Método y aparato para la decodificación de canales en un sistema de comunicación usando códigos de comprobación de paridad de baja densidad.

Método para decodificar canales en un sistema de comunicación usando un código de comprobación deparidad de baja densidad (LDPC) para el cual una matriz de comprobación de paridad tiene N1 columnas,

donde N1 es 16200, teniendo la matriz de comprobación de paridad una parte de información y una parte deparidad, en el que la parte de información tiene K1 columnas, donde K1 es 7200, en el que la parte deparidad tiene (N1-K1) columnas, donde (N1-K1) es 9000, en el que la parte de información comprende unapluralidad de grupos de columnas, teniendo cada grupo de columnas M1 columnas, donde M1 es 360, y elnúmero de grupos de columnas es K1/M1, donde K1/M1 es 20,

en el que las secuencias de posiciones de `1' en la 0-ésima columna en el i-ésimo grupo de columnas,i≥01..., 19, indicado por **Fórmula**

Método y aparato para la decodificación de canales en un sistema de comunicación usando códigos de comprobación de paridad de baja densidad

Antecedentes de la invención

1. Campo de la invención

La presente invención se refiere en general a un sistema de comunicación usando códigos de comprobación de paridad de baja densidad (LDPC) y, en particular, a un método y un aparato de codificación/decodificación de canales para generar códigos LDPC que tienen diversas longitudes de palabra de código y tasas de codificación a partir de un código LDPC dado.

2. Descripción de la técnica relacionada

En sistemas de comunicación inalámbrica, el rendimiento de enlace disminuye significativamente debido a diversos ruidos en los canales, a un fenómeno de desvanecimiento, y a la interferencia entre símbolos (ISI) . Por tanto, con el fin de realizar sistemas de comunicación digital de alta velocidad que requieren una alta fiabilidad y rendimiento global de datos, tal como la comunicación móvil de próxima generación, difusión digital, e Internet portátil, es necesario desarrollar una tecnología para eliminar el ruido, el desvanecimiento, y la ISI. Recientemente se ha efectuado un estudio intensivo de un código de corrección de errores como método para aumentar la fiabilidad de comunicación recuperando de manera eficaz información distorsionada.

Un código LDPC, introducido por primera vez por Gallager en los años 1960, ha perdido aceptación con el tiempo debido a su complejidad de implementación que no podía resolverse por la tecnología en aquel momento. Sin embargo, como el código turbo, que se descubrió por Berrou, Glavieux y Thitimajshima en 1993, muestra el rendimiento que se aproxima al límite de canales de Shannon, se han efectuado investigaciones sobre la decodificación iterativa y la codificación de canales basándose en un grafo junto con análisis de rendimiento y característica del código turbo. Debido a esta investigación, el código LDPC se estudió de nuevo a finales de los años 1990, y se demostró que el código LDPC tiene un rendimiento que se aproxima al límite de canales de Shannon si se somete a decodificación aplicando una decodificación iterativa basándose en un algoritmo de sumaproducto en un grafo de Tanner (un caso especial de un grafo de factores) correspondiente al código LDPC.

El código LDPC se representa normalmente usando una técnica de representación en grafo, y pueden analizarse muchas características a través de los métodos basados en teoría de grafos, álgebra y teoría de las probabilidades. Generalmente, un modelo en grafo de códigos de canales es útil para la descripción de códigos, y mediante la correlación de información sobre bits codificados con vértices en el grafo y la correlación de las relaciones entre los bits con aristas en el grafo, es posible considerar una red de comunicación en la que los vértices intercambian mensajes predeterminados a través de las aristas, haciendo posible así derivar un algoritmo de decodificación natural. Por ejemplo, un algoritmo de decodificación derivado de un entramado, que puede considerarse como una clase de grafo, puede incluir el algoritmo de Viterbi ampliamente conocido y un algoritmo de Bahl, Cocke, Jelinek y Raviv (BCJR) .

El documento US 2007/0162814 A1 da a conocer un aparato y un método de un sistema de codificación LDPC, que se refiere a codificación y decodificación dentro de un sistema de comunicación.

El código LDPC se define generalmente como una matriz de comprobación de paridad, y puede representarse usando un grafo bipartito, que se denomina grafo de Tanner. El grafo bipartito significa que los vértices que constituyen el grafo se dividen en dos tipos diferentes, y el código LDPC se representa con el grafo bipartito compuesto por vértices, de los que algunos se denominan nodos variables y los demás se denominan nodos de comprobación. Los nodos variables se correlacionan uno a uno con los bits codificados.

Con referencia a las figuras 1 y 2, se realizará una descripción de un método de representación en grafo para el código LDPC.

La figura 1 muestra un ejemplo de una matriz de comprobación de paridad H1 del código LDPC compuesta por 4 filas y 8 columnas. En referencia a la figura 1, puesto que el número de columnas es 8, la matriz de comprobación de paridad H1 implica un código LDPC que genera una palabra de código de longitud 8, y las columnas se correlacionan con 8 bits codificados.

La figura 2 es un diagrama que ilustra un grafo de Tanner correspondiente a H1 de la figura 1.

En referencia a la figura 2, el grafo de Tanner del código LDPC está compuesto por 8 nodos variables x1 (202) , x2

(204) , x3 (206) , x4 (208) , x5 (210) , x6 (212) , x7 (214) y x8 (216) , y 4 nodos de comprobación 218, 220, 222 y 224. Una i-ésima columna y una j-ésima fila en la matriz de comprobación de paridad H1 del código LDPC se correlacionan con un nodo variable xi y un j-ésimo nodo de comprobación, respectivamente. Además, un valor de 1, es decir, un valor diferente a cero, en el punto en el que una i-ésima columna y una j-ésima fila en la matriz de comprobación de paridad H, del código LDPC se cruzan entre sí, significa que hay una arista entre el nodo variable xi y el j-ésimo nodo de comprobación en el grafo de Tanner de la figura 2.

En el grafo de Tanner del código LDPC, un grado del nodo variable y un nodo de comprobación significa el número de aristas conectadas a cada nodo respectivo, y el grado es igual al número de entradas diferentes a cero en una columna o fila correspondiente al nodo asociado en la matriz de comprobación de paridad del código LDPC. Por ejemplo, en la figura 2, los grados de los nodos variables x1 (202) , x2 (204) , x3 (206) , x4 (208) , x5 (210) , x6 (212) , x7

(214) y x8 (216) son 4, 3, 3, 3, 2, 2, 2 y 2, respectivamente, y los grados de los nodos de comprobación 218, 220, 222 y 224 son 6, 5, 5 y 5, respectivamente. Además, los números de entradas diferentes a cero en las columnas de la matriz de comprobación de paridad H1 de la figura 1, que corresponden a los nodos variables de la figura 2, coinciden con sus grados 4, 3, 3, 3, 2, 2, 2 y 2, y los números de entradas diferentes a cero en las filas de la matriz de comprobación de paridad H1 de la figura 1, que corresponden a los nodos de comprobación de la figura 2, coinciden con sus grados 6, 5, 5 y 5.

Con el fin de representar una distribución de grados para los nodos del código LDPC, una relación del número de nodos variables de grado i respecto al número total de nodos variables se define como fi, y una relación del número de nodos de comprobación de grado j respecto al número total de nodos de comprobación se define como gj. Por ejemplo, para el código LDPC correspondiente a las figuras 1 y 2, f2=4/8, f3=3/8, f4=1/8, y fi=0 para in , 3, 4;y g5=3/4, g6=1/4 y gj=0 para jn5, 6. Cuando una longitud del código LDPC se define como N, es decir, el número de columnas se define como N, y cuando el número de filas se define como N/2, la densidad de entradas diferentes a cero en toda la matriz de comprobación de paridad con la distribución de grados anterior se calcula como la ecuación (1) .

fN + 3 fN + 4 fN 5.25

4

= .......... (1)

N ⋅ N /2 N

En la ecuación (1) , cuando N aumenta, la densidad de ‘1’ en la matriz de comprobación de paridad disminuye. Generalmente, en cuanto al código LDPC, puesto que la longitud de código N es inversamente proporcional a la densidad de entradas diferentes a cero, el código LDPC con N grande tiene una densidad muy baja. La expresión ‘baja densidad’ en el nombre del código LDPC surge de la relación mencionada anteriormente.

A continuación, con referencia a la figura 3, se realizará una descripción de las características de una matriz de comprobación de paridad de un código LDPC estructurado que va a aplicarse en la presente invención. La figura 3 ilustra esquemáticamente un código LDPC adoptado como la tecnología convencional en DVB-S2, que es una de las normas de difusión digital en Europa.

En la figura 3, N1 indica una longitud de una palabra de código LDPC, K1 proporciona una longitud de una palabra de información, y (N1-K1) proporciona una longitud de paridad. Además, M1 y q se determinan para cumplir q= (N1-K1) /M1. Preferiblemente, K1/M1 debe ser un número entero. Por motivos de conveniencia, la matriz de comprobación de paridad de la figura 3 se denomina primera matriz de comprobación de paridad H1.

Haciendo referencia de nuevo a la figura 3, una estructura de una parte de paridad, es decir, de la K1-ésima columna a la (N1-1) -ésima columna,... [Seguir leyendo]

1. Método para decodificar canales en un sistema de comunicación usando un código de comprobación de paridad de baja densidad (LDPC) para el cual una matriz de comprobación de paridad tiene N1 columnas, donde N1 es 16200, teniendo la matriz de comprobación de paridad una parte de información y una parte de paridad, en el que la parte de información tiene K1 columnas, donde K1 es 7200, en el que la parte de paridad tiene (N1-K1) columnas, donde (N1-K1) es 9000, en el que la parte de información comprende una pluralidad de grupos de columnas, teniendo cada grupo de columnas M1 columnas, donde M1 es 360, y el número de grupos de columnas es K1/M1, donde K1/M1 es 20,

en el que las secuencias de posiciones de ‘1’ en la 0-ésima columna en el i-ésimo grupo de columnas,

(1) (2) ( Di )

i=01..., 19, indicado por Ri, 0 , Ri, 0 , ..., Ri, 0 , son 712 2386 6354 4061 1062 5045 5158 21 2543 5748 4822 2348 3089 6328 5876 22 926 5701 269 3693 2438 3190 3507 23 2802 4520 3577 5324 1091 4667 4449

24 5140 2003 1263 4742 6497 1185 6202 0 4046 6934 1 2855 66 26694212 3 3439 1158

4 3850 4422 5 5924 290 6 1467 4049 7 7820 2242 8 4606 3080

9 4633 7877 10 3884 6868 11 8935 4996 12 3028 764 13 5988 1057

14 7411 3450, , donde un grado de la 0-ésima columna en cada i-ésimo grupo de columnas se indica por Di; en el que la estructura de la parte de información se realiza usando la siguiente regla:

(k )

determinar la posición de filas con ‘1’, indicadas por Ri j , mediante ,

donde q es un número entero que cumple q = (N1- K1) /M = 25; comprendiendo el método:

(a) demodular (1101) una señal recibida, habiéndose transmitido la señal desde un transmisor;

(b) determinar (1103-1109) información de posición de bits de información acortados usando un patrón de acortamiento predeterminado definido en la siguiente tabla, y;

(c) decodificar (1111) la señal demodulada basándose en la información de posición determinada de los bits de información acortados,

donde K2 indica una longitud de los bits de información que va a obtenerse mediante acortamiento, 10 incluyendo los bits de información 168 bits de paridad BCH;

Alcance de K2 Método de acortamiento

1) 528≤K2<7200 Para un número entero , acorta todos los bits de información correspondientes a los grupos de columnas π (0) -ésimo, π (1) ésimo, …, y π (m-1) -ésimo, y adicionalmente acorta 7200-K2-360m bits de información del π (m) -ésimo grupo de columnas. En el presente documento, π indica una función de permutación mostrada en la parte inferior de la tabla. Sin embargo, cuando se acorta una parte de bits de información correspondiente al π (18) =19-ésimo grupo de columnas, los 168 bits de paridad BCH no están sujetos a acortamiento.

2) 168≤K2<528 Acorta todos los bits de información correspondientes a los grupos de columnas π (0) -ésimo, π (1) -ésimo, ..., y π (17) -ésimo, y acorta todos los bits de información excepto los 168 bits de paridad BCH a partir de los bits de información correspondientes al π (8) =19-ésimo grupo de columnas. Además, acorta adicionalment.

52. K2 bits de información correspondientes al π (19) =0-ésimo grupo de columnas.

π (0) π (1) π (2) π (3) π (4) π (5) π (6) π (7) π (8) π (9)

18 17 16 15 14 13 12 11 4 10

π (10) π (11) π (12) π (13) π (14) π (15) π (16) π (17) π (18) π (19)

9 8 3 2 7 6 5 1 19 0

2. Aparato para decodificar canales en un sistema de comunicación usando un código de comprobación de paridad de baja densidad (LDPC) para el cual una matriz de comprobación de paridad tiene N1 columnas, donde N1 es 16200, teniendo la matriz de comprobación de paridad una parte de información y una parte de paridad, en el que la parte de información tiene K1 columnas, donde K1 es 7200, en el que la parte de paridad tiene (N1-K1) columnas, donde (N1-K1) es 9000, en el que la parte de información comprende una pluralidad de grupos de columnas, teniendo cada grupo de columnas M1 columnas, donde M1 es 360, y el número de grupos de columnas es K1/M1, donde K1/M1 es 20,

en el que las secuencias de posiciones de ‘1’ en la 0-ésima columna en el i-ésimo grupo de columnas, i=0,

(1) (2) ( Di )

..., 19 indicadas por Ri, 0 , Ri, 0 , ..., Ri, 0 , son 712 2386 6354 4061 1062 5045 5158 21 2543 5748 4822 2348 3089 6328 5876 22 926 5701 269 3693 2438 3190 3507

23 2802 4520 3577 5324 1091 4667 4449 24 5140 2003 1263 4742 6497 1185 6202 0 4046 6934 1 2855 66 2 6694 212

3 3439 1158 4 3850 4422 5 5924 290 6 1467 4049 7 7820 2242

8 4606 3080 9 4633 7877 1038846868 11 89354996 12 3028 764

13 5988 1057 14 7411 3450, donde un grado de la 0-ésima columna en cada i-ésimo grupo de columnas se indica por Di; en el que la estructura de la parte de información se realiza usando la siguiente regla:

(k )

determinar la posición de filas con ‘1’, indicadas por Ri, j , mediante donde q es un número entero que cumple q = (N1- K1) /M = 25; comprendiendo el aparato:

un demodulador (930) para demodular una señal transmitida desde un transmisor y recibida por el aparato;

un determinador (920, 1020) de patrones de acortamiento para determinar información de posición de bits de información acortados usando un patrón de acortamiento predeterminado definido en la siguiente tabla; 30 y

un decodificador (940) para decodificar la señal demodulada basándose en la información de posición determinada de los bits de información acortados,

donde K2 indica una longitud de los bits de información que va a obtenerse mediante acortamiento, incluyendo los bits de información 168 bits de paridad BCH;

Alcance de K2 Método de acortamiento

1) 528≤K2<7200 Para un número entero , acorta todos los bits de información correspondientes a los grupos de columnas π (0) -ésimo, π (1) -ésimo, …, y π (m-1) -ésimo, y adicionalmente acorta 7200-K2-360m bits de información del π (m) -ésimo grupo de columnas. En el presente documento, π indica una función de permutación mostrada en la parte inferior de la tabla. Sin embargo, cuando se acorta una parte de bits de información correspondiente al π (18) ésimo=19-ésimo grupo de columnas, los 168 bits de paridad BCH no están sujetos a acortamiento.

2) 168:5≤K2<528 Acorta todos los bits de información correspondientes a los grupos de columnas π (0) -ésimo, π (1) ésimo, ..., y π (17) -ésimo, y acorta todos los bits de información excepto los 168 bits de paridad BCH a partir de los bits de información correspondientes al π (18) =19-ésimo grupo de columnas. Además, acorta adicionalment.

52. K2 bits de información correspondientes al π (19) =0-ésimo grupo de columnas.

π (0) π (1) π (2) π (3) π (4) π (5) π (6) π (7) π (8) π (9)

18 17 16 15 14 13 12 11 4 10

π (10) π (11) π (12) π (13) π (14) π (15) π (16) π (17) π (18) π (19)

9 8 3 2 7 6 5 1 19 0