使用分组码对可变长度的信息进行信道编码的方法

摘要

使用分组码对可变长度的信息进行信道编码的方法。公开了一种利用分组码来对可变长度的信息进行信道编码的方法。利用包括20行和A列的码生成矩阵来对信息比特进行信道编码的方法，所述A列对应于所述信息比特的长度，所述方法包括以下步骤：利用与码生成矩阵的列对应的、长度为20比特的基本序列对长度为“A”的信息比特进行信道编码。如果A为“10”，则码生成矩阵的各个基本序列对应于由20行和10列组成的特定矩阵的列方向的序列。从用于TFCI编码的（32，10）码矩阵中选择20行而生成该特定的矩阵。

说明书

本申请是申请日为2008年12月22日、申请号为200880122674.1（国际申请号 为PCT/KR2008/007575）、发明名称为“使用分组码对可变长度的信息进行信道编码 的方法”的专利申请的分案申请。

技术领域

本发明涉及移动通信系统的编码方法，更具体地说，涉及使用分组码对可变长度 的信息有效地执行信道编码处理的方法。

背景技术

为了便于说明并且更好地理解本发明，下面将从几种基本编码理论中具体介绍本 发明所需的一些概念。

通常，用[n,k,d]来表示通用二进制纠错编码，其中，“n”是经过编码的码字的 比特数，“k”是在编码处理前产生的信息比特数，而“d”是码字之间的最小距离。 在这种情况下，只考虑将二进制码用于上述二进制纠错码，从而用2n来表示码空 间中可能的码字点的数量，用2k来表示经过编码的码字的总数。同时，如果认为 最小距离没那么重要，则上述二进制纠错码也可以用[n,k]来表示。如果在本申请中 没有提及上述纠错编码，则应了解的是，“n”、“k”和“d”各个值可被设置为上述 值。

在这种情况下，上述纠错码不应与由X数量的行（即，X行）和Y数量的列（即， Y列）构成的矩阵型的分组码混淆。

同时，编码率R被定义为当将信息比特数除以各个码字的比特数时所得到的特 定值。换言之，编码率R由“k/n”来表示，即，R=k/n。

下面，将具体介绍汉明距离。

如果具有相同比特数的二进制码包括具有不同比特值的一些比特，则上述汉明距 离表示具有不同比特值的上述比特的数量。通常，如果用d=2a+1表示汉明距离“d”， 则可以校正“a”个错误。例如，如果两个码字之一是101011，而另一个是110010， 则这两个码字之间的汉明距离是3。

同时，用于编码理论的术语“最小距离”表示包含在码中的两个任意码字之间的 最小值。最小距离被视为用于评估码性能的准则之一。通过编码处理产生的码字之间 的距离越长，则将相应的码字误检测为另一个码字的概率越低。其结果是，编码性能 越佳。通过具有最差性能的码字之间最小距离来估计全部码的性能。总之，如果使特 定码的最小距离最大化，则该特定码可具有良好的性能。

在下一代移动通信系统中，控制信息发送系统构成信息和传输信道信息，因而其 被视为决定系统性能非常重要的信息。通常，该控制信息长度较短以使用相对数量少 的系统资源。利用对信道错误具有很强抵抗能力的编码技术来对上述控制信息进行编 码，然后将其发送。在3GPP移动通信系统中考虑了用于上述控制信息的多种编码方 案，例如，基于Reed-Muller(RM)码的短长度分组码、tail-biting卷积码、以及复数码 （complex code）的重复码。

同时，通过分组码来对用于作为上述移动通信系统的升级版的3GPP LTE系统的 控制信息进行编码，然后，发送分组编码后的控制信息。更具体而言，如果发送（Tx） 信息比特的长度是“A”，则许多开发人员和公司正在对利用由20行和A列（即，（20， A）分组码）组成的分组码发送控制信息的各种方法进行深入研究。

（20，A）分组码可具有各种格式。用户在检查了与各个分组码相关联的各个可 变长度信息比特的各个编码性能之后，很难找到最优的格式。

发明内容

因此，本发明针对一种利用分组码来对可变长度的信息进行信道编码的方法，该 方法基本上消除了由于现有技术的限制和缺点所导致的一个或更多个问题。

本发明的一个目的在于提供一种对可变长度信息的有效（20，A）分组编码方法。 换言之，在以各种方式改变信息比特的长度的条件下，编码后的码字的比特长度也以 各种方式改变，本发明提供了用于有效地支持可变比特长度的组合的（20，A）分组 编码方法。

同时，编码后的比特的数量可以等于或小于20，并且可以按照各种方式来改变 信息比特的数量。因此，根据本发明的以下实施方式，本发明提供了一种有效地只利 用所提出的分组码的某些必要部分的方法，所提出的分组码与长度较长的信息比特的 数量或长度较长的编码比特的数量相关联。

为了实现这些目的和其它优点，并且根据本发明的目的，如在此具体实施和 广泛描述的，提供了一种利用包括20行和A列的码生成矩阵来对信息比特进行 信道编码的方法，所述A列对应于所述信息比特的长度，所述方法包括以下步骤： 利用与所述码生成矩阵的各列对应的、长度为20比特的基本序列对长度为A的 所述信息比特进行信道编码，其中，如果所述A值为“10”，则所述码生成矩阵 的各个基本序列对应于第一矩阵或第二矩阵的列方向的序列，其中，所述第一矩 阵包括20行和10列，通过从用于对传输格式组合指示符TFCI信息进行编码的、 由32行和10列组成的码矩阵中选择除了第2、第5、第8、第11、第15、第16、 第21、第22、第25、第29、第30和第31行以外的20行来构造所述第一矩阵， 并且通过对所述第一矩阵的行间位置和列间位置中的至少一个执行置换而得到所 述第二矩阵。

优选的是，当所述A值大于“10”时，所述码生成矩阵的各个基本序列对应于 第三矩阵的列方向的序列，其中，通过将多个另外的基本序列中的（A-10）个基本序 列作为列方向的序列而添加到所述第一矩阵或所述第二矩阵中来生成所述第三矩阵， 以及各个所述另外的基本序列的长度为“20”，并且满足最小汉明距离的最大值为4 的预定条件。

优选的是，当所述A值大于“10”时，所述码生成矩阵的各个基本序列对应于 第三矩阵的列方向的序列，其中，通过将多个另外的基本序列中的（A-10）个基本序 列作为列方向的序列而添加到所述第一矩阵或所述第二矩阵来生成所述第三矩阵，以 及各个另外的基本序列的长度为“20”，并且包括4个“0”值。

优选的是，所述另外的基本序列包括以下中的至少一个：[1,1,1,1,1,1,1,1,1,1, 1,1,1,1,1,1,0,0,0,0],[1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,0,0,1,1,0,0],[0,0,1,1,1, 1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,0,0]和[0,0,1,1,1,0,0,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1]。

优选的是，如果所述A值等于或小于“14”，则基于第四矩阵的列方向序列的左 侧的、与所述长度A对应的预定数量的列方向的序列顺序地对应于所述码生成矩阵 的各个基本序列，其中，所述第四矩阵由下表来表示

[表]

i M_i,0M_i,1M_i,2M_i,3M_i,4M_i,5M_i,6M_i,7M_i,8M_i,9M_i,10M_i,11M_i,12M_i,130 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 0 0 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 0 2 1 0 0 1 0 0 1 0 1 1 1 1 1 1 3 1 0 1 1 0 0 0 0 1 0 1 1 1 1 4 1 1 1 1 0 0 0 1 0 0 1 1 1 1 5 1 1 0 0 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 6 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 0 7 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 1 1 1 1 8 1 1 0 1 1 0 0 1 0 1 1 1 1 1 9 1 0 1 1 1 0 1 0 0 1 1 1 1 1 10 1 0 1 0 0 1 1 1 0 1 1 1 1 1 11 1 1 1 0 0 1 1 0 1 0 1 1 1 1 12 1 0 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 1 1 13 1 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 14 1 0 0 0 1 1 0 1 0 0 1 0 1 1 15 1 1 0 0 1 1 1 1 0 1 1 0 1 1 16 1 1 1 0 1 1 1 0 0 1 0 1 1 1 17 1 0 0 1 1 1 0 0 1 0 0 1 1 1 18 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 1 19 1 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 0 0 1

优选的是，如果所述A值等于或小于“13”，则基于第五矩阵的列方向序列的左 侧的、与所述长度A对应的预定数量的列方向的序列顺序地对应于所述码生成矩阵 的各个基本序列，其中，所述第五矩阵由下表来表示：

[表]

I M_i,0M_i,1M_i,2M_i,3M_i,4M_i,5M_i,6M_i,7M_i,8M_i,9M_i,10M_i,11M_i,120 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 0 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 2 1 0 0 1 0 0 1 0 1 1 1 1 1 3 1 0 1 1 0 0 0 0 1 0 1 1 1 4 1 1 1 1 0 0 0 1 0 0 1 1 1 5 1 1 0 0 1 0 1 1 1 0 1 1 1 6 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 7 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 1 1 1 8 1 1 0 1 1 0 0 1 0 1 1 1 1 9 1 0 1 1 1 0 1 0 0 1 1 1 1 10 1 0 1 0 0 1 1 1 0 1 1 1 1 11 1 1 1 0 0 1 1 0 1 0 1 1 1 12 1 0 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 1 13 1 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 14 1 0 0 0 1 1 0 1 0 0 1 0 1 15 1 1 0 0 1 1 1 1 0 1 1 0 1 16 1 1 1 0 1 1 1 0 0 1 0 1 1 17 1 0 0 1 1 1 0 0 1 0 0 1 1 18 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 19 1 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 0 0

在本发明的另一个方面，提供了一种利用包括20行和A列的码生成矩阵来对信 息比特进行信道编码的方法，所述A列对应于所述信息比特的长度，所述方法包括 以下步骤：利用与所述码生成矩阵的各列对应的、长度为20比特的基本序列对长度 为A的所述信息比特进行信道编码，其中，如果所述A值为“10”时，则所述码生 成矩阵的各个基本序列对应于第一矩阵或第二矩阵的列方向的序列，其中，通过对所 述第一矩阵的行间位置和列间位置中的至少一个执行置换而得到所述第二矩阵。并且 所述第一矩阵由下表表示：

[表]

1 0 1 1 1 1 1 1 0 0 0 0 1 1 1 1 0 0 1 0 1 1 0 1 1 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 1 1 1 0 1 0 0 0 1 1 1 0 1 0 0 1 0 1 0 1 1 0 1 0 1 0 0 1 0 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 1 1 1 0 1 0 0 1 0 0 1 1 1 1 0 1 0 0 0 0 1 1 1 0 0 0 0 1 1 1 0 1 1 0 0 1 1 0 1 1 0 1 0 1 0 1 0 0 1 1 0 1 0 1 1 0 0 1 0 1 0 1 1 0 1 1 1 0 0 1 0 1 1 1 1 0 1 1 1 0 0 1 0 1 0 0 0 1 1 0 0 1 0 0 1 0 0 0 1 0 0 1 1 0 1 1 1 1 0 0 0 1 0 0 0 1 1 0 0 0 0 1 0 0 0 0

优选的是，如果所述A值大于“10”，所述码生成矩阵的各个基本序列对应于第 三矩阵的列方向的序列，其中，通过将多个序列中的（A-10）个序列作为列方向的序 列而添加到所述第一矩阵或所述第二矩阵中时来生成所述第三矩阵，并且所述多个序 列是[1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,0,0,0,0],[1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1, 1,0,0,1,1,0,0],[0,0,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,0,0],和[0,0,1,1,1,0,0, 1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1,1]。

优选的是，如果所述A值等于或小于“14”，则以第四矩阵的列方向序列的左侧 为基准的、与所述长度A对应的预定数量的列方向的序列顺序地对应于所述码生成 矩阵的各个基本序列，其中，所述第四矩阵由下表来表示：

[表]

i M_i,0M_i,1M_i,2M_i,3M_i,4M_i,5M_i,6M_i,7M_i,8M_i,9M_i,10M_i,11M_i,12M_i,130 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 0 0 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 0 2 1 0 0 1 0 0 1 0 1 1 1 1 1 1 3 1 0 1 1 0 0 0 0 1 0 1 1 1 1 4 1 1 1 1 0 0 0 1 0 0 1 1 1 1 5 1 1 0 0 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 6 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 0 7 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 1 1 1 1 8 1 1 0 1 1 0 0 1 0 1 1 1 1 1 9 1 0 1 1 1 0 1 0 0 1 1 1 1 1 10 1 0 1 0 0 1 1 1 0 1 1 1 1 1 11 1 1 1 0 0 1 1 0 1 0 1 1 1 1 12 1 0 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 1 1 13 1 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 14 1 0 0 0 1 1 0 1 0 0 1 0 1 1 15 1 1 0 0 1 1 1 1 0 1 1 0 1 1 16 1 1 1 0 1 1 1 0 0 1 0 1 1 1 17 1 0 0 1 1 1 0 0 1 0 0 1 1 1 18 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 1 19 1 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 0 0 1

优选的是，如果所述A值等于或小于“13”，则以第五矩阵的列方向序列的左侧 为基准的、与所述长度A对应的预定数量的列方向的序列顺序地对应于所述码生成 矩阵的各个基本序列，其中，所述第五矩阵由下表来表示：

[表]

I M_i,0M_i,1M_i,2M_i,3M_i,4M_i,5M_i,6M_i,7M_i,8M_i,9M_i,10M_i,11M_i,120 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 0 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 2 1 0 0 1 0 0 1 0 1 1 1 1 1 3 1 0 1 1 0 0 0 0 1 0 1 1 1 4 1 1 1 1 0 0 0 1 0 0 1 1 1 5 1 1 0 0 1 0 1 1 1 0 1 1 1 6 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 7 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 1 1 1 8 1 1 0 1 1 0 0 1 0 1 1 1 1 9 1 0 1 1 1 0 1 0 0 1 1 1 1 10 1 0 1 0 0 1 1 1 0 1 1 1 1 11 1 1 1 0 0 1 1 0 1 0 1 1 1 12 1 0 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 1 13 1 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 14 1 0 0 0 1 1 0 1 0 0 1 0 1 15 1 1 0 0 1 1 1 1 0 1 1 0 1 16 1 1 1 0 1 1 1 0 0 1 0 1 1 17 1 0 0 1 1 1 0 0 1 0 0 1 1 18 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 19 1 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 0 0

优选的是，所述信息比特包括以下中的至少一项：信道质量信息（CQI）比特、 预编码矩阵指示符（PMI）、信道秩指示符（RI）、和ACK/NACK数据。

优选的是，经由物理上行控制信道（PUCCH）来发送所述信道编码后的信息比 特。

应了解，本发明的以上概述和以下详细说明是示例性和解释性的，其旨在对由权 利要求所保护的本发明提供进一步的解释。

根据本发明的上述实施方式，本发明将用于传统3GPP系统的TFCI（Transport  Format Combination Indicator:传输格式组合指示符）信息编码的码生成矩阵的一部分 进行复用，使得其能容易地实现（20,k）分组编码。其结果是，生成的码字之间的最 大或最小距离增加，从而提高了系统的性能。

附图说明

附图被包括进来以提供对本发明的进一步的理解，附图示出了本发明的实施方 式，并且与说明书一起用于解释本发明的原理。

在附图中：

图1是例示了根据本发明的一个实施方式的根据（32,10）TFCI信息码有效地生 成（20,10）分组码的方法的流程图；

图2是例示了根据本发明的一个实施方式的根据（32,10）格式的基本码来生成 （20,10）、（18，10）或（16,10）码生成矩阵的方法的概念图；

图3是例示了根据本发明的另一实施方式的根据（32,10）格式的基本码来生成 （20,10）码、以及利用（20,10）码来生成（18,10）码和（16,10）码的各个的方法的 概念图；

图4是例示了根据本发明的另一实施方式的根据（32,10）格式的基本码生成矩 阵来生成（20,10）码生成矩阵、利用（20,10）码生成矩阵来生成（18,10）码生成矩 阵、以及利用（18,10）码生成矩阵来生成（16,10）码生成矩阵的方法的概念图；

图5是例示了根据本发明的另一实施方式的根据（32,10）格式的基本码生成矩 阵来生成（20,10）码生成矩阵、利用（20,10）码生成矩阵来生成（16,10）码生成矩 阵、以及利用（16,10）码生成矩阵来生成（18,10）码生成矩阵的方法的概念图；

图6和图7分别示出了根据本发明的（20，A）和（18，A）的编码性能。

具体实施方式

下面将详细说明本发明的优选实施方式，其中，在附图中例示出了这些实施方式 的示例。在附图中，将尽可能使用相同的附图标记号来指代相同或类似的部分。

在说明本发明之前应当注意的是，本发明中的公开的大部分术语都对应于本领域 中公知的通用术语，但是申请人根据需要选用了一些术语，并且稍后将在本发明的以 下描述中公开这些术语。因此，优选的是，应当基于申请人定义的术语在本发明中的 含义来理解这些术语。例如，虽然下述说明书涉及应用于3GPP LTE（3^rd generation  partnership project long Term Evolution，第三代合作伙伴项目长期演进）系统的具体示 例，但是本发明不仅可应用于上述3GPP LTE系统，还可应用于需要使用分组码对可 变长度的控制信息执行信道编码处理的其它任意的通信系统。

为了便于说明并更好地理解本发明，将省略本领域中公知的一般构造和装置，或 者由框图或流程图来表示。在附图中，将尽可能地使用相同的附图标记来指示相同或 类似的部分。

根据本发明的一个方面，本发明提供了一种对可变长度信息有效地执行（20，A） 分组编码的方法。为此，本发明基于用于传统系统的分组码的生成矩阵来构造码，使 得其能减少编码和解码的时间。更具体而言，本发明在用于对长度较长的信息进行编 码的生成矩阵的搜索处理中增加一个特定的条件，使得其能迅速且有效地搜索大尺寸 的生成矩阵。

同时，根据本发明的另一个方面，本发明提供了一种有效地仅使用所提出的分组 码的、与长度较长的信息比特的数量或者特定长度的编码比特的数量相关联的某些必 要部分的方法。为此，当可变长度信息被分组编码时，本发明最大化地且公共地实现 与各个长度对应的生成矩阵，使得其能有效地执行编码处理。换言之，根据基于最大 信息量的长度的大尺寸的生成矩阵，本发明构造了用于对比最大长度较短或长的信息 进行编码的特定生成矩阵，使得其能在用于各个长度的生成矩阵之间最大程度地保持 公共点。

根据用于实现上述实施方式的第一方法，本发明依照各个信息的数量对各个生成 矩阵优化，各个信息的长度等于或小于最大长度，使得其能构造最优的生成矩阵。根 据用于实现上述实施方式的第二方法，在构造用于对信息进行编码的生成矩阵时，该 信息的长度等于或小于最大长度，利用嵌套结构，本发明的长度较长的信息也能构造 用于长度较短的信息的生成矩阵。根据第三方法，本发明能利用最大尺寸的嵌套结构 来针对各个信息长度构造最优的生成矩阵，使得其能构造混合结构的生成矩阵。

根据本发明的上述一个方面，根据本发明的信道编码方法将（20，A）分组码扩 展到（20,14）分组码的范围，并使用扩展后的结果来对长度为A的信息执行信道编 码。

在第一处理中，本发明从用于编码传输格式组合指示符（TFCI）信息的（32,10） 码中生成（20,10）码，并且其具体说明将在下面进行介绍。

在第二处理中，如果信息比特的长度（即，信息比特长度）等于或大于10比特， 则本发明根据信息比特的数量来将基本序列添加到（20,10）码中，使得最大能生成 （20，14）码。其具体说明将在下面进行介绍。

在第三处理中，本发明对（20,14）码进行校正以提高性能。

同时，本发明将公开能基于上述（20,14）码生成18比特或16比特长度的码字 的分组编码方法，并且其具体说明将在下面进行介绍。

本发明能被适当地应用于在3GPP LTE系统在物理上行控制信道（PUCCH）上 发送CQI（channel Quality Information，信道质量信息）信息时执行的信道编码中。 但是，本发明的应用范围不仅限于上述示例，其还能应用于需要对可变长度的控制信 息进行信道编码的各种系统中。

1.第一方面-（20，A）分组编码

（1）第一步骤-（20,10）分组码的生成

本发明的该实施方式提供了用于下一代移动通信系统的打孔的 Reed-Muller(PRM)码的生成矩阵。该PRM码生成矩阵基于用于对传输格式组合指示 符（TFCI）信息进行信道编码的（32,10）码的生成矩阵，从而根据编码后的码字的 长度来对TFCI信息进行打孔。

（32,10）TFCI信息码的复用具有多个优点。首先，TFCI信息码是基于 Reed-Muller(RM)码来设计的，使得打孔后的TFCI码可具有修改后的Reed-Muller(RM) 码结构。该基于Reed-Muller(RM)的码的优点在于，其在解码处理期间能通过快速 Hadamard变换迅速地解码。其次，TFCI编码方法支持可变长度信息比特以及可变长 度编码比特。通过这种方式，可以按照多种方式来改变信息比特的长度或者编码比特 的长度，使得能够很好地满足3GPP LTE的CQI传输的需求。

下表1示出了用于对3GPP99版本中的TFCI信息进行信道编码的（32,10）码生 成矩阵。此时，（32,10）码生成矩阵生成了具有32比特的长度并且值d_min=12的特定 码字。

[表1]

TFCI索引 M_i,0M_i,1M_i,2M_i,3M_i,4M_i,5M_i,6M_i,7M_i,8M_i,90 1 0 0 0 0 1 0 0 0 0 1 0 1 0 0 0 1 1 0 0 0 2 1 1 0 0 0 1 0 0 0 1 3 0 0 1 0 0 1 1 0 1 1 4 1 0 1 0 0 1 0 0 0 1 5 0 1 1 0 0 1 0 0 1 0 6 1 1 1 0 0 1 0 1 0 0 7 0 0 0 1 0 1 0 1 1 0 8 1 0 0 1 0 1 1 1 1 0 9 0 1 0 1 0 1 1 0 1 1 10 1 1 0 1 0 1 0 0 1 1 11 0 0 1 1 0 1 0 1 1 0 12 1 0 1 1 0 1 0 1 0 1 13 0 1 1 1 0 1 1 0 0 1 14 1 1 1 1 0 1 1 1 1 1 15 1 0 0 0 1 1 1 1 0 0 16 0 1 0 0 1 1 1 1 0 1 17 1 1 0 0 1 1 1 0 1 0 18 0 0 1 0 1 1 0 1 1 1 19 1 0 1 0 1 1 0 1 0 1 20 0 1 1 0 1 1 0 0 1 1 21 1 1 1 0 1 1 0 1 1 1 22 0 0 0 1 1 1 0 1 0 0 23 1 0 0 1 1 1 1 1 0 1 24 0 1 0 1 1 1 1 0 1 0 25 1 1 0 1 1 1 1 0 0 1 26 0 0 1 1 1 1 0 0 1 0 27 1 0 1 1 1 1 1 1 0 0 28 0 1 1 1 1 1 1 1 1 0 29 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 30 0 0 0 0 0 1 0 0 0 0 31 0 0 0 0 1 1 1 0 0 0

在下面的说明书中，将表1所示的（32，10）分组码称作TFCI信息码或TFCI 信息编码分组码。

通常，如本领域所公知的，虽然行间的位置或者列间的位置被分组码中的其它位 置所取代，但是所生成的码字在性能上没有差异。下表2示出了利用前述优点的、与 用于上述TFCI信息编码的（32，10）分组码等效的特定的分组码。

[表2]

从表2所示的分组码中可以看出的是，用于TFCI编码的（32，10）码的行和列 的位置被改变为其它位置，并且一些列之间的位置（或者基于TFCI信息码的某些行 之间的位置）彼此互换。

换言之，根据本发明的此实施方式，可以将（32，10）格式的TFCI信息码（表 1）或者其等效的矩阵（表2）中的12行打孔掉，或者从（32，10）格式的TFCI信 息码（表1）或者其等效的矩阵（表2）中选择20行，从而构造了（20，10）分组码。 在这种情况下，从表2的分组码的观点来看，可以将12列打孔，或者可以选择20 列。使用表1的第一种情况与使用表2的第二种情况在模式的性能上没有差异。为了 便于说明并且更好地理解本发明，如果在上述说明书中没有提及，则假设本发明使用 TFCI信息码的等效的格式（参见表2）。

同时，已经基于Reed-Muller（RM）码生成了用于对TFCI信息进行编码的（32， 10）码。在这种情况下，为了实现纠错的性能，对于上述（32，10）码来说很重要的 是搜索使得码字能具有最长的距离（d_min）的打孔模式。

与此实施方式相比，下面将具体介绍能搜索用于TFCI编码的（32，10）码的生 成矩阵中的最优打孔模式的穷举搜索。假设将（32x10）矩阵（也可由（32*10）矩阵 表示）中要打孔的生成矩阵的列的数量设置为“P”，则所有可用的打孔模式的数量用 $\left(\begin{array}{c}32\\ p\end{array}\right)$表示。此时，$\left(\begin{array}{c}32\\ p\end{array}\right)$表示从32列中选择p列的情况的次数。

例如，如果“p”值为12（p=12），则存在不同的（10x20）个生成矩阵（即，$\left(\begin{array}{c}32\\ 12\end{array}\right)=225,$792，840个（10x20）生成矩阵），将10比特的信息（即，2¹⁰=1,024个信息段）编码 成20比特的码字。计算出由单个矩阵生成的码字之间的最小汉明距离（d_min），使得 在上述最小汉明距离（d_min）中找到具有最高值的生成矩阵。如果将打孔模式用于构 成具有最大（d_min）值的生成矩阵，则该打孔模式被视为是最终找到的最后一个模式。 各个步骤的相关操作如下。

步骤1：将（32*10）矩阵的12个任意行打孔，从而构造$\left(\begin{array}{c}32\\ 12\end{array}\right)=\mathrm{225,792,840}$个（20x10）生成矩阵。

步骤2：从225，792，840个生成矩阵的各个中生成由（2¹⁰=1,024）个信息单元 创建的1024个码字，并且计算码字之间的最小汉明距离。

步骤3：本发明从如下的生成矩阵中搜索期望的打孔模式，该生成矩阵在码字之 间的最小汉明距离中具有最大值。

但是，基于上述步骤来生成最优（20，10）分组码的过程需要大量的计算，导致 使用非常不便。

因此，本发明的此实施方式在确定打孔模式的处理中增加特定的约束条件，使得 其减小了用于获取最优（d_min）值的搜索空间的范围。

接着，下面将具体介绍更有效地搜索生成了d_min=d的码字的（20，10）码的生 成矩阵的方法。假设目标（d_min）值用d表示，（20，10）码生成矩阵的各个行矢量 g_10by20[i](1≤i≤10)的汉明权值w(g_10by20[i])具有某些要求，如下面的等式1所示。

[等式1]

d≤w(g_10by20[i]≤20-d)

i=0,1,...,10

i≠6(在该行矢量中全部为1)

例如，如果d的值是6（d=6），则等式1由下式2表示。

[等式2]

6≤w(g_10by20[i])≤14

因此，如果将等式2的上述限制增加到从上述穷举搜索处理中生成的（10*20） 矩阵的各个行矢量g10by20[i]中，则增加的结果能减少可搜索生成了d_min=6的码字的生 成矩阵的搜索空间的数量$(N<<\left(\begin{array}{c}32\\ 12\end{array}\right)).$通常，基于各种引用文献，在本领域公知的 是，（20，10）码的最大（d_min）值是6，其具体介绍公开在“The Theory of Error-Correcting  Codes(by F.J.MacWilliams and N.J.A Sloane)”中。因此，将d_min=6的条件应用于等式 1的条件，使得本发明能使用以下方法生成（20，1）码。

图1是例示了根据本发明的一个实施方式的从（32,10）TFCI信息码中有效地生 成（20,10）分组码的方法的流程图。

参照图1，在步骤S101，根据本发明的信道编码方法从（32，10）格式的TFCI 信息码中任意地生成（20，10）分组码。然后，在步骤S102，信道编码方法判断与 各行对应的基本序列的权值是否满足等式2的条件。此时，如果不满足等式2的条件， 则信道编码方法返回至上述步骤S101。如果满足等式2的条件，则信道编码方法进 入下一步骤S103。信道编码方法使用在步骤S103中生成的（20，10）码生成1024 个码字。信道编码方法判断该1024个码字是否满足条件（d_min=6）。此时，如果不满 足条件（d_min=6），则信道编码方法返回至步骤S101。如果满足条件（d_min=6），则信 道编码方法进入步骤S105，从而在步骤S105中，计算权值分布。然后，如果在步骤 S106中没有确定最优的权值分布，则信道编码方法返回至步骤S101。否则，如果在 步骤S106中确定了最优的权值分布，则信道编码方法进入步骤S107，从而在步骤 S107中选择最优的矩阵模式中的一个。

从图1的上述步骤中可以看出，最小距离d_min的最大值是6（即，d_min=6），能够 生成满足d_min=6的条件的码字的生成矩阵的总数是360。（20，10）码的最大d_min值 是6。如图1所示，可以用此实施方式所示的方法来生成具有最大d_min值为6的码字， 使得本发明能使用此实施方式中所示的上述方式更有效地搜索用于生成最优码字的 （20，10）码生成矩阵。

此时，由最小距离特性来确定最优码字。换言之，最小距离越长，则码性能越好。 与最小距离对应的码字的数量越少，则码性能越好。因此，最优的码如下。如果提供了 最小距离的最大值，并且表示最小距离的码字的数量为最小值，则相应的码被确定为最 优码。更具体地说，如果特定码的汉明权值分布由多项式来表示，则除了常数项以外的 最低阶数由最大值来表示，并且相应的阶数的系数由最小值来表示。假设存在两个码， 并且两个码的汉明权值分布由多项式来表示，则这两个码的性能可以基于它们的阶数和 系数来进行比较。换言之，如果第一个码的汉明权值分布的最小阶数高于第二个码的汉 明权值分布的最小阶数，则第一个码具有更高的性能。如果第一个码的最小阶数等于第 二个码的最小阶数，则将第一个码的对应的最小阶数的系数与第二个码的对应的最小阶 数的系数进行比较，使得具有更低的系数的相应的码具有更高的性能。同时，当将两个 码的汉明权值分布的多项式彼此进行比较时，如果最小的阶数等于最小阶数的系数，则 用该最小的阶数与下一个阶数进行比较以彼此比较两个码的性能。

当在图1中使用上述方法时，本发明可以利用打孔处理从TFCI信息码中获得360 （即，d_min=6）个（10*20）矩阵。同时，如果计算上述生成矩阵的汉明权值分布时， 则计算出来的汉明权值分布可以分成下述3种情况（分别示出在等式3、4、5中）。 用下面的多项式3来表示3种情况中的第1种情况。用下面的多项式4来表示3种情 况中的第2种情况。用下面的多项式5来表示3种情况中的第3种情况。

[等式3]

A_A1,20(x)=x²⁰+90x¹⁴+255x¹²+332x¹⁰+255x⁸+90x⁶+1

[等式4]

A_A2,20(x)=x²⁰+94x¹⁴+239x¹²+356x¹⁰+239x⁸+94x⁶+1

[等式5]

A_A3,20(x)=x²⁰+98x¹⁴+223x¹²+380x¹⁰+223x⁸+98x⁶+1

下表3示出了满足等式3的汉明权值分布的示例性生成矩阵（A_A1,20(x)）。下表4 示出了满足等式4的汉明权值分布的示例性生成矩阵（A_A2,20(x)）。下表5示出了满足 等式3的汉明权值分布的（10*20）生成矩阵的示例（A_A3,20(x)）。由具有等式3至5 的汉明权值分布的全部打孔模式生成的（10*20）矩阵在最小距离方面具有相同的纠 错能力。

[表3]

[表4]

[表5]

实际上，存在多种具有相同汉明权值分布的生成矩阵。如果通过穷举搜索处理而 找到了全部矩阵，则存在360个生成矩阵。

在由与本发明相同的申请人提交的美国临时申请号No.61/016,492，发明名称为 “GENERATION METHOD OF VARIOUS SHORT LENGTH BLOCK CODES WITH  NESTED STRUCURE BY PUNCTURING A BASE CODE”的附录“A”中公开了上述 360个打孔模式。具体而言，在附录“A”中公开了基于表2的打孔后的列的索引。 为了便于说明，这里省略了上述索引。

如果根据汉明权值分布来对360个打孔模式进行分类，则可以得到以下结果。对 于表示等式3的汉明权值分布的（20，10）码生成矩阵，总共存在290个打孔模式。 此外，对于表示等式4的汉明权值分布的（20，10）码生成矩阵，总共存在60个打 孔模式。同时，对于表示等式5的汉明权值分布的（20，10）码生成矩阵，总共存在 10个打孔模式。

将根据本发明的360个打孔模式中的下述模式用作示例。

下表6示出了表示等式4的汉明权值分布的60个打孔模式之一：

[表6]

表6所示的打孔模式对应于美国临时申请No.61/016,492的附录“A”的表A.2 的第6索引。在这种情况下，表6的值“0”表示与位置“0”对应的列被打孔掉。表 6的值“1”表示与位置“1”对应的列没有被打孔，而被选择用于（20，10）分组码。

在将表6的打孔模式应用于表2的情况下，其结果示出在下表7中。

[表7]

在这种情况下，与表2相比，表7的行和列的方向改变，而表4与表2具有相同 的意思。在表4的右侧示出了各个行方向的序列中的12个打孔后的行。其结果是， 可以由表8来表示所生成的（20，10）分组码。

[表8]

索引 M_i,0M_i,1M_i,2M_i,3M_i,4M_i,5M_i,6M_i,7M_i,8M_i,92 1 0 1 1 1 1 1 1 0 0 3 0 0 1 1 1 1 0 0 1 0 4 1 1 0 1 1 1 1 0 0 1 6 1 0 0 1 1 1 1 1 0 1 7 0 0 0 1 1 1 0 1 0 0 10 1 0 1 0 1 1 0 1 0 1 11 0 0 1 0 1 1 0 1 1 1 12 1 1 0 0 1 1 1 0 1 0 13 0 1 0 0 1 1 1 1 0 1 15 0 0 0 0 1 1 1 0 0 0 17 0 1 1 1 0 1 1 0 0 1 18 1 0 1 1 0 1 0 1 0 1 19 0 0 1 1 0 1 0 1 1 0 21 0 1 0 1 0 1 1 0 1 1 22 1 0 0 1 0 1 1 1 1 0 24 1 1 1 0 0 1 0 1 0 0 25 0 1 1 0 0 1 0 0 1 0 27 0 0 1 0 0 1 1 0 1 1 28 1 1 0 0 0 1 0 0 0 1 30 1 0 0 0 0 1 0 0 0 0

同时，表7或表8的行顺序与基于3GPP的TFCI编码的矩阵阶数之间几乎没有 差异。如上所述，虽然根据上述编码理论，各行的位置被改变为另一位置，但是所生 成的码字之间的性能没有差异。如果按照与TFCI码矩阵相同的方式调整表7或表8 的行顺序，则可以得到下表9。

[表9]

如上所述，只有表9的行顺序与表7的不同，但是表6的剩余特征与表4的完全 相等。表9的表示方法的优点在于，在从（20，10）码至（18，10）码的打孔时间期 间，最后两个比特被打孔掉。下面将介绍其具体内容。

（2）第二步骤-（20，14）分组码的生成

对于根据此实施方式的（20，A）分组码，假设将表示3GPP LTE系统的信道质 量信息（CQI）的CQI值应用于用于PUCCH传输的信道编码方法。同时，在上述第 一步骤中，3GPP LTE系统的CQI信息的比特数可以确定为在4比特至10比特的范 围内，使得其能最大扩展为（20，10）分组码。但是，在MIMO系统的情况下，CQI 信息的比特数量根据需要可大于10比特。但是，实际的CQI的发送（Tx）数量由 CQI生成方法来确定。对于编码处理，本发明可考虑支持从4比特到14比特的全部 信息比特数量的方法。

因此，下面将介绍（20，14）分组编码方法，其通过将与信息比特数对应的列添 加到上述（20，10）分组码而能够支持最大14比特。

为了在穷举搜索中搜索所添加的列，必须执行大量的计算。例如，为了将单行添 加到表9的（20，10）分组码中，必须搜索2²⁰≈10²⁴巨大数量的次数。因此，在所 有的情况中进行穷举搜索是没有效率或者不理想的。

在该步骤中，应提到的是，将表6的第6列设为“1”，并将其用作基本序列。因 此，如果添加的列必须满足最小距离“d”，则“0”的最少数量必须等于或大于“d”。 在此示例中，“0”的数量等于码字间的最小距离。

具体而言，所添加的列与由“1”组成的原始的第6列之间的差异表示两个码字 之间的距离，使得包含在所添加的列中的“0”的数量等于码字之间的距离。

通常，可用于（20，10）码的最小距离的最大值是6。在本发明中，可用于对应 于（20，10）码的扩展版本的（20，11）码的最大距离的最小值是4。更具体地说， 可以用表10来表示基于20比特码字的各种信息比特数量的最大/最小距离的特性。

[表10]

因此，本发明的此实施方式提供给了一种添加列的方法，该方法允许添加的列的 最大/最小距离为“4”。根据该添加列的方法，将至少具有4个“0”值的列添加到所 添加的列中。

为了最小化搜索次数，假设该实施方式的添加的列包括4个“0”值（即，4个 “0”值）。按照这种方式，如果添加的列包括4个“0”值以及16个“1”值，则可 以按照各种方式来构造该添加的列。表11示出了该添加的列的代表性的示例。如果 表9的（20，10）码被扩展为（20，14）码，则可以得到表11。

[表11]

参照表11，4个添加的列由位于右侧的4列来表示。在各个添加的列中，“0”用 粗线来表示。

(3)第三步骤——分组码的修改/优化

在本发明的一个实施方式中，根据基于最大信息量的长度的大尺寸生成矩阵，本 发明构造了用于对比最大长度更短或更长的信息进行编码的特定生成矩阵，使得该特 定生成矩阵能在针对各个长度的生成矩阵之间最大程度地保持共同点。

根据用于实现上述实施方式的第一方法，本发明根据各个信息的数量来优化各个 生成矩阵(该信息的长度等于或小于最大长度)，使得其能构造最优的生成矩阵。根 据用于实现上述实施方式的第二方法，当构造用于对信息进行编码的生成矩阵(该信 息的长度等于或小于最大长度)时，本发明的长度较长的信息还可以使用嵌套结构来 构造用于长度较短的信息的生成矩阵。根据第三方法，本发明可以使用最大尺寸的嵌 套结构针对各种信息长度来构造最优的生成矩阵，使得其能构造混合结构的生成矩 阵。

首先，表12表示基于等式1中示出的信息比特长度的汉明权值分布。

[表12]

在表12中，用阴影部分来表示最小汉明距离。为了便于说明，本发明只涉及最 小信息比特数k最少为4（即，k≥4）的特定的情况，从而省略了用k<3来表示的剩 余情况。同时，各个“k”值可以根据最小距离来分组。更具体地说，k=4～6的情况 可以用最小距离为8的组来分类，而k=7～10的情况可以用最小距离为6的组来分类。 k=11～14的情况可以用最小距离为4的组来分类。可以认识到的是，在表10中已示 出了上述分类后的结果。

在该步骤中，本发明构造了具有低编码率的码，其中，构造的码使得码字之间的 最小距离达到最大值。同时，本发明能用简单的方法容易地构造上述码。

例如，如果将表4的信息比特长度设为4，则现有技术选择前4行，并控制所选择 的4行顺序地对应于左列。但是，实际上，虽然从14列中选择出任意的4列，但是可以 构造期望的码。但是，优选的是，使码的最小距离最大化。在从14列中选择4列时，虽 然从No.7至No.14列中选择了任意4列，但是有可能不能保持在选择前4列时能获得的 最小距离“8”。但是，参照表12和10，列10（即，第10列）和列5（即，第5列）表 示最小距离为8的组，使得可以从直到列6（即，第6列）的多个列中选择任意4列。

因此，当根据各个信息比特来选择列时，本发明可以从最小距离特性的多个列中 选择最优的列，该多个列的各列的最小距离等于或大于能够由相应的信息比特数获得 的其它最小距离。

例如，为了将从11至14范围内的信息比特数优化，本发明首先将第1至第10 列（即，列1～10）固定，并根据信息比特数参照下表13、14和15的汉明权值分布。

[表13]

[表14]

[表15]

通过阴影部分来表示表13至表15的最佳权值分布。最佳性能的码表示除了“0” 以外的权值（即，具有最小距离的权值）非常高。与上述权值对应的码字的数量越少， 则性能越高。如果一个码的最小权值性能等于另一个码的最小权值性能，则通过下一 个最小的权值（即，第二最小权值）的特性来确定码的性能。换言之，下一个最小权 值越高，则性能越高。如果两个码的第二最小权值彼此相等，构造相应权值的码字的 数量越少，则性能越高。

如果通过重复表13至15的上述处理来执行列分配以使得各个信息比特长度指示 最优性能，则用下表16来表示所分配的列。本发明只涉及信息比特长度至少为4。 原始信息比特固定用于3比特的范围内，并且在大于等于4比特的范围中搜索最优列， 以使得在下表16中示出所搜索的最优列。

[表16]

如果“k”值等于或小于3，假设在k≤3时必须考虑列间置换，则在表16中示 出了各个信息比特的最优列分配。如表16所示，用于逐渐增加的信息比特数的列并 不始终包含分配给小尺寸的信息比特的列。换言之，分配给大信息比特的列不保持包 含分配给小尺寸的信息比特的列的嵌套结构。

如果不保持嵌套结构，则必须彼此分开地指定分配给各个信息比特的列，这导致 使用极其不便。因此，本发明提供了一种保持最优分配并同时最大化地形成嵌套结构 的方法。

首先，将具体介绍在具有相同的最小距离的组中将列间顺序改变为另一个顺序的 置换。例如，第一组包括具有相同最小距离4的4列11、12、13、和14。在第一组 中，4列11、12、13、和14的顺序变为列11、13、14、和12的另一个顺序。在最 优的映射模式中，如果k值是11（即，k=11），则最优映射模式用[1～10]+[11]来表示。 如果k值是12（即，k=12），则最优映射模式用[1～10]+[11，13]来表示。如果k值 是13（即，k=13），则最优映射模式用[1～10]+[11，13，14]来表示。如果k值是14 （即，k=14），则最优映射模式用[1～10]+[11，12，13，14]来表示。

如上所述，如果与“k”值成比例地顺序执行列分配，则列的顺序可以改变以实 施最优分配模式，如下表17所示。

[表17]

无需赘言，除了表17的方法，还存在多种满足表16的最优分配模式的同时改变 列顺序的方法。除了表16和17的方法，下表18示出了另一种方法。

[表18]

虽然与信息比特数量“k”成比例地顺序分配了列，或者顺序分配了从左侧开始 的列，但是，如果生成矩阵被构造为如表17或18所示，则实现了最优分配。

根据本发明的另一个实施方式，如果信息比特的数量等于或小于4，则列方向的 序列（基本序列）的位置可以变为另一个。更具体而言，参照表11，根据此实施方 式，表11的第6列（即，M_i,5列的全部比特）被设置为“1”，使得第6列被视为基 本序列。该基本序列极大地有助于相应比特的全部码字。因此，从相应比特的观点来 看，期望使用具有多种权值的基本序列。

但是，全部码字中有几个码字进行了异或（XOR）运算，从而必须考虑它们的组 合的结果。因此，为了减小组合情况的数量，将全部比特的各个都为值“1”的基本 序列移动到最前列，导致了贡献率（contribution rate）的增加。按照这种方式，如果 对数据的较少量的比特（即，小比特数量）进行编码，则本发明可考虑将全部比特的 各个都为“1”的基本序列移动到最前列的上述方法，移动后的结果由下表19来表示。

[表19]

i M_i,0M_i,1M_i,2M_i,3M_i,4M_i,5M_i,6M_i,7M_i,8M_i,9M_i,10M_i,11M_i,12M_i,130 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 0 0 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 0 2 1 0 0 1 0 0 1 0 1 1 1 1 1 1 3 1 0 1 1 0 0 0 0 1 0 1 1 1 1 4 1 1 1 1 0 0 0 1 0 0 1 1 1 1 5 1 1 0 0 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 6 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 0 7 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 1 1 1 1 8 1 1 0 1 1 0 0 1 0 1 1 1 1 1 9 1 0 1 1 1 0 1 0 0 1 1 1 1 1 10 1 0 1 0 0 1 1 1 0 1 1 1 1 1 11 1 1 1 0 0 1 1 0 1 0 1 1 1 1 12 1 0 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 1 1 13 1 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 14 1 0 0 0 1 1 0 1 0 0 1 0 1 1 15 1 1 0 0 1 1 1 1 0 1 1 0 1 1 16 1 1 1 0 1 1 1 0 0 1 0 1 1 1 17 1 0 0 1 1 1 0 0 1 0 0 1 1 1 18 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 1 19 1 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 0 0 1

参照表19，将原始列方向的基本序列中的第6序列（即，第6序列的各比特的 值为“1”）移动到第一基本序列的位置，其它序列的顺序没有变为另一顺序。

下表20示出了基于表19的概念的最小距离的性能。

[表20]

根据表20的此实施方式，如果信息比特的数量是1或2，则性能变得更好。

根据编码理论，虽然生成矩阵的行或列的位置被置换，但是生成矩阵具有相同的 码特性，因此为了便于说明这里省略了上述变型例。

但是，如果在支持可变长度的信息比特的生成矩阵中，基本序列被顺序地分配给 信息比特编码，则列置换有可能不期望地将相应可变长度度的信息比特的生成矩阵变 为另一个矩阵。

同时，根据编码理论，虽然“0”和“1”值可以颠倒，但是原始码和颠倒后的码 可以被认为彼此相等，后面将具体介绍该变型例。

接着，将具体介绍在本发明的各个实施方式中应共同考虑的项目。

[n,k]码是特定码，其中，编码比特的数量是“n”，而信息比特的数量是“k”。

此时，如果在各个码的生成矩阵中没有提及，则用基本序列类型表来表示该生成 矩阵。

如上所述，基于所提出的分组码的编码方法与3GPP99版本的TFCI码的方法类 似。换言之，信息比特被顺序地分配给左侧的基本序列，并且通过与信息比特的数量 对应的二进制运算（即，异或相加）来增加与该基本序列和信息比特的乘积对应的序 列，从而生成编码比特。

如果根据上述方式获得了该码，则虽然信息比特的数量（下面，称作“信息比特 数量”）可变，但是，本发明的优点在于，其能基于矩阵类型的基本序列的表来对数 据执行编码处理。利用上述优点，本发明能支持各种信息比特的数量。因此，考虑最 大尺寸的信息比特数量来获得基本序列表或码生成矩阵。如果实际应用所需的信息比 特的最大数量小于以下提出的尺寸，则优选为使用不具有针对至少相应的最大比特数 量（即，比特的相应的最大数量）的基本序列的表。

由以下实施方式提出的基本序列被设计成具有可变数量的信息比特（即，可变的 信息比特数量），并且还被设计为具有可变数量的编码比特（即，可变的编码比特数 量）。因此，在设计本发明的创造性概念时，预先考虑了从特定的基本序列表中删除 了特定列的特定码。例如，如果用特定格式（诸如（32，15））来表示基本序列表， 则基本序列表是上面的（32，15）格式的基本序列表的应用例之一。

简而言之，基于基本序列表的最大尺寸的行和列来确定根据本发明的基本序列的 行和列。在小尺寸的行和列的情况下，顺序删除最大尺寸的基本序列的行和列，从而 使用删除后得到的结果。无需赘言，如前所述，虽然在小尺寸的基本序列表中，可以 用列位置来替换行位置，或者虽然在基本序列表中，位置“0”可以被其它位置“1” 替换，但是，上述替换后的结果可具有相同的码。

为了便于说明并更好地理解本发明，在表示本发明的任何数据的顺序时，信息比 特在从上述基本序列表的左列至右列的方向顺序前进。编码比特在从上述基本序列表 的最上行至最下行的方向顺序前进。因此，假设信息比特长度的最大值为13比特， 如果从上表19所示的基本序列表中删除单个最右侧的基本序列，则可以得到下表21。

[表21]

i M_i,0M_i,1M_i,2M_i,3M_i,4M_i,5M_i,6M_i,7M_i,8M_i,9M_i,10M_i,11M_i,120 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 0 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 2 1 0 0 1 0 0 1 0 1 1 1 1 1 3 1 0 1 1 0 0 0 0 1 0 1 1 1 4 1 1 1 1 0 0 0 1 0 0 1 1 1 5 1 1 0 0 1 0 1 1 1 0 1 1 1 6 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 7 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 1 1 1 8 1 1 0 1 1 0 0 1 0 1 1 1 1 9 1 0 1 1 1 0 1 0 0 1 1 1 1 10 1 0 1 0 0 1 1 1 0 1 1 1 1 11 1 1 1 0 0 1 1 0 1 0 1 1 1 12 1 0 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 1 13 1 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 14 1 0 0 0 1 1 0 1 0 0 1 0 1 15 1 1 0 0 1 1 1 1 0 1 1 0 1 16 1 1 1 0 1 1 1 0 0 1 0 1 1 17 1 0 0 1 1 1 0 0 1 0 0 1 1 18 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 19 1 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 0 0

优选的是，特定模式的基本序列有可能不能用在特定的信道估计方法中。此时， 可以考虑在本发明的各个实施方式中提出的多个表中的没有特定基本序列的特定表。 此时，从编码处理的观点来考虑，可以将相应的基本序列始终设置为“0”，从而其表 示得到了相同的编码性能，但是减少了信息比特的数量。因此，各个实施方式中的上 述基本序列表中的没有特定的基本序列的基本序列表也属于本发明的范围。

基于上述（20，A）分组码，下面将介绍根据本发明的另一个方面的与18比特 码字长度对应的（18，A）分组码或者与16比特码字长度对应的（16，A）分组码。

2.第二方面——（18，A）或（16，A）分组编码

如上所述，（18，A）和（16，A）分组码可以按照与（20，A）分组码相同的方 式使用（32，10）格式的TFCI信息码。因此，下面将具体介绍根据本发明的生成（18， 10）或（16，10）分组码、修改所生成的（18，10）或（16，10）分组码、以及生成 任意的（18，A）或（16，A）分组码的方法。

以下实施方式利用以下三种方法来搜索打孔模式，使得能提供最优的（18，10） 和（16，10）码生成矩阵。在以下的说明中，为了便于说明并更好地理解本发明，假 设TFCI信息码的等效格式是如表2所示的基本（32，10）码。

首先，通过对（32，10）码生成矩阵进行打孔可以生成全部码的生成矩阵。为了 便于说明，下面将该方法称作第一方法。更具体地说，可以通过对（32，10）码生成 矩阵进行打孔来搜索（20，10）码生成矩阵。也可以通过对（32，10）码生成矩阵进 行打孔来搜索（18，10）码生成矩阵。也可以通过对（32，10）码生成矩阵进行打孔 来搜索（16，10）码生成矩阵。如果根据上述方法生成了（20，10）码、（18，10） 码、（16，10）码，则可以考虑最优打孔模式来生成各个码。

图2示出了上述第一方法。

图2是例示了根据本发明的一个实施方式根据（32,10）格式的基本码来生成 （20,10）、（18，10）或（16,10）码生成矩阵的方法的概念图。

但是，如果如图2所示的生成单个的分组码，则实际考虑的打孔模式的数量呈几 何数地增长，导致极大的使用不便。在（20，10）码的情况下，必须从原始的（32， 10）码生成矩阵的32列中删除12列，使得要考虑的全部打孔模式的数量表示为 $\left(\begin{array}{c}32\\ 12\end{array}\right)=225,\mathrm{792,840}.$在（18，10）码的情况下，要考虑的打孔模式的数量进一步 增加，使得打孔模式的数量表示为$\left(\begin{array}{c}32\\ 14\end{array}\right)=471,435,600.$（16，10）码必须考虑的打 孔模式的总数（即，$\left(\begin{array}{c}32\\ 16\end{array}\right)=601,080,390$个打孔模式）。上述考虑全部打孔模式的情 况带来了极大的计算量，使得必须考虑一种有效地搜索打孔模式的方法。

根据本发明的另一种实施方式，并非全部的码生成矩阵都根据打孔后的（32，10） 码生成矩阵生成。首先搜索（20，10）码生成矩阵，从而基于（20，10）码生成矩阵 来配置（18，10）或（16，10）码的生成矩阵。下面将该方法称作第二方法。此时， 应提到的是，已经基于（20，10）码生成了（18，10）和（16，10）码。图3示出了 该第二方法。

图3是例示了根据本发明的另一实施方式根据（32,10）格式的基本码来生成 （20,10）码，并利用（20,10）码生成（18,10）码和（16,10）码的方法的概念图。

如本发明的上述第一方面所提及的，根据通过对常规的（32，10）码生成矩阵打 孔来生成（20，10）码生成矩阵的方法，可以认为存在360种最大d_min值为6的（20， 10）码生成矩阵。在这种情况下，另外地打孔掉（20，10）码生成矩阵的2列，从而 构造（18，10）码生成矩阵。同样，另外地打孔掉（20，10）码生成矩阵的4列，从 而构造（16，10）码生成矩阵。在该方法中，本发明根据穷举搜索方法来搜索全部可 用的模式，从而从（10*20）生成矩阵中搜索出具有最大d_min值的（10*18）或（10*16） 生成矩阵。

同时，根据本发明的再一个实施方式，顺序地打孔掉（32，10）码生成矩阵的列， 从而能搜索到（20，10）码生成矩阵、（18，10）码生成矩阵、以及（16，10）码生 成矩阵。下面将此方法称作第三方法。该第三方法的具体说明如下。

首先，本发明对（32，10）码生成矩阵打孔，从而获得具有最优汉明权值分布和 最大d_min值两者的最优（20，10）码生成矩阵。通过对最优（20，10）码生成矩阵的 打孔处理，本发明获得了具有最优汉明权值分布和最大d_min值两者的（18，10）码生 成矩阵。利用同样的方法，对（18，10）码生成矩阵打孔，从而可以获得具有最优汉 明权值分布和最大d_min值两者的（16，10）码生成矩阵。下面将上述处理称作第三方 法，在图4中示出了该第三方法。

图4是例示了根据本发明的另一个实施方式根据（32,10）格式的基本码生成矩 阵生成（20,10）码生成矩阵，利用（20,10）码生成矩阵生成（18,10）码生成矩阵， 以及利用（18,10）码生成矩阵生成（16,10）码生成矩阵的方法的概念图。

参照图4，对（32，10）码生成矩阵打孔，从而获得（20，10）码生成矩阵。将 （20，10）码生成矩阵的两列打孔，从而获得充当具有最大d_min值的（18，10）码生 成矩阵的（10*18）矩阵。此时，另外地将（20，10）码生成矩阵的另两列打孔，从 而获得充当具有最大d_min值的（16，10）码生成矩阵的（10*16）矩阵。

由上面提及的方法构造的生成矩阵最大化地共享了相同部分，使得生成矩阵具有 许多共同点。同时，在本领域公知的是，（16，10）码的最大d_min值是4，但是能由 第三方法生成的码的最大d_min值是3。因此，如果由第三方法来构造生成矩阵，则（16， 10）码的性能恶化。

同时，为了改善上面提及的问题，本发明提供了一种改变生成（18，10）和（16， 10）码的顺序的方法。下面将该方法称作第四方法。在第四方法中，本发明将（32， 10）码生成矩阵打孔，使得其能获得具有最大d_min值和最优汉明权值分布两者的（20， 10）码生成矩阵。通过对最优（20，10）码生成矩阵进行打孔处理，本发明获得了具 有最大d_min值和最优汉明权值分布两者的（16，10）码生成矩阵。将2列添加到为了 获得（16，10）码生成矩阵而打孔掉的4列中，从而获得（18，10）码生成矩阵。图 5示出了上述处理。

图5是例示了根据本发明的另一个实施方式根据（32,10）格式的基本码生成矩 阵生成（20,10）码生成矩阵，利用（20,10）码生成矩阵生成（16,10）码生成矩阵， 以及利用（16,10）码生成矩阵生成（18,10）码生成矩阵的方法的概念图。

参照图5，对（32，10）码生成矩阵打孔，从而获得（20，10）码生成矩阵。将 （20，10）码生成矩阵的4列打孔，从而获得充当具有最大d_min值的（16，10）码的 （10*16）生成矩阵。当将为了生成（10*16）矩阵而从（20，10）码的（20*10）生 成矩阵打孔掉的4列中的2列添加到（10*16）矩阵中时，可以生成（18，10）码的 （10*18）生成矩阵。

此时，虽然上述列添加出现在任何位置，但是原始码与修改后的码的性能之间没 有差异。为了便于说明，假设将列添加到（10*16）矩阵的最右侧。同时，本发明提 供了通过添加2列来构造（10*18）矩阵的方法，该（10*18）矩阵生成数量最小的码 字，该（10*18）矩阵具有与获得（18，10）码的最优汉明权值分布的d_min值相同的 汉明权值。

下面，将具体介绍基于上述方法的具体生成矩阵。

此时，如上述第一方法所示，为了便于说明，将不考虑通过对（32，10）码生成 矩阵打孔而生成（20，10）码、（18，10）码和（16，10）码生成矩阵中的各个或者 全部的情况，因为在上述码生成方法中有太多种情况，从而实际上很难有效地构造所 需的码。因此，下述的示例考虑了通过对（32，10）码生成矩阵打孔而构造最优（20， 10）码生成矩阵、以及基于（20，10）码生成矩阵来构造（18，10）或（16，10）码 生成矩阵的方法。也就是说，以下示例只考虑第二至第四方法。

首先将具体介绍第二方法。在第二方法中，可以根据打孔后的（20，10）码生成 矩阵来生成（18，10）码生成矩阵和（16，10）码生成矩阵的全部或者各个。

首先，通过对（32，10）码生成矩阵打孔来构造（20，10）码生成矩阵。根据图 1中本发明的第一方面的方法，可以获得最优的（20，10）码生成矩阵。共计存在360 个最大d_min值为6（d_min=6）的（20，10）码生成矩阵。如果将上述最优（20，10） 码生成矩阵的2列打孔掉，则可生成（18，10）码生成矩阵。如果将上述（20，10） 码生成矩阵的4列打孔掉，则生成（16，10）码生成矩阵。通过对（20，10）码生成 矩阵打孔来构造（18，10）码生成矩阵和（16，10）码生成矩阵的全部或各个，使得 两个码（即，（18，10）码和（20，10）码）之间的公共打孔模式的数量每次可变。

下面将具体介绍更详细的描述。用于（18，10）码生成矩阵的（20，10）码的打 孔模式的总数可以用$360\times \left(\begin{array}{c}20\\ 2\end{array}\right)=68,400$来表示。68400个打孔模式中的最大d_min值是 4。最优（18，10）码生成矩阵的总数是700。各个最优（18，10）码生成矩阵生成 最少数量的、具有与如下d_min值（即，最大d_min=4）相同的汉明权值的码字，在该d_min值处，得到了（18，10）码的最优汉明权值分布。上述最优（18，10）码生成矩阵的 汉明权值分布由下面的等式6来表示。

[等式6]

A_B,18(x)=x¹⁸+5x¹⁴+44x¹³+87x¹²+112x¹¹+163x¹⁰+200x⁹+163x⁸+112x⁷+87x⁶+44x⁵+5x⁴+1

此时，用于构造具有等式6的汉明权值分布的（10*18）生成矩阵的（10*20）生 成矩阵具有下面的等式7和8所示的两个汉明权值分布。

[等式7]

A_A2,20(x)=x²⁰+94x¹⁴+239x¹²+356x¹⁰+239x⁸+94x⁶+1

[等式8]

A_A3,20(x)=x²⁰+98x¹⁴+223x¹²+380x¹⁰+223x⁸+98x⁶+1

在（16，10）码生成矩阵的情况下，基于（20，10）码的打孔模式的总数可以用 $360\times \left(\begin{array}{c}20\\ 4\end{array}\right)=1,\mathrm{744,200}$来表示。1744200个打孔模式中的最大d_min值是4。最优（16， 10）码生成矩阵的总数是40。各个最优（16，10）码生成矩阵生成最少数量的、具 有与如下d_min值（即，最大d_min=4）相同的汉明权值的码字，在该d_min值处，得到了 （16，10）码的最优汉明权值分布。上述最优（16，10）码生成矩阵的汉明权值分布 由下面的等式9来表示。

[等式9]

A_B,16(x)=x¹⁶+60x¹²+256x¹⁰+390x⁸+256x⁶+60x⁴+1

此时，用于构造具有等式9的汉明权值分布的（16*10）码生成矩阵的（10*20） 生成矩阵具有等式10所示的汉明权值分布。

[等式10]

A_A2,20(x)=x²⁰+94x¹⁴+239x¹²+356x¹⁰+239x⁸+94x⁶+1

下表22示出了等式6的(10*18)生成矩阵的一个示例。下表23示出了基于等 式9的汉明权值分布的(10*16)生成矩阵的示例。

[表22]

[表23]

由具有等式6或9的汉明权值分布的所有打孔模式生成的矩阵在最小距离方面具 有相同的纠错能力。下面将对此进行具体介绍。由具有等式6的汉明权值分布的所有 打孔模式而生成的（10*18）矩阵具有相同的纠错能力，使得能没有任何问题地任意 使用全部种类的矩阵。由具有等式9的汉明权值分布的所有打孔模式而生成的 （10*16）矩阵具有相同的纠错能力，使得能没有任何问题地任意使用（10*16）矩阵 中的任何一个。

接着，将具体介绍用于指示（18，10）或（16，10）码的汉明权值分布的生成矩 阵以及用于指示上述生成矩阵的打孔模式。更具体地说，下面将介绍根据各个汉明权 值分布的生成矩阵和打孔模式。在利用穷举搜索来搜索打孔模式时，搜索到的打孔模 式如下。

在（18，10）码生成矩阵中表示等式6的汉明权值分布的打孔模式的数量是700。 在美国临时申请No.61/016,492的附录中公开了各个打孔模式。在这种情况下，表3 的值“0”表示与位置“0”对应的列被打孔。

在这种情况下，应提到的是，通过对（20，10）码生成矩阵打孔而生成（18，10） 码生成矩阵，并且通过对（32，10）码生成矩阵打孔而生成（20，10）码生成矩阵。 因此，首先执行（32，10）码生成矩阵的打孔处理以构造（20，10）码生成矩阵，并 且执行（20，10）码生成矩阵的打孔处理以构造（18，10）码生成矩阵。

同时，（16，10）码生成矩阵包括指示等式9的汉明权值分布的40个打孔模式。 在美国临时申请No.61/016,492的附录中已经公开该40个打孔模式。

在这种情况下，应提到的是，通过对（20，10）码生成矩阵打孔而生成（16，10） 码生成矩阵，并且通过对（32，10）码生成矩阵打孔而生成（20，10）码生成矩阵。 因此，首先执行（32，10）码生成矩阵的打孔处理以构造（20，10）码生成矩阵，并 且执行（20，10）码生成矩阵的打孔处理以构造（16，10）码生成矩阵。

下面，将具体介绍第四种方法：通过对（20，10）码生成矩阵进行打孔而生成（16， 10）码生成矩阵，从为了得到上述（16，10）码生成矩阵而被打孔掉的4列中选择2 列，将所选择的2列添加到（16，10）码生成矩阵，从而生成（18，10）码生成矩阵。

首先，通过对（32，10）码生成矩阵打孔而生成（20，10）生成矩阵。通过本发 明的上述第一方面中公开的图1的方法来获得最优的（20，10）码生成矩阵，并且存 在具有最大d_min=6值的（20，10）码生成矩阵的总数。将最优（20，10）码生成矩阵 的4列打孔掉，从而生成（16，10）码生成矩阵。从打孔掉的4列中选择2列，并将 所选择的2列添加到（16，10）码生成矩阵，从而生成（18，10）码生成矩阵。

以上方法的具体介绍如下。对于根据360个最大d_min值为6（即，d_min=6）的（10*20） 矩阵的（16，10）码来说，本发明的第一方面的方法能生成总计40个最优（16，10） 码生成矩阵，该最优（16，10）码生成矩阵产生最少数量的、具有与如下d_min值相同 的汉明权值的码字，在该d_min值处，最优汉明权值分布示出在等式9中。这40个（16， 10）生成矩阵具有最大d_min=4值和最优汉明权值分布。

可以从上面的40个（10*16）矩阵中生成最优的（18，10）码生成矩阵。更具体 地说，当从为了生成（10*16）矩阵而从（20，10）码生成矩阵中被打孔掉的4列中 选择了2列，并将所选择的2列添加到（16，10）码生成矩阵的右侧时，生成了最优 （18，10）码生成矩阵。为了便于说明，将这2列添加到（16，10）码生成矩阵的最 右侧。但是，实际上，可以将这2列任意地添加到（16，10）码生成矩阵的任何部位 而不会产生性能上的差异。因此，根据添加的位置可以得到各种变型例。同时，从$\left(\begin{array}{c}4\\ 2\end{array}\right)$个添加的组合（即，$\left(\begin{array}{c}4\\ 2\end{array}\right)$添加组合）中选择能生成具有（18，10）码的最优汉明权值 分布的（10*18）矩阵的2列。此时，最优汉明权值分布指示存在最少数量的、具有 与d_min值相同的汉明权值的码字。按照这种方式，在共计240个具有最大d_min=4值的 生成矩阵（即，$40x\left(\begin{array}{c}4\\ 2\end{array}\right)=240$个生成矩阵）中，具有最优汉明权值分布的矩阵的数量 是160。从上述最优生成矩阵中获得的汉明权值分布可以用下面的等式11来表示。

[等式11]

A_C，18（x)=x¹⁸+8x¹⁴+34x¹³+94x¹²+120x¹¹+153x¹⁰+204x⁸+153x⁸+120x⁷+94x⁶+34x⁵+8x⁴+1

此时，用于构造具有等式11的汉明权值分布的（18，10）码生成矩阵的上层 （10*20）生成矩阵具有由等式12表示的汉明权值分布。

[等式12]

A_C，20(x)=x²⁰+94x¹⁴+239x¹²+356x¹⁰+239x⁸+94x⁶+1

有160个具有等式11的汉明权值分布的（18，10）码生成矩阵。下表24示出了 160个（18，10）码生成矩阵的示例。

[表24]

由具有等式11的汉明权值分布的所有打孔模式生成的矩阵在最小距离方面具有 相同的纠错能力。因此，由具有等式11的汉明权值分布的所有打孔模式生成的 （10*18）矩阵具有相同的纠错能力，从而能毫无问题地任意使用全部类型的矩阵。

实际上，存在多个具有相同汉明权值分布的生成矩阵。需要表示最优（16，10） 码生成矩阵的打孔模式的总数是40。上面40个打孔模式等于上述第二方法的打孔模 式。

同时，此示例考虑打孔/添加生成矩阵的列的原因在于：必须首先考虑具有最大 d_min=4值的（16，10）码的生成。

如上述第三方法中介绍的，首先打孔掉具有最大d_min=6值的360个（10*20）矩 阵的2列，并另外地打孔掉700个最优（18，10）码生成矩阵的2列，从而生成（16， 10）码生成矩阵。此时，该700个最优（18，10）码生成矩阵生成最少数量的、具有 与d_min值相同的汉明权值的码字，并该700个最优（18，10）码生成矩阵满足包括最 大d_min=4值和最优汉明权值分布的等式9。此时，（16，10）码的最大d_min值为3。 在具有最大d_min=3值的全部的（16，10）码生成矩阵中，生成了最少数量的、具有与 表示最优汉明权值分布的d_min值相同的汉明权值的码字的最优（16，10）码生成矩阵 的数量是2180。此时，汉明权值分布可以用等式13来表示。

[等式13]

A_D,16(x)=x¹⁶+2x¹³+40x¹²+74x¹¹+112x¹⁰+180x⁹+206x⁸+180x⁷+112x⁶+74x⁵+40x⁴+2x³+1

如上所述，通过第三方法生成的（16，10）码的最大d_min值为3（即d_min=3）。为 通过增加最大d_min值而生成具有最大d_min=4值的（16，10）码生成矩阵，必须将具有 等式11的汉明权值分布的160个（18，10）码生成矩阵的最右侧的2列打孔掉。如 果系统地呈现该方法，则所呈现的结果表示为第四方法。

第四方法的具体说明如下。第二方法在（20，10）码、（18，10）码、和（16， 10）码的各情况下，要求独立的生成矩阵。第四方法能从单个的（10*20）矩阵中得 到（10*16）和（10*18）矩阵。

接着，基于上述概念，下面将具体介绍本发明的第一方面中公开的（20，A）码 生成矩阵。

为了便于说明，用作（32，10）格式的基本生成矩阵的生成矩阵（参见表2）也 可以用下表25来表示。换言之，下表25仅是表2的垂直形状的格式，其实质上与表 2相同。

[表25]

索引 M_i,0M_i,1M_i,2M_i,3M_i,4M_i,5M_i,6M_i,7M_i,8M_i,90 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 1 1 1 1 1 1 1 1 0 2 1 0 1 1 1 1 1 1 0 0 3 0 0 1 1 1 1 0 0 1 0 4 1 1 0 1 1 1 1 0 0 1 5 0 1 0 1 1 1 1 0 1 0 6 1 0 0 1 1 1 1 1 0 1 7 0 0 0 1 1 1 0 1 0 0 8 1 1 1 0 1 1 0 1 1 1 9 0 1 1 0 1 1 0 0 1 1 10 1 0 1 0 1 1 0 1 0 1 11 0 0 1 0 1 1 0 1 1 1 12 1 1 0 0 1 1 1 0 1 0 13 0 1 0 0 1 1 1 1 0 1 14 1 0 0 0 1 1 1 1 0 0 15 0 0 0 0 1 1 1 0 0 0 16 1 1 1 1 0 1 1 1 1 1 17 0 1 1 1 0 1 1 0 0 1 18 1 0 1 1 0 1 0 1 0 1 19 0 0 1 1 0 1 0 1 1 0 20 1 1 0 1 0 1 0 0 1 1 21 0 1 0 1 0 1 1 0 1 1 22 1 0 0 1 0 1 1 1 1 0 23 0 0 0 1 0 1 0 1 1 0 24 1 1 1 0 0 1 0 1 0 0 25 0 1 1 0 0 1 0 0 1 0 26 1 0 1 0 0 1 0 0 0 1 27 0 0 1 0 0 1 1 0 1 1 28 1 1 0 0 0 1 0 0 0 1 29 0 1 0 0 0 1 1 0 0 0 30 1 0 0 0 0 1 0 0 0 0 31 0 0 0 0 0 1 0 0 0 0

下面将具体介绍利用上述事实的实际编码处理。如果用a₀、a₁、a₂、a₃、a₄、…、 a_k-1来表示“k”个信息比特（即，“k”个信息比特），利用本发明的上述实施方式的 码生成矩阵来对信息比特进行编码，从而输出b_i个比特。该b_i个比特构造码字。此 时，编码后的b_i个比特可以用下面的等式14来表示。

[等式14]

$b_i=\underset{n=0}{\overset{k-1}{\Sigma }}(a_n\times M_{i,n})\mathrm{mod}2$其中，i=0，...，19。

接着，将在下文中介绍用于由20比特组成的编码比特以及由18比特组成的其它 编码比特两者的最优码生成矩阵。当编码比特的数量可变时，设计出了上述20比特 或18比特的编码比特。更具体地说，介绍一种在利用上述方法搜索到的（10*20）和 （10*18）矩阵中搜索（20，10）和（18，10）码生成矩阵的方法。（20，10）和（18， 10）码生成矩阵具有最大d_min值和最优的汉明权值分布，并生成具有相同汉明权值的 最少数量的码字。该搜索方法基于上述第四方法。此时，所生成的（20，10）码的最 小距离是6，汉明权值分布由等式15来表示。所生成的（18，10）码的最小距离是4， 最小权值分布由等式16来表示。

[等式15]

A_A2,20(x)=-x²⁰+94x¹⁴+239x¹²+356x¹⁰+239x⁸+94x⁶+1

[等式16]

A_B,18(x)=x¹⁸+5x¹⁴+44x¹³+87x¹²+112x¹¹+163x¹⁰+200x⁹+163x⁸+112x⁷+87x⁶+44x⁵+5x⁴+1

下表26示出了能满足上述汉明权值分布的示例性的最优码。表6中已经公开了 用于（20，10）码的打孔模式。为了便于说明，表6的打孔模式也可以用下表26来 表示。

[表26]

换言之，表26示出了打孔模式。当从表25的总共32行中打孔掉12行时，得 到了表26的打孔模式。在表26中，“0”表示打孔掉的行，而“1”表示使用的行。 同时，下表27示出了用于（18，10）码的打孔模式。

[表27]

换言之，表27示出了打孔模式。当从表26的总共20行中进一步打孔掉2行以 生成（18，10）码时，得到了表27的打孔模式。因此，表26的生成矩阵包括表27 的生成矩阵，即，从而实现了嵌套结构。在表27中，“0”表示打孔掉的行，而“1” 表示使用的行。表26包括表27，使得可以将表26与表27彼此结合为如下表28所 示。

[表28]

同时，表28的行顺序与3GPP TFCI编码矩阵的顺序略有不同。因此，如果将表 28的行顺序调整为如TFCI码矩阵中的顺序，则调整后的结果由下表29来表示。

[表29]

表29只有行顺序不同于表28，而除了行顺序以外的剩余因素与表28完全相同。 在这种情况下，根据编码理论，表28和表29具有相同的编码特性。但是，表29的 方法的优点在于：在从（20，10）码至（128，10）码的打孔时间期间打孔掉最后2 比特。更具体地说，如果在构造了（20，10）码之后从20个编码比特中将最后2比 特打孔掉，则可以立即生成（18，10）码。换言之，因为（20，10）码包括（18，10） 码，因此可以容易地生成该（18，10）码。

同时，根据本发明的第一方面的第二步骤，添加（20，10）码生成矩阵的4列， 从而将（20，10）码生成矩阵扩展为（20，14）码生成矩阵。根据此实施方式，本发 明提供了用作（20，14）码生成矩阵的表11的生成矩阵。同时，如前所述，基于各 个信息比特长度的最大/最小距离特征与表10相同。此外，如果表11的结构被用于20 比特的编码长度和18比特的另一个编码长度，则由下表30来表示下面的最大/最小距 离特征。

[表30]

同时，实际信道中基于表11的码具有以下性能。其具体说明如下。

图6和图7分别示出了根据本发明的（20，A）和（18，A）的编码性能。

具体而言，图6中示出了（20，10）码和（18，10）码的AWGN性能。图7示 出了具有各种信息比特的长度的（20,k）码的性能。

同时，根据本发明的第一方面的第三步骤，表19示出了修改后的生成矩阵。在 修改后的生成矩阵中，由全部分量“1”组成的基本序列位于表19的最左侧。因此， （18，14）结构的生成矩阵还可以修改为如下表31所示。

[表31]

i M_i,0M_i,1M_i,2M_i,3M_i,4M_i,5M_i,6M_i,7M_i,8M_i,9M_i,10M_i,11M_i,12M_i,13(18,k) 0 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 0 0   1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 0   2 1 0 0 1 0 0 1 0 1 1 1 1 1 1   3 1 0 1 1 0 0 0 0 1 0 1 1 1 1   4 1 1 1 1 0 0 0 1 0 0 1 1 1 1   5 1 1 0 0 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0   6 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 0   7 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 1 1 1 1   8 1 1 0 1 1 0 0 1 0 1 1 1 1 1   9 1 0 1 1 1 0 1 0 0 1 1 1 1 1   10 1 0 1 0 0 1 1 1 0 1 1 1 1 1   11 1 1 1 0 0 1 1 0 1 0 1 1 1 1   12 1 0 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1 1 1   13 1 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 1 1   14 1 0 0 0 1 1 0 1 0 0 1 0 1 1   15 1 1 0 0 1 1 1 1 0 1 1 0 1 1   16 1 1 1 0 1 1 1 0 0 1 0 1 1 1   17 1 0 0 1 1 1 0 0 1 0 0 1 1 1   18 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 1 打孔 19 1 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 0 0 1 打孔

换言之，当将表19的生成矩阵的最后2行打孔掉时，生成了（18，14）码生成 矩阵。

如果（20，14）生成矩阵被用作如表19所示，并且（18，14）生成矩阵被用作 如表31所示，则可以用下表32来表示基于信息比特数的最小距离特性。

[表32]

当通过对（32，10）码打孔来生成（20，10）码时，根据本发明的信道编码方 法被设计为在全部（20，10）、（18，10）和（16，10）码中都具有最佳的性能。通 过只对3GPP版本99的（32，10）TFCI码的行进行置换而形成表28的（32，10） 码，从而，在编码理论方面，表28的（32，10）码和3GPP版本99的（32，10） TFCI码彼此相等。但是，从打孔处理的观点来看，表28的（32，10）码的索引与 3GPP版本99的（32，10）TFCI码的索引不同，其结果示出在下表33、34和35 中。

[表33]

[表34]

[表35]

表33示出了基于3GPP版本99的（32，10）TFCI码的行索引的最佳性能（20， 10）、（18，10）和（16，10）码的打孔位置。表34示出了基于（20，10）码的索引 的（18，10）和（16，10）码的打孔位置。表35示出了基于表28的（32，10）格式 索引的打孔模式。

同时，下表36表示指示了最优打孔位置的常规序列表。

[表36]

从表36可看出，（18，10）和（16，10）的打孔位置最大化地彼此交迭。同时， 下表37示出了最小距离的性能。

[表37]

在表37中，“20”表示（20,k）码，“18最后两个”表示通过对（20，k）码的最 后两行打孔而形成的（18，k）码。而“18中间”表示基于表36的（20,k）码打孔掉 第5和第18行而形成的另一个（18,k）码。“16最后四个”表示通过对（20，k）码 的最后四行打孔而形成的（16，k）码。“16中间”表示基于表36的（20,k）码打孔 掉第5、第7、第14和第18行而形成的（16,k）码。“16（前两个+最后两个）”表示 通过打孔掉前两行和最后两行而形成的另一个（16，k）码。

同时，下面具体介绍当（18,k）和（16,k）码的列顺序改变时形成的（n,k）码（其 中，n=20,18,16k≤14）。

下表38是当第十个基本序列M_i,10被另一个基本序列M_i,11取代以使得码的性能 提高时形成的基本序列表。

[表38]

基于上述表38，下表39示出了最小距离性能

[表39]

从表39可以看出，（16，11）码的最小距离从“1”增加到“2”。

同时，下面将具体介绍当（18,k）和（16,k）码的列顺序改变时形成的（n,k）码 其中，n=20,18,16k≤15）。

下表40示出了添加了单个基本序列以支持15个信息比特的（20，15）生成矩阵。

[表40]

从上述表40可以看出，第15个基本序列被添加到表38。虽然第15个基本序列 被添加到表示（20，14）生成矩阵的其它表格，但是表现出相同的性能。上述实施方 式中介绍的所有方法中的任何一种方法也能用于对编码比特进行打孔。此时，如果使 用所有方法中的某些部分，则可以提供以下示例。

在表40的示例中，表41示出了最小距离特性。

[表41]

应当注意的是，本发明中公开的大部分术语是考虑了本发明的功能而定义的，并 且可以根据本领域技术人员的意图或者通常的实践而另行确定。因此，优选的是，应 当基于本发明公开的全部内容来理解上述术语。对于本领域技术人员而言，很明显， 可以在不脱离本发明的精神或范围的情况下对本发明做出各种修改和变化。因此，本 发明旨在涵盖落入所附权利要求及其等同范围内的本发明的这些修改和变化。

也就是说，本发明不仅限于这里介绍的实施方式，还包括与这里公开原理和特征 等效的最广的范围。

工业适用性

从以上说明中明显可知的是，根据本发明的信道编码方法可以容易地应用于经由 PUSCH信道发送CQI信息给上行链路的3GPP LTE系统的其它信道编码中。然而， 上述方法不仅限于以上的3GPP LTE系统，它们还可以应用于各个对可变长度的信息 执行分组编码的多种通信方案。