用于概率幅度整形中的双编码级联的系统和方法

用于概率幅度整形中的双编码级联的系统和方法

[0053] 整形块内的单个比特错误在经由整形去映射器去整形之后导致灾难性的突发错误

错误;

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[0054] ●突发错误导致误码率（BER)增强，其中错误概率随着整形长度显着增加；

[0055] 为了改善FEC后的BER以补偿BER的增强，整形后的FEC码需要更强大和更复杂。

解码和更长的码字长度。

[0056] 本文公开的示例实施例使用前向级联(即，整形之前的FEC)和反向级联的组合

的双级联架构（即整形后的FEC）有效解决了PAS架构反向级联带来的上述问题。

问题。

[0057] PAS架构的关键组件是整形层，即整形映射器113和整形解映射器133，它们分别执行

将行均匀输入比特流映射和解映射到无符号概率形状幅度。放置后整形FEC层，即整形

后FEC编码器114和后整形FEC解码器132减轻整形层处的信道噪声。整形幅度的位

标签执行整形后系统 FEC 编码并添加奇偶校验位作为幅度的符号。意味着幅移键控

(ASK) 的带符号幅度随后被连接成正交幅度调制 (QAM) 格式的符号。在此结构中，您可以更改

变幅整形速率用于调整传输速率，与整形后FEC码率的适应性无关。整形前的FEC层（即整形

预整形FEC编码器112和预整形FEC解码器134)被放置在整形层之外并且被设计为

发送端在整形FEC解码后纠正由残留错误引起的突发错误。

图2示出了根据本发明的一些实施例的用于双级联PAS系统的整形序列和FEC码字。

框架结构示例。预整形FEC层210首先附加奇偶校验位以形成码字，其中FEC码字可以是

交织器深度大小L 交织。然后整形层220修改编码位的部分以调整无符号幅度PMF，这

整数

去整形序列221被分为两部分，去整形位和未整形位。传递要整形的位的长度

添加过整形映射器，同时整形序列222中的未整形位保持不变。

[0059] 整形映射器的开销取决于整形速率，整形速率按照每无符号幅度的比特数（b/Amp)定义如下：

[0060]

[0061] 其中 是重构序列的长度（以幅度为单位），L是重构比特的相应长度，

什

L是变形比特的长度，m是每个幅度的比特标签的数量，即，对于M元ASK格式，m = log

德什2

(M)。在一些实施例中，L是固定的并且L是根据信道相关参数控制器141来控制传输速率的

随整形速率R自适应变化。整形速率不大于m-1（对应均匀整形），开始去整形序列

什

最后，它不长于整数序列，即L≤L。

[0062] 在整形之后，FEC层230进一步添加具有奇偶校验位的附加开销以保护信道噪声。在一些

在实施例中，后整形FEC层使用强大的软判决(SD)码和低复杂度硬判决(HD)码的级联。例子

例如，标清

FEC 码是一系列容量可达码，例如低密度奇偶校验 (LDPC) 码、Turbo 卷积码、Turbo 分组码、极限码等。

性别代码和阶梯代码。高清

FEC码包括码、准循环码、Reed-码、Reed-码等代数码族

代码和BCH代码。高清

FEC码首先附加奇偶校验位231以确保最小汉明距离且开销较小。然

之后，SD

FEC码附加附加奇偶校验位232以提高编码增益。整形后FEC层总码率下界

为了

[0063]

[0064] 当所有符号位都用作成形FEC码的奇偶校验位时，该等式成立。在这里，为了

经过FEC层整形后， 和 分别表示SD

FEC（例如 LDPC 码）和 HD

FEC（例如BCH码）代码

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速度。

[0065] 为了具有更高的码率（即，更低的开销），一些信息比特（称为未成形比特）221被

根据幅度的符号实现。在这些实现中，码率具体定义如下：

[0066]

[0067] 其中0≤γ≤1指定未整形比特的相对数量。未整形位的长度为L=γL/

(m-1)，奇偶校验位的长度为L=(1-γ)L/(m-1)，如有效帧结构240中所示。

帕什

[0068] 成形层

[0069] 图。图3示出了根据一些实施例的整形映射器113的框图。用于塑造映射器的方法和系统

取输入位310的块，其包括前缀315，后跟后缀317。前缀和后缀可以是可变长度，但加起来为

输入位块310的长度。在一些实施例中，后缀的长度由前缀的长度控制。例如，如果您输入

位块的长度为10位，前缀的长度为3位，那么后缀的长度为7位。再举一个例子，如果您输入

位块的长度为10位，前缀的长度为2位，那么后缀的长度为8位。

[0070] 整形映射器还包括存储器330，存储器330被配置为存储要输出的符号（量值字母）的分量。

将二进制分布映射到可变长度前缀的前缀树。从前缀树的根节点到前缀树的每个叶子节点的路径由下式给出

由一系列唯一的二进制值组成的前缀定义，其长度等于叶子的深度。以这种方式，合成选择器320可以是

基于输入位块中的前缀310来选择325在前缀树中识别的组件。

[0071] 如本文所使用的，前缀树是满二叉树，使得每个节点具有两个子节点，并且每个

分支与 0 或 1 值相关联，使得从根节点到每个叶子的路径由一系列唯一的二进制值组成（本文中称为前者

中缀或前缀码或哈夫曼（）码）定义。前缀树的每个叶子都与一个组件相关联。前缀树中的组件可以是

可以是唯一的，也可以出现多次。根据前缀树中叶子的深度，从根节点到叶子节点的路径可以是

可变长度。到叶子的路径和/或其深度限定了前缀315的长度以及相应地后缀317的长度。

前缀树中的每个叶与至少具有输入比率等于 2 的数字的组件（例如，组件 325）相关联

特殊块的长度和叶前缀的长度之间的差异定义了后缀的长度幂的独特排列。例如，深度为 5

叶关联的组成至少具有可能的唯一排列的 2 到五次方。该组合可以有超过 2 种五次可能性

独特的安排，但也不少。

[0073] 如本文所使用的，符号组合是输出符号块的一组字母。例如，字母“abcd”的示例

性成分C可以描述为多集C = {a,a,a,a,b,b,b,c,c,d}，其中“a”，“b”，“c”和“ d" 是振幅字母

不同的符号。组合的基数是有限的并且等于输出符号块的长度。对于此示例，多重集 C 的基数

是10。如本文所使用的，组成排列是组成符号的唯一排序。例如，您可以更改最后两个

符号的位置是接收多集C={a,a,a,a,b,b,b,c,c,d}的排列，接收排列{a,a,a,a,乙,乙,乙,

CDC}。

[0074] 为此，用于对映射器进行整形的方法和系统使用被配置为执行合成选择器320以根

基于输入比特块中的前缀315来选择在前缀树325中识别的分量，并且执行置换映射器340以

输入位块中的后缀317排列所选择的分量325。

例如，在一个实施例中，排列映射器使用用于恒定成分分布匹配（CCDM）的算术

编码以排列选定的组合，其中输入位块中的后缀是算术编码的输入向量。在另一个实施例中

在 中，置换映射器使用输入位块和置换分量之间的多集排序映射来置换所选分量。在另一个

在一个实施例中，置换映射器使用输入比特块的至少两个子集以及由以下组成的至少两个二进制置换：

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在至少两个并行的二元图之间排列所选的构图。这样，整形映射的一些实现

对于指定的组合，处理器允许不同的输入位块和输出符号块之间的有效映射。

[0076] 以这种方式，一些实施例将输入符号序列与比特值的等概率（即，均匀）分布组合。

转换为具有所需的不均匀比特值分布的输出符号序列。一些实施选项由特定能量定义

序列并按组合对这些序列进行分组，其中每个组合都有许多可能的独特排列。这样

使用多个单独不具有预期的较小集合来实现符号集的预期总分布的方法

分布，而是具有等于所需分布的平均分布。在一些实施方案中，所确定的能量界限内的序列分布

近似来定义分布。

[0077] 具体地，一些实现基于输入符号序列可以逐块变换的认识。例如，一些真实的

该实现将位值均匀分布的位块变换为位值分布不均匀的整形位块。一

这些实施例基于以下理解：通过将球体内的序列集合视为构成集合，可以引入结构

降低映射和解映射的复杂度。例如，当考虑排列数为 {18, 33, 24} 的集合时，仅

使用这些排列的子集以便获得排列的总数{16,32,16}。虽然这种方法减少了算法求解量

要解析的序列总数（从而增加速率损失），但它也具有使用前缀代码的二进制分布的能力，这允许

允许对各个组件使用二进制地址，而不会造成任何额外的速度损失。任意数量的具有有限能量的序列

因此， 的编码和解码问题可以简化为两个独立的算法： 选择具有适当能量和频率的分量；

选择所需构图的适当排列。该实现允许不同的实现将分布匹配与不同的组件集结合起来，从而允许

传输设计具有灵活性，可以选择不同的成分来实现通过近似理想球形边界确定的总体分布

性别。

[0078] 在一些实施例中，以二元分布的成分选择成分以减少传输能量和峰度之间的差异。

一种或组合。例如，通过包含能量低于能量界限指定的能量的所有排列，给出包含的排列集合

每个维度的维度提供了平均能量的最大序列数。通过包含能量和峰度的最大峰度

指定有界分布匹配器中要最大化的排列总数。因此，对于输入位块的指定每维维度，我们有

给定平均能量、峰度和序列长度，所有这些排列的结果分布匹配器具有尽可能低的速率损失。

从损失的意义上来说，它是帕累托（）最优的。

[0079] 为此，一些实施例将每个组合的可能排列的数量选择为2的幂，从而产生选择的

该排列的总能量最小。允许我们通过使每个分量的排列数为 2 的幂来使用 () 代码

将码字的至少一部分映射到一组可能的分量中的一个分量而不损失速率。码字的其余部分可以是

选择用于选择合成中的排列。

[0080] 图4示出了根据一些实施例的用于选择具有可变长度前缀的组合的示例性前缀树。

示意图。在整形操作期间，前缀树499被存储在存储器330中。前缀树的叶子440、445、450、455

与组成有关。使用从树 468 中的第一个节点读取的前缀位来选择组合。在树 468、465、460 中

在每个节点，前缀中的位用于根据分支的位标签选择可用分支之一。重复这个过程直到

到达其中一片叶子。

前缀中的位数加上每个叶子中的排列数表示的位数是一个常数，等于输出

输入位块长度。具体来说，前缀树是一棵满二叉树，每个节点有两个子节点，并且每个

分支与0或1值相关联，使得从根节点468到每个叶440、445、450、455的路径由唯一的二进制值确定

序列（本文称为前缀或前缀码或哈夫曼码）定义。前缀树的每个叶子都与一个组件相关联。在前缀树中

的组成可能是唯一的，也可能出现多次。对于可变长度前缀，各种源编解码器，例如本文中描述的那些

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编码技术可用于确定前缀的最佳标记。

[0082] 前缀树499存储分量的二进制分布，使得二进制分布中的每个分量的PMF是2的-N次方。

通过构造，每个分量都由分量的二进制分布中其排列数的 2 次方表示。此外，二进制成分分布

中的排列总数也应该是 2 的幂。

[0083] 在前缀树中的每个分量唯一出现的情况下，前缀树中的每个叶子与该分量相关联，这

由输入位块的长度与由叶的深度定义的前缀的长度之间的差来定义。

后缀的独特排列，以长度为次方。例如，叶440的深度是3，并且到叶440的路径是{000}。相似地，

叶445的深度是3，并且到叶440的路径是{001}。当输入位块中的前三位为{000}时，选择

保留选择440，这样当输入位块的长度为11时，后缀的长度为8。 2 的 8 次方给出 256 种可能的排列。

因此，根据一些实施例，存在与波瓣440相关的至少256种可能的成分排列。

[0084] 叶455的深度为1，为后缀留下10位来排列与叶455相关联的组合。为此，根据一些

在实施例中，与叶455相关联的组合具有至少1024种排列。需要注意的是，叶子455的排列方式理论上是可以的

于叶440。然而，如果叶440的成分没有1024个独特的排列，则该成分不能与叶455相关。

[0085] 此外，一些实施例基于以下认识：通过在球体边界分布匹配器上强加结构，有可能

以较小的速率损失为代价实现简化的编码和解码。例如，如果每个组合中的排列数分布

是二进制的，那么通信系统可以利用哈夫曼码来选择组成而不会产生额外的损失，然后使用

恒定成分分布匹配（CCDM）编码和解码技术。或者，整形映射器通过霍夫曼编码对球体进行编码。

实现了形状、壳映射、多集分区分布匹配、层次分布匹配、枚举球体整形、查找表及其组合。

使用给定的预整形位确定一系列幅度符号，用于将幅度符号集的 PMF 与目标分布进行匹配。

[0086] 整形后的FEC层

[0087] 由整形映射器113整形的符号可以由整形解映射器133唯一地反转。在一些实施例中

……，整形解映射器133采用分布匹配的逆操作，例如基于前缀树的霍夫曼编码。然而，整形手术

解映射器的成功操作需要无错误的整形符号，因此需要利用整形后 FEC 编码层（即整形后

编码器114和后整形解码器132中的误差控制以补偿潜在的信道噪声。在一些实施例中，让

使用基于容量可达代码的SD

FEC 编码。例如，整形后纠错码是一系列低密度奇偶校验（LDPC）码，

Turbo 卷积码、Turbo 分组码、Polar 码、阶梯码或其变体。在一些实施例中，后整形FEC编码器

使用代数 () 域中的生成矩阵来附加开销奇偶校验位，而后整形 FEC 解码器

通过使用最大似然（ML）解码、最大后验（MAP）解码、迭代置信传播（BP）解码、有序统计等方法

SD解码算法（OSD）、列表解码或其变体纠正编码位中的潜在错误以重建原始数据。

例如，BP 在给定信息（例如对数似然比 (LLR)）的情况下使用和积等操作在代码二部图中解码软输入消息

计算迭代消息传递规则。

[0088] 当码字长度足够大且编码率不大于通信信道的香农极限时，LDPC码的SD例如

FEC编码渐进地实现信道容量。然而，有限长度和短长度的FEC码极大地损害了性能，尤其是

是当解码算法被简化时，例如对于延迟和功率受限的系统，BP解码迭代的次数更小。此外，典型的

标清

FEC 编码具有相对较小的最小汉明距离，由于 ML 限制，导致较高的误差范围。

[0089] 为了补偿SD

FEC编码的残余错误，在一些实施例中由成形的FEC代码层进一步使用

硬判决 (HD) 编码和软判决 (SD) 编码的串行串联，其中 HD

FEC编码基于Reed-码，Bo

BCH码、Reed-码、准循环码、汉明码或其变体。与标清一起使用

前向纠错

编码高清

FEC级联，整形后，FEC层可以显着降低整形层的失败概率。甚至高清

FEC 代码的开销较小

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（例如，1%），随着最小汉明距离的增加，SD

FEC编码的误码率可以大大降低。此外，通过 SD

前向纠错

与高清编码相比

FEC编码在计算复杂度和功耗方面具有实际优势。

[0090] 例如，本发明的一些实施例使用LDPC码和BCH码[n，k，t]的级联，其中n表示BCH

码字的长度（对于正整数 s，n=2–1），k 是 BCH 码字内的信息长度 (k=n‑t·s)，t 是码的纠错率

能力。 BCH码率定义为

[0091]

[0092] 整形后的BCH码对应的开销表示为

[0093]

[0094] BCH码字通过包括基于校正子的解码的解码算法被有效地解码。如果在BCH码字块中

内部错误位数最多为t位，则BCH码可以纠正所有错误。

[0095] 码字内发生1比特错误的概率可以表示为二项分布如下：

[0096]

[0097] 其中BER是BCH码的输入BER。 BCH编码后的输出BER可计算如下：

在

[0098]

[0099] 对于级联的LDPC码和BCH码，整形后的输出BER与BCH码的输出BER相同，即BER=

什

BER，整形BCH码的输入BER为整形LDPC码的输出BER，即BER=BER。

[0100] 整形前的FEC层

[0101] 使用标清和高清级联

FEC代码的整形后FEC层使得在实践中成功去整形的机会很高。然

然而，任何具有有限长度和有限复杂度的FEC码的错误概率都是非零的。更重要的是，经过整形和FEC解码之后

这种潜在的错误可能会导致 PAS 系统中发生灾难性的突发错误，因为整形块中的任何单个位都不正确。

由于前缀树不一致而导致的错误可能会严重扰乱整个整形位。当增加整形长度以补偿速率损失损失时

惩罚时间让这种突然失误的问题变得更加显着。

[0102] 整形序列中（整形解映射之前）至少出现一个比特错误的概率可以计算如下：

[0103]

[0104] 其中BER是整形之后FEC解码器的输出处的误码率(BER)。上面的表达式表示使用

什

PAS 整形后 FEC 层反向级联的主要问题之一：更具体地说，通过整形解映射器后的 BER

整形长度L的长度被增强，导致长突发错误。这个问题在 PAS 系统中称为 BER 增强。

什

[0105] 在存在未整形比特的情况下，经由整形解映射器去整形之后的总BER是整形比率

特殊增强型BER和不带整形位的非增强型BER的组合表示如下：

[0106]

[0107] 其中，去整形后的增强BER可表示为：

[0108]

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16

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[0109] 其中p是去整形之后突发中比特翻转的概率。请注意，较低的成型率会降低

去整形后突发的长度增加，同时同一观察窗口内的去整形序列的数量增加。因此，独立

至 L，因此与成形速率无关。然而，较长的整形长度会导致更严重的 BER 增强。

德什

[0110] 为了补偿BER的增强，传统的基于反向级联的PAS系统需要使用更强大的整形FEC码，

代价是更高的功耗和更长的延迟。一些示例实现提供了一种方法

这个问题得到解决，其中对于PAS系统(即，整形映射器113和解映射器133)，预整形FEC层(即，

预整形编码器112和解码器134)和后整形FEC层(即，后整形编码器114和解码器132)。经过

这样，通过利用预整形FEC编码的附加错误控制，可以极大地简化后整形FEC编码。整形手术前

FEC编码的主要目的是减轻整形后的灾难性突发错误，而整形后FEC编码的目的是减轻信道噪声。

嗓音。

[0111] 在一些实施例中，预整形FEC编码使用基于被称为Farr码的二进制循环码的突发。

纠错代码。当满足以下条件时，Fal 代码可以使用生成多项式来纠正长度为 l 位的任何单突发错误：

[0112] k≤n-31

[0113] 其中k是信息比特的净量（也称为有效负载），并且n是Farr码的码字长度。 Fal代码添加比例

单个突发错误的长度是开销奇偶校验位的 3 倍。该开销比已知的突发错误稍长

能力的理论界限：k≤n-2l。因此，Fal 代码需要比边界高约 30% 的开销，并且 Fal 代码作为二进制

创建循环码相对简单。

[0114] 另外或替代地，一些实施例使用基于里德的预整形FEC码来进行突发错误保护。

罗蒙 (RS) 代码的非二进制代码。 Reed- 代码实现了理论上的 () 界限：k≤n-2l，

SS

其中 k 是有效负载大小（以符号为单位），n 是码字长度（以符号为单位），l 是错误符号的数量

SS

数量，s 是非二进制字母大小。符号长度和比特长度可以转换为l=1+floor((l+s-2)/s)，

其中，floor(.) 是提供不大于参数值的最大整数的下取整函数。因此，Reed- 码基于

符号大小 s 提供了接近边界的出色突发纠错能力。虽然RS码相对来说比SD码要好

FEC代码更简单，

但它们仍然比二进制高清更好

FEC编码比较复杂。此外，选择符号大小、码字长度和码率的自由度也较小。

低的。

[0115] 另一实施例在整形之前使用具有交织的随机纠错码（例如，具有块交织的BCH码）。

FEC编码层增强突发纠错能力。块交织将突发错误分散到多个码字上，从而允许

使用纠错能力较低的短代码。具体来说，对于长度为 l 位的突发，可以使用纠错能力来放宽 L 路交织：

INT

使用比 l/L 短 L 倍的代码代替长 BCH 代码，以实现 l 纠错能力。当交织阶数等于突发长度时（L=l）

当 时，整形前的FEC层可以使用完全并行的结构来实现。

[0116] 图5示出了根据一些实施例的基于用于预整形FEC编码的整形序列的块交织联合。

行BCH结构的示例性示意图。例如，交织510执行如下：输入比特500被顺序写入长度

L的行523，并且从长度n=n'/L的列521顺序读取输出位。每列都是一个长度为n的短BCH码

码字附加奇偶校验位522。这样，该结构实现了适合高吞吐量系统的并行编码和并行化。

线路解码。

[0117] 在一些实施例中，全并行结构利用L=L+L来执行L路交织，其中两个并行结构

行BCH代码集520、530分别用于去整形比特和未整形比特。整形前 FEC 编码完全并行/交错

该结构显着提高了突发纠错能力，接近汉明界。虽然对于突发纠错，随机纠错方法

BCH 代码通常不如 False 或 Reed- 代码高效，但并行 BCH 代码复杂度低、可扩展性好、延迟低

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延迟和纠正多种紧急情况的能力。此外，并行BCH码可以利用并行实现来增加编码/解码吞吐量。

[0118] 此外，这种具有并行BCH和块交织的结构可以根据整形速率容易地缩放。例如，在图 5 中

并行结构最初是为了最大整形率（即L=L）而设计的。然后，通过随后禁用一些并行性

BCH编码器/解码器实现适应性。或者，单独的 BCH 代码可用于整形和未整形位

520、530，因为对纠错能力的要求可能不同：对于未整形比特，没有BER增强，所以可以

使用纠错能力较低的 BCH 代码来最大限度地减少总体开销。

[0119] 更重要的是，可以通过增加BCH码的交织/并行化阶数来减少所需的码开销。特别是，所有

并行 BCH 代码所需的开销与汉明界限相匹配。

每个并行码字中出现 T 个错误（相当于长度为 n·L 的非交错结构内长度为 L 的错误数

T 个突发的概率可以使用二项分布 PMF 计算如下：

[0121]

其中N是非交织结构内的去整形序列的数量（等于全交织情况下的代码长度）

序列

n).另外，考虑到突发中比特翻转的概率为p，对于l≤T，当发生T个突发时，l出现在并行码字中

翻转位的概率可以使用二项式分布 PMF 表示如下：

[0123]

[0124] 因此，整形前的BCH码的输出BER可以计算如下：

[0125]

[0126] 第一项表示增强型后整形解映射器

[0127] 上述表达式适用于整形比特的预整形BCH码，并且未整形比特的BCH码的BER是等效的

整形后的BCH码。

[0128] 传输速率

[0129] 具有反向级联的传统PAS系统的传输（即，没有预整形FEC层，但只有后整形FEC层）

速率（每 1 维的比特/符号 (b/1D)）可以表示为

[0130] R=R+γ，

htK

[0131] 其中根据一些实施例在预整形FEC层中具有基础

基于BCH码双级联FEC的PAS，传输速率表示为：

[0132]

其中 是整形前 BCH 码的整形比特率， 是未整形比特的比率

整形前BCH码的速率。

[0134] 值得注意的是，后整形编码是对由于整形而长度被延长的比特序列进行的，而较短的比特序列则被

位序列在整形之前被编码。此外，一般来说，由于长度为L的比特序列的完整字母表不用于信令，

什

因此，后整形编码的效率低于预整形编码。然而，编码保护了该长度的所有可能的序列，导致

额外的奇偶校验位和增加的开销。

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[0135] 接下来，考虑整形前调整BCH码的开销，使得考虑的最低整形率(R=1b/

什

AMP的传输速率）与形状BCH代码匹配 - 用于塑造钻头的BCH代码的开销是高的两倍，而用于未形状位的BCH代码的开销为

位型BCH代码的开销是相同的。因此，与成型后的BCH代码相比，BCH代码的错误校正能力可以增加，并且

目标是相同（或至少不较低）的转移率。

[0136]背景块错误率（BBER）

[0137]在一些实施方案中，除了最大化传输速率并最大程度地减少BER，块错误率或其变化为

身体最小化也很重要。例如，在国际电信部门电信标准化行业（ITU -T）G.709标准中，用户

用于运行超过 /s - 光学传输单元（OTUCK）框架的系统的光学传输网络（OTN）框架

框架，其中CK索引是指k×/s的近似比特率。 Otuck框架的长度为L = 130,560×k位

奥图

（4,080×4K字节）。我们注意到，用于OTUCK信号的FEC是界面/供应商的特定于接口/供应商的

ITU -T

OTUCK在G.709标准中定义。使用背景块错误率（BBER）评估，第二次率严重错误（SESR）

使用OTN框架的系统性能。严重错误的秒是一秒钟的时期，其中包含超过错误帧的15％以上。 Bber是错误的

OTU帧与发送的帧总数的比率不包括在严重错误秒内发生的帧。

[0138] OTUC框架可以由多个脱水块组成，这些块由多个成型的BCH代码字组成。在这种情况下，

消除和塑形解码后的输出BBER可以计算如下：

[0139]

[0140]在哪里去插座的块数量

在塑造位之前成功解码BCH代码的可能性用于未形状

在塑造位之前成功解码BCH代码的可能性。

[0141]最佳双级联

[0142]一些示例实现也基于以下理解：塑形前FEC代码和成型后FEC代码的双重串联是

PIN选择中提供了其他自由，以保护PAS系统免受不同的误差模式。仅与成型后FEC

层的传统反向串联仅由于通道噪声而纠正随机错误

正向级联反应仅由塑形层故障引起的爆发误差。根据某些示例实现使用双阶段

连接到适应性和无缝控制不同误差模式的保护。

[0143]例如，图。 6a显示了选择后形的BCH代码612的开销，即用于塑形位的预形BCH代码613。

以及未形状位的示例性配置611。在某些实施例中

，A1 ‑ A6的构造为610，n = 4095的块长度为610，而B1 -B10的n = 8191配置为620。在某些情况下，我们

可以使用A1或B1配置，这与传统的正向串联相对应，仅具有预成型FEC代码。而A6和B10配置对应于

传统的反向串联仅具有后形的FEC代码，其中预形FEC代码的开销为零。本发明提供无缝调整

平衡整形前FEC层的开销和成形后的FEC层，而无需牺牲总体传输速率615的好处。实际上，

通过双级联配置A2 − A5和B2 -B9可以略微提高传输速率。

[0144]此外，平衡开销与双级联反应可能会提供非明显的性能改进。这在图6b中显示

−15-10

实现目标系统性能所需的LDPC性能（例如，系统目标为10或10个系统目标）

塑造后，绘制是FEC层成本的函数。通过调整塑料前后的手术HD

FEC代码的开销，SD成型后

FEC代码的要求可以极大地放松：具体来说，双级联B7和A3配置631，632可以显着优于反向反向级联B10和A6

配置633、634和正向级联B1和A1配置635，636通过数量级。

[0145]此外，由于误差指数增加了，当目标系统性能更为严格时，本发明

19 号

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明显的绩效改进可能更加重要。图6c作为LDPC塑形后

BER的功能显示了反向级联A6和B10，前向级联

A1和B1的系统BER和双重级联A3和B7。双级联配置641和642的性能比传统的反向和前进阶段的性能更好。

与更陡峭的BER性能相关。此外，本发明还采用平行和较短的BCH代码，其复杂性较低，延迟较低和

在较高的吞吐量中提供非明显的收益。具体而言，双重障碍BCH编码可以在塑造后大大降低LDPC编码成本。

代码所需的复杂性（例如，BP解码迭代较少）。这样，本发明的架构塑造了速率

适应性和潜在的实施复杂性可提供高灵活性。

[0146]并行处理

[0147]图7a说明了一些实施例，说明了整形的FEC和成型后FEC编码，以进行高吞吐量传输。

处理器700的高度平行和管道实现的一个示例。由于每个基本编码器702都有一个较短的代码字，因此可以