LDPC编码码字、特别是DVB－S2 LDPC编码码字的解码控制方法和设备

摘要

这是一种用于控制由若干数字数据构成的LDPC编码码字的解码的方法，所述LDPC码由校验节点(CN

说明书

技术领域

[1]本发明一般涉及数据通信领域，具体涉及由LDPC(低密度奇偶校验)码编码的码字的解码。

[2]本发明尤指，但不专指使用DVB-S2(数字视频广播)标准的数据通信系统。

背景技术

[3]低密度奇偶校验(LDPC)码由Gallager在1962年提出，并且在1996年被MacKay和Neal再次发现。由于其计算和实现上的复杂性，所以它们很长时间以来没有实际的影响。随着微电子学的发展导致更强的用于模拟的运算能力，这一点得到改变，并且现在变得能够实现。由于其出色的纠错性能，从而被认为是未来的电信标准。

[4]LDPC码是由其稀疏M×N奇偶校验矩阵H所定义的线性分组码。其每列包含j个1，每行包含k个1，分别被称为行度(row degree)和列度(column degree)。A(j，k)-正则LDPC码具有均匀权重的行度和列度，否则所述码被称为不正则的。可以通过二分图来表示奇偶校验码。M个校验节点对应于奇偶约束，N个变量节点代表码字的数据符号。图中的边对应于奇偶校验矩阵中的1。

[5]在LDPC码编码器中，大小为(N-M)的要编码的分组被乘以大小为(N-M)×N的生成矩阵G。这个相乘产生长度为N的编码向量。所述生成矩阵G和奇偶校验矩阵H满足关系式GHt＝0，其中，0是零矩阵。

[6]一般而言，LDPC码解码器包括解码模块，其接收长度为N的编码向量，并且使用奇偶校验矩阵H来提供长度为N的中间向量。然后，去映射模块从所述中间向量减去长度为(N-M)的解码向量。

[7]更准确而言，可以使用具有硬或者软判定形式的消息传递算法来解码LDPC码。因此解码是迭代的过程，其在变量和校验节点之间交换消息。通常，使用置信传播(BP)算法，其在变量和校验节点之间迭代地交换软信息。码性能主要依赖于奇偶校验矩阵H的随意性、码字大小N和编码率R＝(N-M)/N。

[8]在诸如UMTS、WLAN和WPAN之类的无线通信系统中，信道编码部分是很重要的部件。特别是在WLAN和WPAN的领域中，解码的等待时间很重要。在不远的未来，低密度奇偶校验码可被看作这种系统的有前途的候选者。这些码当前被应用于DVB-S2标准中和一些光纤通信系统中。在不远的未来将会有更多的应用。

[9]所述码具有一些很有趣的属性，这使得它们成为用于等待时间的特定应用领域的自然而然的选择。

[10]新的DVB-S2标准的特点是具有强大的正向纠错FEC系统，其使得传输接近理论极限。这是通过使用LDPC码而实现的，所述LDPC码的性能甚至可胜过Turbo码。为了提供灵活性，范围从R＝1/4到R＝9/10的11个不同的编码率R由多达64800比特的码字长度来指定。该巨大的最长码字长度是其具有出色通信性能的原因，因此这里描述了64800比特的码字长度。

[11]对于DVB-S2码，存在64800个所谓的变量节点(VN)和64800×(1-R)个校验节点(CN)。在所述标准中指定了这两种节点的连接。变量节点包括信息节点和奇偶节点。为了解码LDPC码，在这两种节点之间迭代地交换消息，而节点处理具有较低的复杂性。一般，在一次迭代中，首先处理变量节点(VN)，然后处理校验节点(CN)。

[12]LDPC码的解码是迭代的过程，例如对于DVB-S2标准，需要多达40次迭代来获得期望的通信性能。标准的LDPC码解码器实现方式采用固定次数的迭代。在“A 690-mW 1-Gb/s，Rate-1/2 Low-DensityParity-Check Code decoder”(A.J.Blanksby和C.J.Howland，出版于IEEEJournal of Solid-State Circuits，vol 37，n°3，404-412页，2002年3月)中，甚至完成了64次解码迭代。

[13]对于可解码的块或者码字，将进入边的对数似然比的校验节点总和考虑进去的停止标准是个很好的停止标准，但是对于不可解码的块或者码字，要进行饱和次数的迭代，因此浪费了很多能量和处理时间。

发明内容

[14]本发明的一个目的是在不可解码的码字的解码过程的早期停止解码。

[15]按照本发明的一个方面，提出了一种用于控制由若干数字数据(每个数据也可被称为“软比特”，其是在若干比特上编码的真值，并且所述真值对应于从信道实际接收的所发送码字的对应比特的值)构成的LDPC编码码字的解码的方法，所述LDPC码由校验节点和变量节点之间的二分图表示。所述方法包括：更新在变量节点和校验节点之间迭代地交换的消息。所述方法包括：在每次迭代中，对于每个变量节点，计算由所述变量节点接收的所有进入消息和对应的数字数据的第一总和，并且计算第一总和的所有绝对值的第二总和。如果在两个连续的迭代中所述第二总和不变或者减少，并且如果满足了预定的门限条件，则停止所述解码过程。

[16]但是，如果不满足所述门限条件，则即使在两个连续的迭代中所述第二总和不变或者减少，也不停止解码过程。

[17]这样的受控解码允许在解码过程的早期停止不可解码码字的解码。避免了在试图解码不可解码码字的过程中浪费很多的能量和处理时间。

[18]按照本发明的一个实施例，如果当前的第二总和小于预定门限，则满足所述预定门限条件。

[19]实际上，最好在解码过程的开始阶段，第二总和的不变或者减少表示码字是不可解码的。

[20]换句话说，当第二总和越过门限时，即使码字实际上是可解码的，第二总和的减少也可能发生。因此，当当前的第二总和越过门限时，必须关闭所述停止标准。

[21]有利的是，所述门限值依赖于所述LDPC码的编码率。可以对于每个编码率仅仅确定一次所述门限。

[22]而且，所述编码码字是从信道接收的，并且有利的是，所述门限与所述信道的信噪比无关。

[23]并且，所述门限可依赖于所述被交换消息的比特数量。

[24]例如，所述编码码字是从信道接收的，并且所述门限VNR_off由下式来定义：

[25]${\mathrm{VNR}}_{\mathrm{off}}=\frac{4}{R}{\times \left(\frac{E_b}{N_0}\right)}_{\mathrm{WR}}\times N$

[26]其中：

[27]N是所述被交换消息的比特数量，

[28]E_b是用于在所述信道上发送比特信息的平均能量，

[29]N₀是所述信道的噪声能量，

[30]R是LDPC码的编码率，并且

[31]是比率在表示误帧率(FER)和所述比率的函数关系的曲线的下降区域的值。

[32]也可以例如用关系式VNR_off＝2^(q-1)×N来定义所述门限VNR_off，

[33]其中：

[34]N是所述被交换消息的比特数量，并且

[35]q是用于表示消息的绝对值的比特数量。

[36]按照本发明的另一个实施例，只要迭代次数小于或者等于预定的迭代次数，就可以满足所述预定门限条件。事实上，即使对于可解码码字，也可能在第20和第30次迭代之间发生所述第二总和的降低。因此，在例如包含于5和15之间的迭代次数之后，可以关闭所述停止标准。

[37]在一个优选实施例中，所述码字的数字数据和所述消息是对数似然比(LLR)。

[38]所述LDPC码例如是DVB-S2 LDPC码。

[39]按照本发明的另一个方面，也提出了一种用于解码由若干数字数据构成的LDPC编码码字的解码器，所述LDPC码由校验节点和变量节点之间的二分图表示。所述解码器包括处理装置，其适用于更新在变量节点和校验节点之间迭代地交换的消息，所述处理装置包括计算装置，其用于在每次迭代时对于每个变量节点计算由所述变量节点接收的所有进入消息和对应的数字数据的第一总和，并且计算所述第一总和的所有绝对值的第二总和。所述处理装置也包括控制装置，如果在两个连续的迭代中所述第二总和不变或者减少，并且如果满足了预定的门限条件，则所述控制装置停止所述解码过程。

[40]按照本发明的一个实施例，如果当前的第二总和小于预定门限，则满足所述预定门限条件。

[41]有利的是，所述门限依赖于所述LDPC码的编码率。

[42]有利的是，所述解码器包括存储装置。所述存储装置包括查询表，所述查询表用于按照所述LDPC码的编码率和所述被交换消息的比特数量，来存储所述门限的值。

[43]按照本发明的另一个方面，也提出了一种无线通信系统的元件，包括如上所述的解码器。

[44]这个元件可以是终端或基站或者接入点设备。

[45]按照本发明的另一个方面，还提出了一种诸如XDSL系统、光纤系统或者电力线系统等有线通信系统的元件，其包括如上所述的解码器。

附图说明

[46]通过分析实施例(这些实施例不是限定性的)和附图的详细说明，本发明的其他优点和特征将更加清楚，附图中：

[47]图1图示了LDPC码的二分图；

[48]图2图示了可解码和不可解码码字的变量节点可靠度的变化的示例；

[49]图3是按照本发明的一个方面的方法的第一实施例；

[50]图4是按照本发明的一个方面的方法的第二实施例；

[51]图5和6图示了按照本发明的停止标准的通信性能的曲线；

[52]图7图示了按照本发明的解码器的一个实施例；

[53]图8图示了按照本发明的无线通信系统的一个终端的一个实施例。

具体实施方式

[54]在下面的描述中，LDPC码是在定义DVB-S2标准的“ETSI EN302 307 v1.1.1(2004-06)”中所定义的DVB-S2 LDPC码，但是本发明不限于这样的码。

[55]LDPC码的奇偶校验矩阵H是稀疏二进制矩阵。有效码字x的集必须满足：H.^tx＝0。

[56]H中的列与码字的比特相关联，并且H中的行对应于奇偶校验。H的行中的非零元素表示对应的比特用于该奇偶校验。可以通过被称为Tanner图的二分图(图1)来最佳地描述所述码，所述二分图是码比特和奇偶校验之间的关联性的图形表示。码比特被表示为变量节点VN_i(圆圈)，奇偶校验被表示为校验节点CN_i(正方形)，以边来连接它们。在每个节点上的边的数量被称为节点度(node degree)。如果对于所有的变量节点，节点度是相同的，则奇偶校验矩阵H被称为正则的，否则奇偶校验矩阵H被称为不正则的。所述度分布给出了具有特定度的节点的一部分。

[57]图1图示了DVB-S2码的Tanner图，其具有N个变量节点VN_i(i＝1到N)和M个校验节点CN_i(i＝1到M)。

[58]可以使用消息传递算法来解码LDPC码。它在变量节点和校验节点之间迭代地交换软信息。码性能主要依赖于所述图的随意性、码字大小和编码率R。

[59]所交换的软信息一般是对数似然比(LLR)。

[60]可以以两个步骤来实现在变量节点VN_i的消息的更新。

[61]在第一步骤中，每个变量节点按照下面的关系式来计算对应于变量节点的解码比特的当前估计值Λ_n：

[62]Λ_n＝λ_ch+∑λ_k   (1)

[63]其中，Λ_n是对应于变量节点的解码比特的当前估计值，λ_ch是变量节点的对应信道LLR(对应于要解码的编码码字的数字数据)，λ_k是变量节点的进入边的LLR。

[64]换句话说，Λ_n是由所述变量节点接收的所有进入消息λ_k和对应的数字数据λ_ch的第一总和。

[65]Λ_n的符号表示解码比特(1或者0)的硬判定，并且Λ_n的幅值表示所述比特的解码的可信度。

[66]在第二步骤中，计算向外的消息i的更新，按照下式，所述更新就是从对应变量节点的LLR总和Λ_n中减去输入消息LLR：

[67]${\lambda }_i^{\mathrm{new}}={\Lambda }_n-{\lambda }_i^{\mathrm{old}}---\left(2\right)$

[68]其中，λ_i^new是向外的消息i的更新LLR，λ_i^old是在所述更新之前的向外消息i的LLR值。

[69]对于包括LLRλ_k的消息k，一般，校验节点消息更新是按照下面的关系式来计算的：

[70]$\tanh ({\lambda }_k/2)=\underset{i=0,l\ne k}{\overset{i-1}{\Pi }}\tanh ({\lambda }_l/2)---\left(3\right)$

[71]其中λ_k是从校验节点更新的LLR，并且λ₁是校验节点的进入边的LLR。

[72]在下面的说明中，将详细说明不可解码码字的早期检测。

[73]通常，编码码字的数字数据表示对数似然比(LLR)。

[74]本发明允许在不可解码码字的早期停止解码过程。

[75]在解码过程的每次迭代时计算第二总和VNR，其也被称为“变量节点可靠度”。

[76]第二总和VNR是变量节点的第一总和Λ_n的所有绝对值的总和：

[77]VNR＝∑|Λ_n|    (4)

[78]这个值VNR很易于获得。

[79]如图2的曲线VNR1所表示，对于无限的块大小，对于可解码码字，可以预期到VNR是随着迭代次数而单调增加。

[80]但是，当解码有限长度的块时，不能保证无关联的LLR。这就是为什么图2的曲线VNR2在第20和第25次迭代之间可以看到VNR降低的原因，即使对应的块可被解码。

[81]因此，按照本发明的一个方面，如果VNR在两次连续的解码迭代期间不变或者降低，则停止解码过程，如图2的曲线VNR3所示(对应于不可解码码字)。但是，当VNR越过门限VNR_off时，必须关闭这个停止标准。并且在这种情况下，将通过使用传统的停止标准来停止所述解码过程，因为假定码字实际上是可解码的。

[82]图3上图示了按照本发明的一个方面的不可解码码字的检测的第一流程图。

[83]对于解码过程的当前迭代，对于所有的变量节点，方程(1)被用来计算第一总和Λ_n(步骤ST1)。

[84]然后，使用方程(4)计算第二总和或变量节点可靠度VNR_new(步骤ST2)。

[85]于是进行测试(步骤ST3)：如果第二总和的当前值VNR_new小于预定门限VNR_off，则关闭所述停止标准，并且继续解码过程(步骤ST4)。否则，如果第二总和的当前值VNR_new大于或者等于预定门限VNR_off，则进行另一个测试(步骤ST5)：将当前值VNR_new与对应于前一次迭代的第二总和的旧值VNR_old相比较。

[86]如果第二总和的当前值VNR_new小于或者等于对应于前一次迭代的第二总和的旧值VNR_old，则停止解码过程(步骤ST6)。否则，对于解码过程的下一次迭代，将当前值VNR_new替代旧值VNR_old(步骤ST7)。对于第一次迭代，可以将诸如0的足够弱的值替代旧值VNR_old。

[87]图4图示了按照本发明的一个方面的不可解码码字的检测的另一个流程图。

[88]在这个示例中，测试(步骤ST3)不同于、但是相当于图3的测试。实际上，当前值VNR_new小于门限VNR_off的条件被替换为以下条件：当前迭代次数Iteration小于或者等于迭代的门限次数IT_off；IT_off例如包含于5和15之间。

[89]换句话说，如果迭代次数大于IT_off，则关闭所述停止标准，并且继续解码过程。

[90]对于从信道接收的码字，门限VNR_off与所述信道的信噪比无关。尽管如此，门限VNR_off依赖于所述LDPC码的编码率R和所交换消息的比特数量N。

[91]更准确而言，对于每个编码率，可以使用下面的关系式仅仅计算一次门限VNR_off：

[92]${\mathrm{VNR}}_{\mathrm{off}}=\frac{4}{R}{\times \left(\frac{E_b}{N_0}\right)}_{\mathrm{WR}}\times N---\left(5\right)$

[93]其中：

[94]N是所述被交换消息的比特数量，

[95]E_b是用于在所述信道上发送比特信息的平均能量，

[96]N₀是所述信道的噪声能量，

[97]R是LDPC码的编码率，并且

[98]是比率在表示误帧率(FER)和所述比率的函数关系的曲线的下降区域的值。下降区域WR对应于所述曲线的猛然下降的区域，其示例如图5和图6所示。更准确而言，图5示出了对于不同的平均界限MB值的、误帧率FER和信噪比的函数关系，所述平均界限MB可以大致设置下降区域WR附近的SNR(信噪比)点。而且，对于编码率R＝0.8、2000比特的码字和6比特的消息量化(表示符号的最高比特和表示消息的绝对值的其他5个比特)，而获得这些曲线。

[99]对于编码率R＝0.5、3200比特的码字和6比特的消息量化(小数部分在此等于4)所获得的类似曲线如图6所示。

[100]因此，对于R＝0.8的编码率，被设置为3.5，而对于编码率R＝0.5，其被设置为1.5。

[101]这些曲线$\mathrm{FER}=f\left(\frac{E_b}{N_0}\right)$是通过模拟来获得的，如在标准通信书籍“Digital Communications”(J.G.PROAKIS(McGraw-Hill)，2001年，第四版)所描述的那样。

[102]也可以以多种方式，使用下面的关系式对于每个编码率仅仅计算一次门限值VNR_off：

[103]VNR_off＝2^(q-1)×N

[104]其中：

[105]N是所述被交换消息的比特数量，并且

[106]q是用于表示消息的绝对值的比特数量。图7图示了按照本发明的解码器DEC的一个实施例。所述解码器DEC包括处理模块PROC，诸如软件模块或者ASIC(专用集成电路)。

[107]处理模块PROC包括计算模块CALC，其用于在每次迭代时，对于每个变量节点，计算由所述变量节点接收的所有进入消息λ_i和对应的数字数据λ_ch的第一总和Λ_n，并且用于计算第一总和Λ_n的所有绝对值的第二总和或者变量节点可靠度VNR。

[108]处理模块PROC也包括控制模块CTRL，如果在两个连续的迭代中所述第二总和VNR不变或者减少，并且如果满足了预定的门限条件，则所述控制模块停止所述解码过程。

[109]控制模块CRTL可用于检测所满足的门限条件：当前的第二总和VNR_new是否小于预定门限VNR_off(图3)，或者可用于检测所满足的门限条件：只要迭代次数Iteration小于或者等于预定的迭代次数IToff。

[110]而且，解码器DEC包括存储模块MEM，所述存储模块包括查询表LUT，所述查询表用于按照LDPC码的编码率R和所述被交换消息的比特数量N，存储门限VNR_off的值。

[111]可以将解码器DEC并入无线通信系统的接收器TP中(图8)，接收器TP例如是通过卫星信道来接收编码码字的DVB-S2接收器，接收器TP还包括诸如解调器DMD的其他传统部件。