无线网络中多接入信道的分布式物理层网络编码调制方法

摘要

本发明公开一种无线网络中多接入信道的分布式物理层网络编码调制方法。采用分布式的物理层网络编码调制方式，利用穿刺卷积编码数字相位调制技术来实现。本发明同时推导出了一个针对该分布式系统的理论极限。仿真结果显示这个理论推导极限符合仿真结果值，当信噪比增加的时候，仿真结果渐近理论极限值，从而验证推导的理论值的准确性。

说明书

技术领域

本发明涉及蜂窝移动网络技术，具体涉及适用于无线网络中多接入信道的分布式物理层网络的编码及调制方法。

背景技术

分布式编码作为一种特殊的信道编码协同通信网络开发模式，吸引了大量研究者的关注。分布式编码的构造理念已应用于传统的通道编码，如文献【B. Zhao and M. C. Valenti, “Distributed turbo codes: towards the capacity of the relay channel,” IEEE VTC’03-Fall, vol. 1, pp. 322–326, Oct. 2003.】公开的分布式Turbo码、文献【S. Yiu, R. Schober and L. Lampe, “Distributed space-time block coding,” IEEE Trans. Commun., vol.54, no.7, pp. 1195–2006, Jul. 2006.】公开的分布式空时码、文献【A. Chakrabarti, A. Baynast, A. Sabharwal and B. Aazhang, “Low density parity check codes for the relay channel,” IEEE JSAC, vol. 25, no. 2, pp. 280–291, Feb. 2007.】公开的分布式低密度奇偶校验（LDPC）码。实验结果表明，上述分布式编码方案可以提高点至点的无线通道传输的可靠性。

上述分布式编码方案是针对小规模的单播中继网络，信息是通过单/多跳无线中继网络，从单个源节点到单个目的地节点进行传输。例如在图1所示的场景下，一个源移动终端（MT）与其他移动终端（MT）合作，通过一个中继节点（RN）向基站（BS）传输数据。传递这种信息的传统方式是通过路由，中继节点简单的存储和转发接收到的数据包到目的地。

文献【R. Ahlswede, N. Cai, S. Y. R. Li, and R.W. Yeung, “Network Information Flow,” IEEE Trans. Inform. Theory, vol. 46, no. 4, pp. 1204–1216, July 2000.】提出了一种网络编码（NC）方法来替代路由算法。在网络编码中，中继节点可以把从多个源移动终端收到的数据包进行编码。编码后的信息随后被发送到目的地。实验结果表明，与传统的路由算法相比，网络编码可提高网络容量和吞吐量。由于这种分布式网络通道码的研究设计（DNCC）理念最近才开始，许多在分布式编码的设计和实施过程中遇到的问题都还没有得到解决。

发明内容

本发明的目的在于提供一种全新的无线网络中多接入信道的分布式物理层网络编码调制方法。该方法基于穿刺卷积码，采用协作式上行传输分布式编码码。本发明还在此基础上分析了系统的性能，推导出本发明的误码率理论分析上限。

本发明的技术方案如下：

一种无线网络中多接入信道的分布式物理层网络编码调制方法，包括如下步骤：

1）源移动终端通过穿刺卷积编码器将信息包编码为传输码字，然后广播给中继节点和协作移动终端；

2）中继节点把接收到的来自源移动终端的信号波形和来自协作移动终端的信号波形，按照符号间隔分离，而后交替串联生成新的信号波形；

3）形成的新的信号波形通过在中继节点的解码器进行解调和译码，输出针对源移动终端和协作移动终端的联合编码器的估计码字；

4）所述估计码字被送入中继节点的递归系统卷积编码器进行网络编码并进行无记忆调制，然后被发送到基站；

5）基站接收到从中继节点发射的信号波形后先作软解调然后进行解码。

所述步骤2）中，若中继节点可以正确的把源移动终端的数据解码，则不用协作移动终端进行协作传输；如果中继节点不能正确的把源移动终端的数据解码，则中继节点就会向协作移动终端发送要求传输相同数据的指令，协作移动终端收到指令后把来自源移动终端的数据解码后，利用不同的穿刺卷积编码器进行编码，然后发送到中继节点。

所述步骤3）中，中继节点的解码器是针对源移动终端和协作移动终端的联合编码器的解码器。

所述步骤5）中，软解调是让接收到的信号波形经过一组波形匹配滤波器，从该组滤波器输出的值被送到基站的解码器进行译码，所述基站的解码器是针对分布在源移动终端和协作终端的穿刺卷积编码器和中继节点的递归系统卷积编码器组成的超级格型编码器的解码器。

本发明的有益技术效果是：

本发明针对无线网络提出一种协作式的上行链路传输方案，本发明采用分布式的物理层网络编码调制方式，利用穿刺卷积编码数字相位调制技术来实现。本发明同时推导出了一个针对该分布式系统的理论极限。仿真结果显示这个理论推导极限符合仿真结果值，当信噪比增加的时候，仿真结果渐近理论极限值，从而验证推导的理论值的准确性。

附图说明

图1是带有一个源移动终端，一个协作移动终端， 一个中继节点和一个基站的上行传输系统框图。

图2是本发明的比特误码率的仿真结果和理论分析上限的比较图。

具体实施方式

下面通过具体实施方式对发明做进一步说明。 

本发明考虑的是无线蜂窝移动网络中的上行链路传输系统。参见图1，图1示出了带有一个源移动终端MT（A），一个协作移动终端MT（B），一个中继节点RN（R）和一个基站BS（C）的上行传输系统框图。该系统中有一个源移动终端MT通过中继节点RN发送数据包到基站BS。此处，本发明仅以蜂窝移动网络作为实施例，实际上本发明可以应用到所有的无线网络中，比如无线传感网、ad hoc（点对点）、无线局域网等，不应视作限定。

协作传输阶段

源移动终端可以与其他移动终端协作来进行数据传输。根据文献【K.Doppler and M.Xiao, “Innovative concepts in peer-to-peer and network coding,” Tech. Rep. D1.3, CELTIC Telecommunication Solutions, 2009.】，假设源移动终端MT和协作移动终端MT之间存在直接链路，但基站BS和移动终端之间没有直接链路。一个数据包的传输可分为两个时隙。在第一个时隙，源移动终端MT先对信息利用穿刺卷积编码器进行编码，然后向中继节点RN和协作移动终端MT广播编码后的数据包。中继节点RN和协作移动终端MT开始解码。当协作移动终端MT正确地把来自源移动终端MT的信息的解码后，再利用不同的穿刺卷积编码器对已经解码的该信息进行再编码。当需要的时候，从协作移动终端来的码字，将在第二时隙发送给中继节点RN。如图1所示，源移动终端MT使用穿刺卷积编码器C₁，而协作移动终端MT使用穿刺卷积编码器C₂。

如果中继节点RN可以正确的把源移动终端MT的数据解码，那么中继节点RN就把译码后的来自源移动终端MT的数据信息重新编码调制，然后发射给基站BS。在这种情况下，源移动终端MT不用协作移动终端MT的协作传输。如果中继节点RN不能正确的把源移动终端MT的数据解码，那么中继节点RN就会向协作移动终端MT发送要求传输相同数据的指令，协作移动终端MT收到指令后会把来自源移动终端MT的数据用不同的编码器进行编码然后发送到中继节点RN。

假设在源移动终端和协作移动终端的每个编码器都具有相同的码率k/n。那么对于一个带有一个源移动终端和k-1个协作移动终端的系统，k个联合编码器的联合码率将为1/n。假设所有移动终端的卷积编码器具有相同的如文献【J. G. Proakis, Digital Communication, McGraw-Hill, New York, third edition, 1995.】所述的约束长度（constraint length）。根据文献【A. J. Viterbi and L. K. Omura, Principles of Digital Communication and Coding, McGraw-Hill, New York, 1979.】，对于码率为1/n的卷积编码器，生成多项式矩阵

，这里

时的参数属于集合{0,1}。高码率穿刺卷积码（PCC）可通过穿刺其上一级别（父级）1/n的二进制卷积码来获得。通过使用（n×p）穿刺矩阵，P_mat，其中p是穿刺周期，来实现击穿一些编码符号的操作。这里设s为穿刺周期为p时总共的传输比特数，PCC编码率为r = p/s。

中继节点阶段

中继节点RN把收到的来自源移动终端MT的信号波形和来自协作移动终端MT的信号波形在空中混合，然后联合解码。这个具体的空中混合操作过程如下：中继节点RN把两个信号波形按照符号间隔分离，而后交替串联生成新的波形，该新的波形通过在中继节点RN的解码器来解调和译码。这种方法有别于传统的物理层网络情况把接收到的信号波形叠加的方法。中继节点RN的解码器针对的是源移动终端MT和协作移动终端MT的联合编码器C₁和C₂。该解码器输出的是针对源移动终端MT和协作移动终端MT的联合编码器C₁和C₂的估计码字。该估计码字然后被送入到中继节点RN的一个递归系统卷积（RSC）编码器进行网络编码并进行无记忆调制。这里所说的通过RSC进行网络编码是指将来自于源移动终端MT和协作移动终端MT的两个数据流通过RSC混合在一起，形成一个新的数据流，和传统网络编码中的异或（XOR）操作不同，本发明是采用RSC来进行网络编码操作。RSC编码器和无记忆调制器可以被看成一个数字编码连续相位调制（CPM）器。在中继节点RN，RSC编码器将来自联合移动终端解码器中的一个输出符号作为一个输入并生成一个向量，无记忆调制器将用此向量来产生一个信道传输的波形。

基站阶段

译码后的码字经过递归系统卷积（RSC）编码器并进行无记忆调制后，被发送到基站BS（也被称作目标节点）。基站BS接收到从中继节点RN发射的信号波形后先作软解调（Soft demodulation）然后开始解码，这里所说的软解调是指让接收到的信号波形经过一组波形匹配滤波器，从该组滤波器输出的值被送到解码器来进行译码，该解码器针对的是分布在源移动终端MT和协作终端MT的穿刺卷积编码器和中继节点RN的RSC编码器组成的超级格型编码器。

下文将给出一个在加性高斯白噪声（AWGN）的通道条件以及采用极大似然检测（MLSD）算法的情况下的系统性能理论上限。

理论分析上限

在中继节点，分布在源移动终端和协作移动终端的穿刺卷积编码器和中继节点的RSC组成了一个超级格型编码器。定义离散时间为j时，超级格型编码器的状态为, 这里和分别表示在离散时间为j时，联合分布卷积编码器（JDCE）的状态和RSC的状态。对于一个具有m个元素的联合分布卷积编码器，和一个带有合理又不可约的调制指数h= K/P的二进制全响应CPM系统，超级格形编码器的状态总数为。联合终端编码器的输入决定了状态转换。与这个转换过程相关的还有RSC编码器的输入符号及一个平均向量，这个平均向量是通过使传输的CPM波形经过一组复杂的滤波器处理来获得的，这些滤波器是与发射信号相匹配的。上述内容可参见文献【Z.Lin, Joint Source-Channel Coding using Trellis Coded CPM, Ph.D Thesis, Chalmers University of Technology, Gothenburg, Sweden, Jan. 2006,http://www.ce.chalmers.se/TCT.】。

在本发明中，假设源节点和协作节点具有相同的发射功率。设E_b为信息比特功率，N₀/2为双面加性高斯白噪声的功率谱密度。一个穿刺格型编码CPM系统的无记忆信息源序列的错误的概率，将遵循以下的定理1。

定理1：在极大似然检测（MLSD）和源信息块无无限长的条件下，一个拥有离散无记忆的等概率分布数字源序列的分布式穿刺卷积编码的数字相位调制CPM系统的比特错误码率的上限由下式给出上限：

     （1）

这里是最小的归一化的平方欧式距离（NSED），是虚拟变量，根据文献【T. Aulin, “Symbol Error Probability Bounds for Coherently Viterbi Detected Continuous PhaseModulated Signals,” IEEE Trans. Commun., vol. COM-29, no. 11, pp. 1707–1715, Nov. 1981.】，r是PRCC格型编码的编码率，r = p/s。平均传输方程为：

（2）

这里是从时间为j 时开始，状态为，当NSED为d²，长度为且具有个错误符号的所有错误事件的数量。Q函数的定义如下：

以下给出定理1的证明。记为从离散时间为 j 开始后所有错误事件所产生的总比特错误。以一个任意的状态，例如状态s，，其中S为状态空间。设为错误开始在时间为 j 时，初始状态是s，长度为l 归一平方欧式距离为（NSED）d²。为由错误事件带来的错误符号，初始状态和序列对完全可以表达这个错误事件。这里和是两个重建的数据序列。

对于一个穿刺卷积编码以及全响应连续相位调制（CPM）系统，与一个错误事件相关的NSED d²可以计算为

                     (6)

这里T 是符号_时间间隔，并且，这里是差相位状态。模x的操作符，是相位响应，参见文献【J. B. Anderson, T. Aulin, and C. E. Sundberg, Digital Phase Modulation, Plenum Press, New York, 1986】。

在起始时间j 时由错误事件引起的错误比特率的期望值如下式：

        (7)

这里和是两个随机向量，它们的结果空间是所有可能在时间为 j 时开始的重建信号序列和，是在状态为s时，具有（NSED）d²，长度为l总错误符号为τ时的错误事件数量，式（7）的期望值是从时间为j开始后的所有错误事件。

假设上一级（父级）卷积编码器的编码率是k/(k+1)。这样会有2^k个支路进入和离开每个状态。对于一个离散无记忆的均概率的数字源序列，所有以状态s开始的、具有长度为l 的序列是同概率可能发生的，则推出以下式子：

                    (8)

条件概率的上限为，

这里Q方程定义为， 

证明如下：设是所有在起始时间为j的、状态为s、长度为的序列的集合。记为集合的基。当时，在集合中只有两个序列和。的判决区域是信号空间的一半，准确的给出了误码率，这里d²是发射信号和之间的NSED。因此，，当，的决定区间就小于决定空间的一半，由此得出

 

基于上述结果和式（8），考虑到所有错误事件并用联合上限技术，根据文献【A. J. Viterbi and L. K. Omura, Principles of Digital Communication and Coding, McGraw-Hill, New York, 1979.】，可以设定的上限为：

                (9)

为更进一步减少（9）的计算复杂性，需要注意，对于一个编码的CPM，一些状态是等价的。这里的等价的意思是说当两个错误事件和同时在时间为j的时候开始，状态为和，分别由相同序列数组产生时，它们是等同的。这里的等同是错误事件具有相同的长度、同等的NSED并能产生相同数量的错误符号。设两个状态和是等同的，。

根据以上证明，所有的穿刺卷积编码CPM的状态在时间为j时，具有穿刺卷积编码器相同状态，是相同的。在个编码全响应CPM状态中，只有2^m个状态是互不相等的。因此，（9）又可以记为：

           (10)

对于一个独立同分别的离散的无记忆源序列，编码器可以开始在任何s^m个中之一的格型状态下。因为穿刺是周期性时变的，也是依赖于时间j而周期变化的。一个在时间为j时CPM编码的状态等于2^m个之中不同状态之一的概率为

     (11)

假设源序列是无限长的，当x,y>0使用不等式，根据文献【J. B. Anderson, T. Aulin, and C. E. Sundberg, Digital Phase Modulation, Plenum Press, New York, 1986.】，，同时使，符号误码率上限可定为

  (12)

这里p 是在第二部分提到过的穿刺周期，j = 0是指穿刺开始。

不等式（12）的左边可以由生成函数来计算。将记为在不同状态下的生成函数。如下式所示：

               （13）

其中是虚拟变量【14】。代入上式，等式（12）可记为： 

       （14）        

这里的平均生成函数

                     （15）

到此，定理1证明结束。

通过应用乘积状态图，根据文献【E. Biglieri, “High-level modulation and coding for nonlinear satellite channels,” IEEE Trans. Commun., vol. COM-32, pp. 616–626, May 1984.】和文献【J. Shi and R. D.Wesel, “Efficient computation of trellis code generating function,” IEEE Trans. Commun., vol. 52, no. 2, pp. 219–227, Feb. 2004.】，可以得到传输方程。一个在时间为j的乘积状态可以定义为，这里是CPM编码系统的编码状态，是解码状态。状态转化过程就表示为

                                         （3）

和分别表示错误符号数量和NSED. 表示有NSED路径的数量，是这个状态转换中的错误符号。

对于穿刺格型编码的CPM，误码率只取决于穿刺卷积编码器的输出。换句话说，它独立于CPM的状态对。另外，根据文献【J. B. Anderson, T. Aulin, and C. E. Sundberg, Digital Phase Modulation, Plenum Press, New York, 1986.】，NSED d²只取决于CPM的状态差。这样乘积状态就减少了。对于全响应的CPM系统，减少的乘积状态是，这里是相位差状态。这样具有全响应的CPM编码的 CPM系统的所有乘积状态就是。

CPM编码的乘积状态可以分为初始状态，传输状态和结束状态。一个乘积状态的初始状态定义为错误事件的开始，结束状态定义为错误事件的结束时。初始状态和结束状态的条件分别为和其他状态为转换状态。

用来表示从一个初始状态在时间为j 时一步到传输状态的状态转变过程，Bj表示由传输状态到结束状态的转变过程，Cj表示在时间为j时传输状态一步到传输状态的过程。表示从一个初始状态一步到达结束状态的转变过程。根据文献【J. B. Anderson, T. Aulin, and C. E. Sundberg, Digital Phase Modulation, Plenum Press, New York, 1986.】，传输方程可用下式来计算：

                      （4）

这里1是一个所有元素为1的向量，I代表单位矩阵。

等式（1）又可以表示为： 

                                （5）

这里

从式（5）中可以看出，最小的NSED和（具有的错误事件数量）决定着系统的渐近符号错误率的性能，越大，越小，系统的渐进符号错误率性能越好。在本发明中，最佳穿刺矩阵的设计标准是依据是否能产生最大的来实现的。

仿真结果

本发明在高斯加性白噪声通道下仿真了多个采用不同分布式编码的系统。在第一个系统，源移动终端的编码器是通过穿刺码率为1父级非系统卷积编码来获得的，这个父级卷积编码的生成多项式是。协作移动终端的编码器是通过穿刺率为1的生成多项式为的父级非系统卷积编码而得到的。因此，从中继节点看，源节点和协作移动终端的联合编码器是通过穿刺一个的1/2率的生成多项式为的父级非系统卷积码而生成的。表1列出了不同系统的不同穿刺矩阵Pmat，穿刺矩阵Pmat是通过穷举搜索所有可能的穿刺模式，而选出的能给出最大的最小平方欧氏距离d²_min的穿刺矩阵。在表1中，穿刺矩阵是以八进制的形式给出的，例如(3,5)₀代表的穿刺矩阵式为 [011;101]，其中0是相应的被穿刺的符号的位置。仿真中用到的穿刺卷积编码是通过穿刺1/2率的生成多项式为和的父级非系统卷积码而生成的。表1中也同时列出了不同系统的d²_min，以及观察符号数N_B， N_B是指编码的CPM系统达到最小欧式距离所需的观察符号数量，上述内容参见文献【J. B. Anderson, T. Aulin, and C. E. Sundberg, Digital Phase Modulation, Plenum Press, New York, 1986.】。

表1

在仿真中对应每个信噪比的值，采用100个长度为8000比特的信息块来进行仿真。图2显示了本发明的分布式网络编码调制系统的比特误码率（BER）的仿真结果和理论上限。可以看到仿真结果符合推导的理论上限，当信噪比增加的时候，仿真结果渐渐接近理论上限。

图2同时显示在相同的E_b/N₀的条件下，采用父级卷积码的比特误码率性能总是优于相应的穿刺卷积码。例如，在E_b/N₀=8的时候，父级卷积码（率为1/2的）的BER性能要好于相应的穿刺卷积码。又例如，对于生产多项式为的父卷积码和其相应的3/4率的穿刺卷积码，在纵坐标比特误码率等于10^-4的时候，比较带圆圈的实线（父级卷积码）和带x号的实线（3/4率的穿刺卷积码），带圆圈的实线（父级卷积码）在BER=10^-4的时候SNR=8dB，而带x符号的实线（3/4率的穿刺卷积码）在BER=10^-4的时候SNR=12dB，父级卷积码的性能增益大概在4分贝左右。

以上所述的仅是本发明的优选实施方式，本发明不限于以上实施例。可以理解，本领域技术人员在不脱离本发明的基本构思的前提下直接导出或联想到的其他改进和变化，均应认为包含在本发明的保护范围之内。