$X_{{\pi }_s(N_{pad})}$$ заполняются нулями. Альтернативно, можно заполнять нулями $$(K_{bch}-K_I-M\times N_{pad})$$ битов от первого бита группы битов $$X_{{\pi }_s(N_{pad})}$$ . Этап 804 можно опустить на основании количества битов, подлежащих заполнению. Например, в случае, когда $$(K_{bch}-K_I-M\times N_{pad})$$ равно 0, то есть количество битов, подлежащих заполнению, кратно $$M$$ , этап дополнительного заполнения этапа 804 можно опустить. На этапе 806, входные информационные биты отображаются в позиции незаполненных битов.

Например, в случае, когда $$N_{ldpc}$$ равно 4320, $$R$$ равна 1/2, и используется схема модуляции BPSK, количество групп битов LDPC равно 30 и количество битов в одной группе информационных битов равно 72. В случае, когда количество $$K_I$$ входных битов равно 1500, входной бит равен $$S=(i_0,i_1,\cdots ,i_{1499})$$ , и количество $$K_{ldpc}$$ информационных битов BCH равно 2100, на этапе 800 $$N_{pad}$$ устанавливается равным $$\lfloor \frac{2100-1500}{72}\rfloor =8$$ . В случае, когда на этапе 802 используется $${\pi }_s(x)$$ , заданный таблицей 13, все биты из восьми групп битов $$X_{{\pi }_s(0)},X_{{\pi }_s(1)},\cdots ,X_{{\pi }_s(7)}$$ , то есть $$X_{\mathrm{9,}}{X}_8,X_{15},X_{10},X_0,X_{12},X_5,X_{27}$$ заполняются нулями. На этапе 804, $$X_{{\pi }_s(8)}$$ , то есть $$K_{bch}-K_I-M\times N_{pad}=2100-1500-72\times 8=24$$ битов от последних битов $$X_6$$ заполняются нулями. На этапе 806, $$S=(i_0,i_1,\cdots ,i_{1499})$$ последовательно отображаются в позиции битов, не заполненные нулями.

Далее, в настоящем изобретении приведено описание со ссылкой на фиг. 9. Фиг. 9 иллюстрирует процедуру прореживания в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения.

Согласно фиг. 9, на этапе 900, $$N_{pun{c}_{}groups}$$ определяется уравнением (41). При этом количество $$N_{punc}$$ прореженных битов можно определить различными способами. На этапе 902 производится определение, используется ли первая матрица проверки четности, имеющая структуру, показанную на фиг. 1, или вторая матрица проверки четности, представленная на фиг. 6B. Случай использования первой матрицы проверки четности существует иначе, и очевидно, что конкретная операция этапа 902 может изменяться на основании различных случаев. Например, можно задать, что в случае, когда количество битов входного информационного слова меньше произвольного порогового значения $$K_{th}$$ , используется первая матрица проверки четности, и в случае, когда количество битов входного информационного слова больше $$K_{th}$$ , используется вторая матрица проверки четности. Поэтому вышеприведенное выражение условия можно заменить условием $$K_i<K_{th}$$ . Пример конкретной операции этапа 902 описан со ссылкой на фиг. 11.

В случае, когда используется первая матрица проверки четности, осуществляется этап 904, и прореживаются все биты в группах информационных битов $$P_{{\pi }_p^1(0)}^1,P_{{\pi }_p^1(1)}^1,\cdots ,P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups}-1)}^1$$ . Затем, на этапе 906, прореживаются $$N_{punc}-M\times N_{pun{c}_{}groups}$$ битов от последнего бита группы информационных битов $$P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups})}^1$$ . В случае использования только первой матрицы проверки четности, группы информационных битов $$P_{{\pi }_p^1(0)}^1$$ и $$P_{{\pi }_p^{}(0)}^{}$$ одинаковы. Здесь, $${\pi }_p^1(i)$$ , представляющий шаблон прореживания, является значением, определяемым на основании скорости кодирования, длины кодового слова, схемы модуляции и отношения прореживания и сокращения, и не отличается от заданного таблицей 10 и таблицей 14.

На этапе 902, в случае, когда первая матрица проверки четности не используется, и вторая матрица проверки четности используется, осуществляется этап 908 и производится определение, превышает ли $$N_{pun{c}_{}groups}$$ , определенное на этапе 900, величину $$Q_{ldpc2}$$ , которая является количеством групп битов второй четности. На этапе 908, когда $$N_{pun{c}_{}groups}$$ больше или равно $$Q_{ldpc2}$$ , осуществляется этап 910. Когда $$N_{pun{c}_{}groups}$$ меньше $$Q_{ldpc2}$$ , осуществляется этап 916.

Когда $$N_{pun{c}_{}groups}$$ больше или равно $$Q_{ldpc2}$$ , все биты второй четности прореживаются на этапе 910. Таким образом, поскольку группа битов второй четности подлежит прореживанию в первую очередь, все биты четности во второй группе четности прореживаются. Затем, на этапе 912, все биты в группах битов первой четности $$P_{{\pi }_p^1(0)}^1,P_{{\pi }_p^1(1)}^1,\cdots ,P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2}-1)}^1$$ прореживаются. Затем, на этапе 914, прореживаются $$N_{punc}-M\times N_{pun{c}_{}groups}$$ битов в первой группе четности $$P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2})}^1$$ . Прореженные $$N_{punc}-M\times N_{pun{c}_{}groups}$$ битов могут располагаться на переднем конце или заднем конце группы битов первой четности $$P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2})}^1$$ . Здесь, $${\pi }_p^1(i)$$ , представляющий шаблон прореживания, является значением, определяемым на основании скорости кодирования, длины кодового слова, схемы модуляции и отношения прореживания и сокращения, представляет последовательность прореживания групп битов первой четности, и не отличается от заданного таблицей 10 и таблицей 14.

Когда $$N_{pun{c}_{}groups}$$ меньше $$Q_{ldpc2}$$ , на этапе 916, прореживаются все биты в группах битов второй четности $$P_{{\pi }_p^2(0)}^2,P_{{\pi }_p^2(1)}^2,\cdots ,P_{{\pi }_p^2(N_{pun{c}_{}groups}-1)}^2$$ . Затем, на этапе 918, прореживаются $$N_{punc}-M\times N_{pun{c}_{}groups}$$ битов в группе битов второй четности $$P_{{\pi }_p^2(N_{pun{c}_{}groups})}^2$$ . Прореженные $$N_{punc}-M\times N_{pun{c}_{}groups}$$ битов могут располагаться на переднем конце или заднем конце группы битов второй четности $$P_{{\pi }_p^2(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2})}^1$$ . Здесь, $${\pi }_p^2(i)$$ , представляющий шаблон прореживания, является значением, определяемым на основании скорости кодирования, длины кодового слова, схемы модуляции и отношения прореживания и сокращения, и не отличается от заданного таблицей 11, таблицей 15 и таблицей 17.

Согласно варианту осуществления, представленному на фиг. 9, этап 908 это этап для сравнения количества битов второй четности с количеством битов, подлежащих прореживанию, с использованием $$N_{pun{c}_{}groups}$$ . Однако, этап 908 можно заменить на этапе для сравнения количества битов второй четности с количеством битов, подлежащих прореживанию, с использованием $$N_{punc}$$ .

Кроме того, процедура прореживания, представленная на фиг. 9, определяет форму матрицы проверки четности при осуществлении кодирования до прореживания, и предполагает, что кодирование осуществляется с использованием определенной матрицы проверки четности. Таким образом, в ходе кодирования используется первая матрица проверки четности или вторая матрица проверки четности. Таким образом, на этапе 902, в случае, когда используется первая матрица проверки четности, поскольку биты второй четности не генерируются, прореживание для битов второй четности не рассматривается.

Однако, согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, вторую матрицу проверки четности всегда можно использовать в ходе кодирования. В этом случае, в случае определения, передавать ли биты второй четности согласно вышеописанной процедуре прореживания, и затем, в случае отсутствия передачи битов второй четности, должны прореживаться все биты второй четности. В этом случае, до этапа 904, можно добавить этап для прореживания всех битов второй четности. Альтернативно, в этом случае, согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, этап 902, этап 904 и этап 906 можно опустить. В этом случае, процедура прореживания представлена на фиг. 10. Вариант осуществления, представленный на фиг. 10, исключает этапы 902-906 из фиг. 9. Таким образом, поскольку этап 1004 на фиг. 10 идентичен этапу 910, этап 1006 идентичен этапу 912, этап 1008 идентичен этапу 914, этап 1010 идентичен этапу 916, и этап 1012 идентичен этапу 918, ее подробное описание опущено.

Далее в настоящем изобретении описано процесс для определения матрицы проверки четности, подлежащей использованию со ссылкой на фиг. 11. Фиг. 11 иллюстрирует процедуру для определения формы матрицы проверки четности в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения.

Согласно фиг. 11, на этапе 1100 производится определение, используется ли дополнительная четность (AP). В случае передачи дополнительного бита четности в (n-1)-й кадр помимо информационного слова и непрореженных битов четности, передаваемый в n-й кадр, дополнительный бит четности означает AP. AP можно использовать для эффекта разнесения и коэффициента усиления кодирования. В частности, AP может включать в себя информационные биты и непрореженные биты четности, и некоторые из прореженных битов четности. Использовать ли AP, определяется размером порога, используемым для определения формы матрицы проверки четности. Например, AP может включать в себя прореженные биты среды битов первой четности с приоритетом.

При использовании AP, осуществляется этап 1102, и производится определение, меньше ли количество $$N_{punc}$$ битов входного информационного слова первого порога $$K_{th1}$$ . Когда $$K_I$$ меньше $$K_{th1}$$ , на этапе 1104 определяется, что кодирование осуществляется на основании первой матрицы проверки четности. Здесь, кодирование на основании первой матрицы проверки четности означает кодирование на основании таблицы 3, задающей позицию вес-1 0-го столбца каждой группы столбцов первой матрицы проверки четности, показанной на фиг. 6A или позицию вес-1 0-го столбца каждой группы столбцов матрицы проверки четности, показанной на фиг. 1. Когда $$K_I$$ больше или равно $$K_{th1}$$ , определяется, что кодирование осуществляется на основании второй матрицы проверки четности на этапе 1106. Здесь, кодирование на основании второй матрицы проверки четности означает кодирование на основании таблицы 8, задающей позицию вес-1 0-го столбца каждой группы столбцов второй матрицы проверки четности, показанной на фиг. 6A.

Напротив, когда AP не используется, осуществляется этап 1108, и определяется, меньше ли количество $$N_{punc}$$ битов входного информационного слова второго порога $$K_{th2}$$ . Здесь, кодирование на основании первой матрицы проверки четности означает кодирование на основании таблицы 3, задающей позицию вес-1 0-го столбца каждой группы столбцов первой матрицы проверки четности, показанной на фиг. 6A или позицию вес-1 0-го столбца каждой группы столбцов матрицы проверки четности, показанной на фиг. 1. Когда $$K_I$$ меньше $$K_{th2}$$ , на этапе 1110 определяется, что кодирование осуществляется на основании первой матрицы проверки четности. Когда $$K_I$$ больше или равно $$K_{th2}$$ , на этапе 1112 определяется, что кодирование осуществляется на основании второй матрицы проверки четности. Здесь, кодирование на основании второй матрицы проверки четности означает кодирование на основании таблицы 8, задающей позицию вес-1 0-го столбца каждой группы столбцов второй матрицы проверки четности, показанной на фиг. 6A.

Далее в настоящем изобретении подробно описаны принцип работы и конструкция передающей стороны и принимающей стороны, осуществляющей сокращение и прореживание, как описано выше со ссылкой на чертеж.

Фиг. 12A и 12B иллюстрируют рабочую процедуру передающей стороны в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения.

Согласно фиг. 12A и 12B, передающая сторона определяет количество битов, подлежащих заполнению, на этапе 1200. Бит, подлежащий заполнению, это бит, подлежащий сокращению, возникающий, когда количество входных битов для кодирования, то есть количество информационных битов BCH больше количества обеспеченных информационных битов. Таким образом, передающая сторона определяет количество битов, подлежащих заполнению нулями, путем вычитания количества информационных битов из количества информационных битов BCH, которое является количеством входных битов для кодирования.

Затем передающая сторона переходит к этапу 1202 для определения шаблона сокращения. Таким образом, передающая сторона сохраняет, по меньшей мере, один заранее заданный шаблон сокращения, и выбирает шаблон сокращения, соответствующий текущему условию, из сохраненного, по меньшей мере, одного шаблона сокращения. Например, шаблон сокращения может задаваться на основании длины кодового слова, скорости кодирования, отношения сокращения и прореживания, схемы модуляции и т.д. Например, по меньшей мере, один шаблон сокращения задается на основе групп битов, который делит информационные биты на основе заранее определенного количества. Например, по меньшей мере, один шаблон сокращения может включать в себя таблицу 9 или таблицу 13. Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, передающая сторона может заранее не сохранять шаблон сокращения, но может генерировать шаблон сокращения на основании текущего условия. Например, генерируемый шаблон сокращения может включать в себя таблицу 9 или таблицу 13.

После определения шаблона сокращения, передающая сторона переходит к этапу 1204 для определения количества $$N_{punc\_groups}$$ групп битов, где все биты подлежат заполнению нулями. Группа битов, где все биты подлежат заполнению нулями, означает группу битов, где все биты подлежат сокращению. Таким образом, передающая сторона делит количество битов, подлежащих заполнению нулями, на количество битов в каждой группе битов, и определяет максимальное целочисленное значение, меньшее результата деления, как $$N_{pad}$$ . В случае, когда количество информационных битов меньше количества битов, включенных в одну группу битов, все информационные биты можно включать в одну группу битов. Поэтому, в этом случае, $$N_{pad}$$ принимает значение, меньшее количества всех групп битов на 1.

Затем передающая сторона переходит к этапу 1206 для определения, больше ли $$N_{pad}$$ нуля. Другими словами, передающая сторона определяет, существует ли, по меньшей мере, одна группа битов, где все биты подлежат заполнению нулями. Когда $$N_{pad}$$ не превышает 0, передающая сторона пропускает нижеследующий этап 1208 и переходит к этапу 1210.

Напротив, когда $$N_{pad}$$ больше 0, передающая сторона переходит к этапу 1208 для заполнения всех битов в группах битов с 0-й по $$(N_{pad}-1)$$ -ю, указанных шаблоном сокращения, определенным на этапе 1204, нулями. Затем передающая сторона переходит к этапу 1110 для задания некоторых из битов в $$N_{pad}$$ -й группе битов как 0 биты. При этом, некоторые из битов, заданных как 0 биты в $$N_{pad}$$ -й группе битов, выбираются согласно заранее заданному правилу. Например, некоторые из битов, заданных как 0 биты, могут быть некоторыми битами на переднем конце или заднем конце $$N_{pad}$$ -й группы битов. Однако в случае, когда заполнение всех битов завершается заполнением всех битов в группах битов с 0-й по $$(N_{pad}-1)$$ -ю нулями, этап 1210 можно опустить. Кроме того, передающая сторона переходит к этапу 1212 для отображения информационных битов в позиции незаполненных битов в информационных битах BCH. Таким образом, передающая сторона заполняет биты групп битов, которые зависят от последовательности, указанной шаблоном сокращения, и отображает информационные биты в позиции остальных битов на этапах 1208-1212.

После этого, передающая сторона переходит к этапу 1214 для осуществления кодирования на заполненных информационных битах, то есть информационных битах BCH. При этом передающая сторона может совместно осуществлять множество методов кодирования. Например, передающая сторона может последовательно осуществлять BCH-кодирование и LDPC-кодирование. В этом случае, передающая сторона может осуществлять BCH-кодирование на информационных битах BCH и осуществлять LDPC-кодирование на информационных битах LDPC, то есть кодовом слове BCH, генерируемый в результате BCH-кодирования. Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, передающая сторона может осуществлять только LDPC-кодирование на информационных битах BCH, то есть информационных битов, заполненных нулями. В случае, когда осуществляется только LDPC-кодирование без BCH-кодирования, информационные биты BCH могут именоваться информационными битами LDPC. При использовании матрицы проверки четности, передающая сторона может использовать значение адреса накопителя, как представлено в уравнении 5, уравнении 7, уравнении 23 и уравнении 24.

Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, передающая сторона может определять форму матрицы проверки четности с целью использования для кодирования до осуществления кодирования на этапе 1214. Таким образом, передающая сторона согласно варианту осуществления настоящего изобретения может использовать две или более матриц проверки четности. Например, две или более матриц проверки четности включают в себя первую матрицу проверки четности и вторую матрицу проверки четности, представленные на фиг. 6B. При этом принимающая сторона может сохранять первую матрицу проверки четности и вторую матрицу проверки четности отдельно, или сохранять только вторую матрицу проверки четности и извлекать первую матрицу проверки четности из второй матрицы проверки четности и использовать ее. Например, определение формы матрицы проверки четности для использования может осуществляться на основании, по меньшей мере, одной из длины информационного слова и скорости кодирования. Например, определение формы матрицы проверки четности для использования может осуществляться в процессе, показанном на фиг. 10. В случае, когда процесс определения формы матрицы проверки четности для использования не осуществляется, принимающая сторона может осуществлять кодирование с использованием второй матрицы проверки четности, которая является более крупной формой, и определять, удаляется ли после этого вторая четность на основании скорости кодирования.

После осуществления кодирования, передающая сторона переходит к этапу 1216 для определения количества битов, подлежащих прореживанию. Например, передающая сторона может определять количество битов, подлежащих прореживанию на основании значения, связанного с количеством сокращенных битов и скоростью кодирования, другими словами, отношения прореживания и сокращения. Например, значение, связанное с количеством сокращенных битов и скоростью кодирования, может задаваться уравнением (37). Кроме того, передающая сторона может определять количество битов, подлежащих прореживанию, с учетом структуры матрицы проверки четности или количества входных битов.

После определения количества битов, подлежащих прореживанию, передающая сторона может перейти к этапу 1218 для определения шаблона прореживания. Таким образом, передающая сторона сохраняет, по меньшей мере, один заранее заданный шаблон прореживания и выбирает шаблон прореживания, соответствующий текущему условию из сохраненного, по меньшей мере, одного шаблона прореживания. Например, шаблон прореживания может задаваться на основании формы матрицы проверки четности для использования, длины кодового слова, скорости кодирования, отношения сокращения и прореживания, схемы модуляции, и т.д. Например, на основе групп битов четности задается, по меньшей мере, один шаблон прореживания, который делит биты четности на основе заранее определенного числа. Например, по меньшей мере, один шаблон прореживания может включать в себя, по меньшей мере, одну из таблицы 10, таблицы 11, таблицы 12, таблицы 14, таблицы 15, таблицы 16, таблицы 17 и таблицы 18. Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, передающая сторона может заранее не сохранять шаблон прореживания, но может генерировать шаблон прореживания на основании текущего условия. Например, генерируемый шаблон прореживания может включать в себя, по меньшей мере, одну из таблицы 10, таблицы 11, таблицы 12, таблицы 14, таблицы 15, таблицы 16, таблицы 17 и таблицы 18.

При этом передающая сторона должна учитывать форму матрицы проверки четности для использования. Например, форма матрицы проверки четности для использования может определяться на основании, по меньшей мере, одной из длины информационного слова и скорости кодирования. Например, определение формы матрицы проверки четности для использования может осуществляться в процессе, показанном на фиг. 10. В случае, когда матрица проверки четности для использования является первой матрицей проверки четности, представленной на фиг. 6B, шаблон прореживания определяется на основании таблицы 10 или таблицы 14. Напротив, в случае, когда матрица проверки четности для использования является второй матрицей проверки четности, представленной на фиг. 6B, шаблон прореживания определяется таблицей 12 или таблицей 16 или таблицей 18, или определяется таблицей 10 и таблицей 11, или таблицей 14 и таблицей 15, или таблицей 14 и таблицей 17. Согласно таблице 10 и таблице 11, или таблице 14 и таблице 15, или таблице 14 и таблице 17, передающая сторона сначала определяет шаблон прореживания согласно таблице 11 или таблице 15 или таблице 17, и затем, когда присутствует бит, подлежащий прореживанию, передающая сторона определяет остаток шаблона прореживания согласно таблице 10 или таблице 14.

После определения шаблона прореживания, передающая сторона переходит к этапу 1220 для определения количества $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, где все биты четности подлежат прореживанию. Таким образом, передающая сторона делит количество битов четности, подлежащих прореживанию, на количество битов в каждой группе битов четности, и определяет максимальное целочисленное значение, меньшее результата деления, как $$N_{punc\_groups}$$ . В случае, когда количество битов, не подлежащих прореживанию, меньше количества битов, включенных в одну группу битов четности, все биты, не подлежащие прореживанию, можно включать в одну группу битов четности. Поэтому, в этом случае, $$N_{pad}$$ принимает значение, меньшее количества всех групп битов четности на 1.

Затем передающая сторона переходит к этапу 1222 для определения, больше ли $$N_{pad}$$ нуля. Другими словами, передающая сторона определяет, существует ли, по меньшей мере, одна группа битов четности, где все биты четности подлежат прореживанию. Когда $$N_{pad}$$ не превышает 0, передающая сторона пропускает нижеописанный этап 1224 и переходит к этапу 1226.

Напротив, когда $$N_{pad}$$ больше 0, передающая сторона переходит к этапу 1224 и прореживает все биты четности в группах битов четности с 0-й по $$(N_{punc\_groups}-1)$$ -ю, указанных шаблоном прореживания, определенным на этапе 1218. Этап 1224 снова описан согласно шаблону прореживания, показанному на фиг. 10, и процессу определения прореженного бита четности. На этапе 1224, группы битов четности с 0-й по $$(N_{punc\_groups}-1)$$ -ю, где прореживаются все биты в группе, идентичны всем группам битов второй четности и некоторым $$(P_{{\pi }_p^1(0)}^1,P_{{\pi }_p^1(1)}^1,\cdots ,P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2}-1)}^1)$$ группам битов первой четности в случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ больше или равно $$Q_{ldpc2}$$ . Кроме того, в случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ меньше $$Q_{ldpc2}$$ , группы битов четности с 0-й по $$(N_{punc\_groups}-1)$$ -ю идентичны некоторым $$(P_{{\pi }_p^2(0)}^2,P_{{\pi }_p^2(1)}^2,\cdots ,P_{{\pi }_p^2(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2}-1)}^2)$$ группам битов второй четности.

Затем передающая сторона переходит к этапу 1226 для прореживания некоторых битов в $$N_{punc\_groups}$$ -й группе битов четности, указанной шаблоном прореживания. При этом некоторые биты, прореженные в $$N_{pad}$$ -й группе битов четности, выбираются согласно заранее заданному правилу. Например, некоторые прореженные биты могут быть некоторыми битами переднего конца или заднего конца в $$N_{punc\_groups}$$ -й группе битов четности. Таким образом, передающая сторона последовательно прореживает биты в группах битов четности, которые зависят от последовательности, указанной шаблоном прореживания, на этапах 1224 и 1226. Однако в случае, когда прореживание $$N_{punc\_groups}$$ битов завершается прореживанием всех битов в группах битов четности с 0-й по $$(N_{punc\_groups}-1)$$ -ю, этап 1126 можно опустить. Конкретный процесс для определения группы битов четности на этапе 1224 и этапе 1126 может быть таким же, как описанный согласно фиг. 9 или фиг. 10.

Этап 1226 снова описан согласно шаблону прореживания, показанному на фиг. 10, и процессу определения прореженного бита четности. На этапе 1226, $$N_{punc\_groups}$$ -я группа битов четности, где прореживаются некоторые из битов в группе, совпадает с $$P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2})}^1$$ в группе битов первой четности, когда $$N_{punc\_groups}$$ больше или равно $$Q_{ldpc2}$$ . Кроме того, когда $$N_{punc\_groups}$$ меньше $$Q_{ldpc2}$$ , $$N_{punc\_groups}$$ -я группа битов четности, где прореживаются некоторые из битов, совпадает с $$P_{{\pi }_p^2(N_{pun{c}_{}groups})}^2$$ .

Затем передающая сторона переходит к этапу 1228 для удаления заполненных битов до осуществления кодирования. Другими словами, передающая сторона удаляет биты, заполненные нулями на этапе 1208 к этапу 1210. После этого, передающая сторона переходит к этапу 1230 для передачи прореженного и сокращенного кодового слова.

Фиг. 13A и 13B иллюстрируют рабочую процедуру принимающей стороны в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения.

Согласно фиг. 13A и 13B принимающая сторона определяет, принято ли сокращенное и прореженное кодовое слово на этапе 1300.

Когда сокращенное и прореженное кодовое слово принято, принимающая сторона переходит к этапу 1302 для определения количества сокращенных битов. Сокращение происходит, когда количество входных битов для кодирования больше количества информационных битов. Таким образом, принимающая сторона определяет количество битов, заполненных нулями, путем вычитания количества информационных битов принятого прореженного и сокращенного кодового слова из количества информационных битов кодового слова LDPC.

Затем принимающая сторона переходит к этапу 1304 для определения применяемого шаблона сокращения. Таким образом, принимающая сторона сохраняет, по меньшей мере, один заранее заданный шаблон сокращения, и выбирает шаблон сокращения, соответствующий текущему условию, из сохраненного, по меньшей мере, одного шаблона сокращения. Например, шаблон сокращения может задаваться на основании длины кодового слова, скорости кодирования, отношения сокращения и прореживания, схемы модуляции и т.д. Например, по меньшей мере, один шаблон сокращения задается на основе групп битов, который делит информационные биты на основе заранее определенного количества. Например, по меньшей мере, один шаблон сокращения может включать в себя таблицу 9 или таблицу 13. Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, принимающая сторона может не сохранять шаблон сокращения, но может генерировать шаблон сокращения на основании текущего условия. Например, генерируемый шаблон сокращения может включать в себя, по меньшей мере, одну из таблицы 9 и таблицы 13. Согласно еще одному варианту осуществления настоящего изобретения, принимающая сторона может использовать шаблон сокращения, указанный передающей стороной посредством отдельной сигнализации.

После определения шаблона сокращения, принимающая сторона переходит к этапу 1306 для определения количества $$N_{punc\_groups}$$ групп битов, где все биты сокращены на передающей стороне. Таким образом, принимающая сторона делит количество заполненных битов на количество битов в каждой группе битов, и определяет максимальное целочисленное значение, меньшее результата деления, как $$N_{pad}$$ . В случае, когда количество информационных битов в принятом сокращенном и прореженном кодовом слове меньше количества битов, включенных в одну группу битов, все из, по меньшей мере, одного информационного бита в принятом сокращенном и прореженном кодовом слове можно включать в одну группу битов. Поэтому, в этом случае, $$N_{pad}$$ принимает значение, меньшее количества всех групп битов на 1.

Затем принимающая сторона переходит к этапу 1308 для определения, больше ли $$N_{pad}$$ нуля. Другими словами, принимающая сторона определяет, существует ли, по меньшей мере, одна группа битов, где все биты заполнены нулями. Когда $$N_{pad}$$ не превышает 0, принимающая сторона пропускает нижеследующий этап 1310 и переходит к этапу 1312. В дальнейшем, входные значения LDPC-декодера, соответствующие сокращенным информационным битам LDPC, задаются равными конкретному значению, представляющему сокращенные информационные биты LDPC. Например, входные значения LDPC-декодера основаны на логарифмическом отношении правдоподобия (LLR), и конкретное значение может быть равно плюс бесконечности или минус бесконечности.

Напротив, когда $$N_{pad}$$ больше 0, принимающая сторона переходит к этапу 1310 для задания входного значения LDPC-декодера, соответствующего всем информационным битам в группах битов с 0-й по $$(N_{pad}-1)$$ -ю, указанных шаблоном сокращения, определенным на этапе 1304, равным конкретным значениям, представляющим информационный бит LDPC, сокращенный на передающей стороне.

Затем принимающая сторона переходит к этапу 1312 для задания входного значения LDPC-декодера, соответствующего некоторым информационным битам переднего конца или заднего конца в $$N_{pad}$$ -й группе битов, указанной шаблоном сокращения, равным конкретным значениям, представляющим информационные биты LDPC, сокращенные на передающей стороне.

Кроме того, принимающая сторона переходит к этапу 1314 для задания входных значений LDPC-декодера, соответствующих информационным битам, не заполненным нулями, равными значениям, которые зависят от принятого прореженного и сокращенного кодового слова. Например, в случае, когда входное значение декодирования является значением LLR, значение, представляющее 0 бит, означает значение LLR случая, когда вероятность того, что LLR принимает значение 0, равна 1, и вероятность того, что LLR принимает значение 1, равна 0. Таким образом, принимающая сторона восстанавливает информационные биты среди кодового слова LDPC, генерируемого путем кодирования на передающей стороне на этапах 1310 - 1314.

После этого, принимающая сторона переходит к этапу 1316 для определения количества прореженных битов на основании значения, связанного со скоростью кодирования и количеством сокращенных битов, другими словами, отношения прореживания и сокращения. Например, значение, связанное со скоростью кодирования и количеством сокращенных битов, другими словами, отношением прореживания и сокращения, может задаваться уравнением (37).

После определения количества битов прореживания, принимающая сторона переходит к этапу 1318 для определения применяемого шаблона прореживания. Таким образом, принимающая сторона сохраняет, по меньшей мере, один заранее заданный шаблон прореживания и выбирает шаблон прореживания, соответствующий текущему условию из сохраненного, по меньшей мере, одного шаблона прореживания. Например, шаблон прореживания может задаваться на основании формы матрицы проверки четности для использования, длины кодового слова, скорости кодирования, отношения сокращения и прореживания, схемы модуляции, и т.д. Например, на основе групп битов четности задается, по меньшей мере, один шаблон прореживания, который делит биты четности на основе заранее определенного числа. Например, по меньшей мере, один шаблон прореживания может включать в себя, по меньшей мере, одну из таблицы 10, таблицы 11, таблицы 12, таблицы 14, таблицы 15, таблицы 16, таблицы 17 и таблицы 18. При этом принимающая сторона должна учитывать форму матрицы проверки четности для использования. Например, форма матрицы проверки четности для использования может определяться, по меньшей мере, одной из длины информационного слова и скорости кодирования. Например, определение формы матрицы проверки четности для использования можно осуществлять в процессе, показанном на фиг. 10. В случае, когда матрица проверки четности для использования является первой матрицей проверки четности, представленной на фиг. 6B, шаблон прореживания определяется таблицей 10 или таблицей 14. Напротив, в случае, когда матрица проверки четности для использования является второй матрицей проверки четности, представленной на фиг. 6B, шаблон прореживания определяется таблицей 12 или таблицей 16 или таблицей 18, или комбинацией таблицы 11 и таблицы 10 или комбинацией таблицы 14 и таблицы 15 или комбинацией таблицы 14 и таблицы 17. Согласно комбинации таблицы 11 и таблицы 10 или комбинации таблицы 14 и таблицы 15 или комбинации таблицы 14 и таблицы 17, принимающая сторона сначала определяет шаблон прореживания согласно таблице 11 или таблице 15 или таблице 17, и затем в случае, когда остается бит прореживания, принимающая сторона определяет остальные шаблоны прореживания согласно таблице 10 или таблице 14. Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, принимающая сторона может заранее не сохранять шаблон прореживания, но может генерировать шаблон прореживания согласно текущему условию. Например, генерируемый шаблон прореживания может включать в себя, по меньшей мере, одну из комбинации таблицы 10, таблицы 11, таблицы 12, таблицы 14, таблицы 15, таблица 16, таблица 17, таблица 18, таблица 12, таблица 16, таблицы 18, таблицы 10 и таблицы 11 (в передней части таблицы 11 и дублировать), и комбинации таблицы 14 и таблицы 15, и комбинации таблицы 14 и таблицы 17. Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, принимающая сторона может использовать шаблон прореживания, указанный передающей стороной посредством отдельной сигнализации.

После определения шаблона прореживания, принимающая сторона переходит к этапу 1320 для определения количества $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, где все биты четности прорежены. Таким образом, принимающая сторона делит количество прореженных битов четности на количество битов в каждой группе битов четности, и определяет максимальное целочисленное значение, меньшее результата деления, как $$N_{punc\_groups}$$ . В случае, когда количество принятых битов четности меньше количества битов, включенных в одну группу битов четности, все принятые биты четности можно включать в одну группу битов четности. Поэтому, в этом случае, $$N_{pad}$$ принимает значение, меньшее количества всех групп битов четности на 1.

Затем принимающая сторона переходит к этапу 1322 для определения, больше ли $$N_{pad}$$ нуля. Другими словами, принимающая сторона определяет, существует ли, по меньшей мере, одна группа битов четности, где все биты прорежены. В случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ не превышает 0, принимающая сторона пропускает нижеследующий этап 1324 и переходит к этапу 1326.

Напротив, когда $$N_{pad}$$ больше 0, принимающая сторона переходит к этапу 1324 для задания входных значений LDPC-декодера, соответствующих всем битам в группах битов четности с 0-й по $$(N_{punc\_groups}-Q_{ldpc2}-1)$$ -ю указанных шаблоном прореживания, определенным на этапе 1320, равными значениям, представляющим прореженные биты четности. Например, значение, представляющее прореженный бит четности, может быть значением, где вероятность того, что бит четности принимает значение 0, и вероятность того, что бит четности принимает значение 1, одинаковы.

Этап 1324 снова описан согласно шаблону прореживания, показанному на фиг. 10, и процессу определения прореженного бита четности. На этапе 1324, группы битов четности с 0-й по $$(N_{punc\_groups}-1)$$ -ю, где входные значения LDPC-декодера, соответствующие всем битам в группе, задаются равными значениям, представляющим прореженный бит четности, идентичны всем группам битов второй четности и некоторым ( $$P_{{\pi }_p^1(0)}^1,P_{{\pi }_p^1(1)}^1,\cdots ,P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2}-1)}^1)$$ группам битов первой четности в случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ больше или равно $$Q_{ldpc2}$$ . Кроме того, в случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ меньше $$Q_{ldpc2}$$ , $$N_{punc\_groups}$$ -я группа битов четности идентична некоторым из ( $$P_{{\pi }_p^2(0)}^2,P_{{\pi }_p^2(1)}^2,\cdots ,P_{{\pi }_p^2(N_{pun{c}_{}groups}-1)}^2)$$ групп битов второй четности.

Затем принимающая сторона переходит к этапу 1326 для задания входного значения LDPC-декодера, соответствующего некоторым битам переднего конца или заднего конца в $$N_{pad}$$ -й группе битов четности, указанной шаблоном прореживания, равными значениям, представляющим прореженный бит четности. Например, значение, представляющее прореженный бит четности, может быть значением, где вероятность того, что бит четности принимает значение 0, и вероятность того, что бит четности принимает значение 1, одинаковы.

Этап 1326 снова описан согласно шаблону прореживания, показанному на фиг. 10, и процессу определения прореженного бита четности. На этапе 1326, $$N_{punc\_groups}$$ -я группа битов четности, где входные значения LDPC-декодера, соответствующие некоторым битам в группе, задаются равными значениям, представляющим прореженный бит четности, идентична группе $$P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2})}^1$$ в группе битов первой четности в случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ больше или равно $$Q_{ldpc2}$$ . Кроме того, в случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ меньше $$Q_{ldpc2}$$ , $$N_{punc\_groups}$$ -я группа битов четности идентична $$P_{{\pi }_p^2(N_{pun{c}_{}groups})}^2$$ .

Затем принимающая сторона переходит к этапу 1328 для задания входных значений LDPC-декодера, соответствующих остатку непрореженных битов четности, на основании приемного значения сокращенного и прореженного кодового слова. Таким образом, принимающая сторона восстанавливает биты четности среди кодового слова LDPC, генерируемого путем кодирования передающей стороной на этапе 1324-1328.

После этого, принимающая сторона переходит к этапу 1330 для осуществления декодирование на восстановленном кодовом слове. При этом принимающая сторона может совместно осуществлять множество методов декодирование. Например, принимающая сторона может последовательно осуществлять LDPC-декодирование и BCH-декодирование. В этом случае, принимающая сторона может осуществлять LDPC-декодирование на восстановленном кодовом слове LDPC, и осуществлять BCH-декодирование на информационных битах LDPC, генерируемых в результате LDPC-декодирования. Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, принимающая сторона может осуществлять только LDPC-декодирование на восстановленном кодовом слове LDPC.

Фиг. 14 иллюстрирует конструкцию передающей стороны в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения.

Согласно фиг. 14, передающая сторона включает в себя блок 1410 заполнения нулями, кодер 1420, блок 1430 прореживания, передатчик 1440, хранилище 1460 и контроллер 1470.

Блок 1410 заполнения нулями генерирует информационные биты BCH для подачи на кодер 1420 путем заполнения некоторых информационных битов нулями. Блок 1410 заполнения нулями определяет количество битов, подлежащих заполнению нулями с использованием информации, поступающей от контроллера 1470, и заполняет нулями биты в позициях, которые зависят от информации шаблона сокращения, поступающей от контроллера 1470. Таким образом, блок 1410 заполнения нулями заполняет биты групп битов, которые зависят от последовательности, указанной шаблоном сокращения, и отображает каждый бит информационных битов в позицию остальных битов. Блок 1410 заполнения нулями может определять количество $$N_{punc\_groups}$$ групп битов, где все биты подлежат заполнению нулями. Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, количество $$N_{punc\_groups}$$ групп битов, где все биты подлежат заполнению нулями, могут определяться контроллером 1470. После этого, блок 1410 заполнения нулями заполняет нулями все биты в группах битов с 0-й по $$(N_{pad}-1)$$ -ю, указанных шаблоном сокращения, и затем заполняет нулями некоторые биты на переднем конце или заднем конце в $$N_{pad}$$ -й группе битов, указанной шаблоном сокращения. Кроме того, блок 1410 заполнения нулями отображает информационные биты в позиции незаполненных битов в информационных битах BCH.

Кодер 1420 осуществляет кодирование на информационных битах BCH, заполненных блоком 1410 заполнения нулями. Кодер 1420 может включать в себя только один блок кодирования или может иметь структуру, где множество блоки кодирования соединены. Например, хотя не показано, кодер 1420 может включать в себя BCH-кодер и LDPC-кодер. В этом случае, BCH-кодер может осуществлять BCH-кодирование на заполненных информационных битах BCH, и LDPC-кодер может осуществлять LDPC-кодирование на кодовом слове BCH, генерируемом в результате BCH-кодирования. Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, кодер 1420 может осуществлять только LDPC-кодирование на информационных битах BCH. В случае осуществления только LDPC-кодирования без BCH-кодирования, информационные биты BCH могут именоваться информационными битами LDPC. Согласно еще одному варианту осуществления настоящего изобретения, помимо кодера 1420 к переднему концу блока 1410 заполнения нулями можно добавить еще один кодер (не показан). Например, кодер 1420 может осуществлять LDPC-кодирование, и еще один кодер (не показан) расположенный на переднем конце блока 1410 заполнения нулями, может осуществлять BCH-кодирование.

Согласно еще одному варианту осуществления настоящего изобретения, кодер 1420 может определять форму матрицы проверки четности с целью использования для кодирования до осуществления кодирования. Таким образом, передающая сторона согласно варианту осуществления настоящего изобретения может использовать две или более матриц проверки четности. Например, две или более матриц проверки четности включают в себя первую матрицу проверки четности и вторую матрицу проверки четности, представленные на фиг. 6B. При этом хранилище 1460 может сохранять первую матрицу проверки четности и вторую матрицу проверки четности отдельно, или сохранять только вторую матрицу проверки четности, и извлекать первую матрицу проверки четности из второй матрицы проверки четности. Например, определение формы матрицы проверки четности для использования может осуществляться согласно, по меньшей мере, одной из длины информационного слова и скорости кодирования. Например, определение формы матрицы проверки четности для использования может осуществляться в процессе, показанном на фиг. 10. В случае, когда процесс для определения форма матрицы проверки четности для использования не осуществляется, кодер 1420 может осуществлять кодирование с использованием второй матрицы проверки четности, которая является более крупной формой, и после этого определять, удалять ли вторую четность на основании скорости кодирования. Кроме того, при использовании матрицы проверки четности, кодер 1420 может использовать значение адреса накопителя, как представлено в уравнении (5), уравнении (7), уравнении (23) и уравнении (24).

Блок 1430 прореживания преобразует четность среди кодового слова LDPC, выводимого из кодера 1420, в биты четности, подлежащие передаче, путем прореживания некоторых битов из четности среди кодового слова LDPC, генерируемого кодером 1420. Блок 1430 прореживания определяет количество битов, подлежащих прореживанию, на основании значения, связанного со скоростью кодирования, поступающего от контроллера 1470, и количества сокращенных битов, другими словами, отношения прореживания и сокращения, и прореживает биты в позициях, которые зависит от информации шаблона прореживания, поступающей от контроллера 1470. Кроме того, блок 1430 прореживания может различать биты первой четности и биты второй четности на основании формы матрицы проверки четности, базирующейся в кодере 1420, от контроллера 1470. Таким образом, блок 1430 прореживания прореживает биты в группах битов четности, которые зависят от последовательности, указанной шаблоном прореживания. Например, значение, связанное со скоростью кодирования и количеством сокращенных битов, другими словами, отношением прореживания и сокращения, может задаваться уравнением (37). Кроме того, блок 1430 прореживания определяет количество $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, где все биты четности подлежат прореживанию, прореживает все биты четности в группах битов четности с 0-й по $$(N_{punc\_groups}-Q_{ldpc2}-1)$$ -ю, указанных шаблоном прореживания, и затем прореживает некоторые биты на переднем конце или заднем конце в $$N_{pad}$$ -й группе битов четности.

Описание снова приведено согласно шаблону прореживания, показанному на фиг. 10, и процессу определения прореженного бита четности. В случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ больше или равно $$Q_{ldpc2}$$ , группы битов четности с 0-й по $$(N_{punc\_groups}-1)$$ -ю идентичны всем группам битов второй четности и некоторым $$(P_{{\pi }_p^1(0)}^1,P_{{\pi }_p^1(1)}^1,\cdots ,P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2}-1)}^1)$$ группам битов первой четности. Кроме того, в случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ меньше $$Q_{ldpc2}$$ , группы битов четности с 0-й по $$(N_{punc\_groups}-1)$$ -ю идентичны некоторым $$(P_{{\pi }_p^2(0)}^2,P_{{\pi }_p^2(1)}^2,\cdots ,P_{{\pi }_p^2(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2}-1)}^2)$$ группам битов второй четности. Кроме того, в случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ больше или равно $$Q_{ldpc2}$$ , $$N_{punc\_groups}$$ -я группа битов четности идентична группе $$P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2})}^1$$ в группе битов первой четности. Кроме того, в случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ меньше $$Q_{ldpc2}$$ , $$N_{punc\_groups}$$ -я группа битов четности идентична группе $$P_{{\pi }_p^2(N_{pun{c}_{}groups})}^2$$ в группе битов второй четности.

Кроме того, блок 1430 прореживания может преобразовывать информационные биты среди кодового слова LDPC, выводимого из кодера 1420, в информационные биты в прореженное и сокращенное кодовое слово, подлежащее передаче, путем удаления битов, заполненных нулями, блоком 1410 заполнения нулями. В этом случае, блок 1430 прореживания может именоваться 'блоком прореживания и удаления нулей'.

В случае, когда функция для удаления битов, заполненных нулями, исключена, блок 1410 заполнения нулями можно упразднить. Таким образом, вместо генерации строки информационных битов BCH для кодера 1420 путем заполнения нулем бита на блоке 1410 заполнения нулями, столбцы, соответствующие биту, подлежащему заполнению нулями, можно удалять из матрицы проверки четности, используемой кодером 1420. Столбцы, соответствующие биту, подлежащему заполнению, удаляются, поэтому тот же результат можно получить даже когда процесс для заполнения битов не осуществляется. Передатчик 1440 модулирует и обрабатывает до радиочастоты (РЧ) сокращенное и прореженное кодовое слово, и затем передает его через антенну.

В хранилище 1460 хранится информация задания, инструкция и т.д. для работы передающей стороны. В частности, в хранилище 1460 хранится, по меньшей мере, один шаблон сокращения, заданный на основе групп битов, и, по меньшей мере, один шаблон прореживания, заданный на основе групп битов четности. Например, шаблон сокращения и шаблон прореживания могут задаваться на основании длины кодового слова, скорости кодирования, отношения сокращения и прореживания, схемы модуляции, и т.д. Например, по меньшей мере, один шаблон сокращения может включать в себя таблицу 9 или таблицу 13. Кроме того, по меньшей мере, один шаблон прореживания может включать в себя, по меньшей мере, одну из таблицы 10, таблицы 11, таблицы 12, таблицы 14, таблицы 15, таблицы 16, таблицы 17 и таблицы 18.

Контроллер 1470 управляет всеми функциями передающей стороны. В частности, контроллер 1470 обеспечивает длину информационных битов, длину информационных битов, необходимых кодеру 1420, информацию шаблона сокращения, и т.д. Кроме того, контроллер 1470 обеспечивает матрицу проверки четности на кодер 1420, и обеспечивает информацию, касающуюся формы матрицы проверки четности. Кроме того, контроллер 1470 обеспечивает информацию шаблона прореживания на блок 1430 прореживания.

При определении шаблона прореживания, контроллер 1470 должен учитывать форму матрицы проверки четности для использования. Например, форма матрицы проверки четности для использования может определяться на основании, по меньшей мере, одной из длины информационного слова и скорости кодирования. Например, определение формы матрицы проверки четности для использования может осуществляться в процессе, показанном на фиг. 10. В случае, когда матрица проверки четности для использования является первой матрицей проверки четности, представленной на фиг. 6B, шаблон прореживания определяется таблицей 10 или таблицей 14. Напротив, в случае, когда матрица проверки четности для использования является второй матрицей проверки четности, представленной на фиг. 6B, шаблон прореживания может определяться таблицей 12 или таблицей 16 или таблицей 18, или определяться комбинацией таблицы 11 и таблицы 10 или комбинацией таблицы 15 и таблицы 14 или комбинацией таблицы 17 и таблицы 14. Согласно комбинации таблицы 11 и таблицы 10 или комбинации таблицы 15 и таблицы 14 или комбинации таблицы 17 и таблицы 14, контроллер 1470 сначала определяет шаблон прореживания согласно таблице 11 или таблице 15 или таблице 17, и когда бит прореживания остается, контроллер 1470 определяет остальные шаблоны прореживания согласно таблице 10 или таблице 14.

Кроме того, контроллер 1470 обеспечивает информацию, касающуюся формы матрицы проверки четности на блок 1430 прореживания. Кроме того, контроллер 1470 обеспечивает информацию, которая может определять позицию битов, подлежащих заполнению, на блок 1410 заполнения нулями. Согласно варианту осуществления настоящего изобретения, описанному со ссылкой на фиг. 14, блок 1410 заполнения нулями определяет позицию бита, подлежащего заполнению нулями, и заполняет биты нулями. Однако, согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, контроллер 1470 может определять позицию бита, подлежащего заполнению, и блок 1410 заполнения нулями может заполнять биты нулями согласно указанию контроллера 1470. Кроме того, согласно варианту осуществления настоящего изобретения, описанному со ссылкой на фиг. 14, блок 1430 прореживания определяет позицию бита прореживания и осуществляет прореживание. Однако, согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, контроллер 1470 может определять позицию бита прореживания, и блок 1430 прореживания может осуществлять прореживание согласно указанию контроллера 1470.

На Фиг. 15 показана блок-схема, демонстрирующая принимающую сторону в системе связи/широковещания согласно варианту осуществления настоящего изобретения.

Согласно фиг. 15 принимающая сторона включает в себя приемник 1510, блок 1520 восстановления битов сокращения, блок 1530 восстановления битов прореживания, декодер 1540, хранилище 1550 и контроллер 1560.

Приемник 1510 принимает сокращенное и прореженное кодовое слово, передаваемое от передающей стороны. Таким образом, приемник 1510 определяет приемное значение сокращенного и прореженного кодового слова путем РЧ-обработки приемного сигнала и осуществления декодирования.

Блок 1520 восстановления битов сокращения восстанавливает информационные биты в принятом сокращенном и прореженном кодовом слове, генерируемым посредством кодирования на передающей стороне, задавая входные значения LDPC-декодера равным конкретному значению, представляющему сокращенный информационный бит LDPC на передающей стороне. В частности, блок 1520 восстановления битов сокращения определяет количество сокращенных битов, определяет шаблон сокращения, поступающий от контроллера 1560, и затем определяет количество $$N_{punc\_groups}$$ групп битов, где все биты заполнены нулями. Кроме того, блок 1520 восстановления битов сокращения задает входные значения LDPC-декодера, соответствующие всем битам в группах битов с 0-й по $$(N_{pad}-1)$$ -ю, указанных шаблоном сокращения, равным конкретному значению, представляющему информационные биты LDPC, и задает входные значения LDPC-декодера, соответствующие некоторым битам переднего конца или заднего конца в $$N_{pad}$$ -й группе битов, указанной шаблоном сокращения, равным конкретному значению, представляющему сокращенные информационные биты LDPC. В случае, когда значение LDPC-декодер основано на LLR, конкретное значение, представляющее сокращенный информационный бит LDPC, может быть плюс бесконечность или минус бесконечность. Кроме того, блок 1520 восстановления битов сокращения задает входные значения LDPC-декодера, соответствующие информационным битам, не заполненным нулями, в информационных битах кодового слова LDPC на основании принятого сокращенного и прореженного кодового слова.

Блок 1530 восстановления битов прореживания восстанавливает четность, генерируемую посредством кодирования на передающей стороне, задавая входные значения LDPC-декодера, соответствующие позициям прореженных битов, равными значениям, представляющим прореженный бит четности. В частности, блок 1530 восстановления битов прореживания определяет количество битов прореживания на основании значения, связанного со скоростью кодирования, и количества битов сокращения, то есть отношения прореживания и сокращения. Например, значение, связанное со скоростью кодирования и количеством битов сокращения, другими словами, отношением прореживания и сокращения, может задаваться уравнением (30). Кроме того, блок 1530 восстановления битов прореживания определяет количество $$N_{punc\_groups}$$ групп битов четности, где все биты прорежены, и задает входные значения LDPC-декодера, соответствующие всем битам четности в группах битов четности с 0-й по $$(N_{punc\_groups}-Q_{ldpc2}-1)$$ -ю, указанных шаблоном прореживания, поступающие от контроллера 1560, в кодовом слове LDPC равными значениям, представляющим прореженный бит четности. Кроме того, блок 1530 восстановления битов прореживания задает входные значения LDPC-декодера, соответствующие некоторым битам переднего конца или заднего конца в $$N_{pad}$$ -й группе битов четности, указанной шаблоном прореживания в кодовом слове LDPC, равными значениям, представляющим прореженный бит четности. Значение, представляющее прореженный бит четности, может быть значением, где вероятность того, что бит четности принимает значение 0, и вероятность того, что бит четности принимает значение 1, одинаковы.

Описание снова приведено согласно шаблону прореживания, показанному на фиг. 10, и процессу определения прореженного бита четности. В случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ больше или равно $$Q_{ldpc2}$$ , группы битов четности с 0-й по $$(N_{punc\_groups}-1)$$ -ю идентичны всем группам битов второй четности и некоторым $$(P_{{\pi }_p^1(0)}^1,P_{{\pi }_p^1(1)}^1,\cdots ,P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2}-1)}^1)$$ группам битов первой четности. Кроме того, в случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ меньше $$Q_{ldpc2}$$ , группы битов четности с 0-й по $$(N_{punc\_groups}-1)$$ -ю идентичны некоторым $$(P_{{\pi }_p^2(0)}^2,P_{{\pi }_p^2(1)}^{21},\cdots ,P_{{\pi }_p^2(N_{pun{c}_{}groups}-1)}^2)$$ группам битов второй четности. Кроме того, в случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ больше или равно $$Q_{ldpc2}$$ , $$N_{punc\_groups}$$ -я группа битов четности идентична группе $$P_{{\pi }_p^1(N_{pun{c}_{}groups}-Q_{ldpc2})}^1$$ в группе битов первой четности. Кроме того, в случае, когда $$N_{punc\_groups}$$ меньше $$Q_{ldpc2}$$ , $$N_{punc\_groups}$$ -я группа битов четности идентична группе $$P_{{\pi }_p^2(N_{pun{c}_{}groups})}^2$$ в группе битов второй четности.

Затем блок 1530 восстановления битов прореживания задает входное значение LDPC-декодера, соответствующее остальным битам четности, не прореженным в кодовом слове LDPC, согласно приемному значению сокращенного и прореженного кодового слова.

Декодер 1540 осуществляет декодирование на кодовом слове LDPC, восстановленном блоком 1520 восстановления битов сокращения и блоком 1530 восстановления битов прореживания. При этом декодер 1540 может иметь структуру, где множество блоков декодирования соединены. Например, хотя не показано, декодер 1540 может включать в себя LDPC-декодер и BCH-декодер. В этом случае, LDPC-декодер может осуществлять LDPC-декодирование на восстановленном кодовом слове LDPC, и BCH-декодер может осуществлять BCH-декодирование на информационном слове LDPC, генерируемом в результате LDPC-декодирования. Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, декодер 1540 может осуществлять только LDPC-декодирование на восстановленном кодовом слове LDPC.

В хранилище 1550 хранится информация задания для работы принимающей стороны, инструкция, и т.д. В частности, в хранилище 1550 хранятся, по меньшей мере, один шаблон сокращения, заданный на основе групп битов, и, по меньшей мере, один шаблон прореживания, заданный на основе групп четности. Например, шаблон сокращения и шаблон прореживания могут задаваться на основании длины кодового слова, скорости кодирования, отношения сокращения и прореживания, схемы модуляции и т.д. Например, по меньшей мере, один шаблон сокращения может включать в себя таблицу 9 или таблицу 13. Кроме того, по меньшей мере, один шаблон прореживания может включать в себя, по меньшей мере, одну из таблицы 10, таблицы 11, таблицы 12, таблицы 14, таблицы 15, таблицы 16, таблицы 17 и таблицы 18. Кроме того, в хранилище 1550 хранятся две или более матриц проверки четности. Например, две или более матриц проверки четности включают в себя первую матрицу проверки четности и вторую матрицу проверки четности, представленные на фиг. 6B. При этом хранилище 1550 может сохранять первую матрицу проверки четности и вторую матрицу проверки четности отдельно, или сохранять только вторую матрицу проверки четности, и извлекать первую матрицу проверки четности из второй матрицы проверки четности и использовать ее.

Контроллер 1560 управляет всеми функциями передающей стороны. В частности, контроллер 1560 обеспечивает длину информационных битов, длину информационных битов, необходимых декодеру 1540, информацию шаблона сокращения и т.д. на блок 1520 восстановления битов сокращения. Кроме того, контроллер 1540 обеспечивает информацию шаблона прореживания на блок 1530 восстановления битов прореживания. Кроме того, контроллер 1540 обеспечивает матрицу проверки четности на декодер 1540.

При определении шаблона прореживания, контроллер 1560 должна учитывать форму матрицы проверки четности для использования. Например, форма матрицы проверки четности для использования может определяться, по меньшей мере, одной из длины информационного слова и скорости кодирования. Например, определение формы матрицы проверки четности для использования может осуществляться в процессе, показанном на фиг. 10. В случае, когда матрица проверки четности для использования является первой матрицей проверки четности, представленной на фиг. 6B, шаблон прореживания определяется таблицей 10 или таблицей 14. Напротив, в случае, когда матрица проверки четности для использования является второй матрицей проверки четности, представленной на фиг. 6B, шаблон прореживания может определяться таблицей 12 или таблицей 16 или таблицей 18, или определяться комбинацией таблицы 11 и таблицы 10 или комбинацией таблицы 15 и таблицы 14 или комбинацией таблицы 17 и таблицы 14. Согласно комбинации таблицы 11 и таблицы 10 или комбинации таблицы 15 и таблицы 14 или комбинации таблицы 17 и таблицы 14, контроллер 1560 сначала определяет шаблон прореживания согласно таблице 11 или таблице 15 или таблице 17, и затем, когда бит прореживания остается, контроллер 1560 определяет остаток шаблона прореживания согласно таблице 10 или таблице 14. Согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, контроллер 1560 может использовать шаблон прореживания, указанный передающей стороной посредством отдельной сигнализации.

Кроме того, контроллер 1560 обеспечивает информацию, касающуюся формы матрицы проверки четности, для обеспечения информации, касающейся шаблона прореживания, используемого блоком 1530 восстановления битов прореживания и конструкции битов четности. Согласно варианту осуществления настоящего изобретения, описанному со ссылкой на фиг. 15, блок 1520 восстановления битов сокращения определяет позицию заполненного бита и задает входные значения LDPC-декодера, соответствующие битам, равными значению, представляющему заполненный бит. Однако, согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, контроллер 1560 может определять позицию заполненного бита, и блок 1520 восстановления битов сокращения может задавать входные значения LDPC-декодера, соответствующие соответствующим битам, равными значению, представляющему заполненный бит, согласно указанию контроллера 1560. Кроме того, согласно варианту осуществления настоящего изобретения, описанному со ссылкой на фиг. 15, блок 1530 восстановления битов прореживания определяет позицию прореженного бита, и задает соответствующие биты равными значению, представляющему прореженный бит. Однако, согласно другому варианту осуществления настоящего изобретения, контроллер 1560 может определять позицию прореженного бита, и блок 1530 восстановления битов прореживания может задавать соответствующие биты равными значению, представляющему прореженный бит, согласно указанию контроллера 1560.

Хотя изобретение было показано и описано со ссылкой на определенные примерные варианты его осуществления, специалисты в данной области техники могут предложить различные изменения, касающиеся формы и деталей, не выходя за рамки сущности и объема изобретения, заданные прилагаемой формулой изобретения и ее эквивалентами. Таким образом, объем настоящего изобретения не подлежит ограничению вышеописанными вариантами осуществления, но должен определяться не только нижеследующей формулой изобретения, но и ее эквивалентами.