Método y aparato para codificación de canales en un sistema de comunicaciones utilizando códigos LDPC perforados.

Un método para una codificación de canal que utiliza código de comprobación de paridad de baja densidad,

LDPC, teniendo el código LDPC una matriz de comprobación de paridad que comprende una parte de información y una parte de paridad, comprendiendo la parte de información grupos de columnas que tienen igual longitud M1, donde el método comprende:

Determinar (1301) un número de bits de paridad para perforación;

formar conjuntos de bits de paridad a partir de la división de los bits de paridad en intervalos predeterminados; determinar (1305) el número de conjuntos de bits de paridad a ser perforados en base al número de bits de paridad para perforación;

y

perforar (1307) bits de paridad en base al número determinado de conjuntos de bits de paridad a perforar, y de acuerdo con un orden predeterminado de conjuntos de bits de paridad a perforar,

en el que el orden predeterminado de conjuntos de bits de paridad se determina como 6, 4, 13, 9, 18, 8, 15, 20, 5, 17, 2, 22, 24, 7, 12, 1, 16, 23, 14, 0, 21, 10, 19, 11, 3, cuando una longitud de palabra de código de una palabra de código LDPC, N1, es 16200, una longitud de información, K1, es 7200, un esquema de modulación es modulación de amplitud en cuadratura, QAM, 16 y el número de bits de paridad por conjunto de bits de paridad, M1, es 360 bits de paridad, en donde los conjuntos de bits de paridad se forman mediante la siguiente ecuación;**Fórmula**

donde Pj indica el j-ésimo conjunto de bits de paridad, Pk indica el bit de paridad K-ésimo

q es un valor que satisface q ≥ (N1 - K1) / M1, donde K1/M1 es un entero, y 0 ≤ j< q;

Método y aparato para codificación de canales en un sistema de comunicaciones utilizando códigos LDPC perforados.

ANTECEDENTES DE LA INVENCiÓN

Campo de la Invención La presente invención se refiere a un sistema de comunicación que utiliza códigos de comprobación de paridad de baja densidad (LDPC, Low-Density Parity-Check) . Más en particular, la presente invención se refiere a un método de codificación de canal y a un aparato para generar códigos LDPC con varias longitudes de palabra de código y tasas de código a partir de un código LDPC proporcionado en modulación de orden superior.

Descripción de la técn ica relacionada En los sistemas de comunicación inalámbricos, el rendimiento del enlace disminuye significativamente debido a diversos ruidos en los canales, al fenómeno de desvanecimiento y a la interferencia entre símbolos (ISI, InterSymbollnterference) . Por lo tanto, para conseguir sistemas de comunicación digital de alta velocidad que reqUieren un caudal de datos y una fiabilidad elevados, tales como la comunicación móvil de siguiente generación, la difusión digital e intemet portátil, es necesario desarrollar una tecnologia para superar los ruidos de canal, el desvanecimiento y la ISI. Recientemente, se ha llevado a cabo un estudio intensivo sobre los códigos de corrección de errores como método para aumentar la fiabilidad de la comunicación mediante recuperar eficientemente información distorsionada.

El código LDPC, introducido en primer lugar por Gallager en la década de 1960, ha perdido importancia con el tiempo debido a la complejidad de su implementación, que no podia ser solucionada mediante la tecnologia de entonces. Sin embargo, dado que el turbo código, que fue descubierto por Berrou, Glavieux, y Thitimajshima en 1993, presenta niveles de rendimiento que se aproximan al limite de Shannon del canal, se han llevado a cabo investigaciones sobre descodificación iterativa y codificación de canal basadas en un grafo, junto con análisis sobre el rendimiento y las caracteristicas del turbo código. Con esto como impulso, el código LDPC ha vuelto a ser estudiado a finales de la década de 1990, demostrándose que el código LDPC tiene un rendimiento próximo al limite de Shannon del canal, si el código LDPC es sometido a descodificación mediante aplicación de descodificación iterativa en base a un algoritmo suma-producto sobre un grafo de Tanner (un caso especial de un grafo factor) correspondiente al código LDPC.

El código LDPC se representa habitualmente utilizando una técnica de representación de grafos, y muchas caracteristicas pueden ser analizadas mediante los métodos basados en teoria de grafos, álgebra y teoría de probabilidades. En general, un modelo de grafos de los códigos de canal es útil para la descripción de los códigos, y mediante mapear la información sobre los bits codificados a los vértices en el grafo y mapear las relaciones entre los bits a las aristas en el grafo, es posible considerar el grafo como una red de comunicación en la que los vértices intercambian mensajes predeterminados a través de las aristas, posibilitando de este modo obtener un algoritmo de descodificación natural. Por ejemplo, un algoritmo de descodificación obtenido a partir de un grafo reticulado ("trellis") , que puede ser considerado una clase de grafo, puede incluir el muy conocido algoritmo de Viterbi y un algoritmo de Bahl, Cocke, Jelinek y Raviv (BCJR) .

El código LDPC se define en general como una matriz de comprobación de paridad, y puede ser expresado utilizando un grafo bipartito, que se denomina un grafo de Tanner. El grafo bipartito es un grafo en el que los vértices que constituyen el grafo están divididos en dos tipos diferentes, y el código LDPC está representado por el grafo bipartito que consiste en vértices, de los que unos se denominan nodos variables y los otros nodos de comprobación. Los nodos variables están mapeados uno a uno a los bits codificados.

Se describirá un método de representación de grafos para el código LDPC haciendo referencia a las figuras 1 y 2

La figura 1 muestra un ejemplo de una matriz de comprobación de paridad H1 de un código LDPC con 4 filas y 8 columnas. Haciendo referencia a la figura 1, debido a que el número de columnas es 8, la matriz de comprobación de paridad Hl significa un código LDPC que genera una palabra de código de longitud 8, y las columnas están mapeadas a 8 bits codificados en una relación de uno a uno.

La figura 2 muestra un grafo de Tanner correspondiente a la matriz de comprobación de paridad H1 de la figura 1.

Haciendo referencia la figura 2, el grafo de Tanner del código LDPC incluye 8 nodos variables XI (202) , X2 (204) , X3 (206) , ) (, ¡ (208) , X5 (210) , Xs (212) , Xl (214) Y xa (216) , Y 4 nodos de comprobación 218, 220, 222 Y 224. Una columna i-ésima y una fila j-estima en la matriz de comprobación de paridad Hl del código LDPC son mapeadas a un nodo 2 10

variable Xi Y a un nodo de comprobación j-ésimo, respectivamente. Además, un valor de 1, es decir, un valor distinto de cero, en la posición en que se cruzan una columna i-ésima y una fila j-ésima en la matriz de comprobación de paridad H, del código LDPC, indica que existe una arista entre el nodo variable Xi y el nodo de comprobación j-ésimo en el grafo de Tanner que se muestra en la figura 2.

En el grafo de Tanner del código LDPC, el grado del nodo variable y del nodo de comprobación indica el número de aristas contenidas en cada nodo respectivo, y el grado es igual al número de entradas distintas de cero en una columna o fila correspondiente al nodo pertinente en la matriz de comprobación de paridad del código LDPC. Por ejemplo, en la figura 2, los grados de los nodos variables x, (202) , X2 (204) , XJ (206) , ) (.¡ (208) , Xs (210) , X (¡ (212) , X7

(214) y XiI (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, S, 5 Y S, respectivamente. Además, los números de las entradas distintas de cero en las columnas de la matriz de comprobación de pa ridad H, en la figura 1, que corresponden a los nodos variables en la figura 2, coinciden con sus grados 4, 3, 3, 3, 2, 2, 2 Y 2, Y los números de las entradas distintas de cero en las filas de la matriz de comprobación de paridad H1 en la figura 1, que corresponden a los nodos de comprobación de la figura 2, coinciden con sus grados 6, S, 5 Y 5.

Para expresar la distribución de grados para los nodos del código LDPC, la relación del número de nodos variables de grado i respecto al número total de nodos variables se define como fi, y la relación del número de nodos de comprobación de grado j respecto al número total de nodos de comprobación se define como g¡. Por ejemplo, para el código LDPC correspondiente a las figuras 1 y 2, h=4f8, h=3f8, f4=1f8, Y f¡=O para in, 3, 4; Y gs=3f4, g6=1 f4, y g) =O para j;i5, 6. Cuando la longitud del código LDPC, es decir, el número de columnas, se define como N, y el número de filas se define como Nf2, la densidad de entradas distintas de cero en toda la matriz de comprobación de paridad que tiene la distribución de grados anterior se calcula tal como se muestra en la ecuación (1) .

2¡;N + 3J;N + 4hN 5.25

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

N·Ni2 N

En la ecuación (1 ) , cuando N aumenta, disminuye la densidad de 1's en la matriz de comprobación de paridad. En general, en relación con el código LDPC, dado que la longitud N de la palabra de código es inversamente proporcional a la densidad de entradas distintas de cero, un código LDPC con N grande tiene una densidad muy baja de entradas distintas de cero. El término 'baja densidad' para el código LDPC está originado en la relación mencionada anteriormente.

A continuación, haciendo referencia a la figura 3, se realizará una descripción de características de una matriz de comprobación de paridad de un código LDPC estructurado aplicable a la presente invención. La figura 3 muestra un código LDPC adoptado como la tecnología estándar de transmisión de difusión de señales digitales de videotransmisión por satélite de segunda generación (DVB-S2, Digital Video Broadcasting-Satellite transmission 2nd generation) , que es uno de los estándares europeos de difusión digital.

En la figura 3, N, Y K, indican una longitud de palabra de código y una longitud de información (una longitud de una palabra de información) de un código LDPC, respectivamente, (N, -K , ) proporciona una longitud de paridad. Además , los enteros M, y q se determinan de manera que satisfacen q= (N, -K, ) fM, . Preferentemente, K1fM, deberá ser asimismo un número entero. La matriz de comprobación de paridad en la figura 3... [Seguir leyendo]

1. Un método para una codificación de canal que utiliza código de comprobación de paridad de baja densidad, LDPC, teniendo el código LDPC una matriz de comprobación de paridad que comprende una parte de información y una parte de paridad. comprendiendo la parte de información grupos de columnas que tienen igual longitud MI. donde el método comprende:

Determinar (1301) un número de bits de paridad para perforación;

formar conjuntos de bits de paridad a partir de la división de los bits de paridad en intervalos predeterminados;

determinar (1305) el número de conjuntos de bits de paridad a ser perforados en base al número de bits de paridad para perforación;

Y

perforar (1307) bits de paridad en base al número determinado de conjuntos de bits de paridad a perforar, y de acuerdo con un orden predeterminado de conjuntos de bits de paridad a perforar,

en el que el orden predeterminado de conjuntos de bits de paridad se determina como 6, 4, 13, 9, 18, 8, 15, 20, S, 17, 2, 22, 24, 7, 12, 1, 16, 23, 14, O, 21, 10, 19, 11, 3, cuando una longitud de palabra de código de una palabra de código LDPC, NI, es 16200, una longitud de información. KI, es 7200, un esquema de modulación es modulación de amplitud en cuadratura, QAM, 16 Yel número de bits de paridad por conjunto de bits de paridad, MI, es 360 bits de paridad, en donde los conjuntos de bits de paridad se forman mediante la siguiente ecuación;

donde Pi indica el j-ésimo conjunto de bits de paridad, Pk indica el bit de paridad K-ésimo q es un valor que satisface q = (NI -KI) I MI, donde KlfM l es un entero, y O :s; j < q;

2. El método según la reivindicación 1, que comprende además:

perforar adicionalmente bits de paridad restantes, excepto los bits de paridad perforados, cuando el número de bits de paridad a perforar no es un múltiplo del tamaño de los conjuntos de bits de paridad.

3. El método según la reivindicación 1, en donde el número de conjuntos de bits de paridad a perforar se determina mediante la siguiente ecuación;

donde A indica el número de conjuntos de bits de paridad a ser perforados y Np indica el número de bits de paridad para perforar.

4. Un aparato para una codificación de canal en un sistema de comunicaciones que utiliza un cód igo de comprobación de paridad de baja densidad, LDPC, teniendo el código LDPC una matriz de comprobación de paridad que comprende una parte de información y una parte de paridad, comprendiendo la parte de información grupos de columnas que tienen igual longitud MI, donde el aparato comprende:

un aplicador (1580) de patrón de perforación, para determinar un número de bits de paridad para perforación, formar conjuntos de bits de paridad a partir de la división de los bits de paridad en intervalos predeterminados, determinar 35 un número de conjuntos de bits de paridad a ser perforados en base al numero de bits de paridad para perforaCión, y perforar bits de paridad en base al número determinado de conjuntos de bits de paridad a ser perforados, y de acuerdo a un orden predeterminado de conjuntos de bits de paridad a penorar, en el que el orden predeterminado de conjuntos de bits de paridad se determina como 6, 4, 13, 9, 18, 8, 15, 20, S, 17, 2, 22, 24, 7, 12, 1, 16, 23, 14, O, 21 , 10, 19, 11, 3, cuando una longitud de palabra de código de una palabra de código LDPC, NI, es 16200, una 40 longitud de información, KI , es 7200, un esquema de modulación es modulación de amplitud en cuadratura, QAM,

Yel número de bits de paridad por conjunto de bits de paridad, MI, es 360 bits de paridad, en donde los conjuntos de bits de paridad se forman mediante la siguiente ecuación;

P¡= lp, Ij=k mod q, 05, k<N, -K, },

donde Pi indica el j-ésimo conjunto de bits de paridad, Pk indica el bit de paridad K-ésimo q es un valor que satisface q = (NI -K, ) / MI, donde Kl/Ml es un entero, y O :s; j < q;

5. El aparato se9ún la reivindicación 4, en el que el aplicador (1580) del patrón de perforación perfora adicionalmente bits de paridad restantes, excepto los bits de paridad perforados, cuando el número de bits de paridad para perforar no es un múltiplo del tamaño del conjunto de bits de paridad.

6. El aparato de la reivindicación 4, en donde el número de conjuntos de bits de paridad a perforar se determina mediante la siguiente ecuación;

A=l~J,

donde A indica el número de conjuntos de bits de paridad a perforar y Np indica el número de bits de paridad para perforar.