CN101217337A - 一种支持递增冗余混合自动重传的低密度奇偶校验码编码装置和方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开了一种支持任何码率/码长的结构化低密度奇偶校验码编码方法，对信道编码器输入的任意长度为K信息比特序列进行编码，然后输出任意长度为N码字比特序列给后续的处理单元，校验位长度M＝N－K，码率r＝K/N，所述方法包括如下步骤：1)确定一个特定码率R₀的低密度奇偶校验码母码集，所述母码集是由有限个码率为R₀不同码长的低密度奇偶校验码构成，所述母码集具有统一形式的基础矩阵H_b ^uniform；2)根据信息分组长度匹配，确定扩展因子；根据所述扩展因子和基础矩阵H_b ^uniform，通过缩短或者删余或者扩张，确定编码器所需要的参数和矩阵；3)编码器根据编码器所需要的参数和矩阵，对输入的K比特信息分组进行编码，产生N比特码字，输出码字。

Description

一种支持递增冗余混合自动重传的低密度奇偶校验码编码装置和方法

技术领域

本发明涉及，特别是本发明涉及一种数字通信系统中用于数据传输纠错的编码装置及方法，特别是涉及数字通信领域纠错技术中的低密度奇偶校验码的编码装置和方法。基于一个母码集，借助于对基础矩阵的扩张(extending)、缩短(shortening)和删余(puncturing)，可以得到一个码率码长灵活的、性能最优的、硬件有效的低密度奇偶校验码编码器。本发明还涉及了一种LDPC码的HARQ包产生的方法，上述新的LDPC码可以用于这种HARQ包产生的方法，保证了新的LDPC码可以很好地支持递增冗余混合自动重传请求IR HARQ。本发明还给出一种新的LDPC的差错检测方法，这种方法可以应用于上述LDPC HARQ的差错检测，保证了差错检测的性能和额外开销(CRC比特)最好折衷。

背景技术

所有的数字通信系统都需要信道编码器，如图1所示。信道编码器是为了抗击传输过程中各种各样的噪声和干扰，通过人为地增加冗余信息，使得系统具有自动纠正差错的能力，从而保证数字传输的可靠性。低密度奇偶校验码是一类可以用非常稀疏的奇偶校验矩阵或者二分图定义的线性分组码，最初由Gallager发现，所以称为Gallager码。经过数十年的沉寂，随着计算机硬件和相关理论的发展，MacKay和Neal重新发现了它，并证明了它具有逼近香农限的性能。最新研究表明，低密奇偶校验码码具有以下特点：低译码复杂度，可线性时间编码，具有逼近香农限的性能，可并行译码，以及在长码长条件下性能优于Turbo码。

LDPC码是一种基于稀疏校验矩阵的线性分组码，正是利用它的校验矩阵的稀疏性，才能实现低复杂度的编译码，从而使得LDPC码走向实用化。前面提到的Gallager码是一种正则的LDPC码(regular LDPCC)，而Luby和Mitzenmacher等人对Gallager码进行了推广，提出非正则的LDPC码(irregular LDPCC)。LDPC码具有很多译码算法，其中，信息传递算法(Message Passing algorithm)或者置信度传播算法(Belief Propagationalgorithm，BP算法)是LDPC码的主流和基础算法，目前出现了很多改进的有效译码算法。

LDPC奇偶校验矩阵的图形表示形式是二分图。二分图和校验矩阵之间具有一一对应的关系，一个M*N的奇偶校验矩阵H定义了每个具有N比特的码字满足M个奇偶校验集的约束。一个二分图包括N个变量节点和M个奇偶校验节点。当第m个校验涉及到第n个比特位，即H中第m行第n列的元素H_m，n＝1时，将有一根连线连接校验节点m和变量节点n。二分图中，任何同一类的节点之间都不会有连接，并且二分图中的总边数和校验矩阵中非零元素的个数相等。

一类特殊LDPC码由于具有结构化的特征，逐渐成为主流应用。设这种LDPC码的奇偶校验矩阵H为(M×z)×(N×z)矩阵，它是由M×N个分块矩阵构成，每个分块矩阵都是z×z的基本置换矩阵的不同幂次，基本置换矩阵为单位阵时，它们都是单位阵的循环移位矩阵(文中默认为右移)。具有如下的形式：

如果 $h_{\mathrm{ij}}^b=-1,$ 有 $P^{h_{\mathrm{ij}}^b}=0.$

如果h_ij ^b是大于或者等于0的整数，定义 $P^{h_{\mathrm{ij}}^b}={\left(P\right)}^{h_{\mathrm{ij}}^b},$ 在这里P是一个z×z

$P=\left[\begin{array}{ccccc}0& 1& 0& ...& 0\\ 0& 0& 1& ...& 0\\ ...& ...& ...& ...& ...\\ 0& 0& 0& ...& 1\\ 1& 0& 0& ...& 0\end{array}\right]$

的标准置换矩阵，如下所示：

通过这样的幂次h_ij ^b就可以唯一标识每一个分块矩阵，单位矩阵的幂次可

$H=\left[\begin{array}{ccccc}{P}^{h_{00}^b}& P^{h_{01}^b}& P^{h_{02}^b}& ...& P^{h_{0n_b}^b}\\ P^{h_{10}^b}& P^{h_{11}^b}& P^{h_{12}^b}& ...& P^{h_{1n_b}^b}\\ ...& ...& ...& ...& ...\\ P^{h_{m_{b}0}^b}& P^{h_{m_{b}1}^b}& P^{h_{m_{b}2}^b}& ...& P^{h_{m_b{n}_b}^b}\end{array}\right]=P^{H_b}$

用0表示，零矩阵一般用-1来表示。这样，如果将H的每个分块矩阵都用它的幂次代替，就得到一个m_b×n_b的幂次矩阵H_b。这里，定义H_bb是H的基础矩阵，H称为H_b的扩展矩阵。在实际编码时，z＝码长/基础矩阵的列数n_b，称为扩展因子。

例如，矩阵H可以用下面的参数z和一个2×4的基础矩阵H_b扩展得到：

z＝3和 $H_b=\left[\begin{array}{cccc}0& 1& 0& -1\\ 2& 1& 2& 1\end{array}\right]$

因此，也可以说本发明的LDPC码的编码器是由基础矩阵H_b，扩展因子z及所选择的基本置换矩阵唯一生成的。

如果对于每个不同的扩展因子LDPC码都采用一个基础矩阵，那么，对于每个不同的码长，所述的LDPC码编译码器都需要存储一个基础矩阵，当码长很多时，就要存储很多基础矩阵，这样会出现表示和存储问题。因此，当需要实现变码长的时候，同一码率的一定范围内多种码长的低密度奇偶校验码会使用统一个形式的基础矩阵，我们定义为统一基础矩阵H_b ^uniform。不同码长时，若对H_b ^uniform进行修正和扩展，可以得到奇偶校验矩阵H，使得生成

的编译码器可适用于码长可变的场合。

修正是利用不同码长的扩展因子对基础矩阵H_b中的非负值进行修正，修正后元素值应小于该码长下的扩展因子值。修正算法有很多种，例如，可以采用取模(mod)、取整(scale+floor)或舍入(scale+round)等，设P_ij为基础矩阵H_b第i行第j列的非负1元素，P′_ij为修正以后H_b ^modified的第i行第j列的非负1元素，有：

对于取模(mod)方法：

$P_{\mathrm{ij}}^{\′}\≡P_{\mathrm{ij}}\mathrm{mod}z\≡P_{\mathrm{ij}}\mathrm{mod}\frac{N}{n_b}$

对于取整(scale+floor)方法：

对于舍入(scale+round)方法：

$P_{\mathrm{ij}}^{\′}=\mathrm{Round}(P_{\mathrm{ij}}\×\frac{z}{z_{\max }})=\mathrm{Round}(P_{\mathrm{ij}}\×\frac{N}{N_{\max }})$

其中，z为当前码长对应的扩展因子，即分块方阵的行数或者列数；z_max为最大支持码长对应的扩展因子。mod为取模操作，

为下取整操作，Round为四舍五入操作。

例如，对于码长1152比特低密度奇偶校验码，设其基础矩阵某个非负元素为93，设支持的最大码长为2304，基础矩阵大小为12*24，则其修正结果为：

对于取模(mod)方法：

$93\mathrm{mod}\frac{1152}{24}=93\mathrm{mod}48=45$

对于取整(scale+floor)方法：

对于舍入(scale+round)方法：

$\mathrm{Round}(93\×\frac{1152}{2304})=\mathrm{Round}\left(46.5\right)=47$

这种特定码率可变码长的低密度奇偶校验码由于具有同一形式的基础矩阵，所以完全可以用一个编码器/译码器。在IEEE802.16e中，LDPC码支持码率1/2、码率2/3、码率3/4、码率5/6，此时出现四个基础矩阵，用唯一的编码器/译码器来实现不同码率的编译码将变得比较困难；如果四个码率需要四个编译码器，硬件成本将成为一个应用瓶颈。

自动请求重传HARQ是一种无线通信系统中极其重要的链路自适应技术。

下面就对自动请求重传HARQ方法做一个简单介绍，该方法包括发送机中发送方法和接收机中接收方法两部分，该方法应该是通用的。

发送机(Transmitter)的发送方法包括：

a.发送机在指定的HARQ信道发送第一个HARQ包，一个新的HARQ传输开始，重传次数计数器置1；

b.发送机等待接收机发送的确认/否认(ACK/NAK)；

c.在一定延迟后(取决于同步方式还是异步方式，延迟由系统等决定)，如果发送机收到ACK，则此包已经正确接收，本次HARQ传输结束；否则，重传次数计数器加1，判断重传次数是否超过最大允许传输次数，若超过，则本次HARQ传输结束，若没有超过，则转至d.

d.发送机在本次HARQ传输的HARQ信道再次做另一个HARQ的尝试，发送时间可以由系统选择，转至b.

接收机(Reiciver)的接收方法包括：

a.接收HARQ包，确认收到的包是否是第一个HARQ尝试，如果是，转至b.否则转至d.

b.丢弃在此HARQ信道下的所有以前收到的HARQ尝试；

c.对包进行解码，转至e.

d.接收机解码器根据特定合并方法组合原错误的和重传的编码包；

e.如果正确解码，则在一定延迟后，在反馈信道中发送ACK，此信道由系统分配；否则，发送NAK，存储此HARQ包。

上述接收方法的步骤d中，合并的方法可能包括完全递增冗余、部分递增冗余和Chase合并。

对自动请求重传HARQ实现结构，大量文献和书籍都有介绍。无论是方法还是结构，HARQ包的产生都是置关重要的，决定了性能和复杂度。

由于HARQ是一种非常重要的链路自适应技术，所以一个好的低密度奇偶校验码必须要支持HARQ的实现，这也是本发明最重要的目的。本发明将给出基于本发明的低密度奇偶校验码设计的HARQ包产生方法。

对于低密度奇偶校验码的HARQ系统，差错检测是必须的，有两种典型方法。一种是直接利用低密度奇偶校验码的奇偶校验矩阵进行检测，即将码字向量和奇偶校验矩阵的转置向乘，再判断相乘结果是否是零向量，是则正确，不是则错误。

另一种是，在编码前信息比特序列后添加循环冗余检测(CRC)比特，LDPC编码器对上述CRC码字进行编码，产生LDPC码字并送给后序处理单元，通过信道传输到接收机，接收机中译码器之前的处理单元输出的LDPC软码字将送到LDPC译码器进行译码，译码输出的信息分组进行CRC检测。

发明内容

本发明要解决的技术问题是提供一种本发明目的在于解决不同码率不同码长的LDPC码不能使用相同编译码器的问题，提供一种新设计的编译码器及方法，提高了LDPC码在码率/码长的灵活性、译码速度(吞吐量，译码延迟)、功率损耗、编译码复杂度等性能。本发明特别适合于支持递增冗余混合重传(IR_HARQ)，可以通过扩张(extend)统一的基础矩阵保证低码率实现，保证了支持完全递增冗余混合重传IR_HARQ时候LDPC码具有足够低的码率，如1/3、1/5等，结果译码器复杂度最低。

为了解决上述技术问题，本发明提供一种支持任何码率/码长的结构化低密度奇偶校验码编码方法，对信道编码器输入的任意长度为K信息比特序列进行编码，然后输出任意长度为N码字比特序列给后续的处理单元，校验位长度M＝N-K，码率r＝K/N，所述方法包括如下步骤：

1)确定一个特定码率R₀的低密度奇偶校验码母码集，所述母码集是由有限个码率为R₀不同码长的低密度奇偶校验码构成，所述母码集具有统一形式的基础矩阵H_b ^uniform；

2)根据信息分组长度匹配，确定扩展因子；根据所述扩展因子和基础矩阵H_b ^uniform，通过缩短或者删余或者扩张，确定编码器所需要的参数和矩阵；

3)编码器根据编码器所需要的参数和矩阵，对输入的K比特信息分组进行编码，产生N比特码字，输出码字。

根据本发明的方法，在步骤1)中，

所述低密度奇偶校验码母码集定义了P个相同码率R₀不同码长的(N＝z×n_b，K＝z×k_b)低密度奇偶校验码，其中，Zset为扩展因子集合，扩展因子z可以是Zset中任何一个元素，Zset是由P个大于零的正整数z₁＜z₂＜…＜z_k-1＜z_k＜…＜z_P户构成的集合，P是某个大于1的整数，且基础矩阵H_b ^uniform总有码率 $R_0=\frac{(n_b-m_b)}{n_b},$ 其中，n_b是大于2的确定整数，m_b是大于1的确定整数，k_b＝n_b-m_b。

根据本发明的方法，在步骤2)中，比较确定码率R小于R₀，计算编码所需参数和矩阵包括：

步骤B1、利用

确定Δm，在基础矩阵H_b ^uniform的最后一行和最后一列后面分别增加Δm行和增加Δm列，扩张形成(m_b+Δm)×(n_b+Δm)的扩张基础矩阵H_b ^{uniform_extension}；这里，

表示向下取整；

步骤B2、利用特定的扩展因子公式确定扩展因子，确定z_t与Zset中元素有如下关系z_k-1＜z_t≤z_k，其中z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素，编码器所需扩展因子是z_k；

步骤B3、基于扩张后统一的扩展基础矩阵H_b ^{uniform_extension}和扩展因子z＝z_k，根据特定的修正算法对H_b ^{uniform_extension}进行修正，可以计算出((n_b+Δm)×z_k，k_b×z_k)的LDPC编码所需要的修正的基础矩阵H_b ^{modifed_extension}；在这里，修正的基础矩阵就是编码所需要的矩阵，扩展因子和矩阵大小参数就是编码所需要的参数。

根据本发明的方法，在步骤2)中，比较确定码率R大于等于R₀，计算编码所需参数和矩阵包括：

利用扩展因子 $z_t=\frac{K}{k_b}$ 确定扩展因子z_t，确定z_t与Zset中元素有如下关系z_k-1＜z_t≤z_k，其中z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素，编码器所需扩展因子是z_k；基于统一的基础矩阵H_b ^uniform和扩展因子z_k，根据特定的修正算法和扩展因子z可以计算(m_b×z_k，n_b×z_k)的编码所需要的修正后的基础矩阵；其中，所述修正的基础矩阵就是编码所需要的矩阵，扩展因子和矩阵大小参数就是编码所需要的参数。

根据本发明的方法，在步骤3)中，对信息比特的编码计算包括：

步骤B1、添加x＝k_b·z-K个零比特到K个信息比特之前，形成编码所需要的k_b·z_k信息分组；然后进行((n_b+Δm)×z_k，k_b×z_k)LDPC编码，形成(n_b+Δm)×z_k个编码码字比特；

步骤B2、在上述编码码字中，删除步骤B1中添加的x个零比特，如果删除后的码字比特数目和所需要的分组大小N不匹配，则在删除零比特后，继续选择合适位置，删除码字中y＝(m_b+Δm)×z_k-N+K个比特，形成长度为N的编码码字。

根据本发明的方法，步骤B2中特定扩展因子计算公式为： $z_t=\frac{K}{k_b}.$

根据本发明的方法，步骤B2中特定扩展因子计算公式为： $z_t=\frac{N-K}{m_b+\mathrm{\Δm}}.$

根据本发明的方法，在步骤B1中，所述基础矩阵扩张方法为：

对于H_b ^extension中新增的矩阵部分，对于任何满足m_b+1≤i≤m_b+Δm行索引i，都有

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b-1)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b)=0$

其它位置用表示零方阵的元素填充，如-1；

其中，i是矩阵H_b ^extension行索引，行列索引都是从1开始的。

根据本发明的方法，在步骤B1中，所述基础矩阵扩张方法为：

对于H_b ^extension中新增的矩阵部分，对于行索引i＝m_b+1，总有

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+1)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b)=0$

其它位置用表示零方阵的元素填充，如-1；

对于任何满足m_b+2≤i≤m_b+Δm行索引i，都有

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+1)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b-1)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b)=0$

其它位置用表示零方阵的元素填充，如-1；

其中，i是矩阵H_b ^extension行索引，行列索引都是从1开始的。

本发明还提供一种支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码的编码装置，对信道编码器输入信息比特序列进行编码，然后输出码字比特序列给后续的处理单元，其特征在于，所述编码装置包括：基础矩阵存储器、矩阵参数计算器、LDPC缩短码编码器、删除码字比特装置，其中，

所述基础矩阵存储器，用于存储统一的m_b×n_b基础矩阵H_b ^uniform，并输出基础矩阵到矩阵参数计算器；

所述矩阵参数计算器，产生LDPC缩短码编码器所需要的矩阵和参数，和删除码字比特装置所需要的参数；

LDPC缩短码编码器，根据所述矩阵参数计算器产生的矩阵和参数，对信息分组进行编码，生成码字，并输出到删除码字比特装置；

删除码字比特装置，用于删除缩短码字中一定数量的码字比特，并将删除后得到的N个码字输出。

根据本发明的装置，所述矩阵参数计算器，包括一个比较选择器、第一类计算器、第二类计算器，其中，

比较选择器，用于比较实际码率R和母码集的码率R₀，如果R≥R₀，选择运行第一类计算器；如果R＜R₀，运行第二类计算器；

第一类计算器，用于产生R≥R₀时LDPC缩短码编码器604所需要的矩阵、扩展因子z；

第二类计算器，用于产生R＜R₀时LDPC缩短码编码器604所需要的矩阵、扩展因子z。

根据本发明的装置，在所述的第一类计算器中，

首先确定扩展因子 $z_t=\frac{K}{k_b},$ 然后确定z_t与Zset中元素有如下大小关系z_k-1＜z_t≤z_k，其中z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素，则z_k就是需要输出的扩展因子；

基于m′_b＝m_b，n′_b＝n_b，统一的基础矩阵H_b ^uniform和扩展因子z_k，通过修正，确定H_b ^modified；

将修正矩阵H_b ^modified、扩展因子z_k和矩阵大小参数输出到LDPC缩短码编码器604，或者对修正矩阵H_b ^modified进行扩展，形成奇偶校验矩阵H，然后输出奇偶校验矩阵H、扩展因子z_k和矩阵大小参数到LDPC缩短码编码器604。

根据本发明的装置，在所述的第二类计算器中，

首先确定

其中，表示向上取整；

按照特定的扩展因子计算公式确定z_t；

根据z_t与Zset中元素的大小关系z_k-1＜z_t≤z_k，确定输出的扩展因子z_k，其中，z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素；

确定m′_b＝m_b+Δm，n′_b＝n_b+Δm，对(m_b，n_b)基础矩阵H_b ^uniform进行扩张，在H_b ^uniform的最后一行和最后一列后面分别增加Δm行和增加Δm列，扩张得到(m′_b，n′_b)的基础矩阵H_b ^{uniform_extension}；

基于基础矩阵H_b ^{uniform_extension}和扩展因子z_k，对基础矩阵H_b ^{uniform_extension}进行修正，形成修正矩阵H_b ^{modified_extension}；

将修正矩阵H_b ^{modified_extension}、扩展因子z_k和矩阵大小参数输出到LDPC缩短码编码器604，或者对修正矩阵H_b ^{modified_extension}进行扩展，形成奇偶校验矩阵H，然后输出奇偶校验矩阵H、扩展因子z_k和矩阵大小参数到LDPC缩短码编码器604。

根据本发明的装置，所述计算z_t的特定扩展因子计算公式是 $z_t=\frac{K}{k_b}.$

根据本发明的装置，所述计算z_t的特定扩展因子计算公式是 $z_t=\frac{N-K}{m_b+\mathrm{\Δm}}.$

根据本发明的装置，所述编码装置进一步包括一输入信息分组缓冲器，用于对输入的信息分组进行缓冲存储并将其输出到LDPC缩短码编码器604中。

根据本发明的装置，所述编码装置进一步包括一输出码字分组缓冲器，用于对删除码字比特装置605输出的码字分组进行缓冲存储并输出。

根据本发明的装置，所述删除码字比特装置605是选择将在y＝m′_b×z_k-N+K个删除位置上的码字比特删除。

根据本发明的装置，所述的缩短码编码器，包括一个(m′_b×z，n′_b×z)LDPC母码编码器、一个添加零比特装置、一个去除零比特装置，设输入k比特信息块和扩展因子z_k，其中，

一个添加零比特装置，用于在k比特信息分组之前添加x＝k_b·z_k-K个零比特，得到k_b·z个比特的编码所需信息分组，输出到下一级编码器；

一个(m′_b×z，n′_b×z)LDPC母码编码器，(n′_b×z_k，k_b×z_k)LDPC母码编码器，根据输入的基础矩阵和扩展因子(或者奇偶校验矩阵)对上述编码所需信息分组进行编码，得到n′_b·z_k个母码码字比特，输出到去除零比特装置；

一个去除零比特装置，删除输入的母码码字中前面x个零比特，得到缩短码码字；输出缩短码码字到删除码字比特装置，在这里k′_b＝n′_b-m′_b；

本发明还提供一种低密度奇偶校验码的混合自动重传请求HARQ包的产生方法，所述方法包括以下步骤：

C1)、根据输入K比特信息分组生成LDPC HARQ母码码字；

C2)、对LDPC HARQ母码码字比特进行排列，其中，保持信息比特的顺序，改变校验比特顺序；

C3)、选择LDPC HARQ码字比特，通过对步骤2)输出排列后码字依次顺序地选择比特序列，即第一次传输从第一个系统比特开始，以后每次传输的开始位置紧跟上一次传输结束的位置，最终得到的HARQ包的二进制序列，输出到下一个处理单元。

根据本发明的装置的方法，在步骤C1中，

输入的K比特信息分组，是在完全递增冗余条件下最低码率为R_FIR的情况下输入的，其中，R_FIR是由系统给定，N_FIR＝K/R_FIR，对于上述N_FIR的母码码字，前面是K个信息比特，后面是M_FIR＝N_FIR-K个校验比特。

根据本发明的装置的方法，在步骤C1中，LDPC HARQ母码码字生成包括以下步骤：

1)确定一个特定码率R₀的低密度奇偶校验码母码集，所述母码集是由有限个码率为R₀不同码长的低密度奇偶校验码构成，所述母码集具有统一形式的基础矩阵H_b ^uniform，其中，信道编码器输入的任意长度为K信息比特序列，输出任意长度为N码字比特序列，校验位长度M＝N-K，码率r＝K/N；

2)根据信息分组长度匹配，确定扩展因子；根据所述扩展因子和基础矩阵H_b ^uniform，通过缩短或者删余或者扩张，确定编码器所需要的参数和矩阵；

3)编码器根据编码器所需要的参数和矩阵，对输入的K比特信息分组进行编码，产生N比特码字，输出码字。

根据本发明的装置的方法，在步骤C2中，LDPC HARQ母码码字比特排列是基于以下公式进行排列的，将排列前第i位置的数据放到排列后第j位置，

其中，

表示下取整，i、j和l都是从0开始的；i是排列前码字的比特位置索引，j是排列后码字的比特位置索引；P是删余图样，大小为m_b的向量，是由从k_b到n_b-1的整数构成，上述元素组成的预先定义的排列。

根据本发明的装置的方法，在步骤C3中，码字比特选择规则是基于以下公式进行选择的，在从比特排列后码字中，选择依据所述公式的所得到的结果位置的比特，放到第k个HARQ包的第i个比特位置，

$S_{k,i}=\left\{\begin{array}{cc}\left(i\right)\mathrm{mod}\left(N_{\mathrm{IR}}\right)& k=0\\ (\underset{j=0}{\overset{k-1}{\mathrm{\Σ}}}{L}_j+i)\mathrm{mod}\left(N_{\mathrm{IR}}\right)& k\≠0\end{array}\right.$

其中，k是HARQ包的索引，反映当前HARQ包的传输次数，第一次传输时k＝0，第二次传输时k＝1，对于下一次传输k加1；

N_FIR是母码码字的长度；

S_k，i表示第k个HARQ包的位置索引，用于标识当前HARQ包中索引为i的比特位置，第一个比特对应S_k，i＝0(i＝0)，其中i从0开始；

L_k表示第k个HARQ包的长度。

本发明提供的LDPC码编译码装置和方法具有如下优点：不同码率不同码长的LDPC码具有统一的编译码器，不同码率不同码长的LDPC码具有一个统一的R0基础矩阵。最重要的是，可以有效支持IR_HARQ，并且完全递增冗余(Full IR)时候最低码率可以远小于R0，可以通过对码率为R0的统一基础矩阵进行扩张(extension)得到，当R＞R0时译码器的复杂度取决于码率为R0的LDPC码的复杂度，当R＜R0时译码器的复杂度取决于码率为R的LDPC码的复杂度。相对现有的缩短删余方法，显著地节省了硬件成本和计算复杂度，极大地提高了码本身的灵活性，码的适用范围将得到了极大地扩展。

本发明解决了LDPC码在变码率方面和递增冗余HARQ支持的缺陷，使得LDPC码在码率/码长的灵活性方面不输于turbo码，而在译码速度(吞吐量，译码延迟)、功率损耗、编译码复杂度方面显著优于turbo码，在性能方面和turbo码相当(短码长时候turbo码占优，长码长时候LDPC码占优，中等码长相当)。总的来说，LDPC码代替turbo码是一个必然的趋势，本发明将致力于推动这个趋势。

附图说明

图1是本发明装置所在的系统示意图；

图2是(n_b×z，k_b×z)结构化LDPC母码的码字；

图3是码率小于R₀时候(N，K)缩短-删除LDPC码的码字；

图4是(n_b×z，k_b×z)结构化LDPC母码的码字；

图5是码率大于R₀时候(N，K)删除-缩短LDPC码的码字；

图6是本发明(N，K)LDPC一种编码装置；

图7是本发明装置中的矩阵参数计算器；

图8是本发明LDPC缩短码编码装置；

图9是本发明提出的第一种基础矩阵扩张(extension)方法；

图10是本发明提出的第二种基础矩阵扩张(extension)方法；

具体实施方式

下面结合附图及具体实施例对本发明进行详细说明。

本发明的基本思路是，以特定码率可变码长的结构化LDPC码集为基础，以实际编码信息位或者校验位个数尽可能与结构化LDPC信息位或者校验位个数尽可能接近为设计原则，以LDPC码具有最优次数分布为条件，通过扩张(extending)、缩短(shortening)或者删余(puncturing)操作，实现任意码长任意码率的低密度奇偶校验码的编译码；实现了对HARQ的支持，保证了在完全递增冗余合并方式下LDPC码具有足够低的码率。

图1是本发明装置所在的系统示意图。本发明的编码装置，即图1中的信道编码器。信道编码器实现信道编码：就是保证通信的可靠性，它将对上述的信源编码后的数据进行编码，添加冗余比特，保证到接收端，可以纠错处理，提高通信质量和可靠性。通常所说纠错码或者信道编码是指LDPC码、turbo码、卷积码、RS码、BCH码。信源编码器实现了信源编码，保证通信的有效性，它将模拟信号(如语音，图象等)转化为二进制数字信号，并进行数据压缩(如语言压缩，图象压缩等)。此外，需要说明的是，编码和解码是对应的，所以采用了本发明的编码器和编码方法，其解码器和解码方法也就有相应的要求，本发明不多赘述。

本发明提供了一种支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码编码方法，用于对编码器输入的K个信息比特进行编码，产生M个校验比特，信息比特和校验比特一起构成N个码字比特，然后输出到下一级处理单元。其中，M＝N-K，码率R＝K/N，K和N可以是任意大于零整数。所述方法具体包括如下步骤：

A、设定一个特定码率R₀且有限个码长的低密度奇偶校验码母码集，用于实现(N＝z×n_b，K＝z×k_b)低密度奇偶校验码的编译码，其中，z为扩展因子，Zset为扩展因子集合，z∈Zset，Zset是由P个大于零的正整数z₁＜z₂＜…＜z_k-1＜z_k＜…＜z_P构成的集合，P是某个大于1的整数。该码集具有一个统一形式的(m_b×n_b)基础矩阵H_b ^uniform，为了实现(z×n_b，z×k_b)编译码，用特定的修正运算和扩展因子z来修正统一的基础矩阵H_b ^uniform，得到修正后的基础矩阵H_b ^modified，再根据H_b ^modified和z就可以扩展得到奇偶校验矩阵；并且基础矩阵H_b ^uniform总有码率 $R_0=\frac{(n_b-m_b)}{n_b},$ 其中，n_b是大于2的确定整数，m_b是大于1的确定整数，k_b＝n_b-m_b；

B、当码率R＜R₀时，令编码前任意信息分组长度为K，编码后任意码字长度为N，z是结构化LDPC码的扩展因子，校验位个数是M＝N-K，码率r＝K/N；用于完成(N，K)的LDPC码的编码方法如下所述：

步骤B1、码率匹配：计算

在H_b ^uniform的最后一行和最后一列后面分别增加Δm行和增加Δm列，扩张得到(m_b+Δm)×(n_b+Δm)的基础矩阵H_b ^{uniform_extension}；这里，

表示向下取整。

步骤B2、码长匹配：计算扩展因子 $z_t=\frac{K}{k_b}$ 或者 $z_t=\frac{N-K}{m_b+\mathrm{\Δm}},$ 确定z_t与Zset中元素有如下关系z_k-1＜z_t≤z_k，其中，z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素，编码器所需扩展因子是z_k；基于扩张(extension)后统一的基础矩阵H_b ^{uniform_extension}和计算得到的扩展因子z＝z_k，可以得到((n_b+Δm)×z_k，k_b×z_k)的LDPC母码；需要说明的是，计算z_t推荐用 $z_t=\frac{K}{k_b},$ 因为可以证明 $\frac{K}{k_b}\≥\frac{N-K}{m_b+\mathrm{\Δm}};$

步骤B3、缩短编码：添加x＝(k_b·z-K)个零比特到K个信息比特之前，构成编码所需要的k_b·z_k信息分组；然后进行((n_b+Δm)×z_k，k_b×z_k)LDPC编码，得到(n_b+Δm)×z_k个编码码字比特；

步骤B4、符号删除：对于上述编码码字，删除步骤B3中添加的x个零比特，如果删除后的码字比特数目和所需要的分组大小N不匹配，则在删除零比特之后，选择合适位置，删除码字中y＝(m_b+Δm)×z_k-N+K个比特，最终得到长度为N的码字。

其中，在上述步骤B1中，在H_b ^uniform的最后一行和最后一列后面分别增加Δm行和增加Δm列形成(m_b+Δm)×(n_b+Δm)矩阵H_b ^{uniform_extension}的扩展方法有如下两种，但是本发明并不局限于这两种方法。这两种方法分别是：

方法1：在H_b ^{uniform_extension}中新增矩阵部分，对于任何满足m_b+1≤i≤m_b+Δm行索引i，都有

$H_b^{\mathrm{uniform}\_\mathrm{extension}}(i,i-m_b)=0$

$H_b^{\mathrm{uniform}\_\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b-1)=0$

$H_b^{\mathrm{uniform}\_\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b)=0$

在这里，行列索引都是从1开始的。

如图9所示，给出了方法1的一个具体实例。第一个公式产生了从左到右第一个成45度角的零序列，第二个公式产生了从左到右第二个成45度角的零序列，第三个公式产生了从左到右第三个成45度角的零序列。其中，第二个零序列和第三个零序列是相邻的。

方法2：对于H_b ^{uniform_extension}中新增矩阵部分，对于行索引i＝m_b+1，总有

$H_b^{\mathrm{uniform}\_\mathrm{extension}}(i,i-m_b)=0$

$H_b^{\mathrm{uniform}\_\mathrm{extension}}(i,i-m_b+1)=0$

$H_b^{\mathrm{uniform}\_\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b)=0$

对于任何满足m_b+2≤i≤m_b+Δm行索引i，都有

$H_b^{\mathrm{uniform}\_\mathrm{extension}}(i,i-m_b+1)=0$

$H_b^{\mathrm{uniform}\_\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b-1)=0$

$H_b^{\mathrm{uniform}\_\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b)=0$

在这里，行列索引都是从1开始的。

如图10所示，给出了方法2的一个具体实例。对于行索引i＝m_b+1＝5，根据方法2的第1、2、3公式，可得扩张统一基础矩阵第5行第1、第2和第9列三个元素为0。对于行索引i≥(m_b+2)＝6的矩阵部分，从左到右有三个成45度角的零序列，第一个零序列是方法2第4个公式计算得到的，第二个零序列是方法2第5个公式计算得到的，第三个零序列是方法2第6个公式计算得到的。

需要指出，对于上述两种扩张方法，扩张基础矩阵中0元素表示了奇偶校验矩阵的单位阵，扩张基础矩阵中其他位置可以用表示奇偶校验矩阵的零方阵的元素填充，如-1。

C、当码率R≥R₀时，令编码前任意信息分组长度为K，编码后任意码字长度为N，z是结构化LDPC码的扩展因子，校验位个数是M＝N-K；用于完成(N，K)的LDPC码的编码方法包括：

步骤C1、码率匹配：计算扩展因子 $z_t=\frac{K}{k_b},$ 确定z_t与Zset中元素有如下关系z_k-1＜z_t≤z_k，其中z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素；基于统一的基础矩阵H_b ^uniform和计算得到的扩展因子z_k，得到(m_b×z_k，n_b×z_k)LDPC母码；

步骤C2、缩短编码：添加x＝(k_b·z_k-K)个零比特到K个信息比特之前，构成编码所需要的k_b×z_k信息分组；然后进行(m_b×z_k，n_b×z_k)LDPC编码，得到m_b×z_k个校验位，信息分组和校验位分组构成了n_b×z_k缩短码码字；

步骤C3、符号删除：对缩短码码字删除步骤C2中添加的x个零比特，如果删除后的码字比特数目和所需要的分组大小N不匹配，从上述删除零比特后码字中继续删除y＝(m_b×z_k-N+K)个比特，最终得到长度为N的码字。

以下用一个实际的例子来对本发明的技术作为进一步的说明。

首先，先对低密度奇偶校验码的母码集进行修正，得到修正基础矩阵。

一个特定码率R₀＝1/2、具有多个码长结构化的LDPC码母码集，该母码集的统一基础矩阵大小为m_b×n_b＝16×32，码集的扩展因子是以1为步长从z_min＝12增加到z_max＝640，记作z∈Zset＝{z_min∶1∶z_max }。由于一个特定码长N对应一个特定扩展因子z，所以信息分组长度是以k_b为步长从z_min×k_b增加到z_max×n_b，记作K∈{z_min×k_b∶k_b∶z_max×k_b}＝{192∶16∶10240}。码率R₀＝1/2母码集的统一基础矩阵H_b ^uniform如下所示：

$H_b^{\mathrm{uniform}}=\left[H_b^{\mathrm{system}}\right|H_b^{\mathrm{parity}}],$ 其中，

$H_b^{\mathrm{system}}=$

$H_b^{\mathrm{parity}}=$

为了实现(z×n_b，z×k_b)低密度奇偶校验码的编译码，需要用如前所述的某个修正运算和扩展因子z来修正统一的基础矩阵H_b ^uniform，得到修正后的基础矩阵H_b ^modified，根据H_b ^modified和z就可以得到奇偶校验矩阵。本实例采用了取整(Scale+floor)修正公式来修正统一基础矩阵，修正是对H_b ^uniform的表示非零方阵的元素(h_ij ^b)_uniform进行的，这里z_max＝640：

通过对上述的H_b ^uniform修正，可以得到信息分组长度K＝288、码字长度N＝576的低密度奇偶校验码对应的修正基础矩阵，如下所示：

$H_b^{\mathrm{mod}\mathrm{ified}}=$

当码率R＜R₀时，基于实施例给出的母码集，即 $R_0=\frac{K}{N}=1/2,$ 利用本发明的支持任何长度/码率的LDPC编码方法，详述如下：

码率 $R=\frac{K}{N}<R_0=\frac{1}{2},$ 编码前信息分组长度为K，编码后码字长度为N，z是结构化LDPC码的扩展因子，需要的校验位个数是M＝N-K。

根据上述的支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码编码方法，完成(N，K)的LDPC码的编码，步骤如下：

步骤B1、码率匹配：计算

在H_b ^uniform的最后一行和最后一列后面分别增加Δm行和增加Δm列，扩张得到(m_b+Δm)×(n_b+Δm)＝(16+Δm)×(32+Δm)的基础矩阵H_b ^{uniform_extension}；这里，

表示向上取整。

步骤B2、码长匹配：计算扩展因子 $z_t=\frac{K}{k_b}=\frac{K}{16},$ 确定z_t与Zset中元素有如下关系z_k-1＜z_t≤z_k，其中，z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素；z_k就是我们最终需要的扩展因子；基于扩展后统一的基础矩阵H_b ^{uniform_extension}和计算得到的扩展因子z_k，可以得到((n_b+Δm)×z_k，k_b×z_k)＝((32+Δm)×z_k，(16+Δm)×z_k)的LDPC母码；

步骤B3、缩短编码：添加x＝(k_b·z_k-K)＝(16·z_k-K)个零比特到K个信息比特之前，构成编码所需要的16×z_k信息分组；然后进行((n_b+Δm)×z_k，k_b×z_k)＝((32+Δm)×z_k，(16+Δm)×z_k)LDPC编码，得到(n_b+Δm)×z_k＝(32+Δm)×z_k比特码字；

步骤B4、符号删除：对母码码字删除步骤B3中添加的x个零比特，如果删除后的码字比特数目和所需要的分组大小N不匹配，则在删除零比特后之后，选择合适位置，删除码字中y＝(m_b+Δm)×z_k-N+K＝(16+Δm)×z_k-N+K比特，最终得到长度为N的码字。

这里给出一个更加具体的例子，遵循上述步骤，实现码率R＝3/11码长为N＝1100信息分组长度为K＝300的LDPC编码，方法如下：

步骤1、码率匹配：计算在H_b ^uniform的最后一行和最后一列后面分别增加Δm＝27行和增加Δm＝27列，扩张得到m′_b×n′_b＝(m_b+Δm)×(n_b+Δm)＝43×59的基础矩阵H_b ^{uniform_extension}，上述扩张方法是采用本发明所述的编码方法的步骤B1中方法2来进行的；

步骤2、码长匹配：计算扩展因子 $z_t=\frac{K}{k_b}=\frac{K}{16}=18.75;$ 可以确定z_t与Zset中元素有如下关系z_k-1＝18＜z_t≤z_k＝19，其中z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素，则z＝z_k＝19就是编码器需要的扩展因子；

根据z＝19，对上述的(m_b+Δm)×(n_b+Δm)＝43×59的H_b ^{uniform_extension}进行向下取整(scale+floor)修正，得到(m_b+Δm)×(n_b+Δm)＝43×59的H_b ^{modified_extension}；根据扩展因子z＝19和(m_b+Δm)×(n_b+Δm)＝43×59的H_b ^{modified_extension}，通过基础矩阵扩展就可以得到一个奇偶校验矩阵((m_b+Δm)×z_k，(n_b+Δm)×z_k)＝817×1121的LDPC母码H。

步骤3、缩短编码：添加x＝k_b×z-K＝16*19-300＝4个零比特到300个信息比特之前，构成编码所需要的16×z＝304信息分组；

基于((m_b+Δm)×z_k，(n_b+Δm)×z_k)＝817×1121的H，对长度为304的信息分组进行编码，就可以得到长度为(m_b+Δm)×z_k＝817的校验分组，信息分组和校验分组构成了长度为(n_b+Δm)×z_k＝1121码字。

步骤4、符号删除：去掉上述304比特信息分组中x＝k_b×z-K＝4个零，最后信息分组长度为K＝300；再从上述(m_b+Δm)×z_k＝817比特校验分组中选择y＝(m′_b×z-N+K)＝43×19-1100+300＝17个位置进行打孔(Puncturing)，最后校验长度为M＝(m_b+Δm)×z_k-y＝817-17＝800；上述K＝300比特信息分组和M＝800比特的校验分组构成了我们需要的N＝1100比特码字。

当码率R≥R₀时，基于实施例给出的母码集，即 $(R=\frac{K}{N})\&GreaterEqual;(R_0=\frac{1}{2}),$ 利用本发明的支持任何长度/码率的LDPC码的编码方法，详述如下：

码率 $(R=\frac{K}{N})\&GreaterEqual;(R_0=\frac{1}{2}),$ 编码前信息分组长度为K，编码后码字长度为N，z是结构化LDPC码的扩展因子，需要的校验位个数是M＝N-K。

根据上述的支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码编码方法，完成(N，K)的LDPC码的编码，步骤如下：

步骤C1、码率匹配：计算扩展因子

基于统一的基础矩阵H_b ^uniform和计算得到的扩展因子z，得到(n_b×z，m_b×z)＝(32×z，16×z)LDPC母码。

步骤C2、缩短编码：添加x＝(k_b×z-K)＝(16×z-K)个零比特到K个信息比特之前，构成编码所需要的k_b×z＝16×z比特信息分组；然后进行(N_ldpc＝n_b×z＝32×z，K_ldpc＝k_b×z＝16×z)LDPC编码，得到n_b×z＝32×z比特码字。

步骤C3、符号删除：对母码码字删除步骤C2中添加的x个零比特，如果删除后的码字比特数目和N不相等，从上述删除零比特后码字中继续删除y＝m_b×z-N+K＝16×z-N+K个比特，最终得到长度为N的码字。

需要强调，删除位置的选择很重要，需要保证删除后码的性能最优。在这里，删除比特位置不仅可以包括校验位部分，而且可以包括信息位部分。

这里给出一个更加具体的例子，遵循上述步骤，实现码率R＝3/4码长N＝400信息分组长度K＝300的LDPC编码，步骤如下：

步骤1、首先计算扩展因子

步骤2、添加x＝k_b×z-K＝16×z-K＝16*19-300＝4个零比特到300个信息比特之前，构成编码所需要的k_b×z＝16×z＝304信息分组；

根据z＝19，对上述的m_b×n_b＝16×32的H_b ^uniform进行上述的取整(Scale+Floor)修正，得到m_b×n_b＝16×32的H_b ^modified；根据扩展因子z＝19和H_b ^modified，通过基础矩阵扩展得到一个奇偶校验矩阵m_bz×n_bz＝304×608的H；

基于m_bz×n_bz＝304×608的H，对长度为k_b·z＝304的信息分组进行编码，就可以得到长度为m_b·z＝304的校验分组，信息分组和校验分组构成了长度为n_b·z＝608码字；

步骤3、去掉上述k_b·z＝304比特信息分组中x＝k_b×z-K＝4个零，最后信息分组长度为K＝300；再从上述m_b·z_k＝304比特校验分组中选择y＝m_b×z-N+K＝16×19-400+300＝204个位置进行打孔(Puncturing)，最后校验长度为M＝m_b·z-y＝304-204＝100；上述K＝300比特信息分组和M＝100比特的校验分组构成了我们需要的N＝400比特码字。

本发明提供了一种支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码的编码装置，它与上述例子保持一致，用于对编码装置的输入信号进行信道编码，然后转发给解调器，所述的编码装置包括：基础矩阵存储器601、矩阵参数计算器602、输入信息分组缓冲器603、LDPC缩短码编码器604、删除码字比特装置605，以及输出码字分组缓冲器606，如图6所示。其中：

基础矩阵存储器601，用于存储统一的m_b×n_b基础矩阵H_b ^uniform，输出统一基础矩阵到矩阵参数计算器602。

矩阵参数计算器602，输入K、N、k_b、n_b和H_b ^uniform，产生LDPC缩短码编码器604所需要的矩阵和参数，和删除码字比特装置605所需要的参数。如图7所示，所述矩阵参数计算器602包括比较选择器701、第一类计算器702和第二类计算器703。所述矩阵参数计算器602的处理步骤如下所述：

1)、输入当前实际编码的码率R：比较选择器701完成码率R＝K/N同母码的码率R₀＝1/2进行比较，如果R≥R₀，进入第一类计算器702；否则进入第二类计算器703。

2)、在第一类计算器702中，首先计算扩展因子 $z_t=\frac{K}{k_b},$ 然后确定z_t与Zset中元素有如下大小关系z_k-1＜z_t≤z_k，其中z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素，则z_k就是需要输出的扩展因子；计算m′_b＝m_b，n′_b＝n_b，基于统一的基础矩阵H_b ^uniform和计算得到的扩展因子z_k，通过修正，得到H_b ^modified；将修正矩阵H_b ^modified、扩展因子z_k和矩阵大小参数输出到LDPC缩短码编码器604，或者对H_b ^modified进行扩展，得到奇偶校验矩阵H，然后输出H、扩展因子z_k和矩阵大小参数到LDPC缩短码编码器604；

3)、在第二类计算器703中，首先计算

然后计算 $z_t=\frac{K}{k_b}=\frac{K}{16};$ 确定z_t与Zset中元素的大小关系z_k-1＜z_t≤z_k，这里z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素，则z_k就是需要输出的扩展因子；计算m′_b＝m_b+Δm＝16+Δm，n′_b＝n_b+Δm＝32+Δm，对于(m_b＝16，n_b＝32)基础矩阵H_b ^uniform进行扩张，在H_b ^uniform的最后一行和最后一列后面分别增加Δm行和增加Δm列，扩张得到(m′_b，n′_b)的基础矩阵H_b ^{uniform_extension}，基于基础矩阵H_b ^{uniform_extension}和计算得到的扩展因子z_k，通过修正，得到H_b ^{modified_extension}；将修正矩阵H_b ^{modified_extension}、扩展因子z_k和矩阵大小参数输出到LDPC缩短码编码器604，或者对H_b ^{modified_extension}进行扩展，得到奇偶校验矩阵H，然后输出H、扩展因子z_k和矩阵大小参数到LDPC缩短码编码器604；这里，

表示向上取整。

输入信息分组缓冲器603，用于对输入的信息分组进行缓冲存储并将其输出到LDPC缩短码编码器604中。

LDPC缩短码编码器604，根据从矩阵参数计算装置602输入编码所需要的修正的基础矩阵、扩展因子和矩阵大小参数，对从信息分组缓冲器输入的信息分组进行编码，生成码字，输出到下一级删除码字比特装置605。如图8，LDPC缩短码编码器604包括：添加零比特装置801、(m′_b×z，n′_b×z)LDPC母码编码器802、去除零比特装置803。所述LDPC缩短码编码器604的处理步骤如下所述：

输入k比特信息分组到添加零比特装置801，输入扩展因子z_k到添加零比特装置801、LDPC母码编码器802和去除零比特装置803；在k比特信息分组之前添加x＝16·z_k-K个零比特，得到16·z个比特的母码信息分组；将上述母码信息分组送到(n′_b×z_k，16×z_k)LDPC母码编码器802进行编码，得到n′_b·z_k个母码码字比特；去除母码编码前添加的x个零比特，得到缩短码编码器编码后数据；输出缩短码码字到删除码字比特装置605，在这里k′_b＝n′_b-m′_b＝k_b＝16

删除码字比特装置605，用于输入缩短码码字；在保证删除码性能的条件下，选择y＝m′_b×z_k-N+K个删除位置，删除这些位置上缩短码字的比特；将删除后得到的N个码字输出。

输出码字分组缓冲器606，用于对删除码字比特装置605输出的码字分组进行缓冲存储，最终输出。

本发明还提供一种LDPC HARQ包的产生方法。在通信技术中，自动请求重传HARQ技术包括发送机的发送方法和接收机的接收方法两部分。在发送机的发送方法中，每次发送都涉及到HARQ包生成，本发明的LDPC HARQ包的产生方法为灵活低密度奇偶校验码设计提供了实际应用的平台，能够很好支持递增冗余混合自动重传请求HARQ。

本发明的LDPC HARQ包的产生方法，包括以下步骤：

1、根据输入K比特信息分组生成LDPC HARQ母码码字(mother codewordgeneration)

在该步骤中，输入K比特信息分组，在完全递增冗余条件下最低码率为R_FIR＝1/5，计算N＝K/R_FIR，如果上述N值不是整数，还需要向上取整或者向下取整，得到N_FIR，上述N_FIR的母码码字包括：K个信息比特，以及M_FIR＝N_FIR-K个校验比特。

使用本发明所述的支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码编码方法和装置，对输入K比特信息分组进行LDPC编码，产生N_FIR比特码字分组。

2、LDPC HARQ母码码字比特排列(mother codeword bits permutation)

在该步骤中，信息比特的顺序将保持不变，需要改变校验比特顺序，目的是保证步骤3中比特选择产生码字具有最优的删余分布，即保证比特选择产生码字性能最优。

定义删余图样P的大小为m_b，它是由从m_b到n_b-1的整数构成，向量内上述元素的一个特定的排列。例如，H_b的大小为m_b×n_b＝16×32，排列向量P定义为P＝[17，19，21，23，25，27，29，31，18，24，22，28，30，20，26，16]，P_l表示排列向量P中索引为l的元素，l是从0开始的。

设i为排列前码字的比特位置索引，为了实现排列映射，相应地排列后码字比特所索引为j。下述公式表示将排列前第i位置的数据放到排列后第j位置：

其中，排列向量P索引

表示下取整，i、j和l都是从0开始的。

3、LDPC HARQ码字比特选择(codeword bits selection)

码字比特选择用来产生HARQ包，具有删余和重复的功能。

码字比特选择是通过对步骤2)输出排列后码字顺序地选择比特序列，得到的HARQ包的二进制序列，输出到下一个处理单元(如调制器)。

令k是HARQ包的索引，反映当前HARQ包的传输次数，第一次传输时k＝0，第二次传输时k＝1，对于下一次传输k加1。

N_FIR是母码码字的长度。

S_k，i表示第k个HARQ包的位置索引，用于标识当前HARQ包中索引为i比特的位置，第一个比特对应S_k，i＝0，其中索引i是从0开始的。

L_k表示第k个HARQ包的长度。

下述公式描述了码字比特选择规则，右式计算结果标识了步骤2)输出码字的比特位置。下述公式表示，在从比特排列后码字中，选择右式计算结果位置的比特，放到第k个HARQ包的第i个比特位置。

$S_{k,i}=\left\{\begin{array}{cc}\left(i\right)\mathrm{mod}\left(N_{\mathrm{FIR}}\right)& k=0\\ (\underset{j=0}{\overset{k-1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{L}_j+i)\mathrm{mod}\left(N_{\mathrm{FIR}}\right)& k\&NotEqual;0\end{array}\right.$

总之，本发明给出了使用统一的编译码器的支持任何码长/码率的LDPC码编码方法和装置。本发明的新设计解决了LDPC码在变码长和变码率方面的致命缺点，使得LDPC码在码率/码长的灵活性方面不输于turbo码，并且保持了优异性能。本发明还给出了一种LDPC码的HARQ包产生的方法，上述支持任何码长/码率的LDPC码编码方法和装置可以用于这种HARQ包产生方法的母码码字生成，保证了新的LDPC母码码字可以很好地支持完全递增冗余HARQ。

这里已经通过具体的实施例子对本发明进行了详细描述，提供上述实施例的描述为了使本领域的技术人员制造或适用本发明，这些实施例的各种修改对于本领域的技术人员来说是容易理解的。本发明并不限于这些例子，或其中的某些方面。本发明的范围通过附加的权利要求进行详细说明。

Claims (26)

1.一种支持任何码率/码长的结构化低密度奇偶校验码编码方法，对信道编码器输入的任意长度为K信息比特序列进行编码，然后输出任意长度为N码字比特序列给后续的处理单元，校验位长度M＝N-K，码率r＝K/N，所述方法包括如下步骤：

1)确定一个特定码率R₀的低密度奇偶校验码母码集，所述母码集是由有限个码率为R₀不同码长的低密度奇偶校验码构成，所述母码集具有统一形式的基础矩阵H_b ^uniform；

2)根据信息分组长度匹配，确定扩展因子；根据所述扩展因子和基础矩阵H_b ^uniform，通过缩短或者删余或者扩张，确定编码器所需要的参数和矩阵；

3)编码器根据编码器所需要的参数和矩阵，对输入的K比特信息分组进行编码，产生N比特码字，输出码字。

2.根据权利要求1所述的支持任何码率/码长的结构化低密度奇偶校验码编码方法，其特征在于：在步骤1)中，

所述低密度奇偶校验码母码集定义了P个相同码率R₀不同码长的(N＝z×n_b，K＝z×k_b)低密度奇偶校验码，其中，Zset为扩展因子集合，扩展因子z可以是Zset中任何一个元素，Zset是由P个大于零的正整数z₁＜z₂＜…＜z_k-1＜z_k＜…＜z_P构成的集合，P是某个大于1的整数，且基础矩阵H_b ^uniform总有码率 $R_0=\frac{(n_b-m_b)}{n_b}$ ，其中，n_b是大于2的确定整数，m_b是大于1的确定整数，k_b＝n_b-m_b。

3.根据权利要求2所述的支持任何码率/码长的结构化低密度奇偶校验码编码方法，其特征在于：在步骤2)中，比较确定码率R小于R₀，计算编码所需参数和矩阵包括：

步骤B1、利用确定Δm，在基础矩阵H_b ^uniform的最后一行和最后一列后面分别增加Δm行和增加Δm列，扩张形成(m_b+Δm)×(n_b+Δm)的扩张基础矩阵H_b ^{uniform_extension}；这里，

表示向下取整；

步骤B2、利用特定的扩展因子公式确定扩展因子，确定z_t与Zset中元素有如下关系z_k-1＜z_t≤z_k，其中z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素，编码器所需扩展因子是z_k；

步骤B3、基于扩张后统一的扩展基础矩阵H_b ^{uniform_extension}和扩展因子z＝z_k，根据特定的修正算法对H_b ^{uniform_extension}进行修正，可以计算出((n_b+Δm)×z_k，k_b×z_k)的LDPC编码所需要的修正的基础矩阵H_b ^{modifed_extension}；在这里，修正的基础矩阵就是编码所需要的矩阵，扩展因子和矩阵大小参数就是编码所需要的参数。

4.根据权利要求2所述的支持任何码率/码长的结构化低密度奇偶校验码编码方法，其特征在于：在步骤2)中，比较确定码率R大于等于R₀，计算编码所需参数和矩阵包括：

利用扩展因子 $z_t=\frac{K}{k_b}$ 确定扩展因子z_t，确定z_t与Zset中元素有如下关系z_k-1＜z_t≤z_k，其中z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素，编码器所需扩展因子是z_k；基于统一的基础矩阵H_b ^uniform和扩展因子z_k，根据特定的修正算法和扩展因子z可以计算(m_b×z_k，n_b×z_k)的编码所需要的修正后的基础矩阵；其中，所述修正的基础矩阵就是编码所需要的矩阵，扩展因子和矩阵大小参数就是编码所需要的参数。

5.根据权利要求3或4所述的支持任何码率/码长的结构化低密度奇偶校验码编码方法，其特征在于：在步骤3)中，对信息比特的编码计算包括：

步骤B1、添加x＝k_b·z-K个零比特到K个信息比特之前，形成编码所需要的k_b·z_k信息分组；然后进行((n_b+Δm)×z_k，k_b×z_k)LDPC编码，形成(n_b+Δm)×z_k个编码码字比特；

步骤B2、在上述编码码字中，删除步骤B1中添加的x个零比特，如果删除后的码字比特数目和所需要的分组大小N不匹配，则在删除零比特后，继续选择合适位置，删除码字中y＝(m_b+Δm)×z_k-N+K个比特，形成长度为N的编码码字。

6.根据权利要求3所述的支持任何码率/码长的结构化低密度奇偶校验码编码方法，其特征在于：步骤B2中特定扩展因子计算公式为： $z_t=\frac{K}{k_b}.$

7.根据权利要求3所述的支支持任何码率/码长的结构化低密度奇偶校验码编码方法，其特征在于：步骤B2中特定扩展因子计算公式为： $z_t=\frac{N-K}{m_b+\mathrm{\&Delta;m}}.$

8.根据权利要求3所述的支持任何码率/码长的结构化低密度奇偶校验码编码方法，其特征在于：在步骤B1中，所述基础矩阵扩张方法为：

对于H_b ^extension中新增的矩阵部分，对于任何满足m_b+1≤i≤m_b+Δm行索引i，都有

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b-1)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b)=0$

其它位置用表示零方阵的元素填充，如-1；

其中，i是矩阵H_b ^extension行索引，行列索引都是从1开始的。

9.根据权利要求3所述的支持任何码率/码长的结构化低密度奇偶校验码编码方法，其特征在于：在步骤B1中，所述基础矩阵扩张方法为：

对于H_b ^extension中新增的矩阵部分，对于行索引i＝m_b+1，总有

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+1)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b)=0$

其它位置用表示零方阵的元素填充，如-1；

对于任何满足m_b+2≤i≤m_b+Δm行索引i，都有

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+1)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b-1)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b)=0$

其它位置用表示零方阵的元素填充，如-1；

其中，i是矩阵H_b ^extension行索引，行列索引都是从1开始的。

10.一种支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码的编码装置，对信道编码器输入信息比特序列进行编码，然后输出码字比特序列给后续的处理单元，其特征在于，所述编码装置包括：基础矩阵存储器、矩阵参数计算器、LDPC缩短码编码器、删除码字比特装置，其中，

所述基础矩阵存储器，用于存储统一的m_b×n_b基础矩阵H_b ^uniform，并输出基础矩阵到矩阵参数计算器；

所述矩阵参数计算器，产生LDPC缩短码编码器所需要的矩阵和参数，和删除码字比特装置所需要的参数；

LDPC缩短码编码器，根据所述矩阵参数计算器产生的矩阵和参数，对信息分组进行编码，生成码字，并输出到删除码字比特装置；

删除码字比特装置，用于删除缩短码字中一定数量的码字比特，并将删除后得到的N个码字输出。

11.根据权利要求10所述的支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码的编码装置，其特征在于：所述矩阵参数计算器，包括一个比较选择器、第一类计算器、第二类计算器，其中，

比较选择器，用于比较实际码率R和母码集的码率R₀，如果R≥R₀，选择运行第一类计算器；如果R＜R₀，运行第二类计算器；

第一类计算器，用于产生R≥R₀时LDPC缩短码编码器604所需要的矩阵、扩展因子z；

第二类计算器，用于产生R＜R₀时LDPC缩短码编码器604所需要的矩阵、扩展因子z。

12.根据权利要求11所述的支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码的编码装置，其特征在于：在所述的第一类计算器中，

首先确定扩展因子 $z_t=\frac{K}{k_b}$ ，然后确定z_t与Zset中元素有如下大小关系z_k-1＜z_t≤z_k，其中z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素，则z_k就是需要输出的扩展因子；

基于m′b＝m_b，n′_b＝n_b，统一的基础矩阵H_b ^uniform和扩展因子z_k，通过修正，确定H_b ^modified；

将修正矩阵H_b ^modified、扩展因子z_k和矩阵大小参数输出到LDPC缩短码编码器604，或者对修正矩阵H_b ^modified进行扩展，形成奇偶校验矩阵H，然后输出奇偶校验矩阵H、扩展因子z_k和矩阵大小参数到LDPC缩短码编码器604。

13.根据权利要求11所述的支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码的编码装置，其特征在于：在所述的第二类计算器中，

首先确定

，其中，表示向上取整；

按照特定的扩展因子计算公式确定z_t；

根据z_t与Zset中元素的大小关系z_k-1＜z_t≤z_k，确定输出的扩展因子z_k，其中，z_k-1，z_k是Zset中大小相邻的元素；

确定m′_b＝m_b+Δm，n′_b＝n_b+Δm，对(m_b，n_b)基础矩阵H_b ^uniform进行扩张，在H_b ^uniform的最后一行和最后一列后面分别增加Δm行和增加Δm列，扩张得到(m′_b，n′_b)的基础矩阵H_b ^{uniform_extension}；

基于基础矩阵H_b ^{uniform_extension}和扩展因子z_k，对基础矩阵H_b ^{uniform_extension}进行修正，形成修正矩阵H_b ^{modified_extension}；

将修正矩阵H_b ^{modified_estension}、扩展因子z_k和矩阵大小参数输出到LDPC缩短码编码器604，或者对修正矩阵H_b ^{modified_extension}进行扩展，形成奇偶校验矩阵H，然后输出奇偶校验矩阵H、扩展因子z_k和矩阵大小参数到LDPC缩短码编码器604。

14.根据权利要求13所述的支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码的编码装置，其特征在于：所述计算z_t的特定扩展因子计算公式是 $z_t=\frac{K}{k_b}.$

15.根据权利要求13所述的支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码的编码装置，其特征在于：所述计算z_t的特定扩展因子计算公式是 $z_t=\frac{N-K}{m_b+\mathrm{\&Delta;m}}.$

16.根据权利要求10所述的支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码的编码装置，其特征在于，所述编码装置进一步包括一输入信息分组缓冲器，用于对输入的信息分组进行缓冲存储并将其输出到LDPC缩短码编码器604中。

17.根据权利要求10所述的支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码的编码装置，其特征在于，所述编码装置进一步包括一输出码字分组缓冲器，用于对删除码字比特装置605输出的码字分组进行缓冲存储并输出。

18.根据权利要求10所述的支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码的编码装置，其特征在于，所述删除码字比特装置605是选择将在y＝m′_b×z_k-N+K个删除位置上的码字比特删除。

19.根据权利要求10所述的支持任何码率/码长的低密度奇偶校验码的编码装置，其特征在于：所述的缩短码编码器，包括一个(m′_b×z，n′_b×z)LDPC母码编码器、一个添加零比特装置、一个去除零比特装置，设输入k比特信息块和扩展因子z_k，其中，

一个添加零比特装置，用于在k比特信息分组之前添加x＝k_b·z_k-K个零比特，得到k_b·z个比特的编码所需信息分组，输出到下一级编码器；

一个(m′_b×z，n′_b×z)LDPC母码编码器，(n′_b×z_k，k_b×z_k)LDPC母码编码器，根据输入的基础矩阵和扩展因子(或者奇偶校验矩阵)对上述编码所需信息分组进行编码，得到n′_b·z_k个母码码字比特，输出到去除零比特装置；

一个去除零比特装置，删除输入的母码码字中前面x个零比特，得到缩短码码字；输出缩短码码字到删除码字比特装置，在这里k′_b＝n′_b-m′_b；

20.一种应用权利要求1或权利要求10的编码方法或装置产生低密度奇偶校验码的混合自动重传请求HARQ包的方法，所述方法包括以下步骤：

C1)、根据输入K比特信息分组生成LDPC HARQ母码码字；

C2)、对LDPC HARQ母码码字比特进行排列，其中，保持信息比特的顺序，改变校验比特顺序；

C3)、选择LDPC HARQ码字比特，通过对步骤2)输出排列后码字依次顺序地选择比特序列，即第一次传输从第一个系统比特开始，以后每次传输的开始位置紧跟上一次传输结束的位置，最终得到的HARQ包的二进制序列，输出到下一个处理单元。

21.根据权利要求20所述的方法，其特征在于，在步骤C1中，

输入的K比特信息分组，是在完全递增冗余条件下最低码率为R_FIR的情况下输入的，其中，R_FIR是由系统给定，N_FIR＝K/R_FIR，对于上述N_FIR的母码码字，前面是K个信息比特，后面是M_FIR＝N_FIR-K个校验比特。

22.根据权利要求20所述的方法，其特征在于，在步骤C1中，LDPC HARQ母码码字生成包括以下步骤：

1)确定一个特定码率R₀的低密度奇偶校验码母码集，所述母码集是由有限个码率为R₀不同码长的低密度奇偶校验码构成，所述母码集具有统一形式的基础矩阵H_b ^uniform，其中，信道编码器输入的任意长度为K信息比特序列，输出任意长度为N码字比特序列，校验位长度M＝N-K，码率r＝K/N；

2)根据信息分组长度匹配，确定扩展因子；根据所述扩展因子和基础矩阵H_b ^uniform，通过缩短或者删余或者扩张，确定编码器所需要的参数和矩阵；

3)编码器根据编码器所需要的参数和矩阵，对输入的K比特信息分组进行编码，产生N比特码字，输出码字。

23.根据权利要求20所述的方法，其特征在于，在步骤C2中，LDPC HARQ母码码字比特排列是基于以下公式进行排列的，将排列前第i位置的数据放到排列后第j位置，

其中，表示下取整，i、j和1都是从0开始的；i是排列前码字的比特位置索引，j是排列后码字的比特位置索引；P是删余图样，大小为m_b的向量，是由从k_b到n_b-1的整数构成，上述元素组成的预先定义的排列。

24.根据权利要求20所述的方法，其特征在于，在步骤C3中，码字比特选择规则是基于以下公式进行选择的，在从比特排列后码字中，选择依据所述公式的所得到的结果位置的比特，放到第k个HARQ包的第i个比特位置，

$S_{k,i}=\left\{\begin{array}{cc}\left(i\right)\mathrm{mod}\left(N_{\mathrm{IR}}\right)& k=0\\ (\underset{j=0}{\overset{k-1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{L}_j+i)\mathrm{mod}\left(N_{\mathrm{IR}}\right)& k\&NotEqual;0\end{array}\right.$

其中，k是HARQ包的索引，反映当前HARQ包的传输次数，第一次传输时k＝0，第二次传输时k＝1，对于下一次传输k加1；

N_FIR是母码码字的长度；

S_k，i表示第k个HARQ包的位置索引，用于标识当前HARQ包中索引为i的比特位置，第一个比特对应S_k，i＝0(i＝0)，其中i从0开始；

L_k表示第k个HARQ包的长度。

25.一种结构化LDPC码的基础矩阵扩张方法，所述基础矩阵H_b的大小为m_b×n_b，在H_b的最后一行和最后一列后面分别增加Δm行和增加Δm列，形成(m_b+Δm)×(n_b+Δm)矩阵H_b ^extension，所述方法包括：

对于H_b ^extension中新增的矩阵部分，对于任何满足m_b+1≤i≤m_b+Δm行索引i，都有

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b-1)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b)=0$

在这里，行列索引都是从1开始的；

其它位置用表示零方阵的元素填充，如-1。

26.一种结构化LDPC码的基础矩阵扩张方法，所述基础矩阵H_b的大小为m_b×n_b，在H_b的最后一行和最后一列后面分别增加Δm行和增加Δm列，形成(m_b+Δm)×(n_b+Δm)矩阵H_b ^extension，所述方法包括：

对于H_b ^extension中新增的矩阵部分，对于行索引i＝m_b+1，总有

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i.i-m_b+1)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b)=0$

其它位置用表示零方阵的元素填充，如-1；

对于任何满足m_b+2≤i≤m_b+Δm行索引i，都有

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+1)=0,H_b^{\mathrm{extension}}(m_b+i,i+1)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b-1)=0$

$H_b^{\mathrm{extension}}(i,i-m_b+n_b)=0,H_b^{\mathrm{extension}}(m_b+i,n_b+i)=0$

其中，i是矩阵H_b ^extension行索引，行列索引都是从1开始的；

其它位置用表示零方阵的元素填充，如-1。

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