极化码的SC-BP混合译码方法及其可调式硬件架构与流程

本发明属于无线通信技术领域，具体涉及一种极化码的sc-bp混合译码方法及其可调式硬件架构设计结构。

背景技术：

极化码e.arikan在2009年提出的一种基于信道极化的思想的信道编译码方案，并在理论上证明了在二进制离散无记忆信道(b-dmc)下，其码率可以达到香农所提出的信道容量[1]。在2016年的3gpp会议关于5g短码方案的讨论中，极化码方案成为5gembb场景下控制信道的编码方案，因此，对极化码编译码算法及其实现的研究有重大的理论和实现价值。

在极化码的译码方案中，有两种主流的方案，一种是连续消除(sc)译码算法，另一种是置信传播(bp)译码算法，对于这两种算法而言，sc译码往往具有更好的译码性能，但是由于sc译码本身具有的串行特性，有较高的译码时延，对码长n的极化码，传统sc译码器的译码时延为2n-1，利用预计算节点的sc译码器的时延为n-1，仍然有较高的时延。bp算法由于其并行性，时延较低，利用脉动架构的bp算法的时延为2(itr-1)+log2n，其中，itr为bp译码算法所采用的迭代次数，但是性能略逊于sc算法。

技术实现要素：

发明目的：为了克服现有技术中存在的不足，提供一种极化码的sc-bp混合译码方法及其可调式硬件架构，使得极化码译码器能在高性能和低时延之间进行取舍，使得译码器能够适应多种通信要求。

技术方案：为实现上述目的，本发明提供一种极化码的sc-bp混合译码方法，包括如下步骤：

1)将输入的信道对数似然比，经过k阶sc译码器，得到bp译码器的输入对数似然比；

2)将输入经过迭代后得到bp译码器的输出其中k为混合译码器的分解因子并且能够被任意拆分，将输出编码后返回sc译码器，作为一组sc译码器的返回值，sc译码器根据该返回值，进行下一组译码操作。

进一步地，所述sc译码器部分的译码算法原理具体为：sc译码器算法可以使用二叉树的结构表示，对二叉树内部的任意一个节点，连接的边数右五条，从父节点输入的对数似然比组αv，从左子节点和右子节点分别返回的结果βl和βr，将βl和βr经过编码操作返回父节点的βv，以及输入左右子节点的对数似然比αl和αr。

其中，所述对数似然比αl和αr的更新规律如下所示：

αl[i]＝sgn(αv[2i])sgn(αv[2i+1])min(|αv[2i]|,|αv[2i+1]|),fori＝0:2^k-1

αr[i]＝αv[2i](1-2βl[i])+αv[2i+1],fori＝0:2^k-1

进一步地，所述bp译码器部分的译码算法具体包括如下步骤：

2.1)初始化为相应的对数似然比，其中r为从bp译码算法的dfg左端向右端传播的数据，l为从右端向左端传播的数据；

2.2)利用下式将l从右向左迭代更新后，将r从左向右迭代更新；

2.3)检查迭代次数是否达到最大迭代次数，若没有，则运行步骤2.2，若达到，则进行对l1,j的硬判决，得到译码结果，编码后，作为β返回至sc译码器部分。

一种极化码的sc-bp混合译码方法的可调式硬件架构，包括加入预计算技术的sc-bp混合译码单元、可变时延的sc编码反馈架构、以及混合译码的脉动架构。

其中，混合译码的脉动架构每个处理单元(pe)之间的连接与bp译码相似，可变时延的sc编码反馈架构在第m层的时延定义如下式所示：

tm,k＝2^k-m-1+(k-m+1)tbp

其中k为混合译码器的分解因子，tbp为bp译码器的时延。

本发明先用连续消除译码(sc)译码算法得到极化码的innercode对应的对数似然比，将得到的对数似然比输入置信传播(bp)译码器，经过多次迭代后得到最终译码结果。在硬件架构方面，本发明基于极化码sc和bp译码算法在计算上的相似性，采用一种混合的运算节点，使得一个节点可以提供两种运算的执行。同时使用pre-computation技术来减少sc译码部分计算的时延，在sc译码的feedback对应的硬件架构上使用可调的时延，最终使得译码器通过输入的可任意拆分的混合译码器的分解因子k，指明两种算法在译码过程中所占比例，在sc和bp的性能与时延之间达到可调节的效果。

有益效果：本发明与现有技术相比，将sc译码器算法和bp译码器算法整合成sc-bp混合译码单元并且加入预计算技术，在sc编码反馈架构和混合译码的脉动架构的作用下，通过本发明的sc-bp混合译码方法，使得译码的时延和性能可在sc和bp两种算法的效果之间做出取舍，使得译码器能够适应多种通信要求，译码器的灵活性和功能性得到了大幅提升。

附图说明

图1是码长为1024，码率为0.5，bp算法迭代次数为10时，不同分解因子下混合译码器的性能对比示意图；

图2是本实施例译码器所使用的硬件处理单元的结构示意图；

图3是本实施例译码器的整体架构图；

图4是本实施例译码器在硬件消耗，性能，时延三方面和sc，bp译码器的对比图；

图5是本实施例译码器的算法结构图。

具体实施方式

下面结合附图和具体实施例，进一步阐明本发明。

本实施例中建立了n比特极化码在awgn信道下的传输模型对混合译码器进行模拟操作，对于k位信息位，先经过极化码编码器，插入冻结位变成n位u，经过及比特翻转重排操作后生成n位待传码字x。将码字经调制后输出，经过awgn信道并计算其对数似然比y并输入译码器。

在上述内容的基础上，为了通过对数似然比y求bp译码器的输出本实施例采用极化码的sc-bp混合译码方法，包括如下步骤：

1)将输入的信道对数似然比，经过k阶sc译码器，得到bp译码器的输入对数似然比；

2)将输入经过迭代后得到bp译码器的输出其中k为混合译码器的分解因子，将输出编码后返回sc译码器，作为一组sc译码器的返回值，sc译码器根据该返回值，进行下一组译码操作。

如图5所示为本实施例中sc-bp混合译码方法的算法结构图，以下参照图5分别对sc译码器部分和bp译码器部分的译码算法进行说明。

对于sc译码器部分的译码算法原理具体为：sc译码器算法使用二叉树的结构表示，对二叉树内部的任意一个节点，连接的边数右五条，从父节点输入的对数似然比组αv，从左子节点和右子节点分别返回的结果βl和βr，将βl和βr经过编码操作返回父节点的βv，以及输入左右子节点的对数似然比αl和αr。

其中，所述对数似然比αl和αr的更新规律如下所示：

αl[i]＝sgn(αv[2i])sgn(αv[2i+1])min(|αv[2i]|,|αv[2i+1]|),fori＝0:2^k-1

αr[i]＝αv[2i](1-2βl[i])+αv[2i+1],fori＝0:2^k-1

对于bp译码器部分的译码算法具体包括如下步骤：

2.1)初始化为相应的对数似然比，其中r为从bp译码算法的dfg左端向右端传播的数据，l为从右端向左端传播的数据；

2.2)利用下式将l从右向左迭代更新后，将r从左向右迭代更新；

2.3)检查迭代次数是否达到最大迭代次数，若没有，则运行步骤2.2，若达到，则进行对l1,j的硬判决，得到译码结果，编码后，作为β返回至sc译码器部分。

如图3所示为本实施例中上述极化码的sc-bp混合译码方法所采用的译码器的整体架构图，包括加入预计算技术的sc-bp混合译码单元、可变时延的sc编码反馈架构、以及混合译码的脉动架构，其中，混合译码的脉动架构每个处理单元(pe)之间的连接与bp译码相似，可变时延的sc编码反馈架构在第m层的时延定义如下式所示：

tm,k＝2^k-m-1+(k-m+1)tbp

其中k为混合译码器的分解因子，tbp为bp译码器的时延。

本实施例中分别通过上述sc-bp混合译码方法、bp译码方法和sc译码方法对于码长为1024，码率为0.5的极化码进行译码，并且给出了迭代次数＝10的情况下，混合译码器的分解因子k分别为2、4、6、8、bp译码方法以及sc译码方法的译码性能对比，具体如图1所示。

根据图1所示，在迭代次数较少的情形下，sc译码的总体译码性能要优于bp译码算法。而混合译码算法在sc和bp译码两者性能之间取得折中，当分解因子k接近0时，混合译码算法主要由bp译码算法组成，其性能也接近于bp译码算法。反之，当k接近于10时，混合译码算法主要由sc部分构成，其性能也接近于sc译码算法，性能相对于k小时较好。

本实施例中为了验证sc-bp混合译码方法的硬件消耗情况，为了支持在分解因子k为0时的bp译码的并行消耗，所以硬件上采用了脉动bp的架构，从图3中可以看出硬件的整体架构，同时，为了使得sc和bp译码器能够在同一个节点上，通过控制信号的调整进行运算，利用sc和bp译码的相似性，使用如图2所示的节点作为运算节点。在硬件消耗和时延上的对比如下表所示：

结合上表，本实施例给出了sc-bp混合译码器在分解因子k为5和6时，迭代次数＝10的情况下，sc-bp混合译码器在硬件消耗，性能，时延三方面和sc，bp译码器的对比图，具体如图4所示。

根据图4所示，综合对比上述译码器，在分解因子分别为5和6时，由于要满足bp译码算法混合译码器的硬件消耗接近于脉动bp译码器，对于性能，混合译码介于sc和bp两种译码方法之间，从时延上看，混合译码译码器的时延与sc译码相比大大减少，更加接近于脉动bp译码器的时延。