JP2003318745A - 無線通信システムの制御チャネル内のエラーを検出する方法 - Google Patents
無線通信システムの制御チャネル内のエラーを検出する方法Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 通信システムにおいて、エラー検出方法を提
供する。 【解決手段】 本発明のエラー検出方法は、無線通信シ
ステム内のユーザ機器(UE)が同時に受信した各制御
チャネルの一部を復号化するステップを含む。UEに
は、復号化ステップの間、1つあるいは複数の制御チャ
ネルが正しく受信されたか否かを決定する技術を具備す
る。複数の制御チャネルを正しく受信した場合には、本
発明の方法は、計算されたパスメトリック差(PMD)
に基づいて正しく受信した制御チャネルのうちの1つの
みを選択し、これにより特定のUEに対する正しい制御
チャネルを選択するタイブレークメカニズムを与える。
供する。 【解決手段】 本発明のエラー検出方法は、無線通信シ
ステム内のユーザ機器(UE)が同時に受信した各制御
チャネルの一部を復号化するステップを含む。UEに
は、復号化ステップの間、1つあるいは複数の制御チャ
ネルが正しく受信されたか否かを決定する技術を具備す
る。複数の制御チャネルを正しく受信した場合には、本
発明の方法は、計算されたパスメトリック差(PMD)
に基づいて正しく受信した制御チャネルのうちの1つの
みを選択し、これにより特定のUEに対する正しい制御
チャネルを選択するタイブレークメカニズムを与える。
Description
【0001】
【発明の属する技術分野】本発明は、無線通信システム
に関し、特に無線通信システムの制御チャネルで送信さ
れる情報を評価するエラー検出方法に関する。
に関し、特に無線通信システムの制御チャネルで送信さ
れる情報を評価するエラー検出方法に関する。
【0002】
【従来の技術】ほとんど全ての無線通信システムは、
「フレームベース」の通信方式を採用しており、この方
法においては、フレームとして定義されるある数のビッ
トがまとめてチャネル符号化され送信される。多くのシ
ステムでは、たたみ込み符号あるいはターボエラー訂正
符号のような内部エラー訂正符号および外部エラー訂正
符号でもって各符号の連鎖的符号化方式を採用してい
る。
「フレームベース」の通信方式を採用しており、この方
法においては、フレームとして定義されるある数のビッ
トがまとめてチャネル符号化され送信される。多くのシ
ステムでは、たたみ込み符号あるいはターボエラー訂正
符号のような内部エラー訂正符号および外部エラー訂正
符号でもって各符号の連鎖的符号化方式を採用してい
る。
【0003】図1は、基地局の送信器側で通常の連鎖符
号構造を形成するプロセスの流れを示す。同図に示すよ
うに、エラー検出符号110でデータチャネルのフレー
ムに追加される。このフレームは、K個のビットを含ん
でいる。通常、巡回冗長性チェック(cyclic redundanc
y check,CRC)符号が(同図においては、長さpを
有する)をエラー訂正符号として用いている。CRCビ
ットは、K個の情報ビットに基づいて計算される。CR
C符号は、フレームに添付され(例えば、k+p個のビ
ット)、そしてその後エラー訂正符号化装置120を通
過する。エラー訂正符号は、例えば、1/rのレートを
有するたたみ込み符号である。ここで、r>1である。
エラー訂正符号化を実行した後、ビットの数は(r×
(k+p))となり、このビットはその後変調器に送ら
れチャネルを介して送信される。ユーザ機器(例、移動
局)の受信器に配置されたエラー訂正符号デコーダがチ
ャネル上で起こるビットエラーを訂正する。
号構造を形成するプロセスの流れを示す。同図に示すよ
うに、エラー検出符号110でデータチャネルのフレー
ムに追加される。このフレームは、K個のビットを含ん
でいる。通常、巡回冗長性チェック(cyclic redundanc
y check,CRC)符号が(同図においては、長さpを
有する)をエラー訂正符号として用いている。CRCビ
ットは、K個の情報ビットに基づいて計算される。CR
C符号は、フレームに添付され(例えば、k+p個のビ
ット)、そしてその後エラー訂正符号化装置120を通
過する。エラー訂正符号は、例えば、1/rのレートを
有するたたみ込み符号である。ここで、r>1である。
エラー訂正符号化を実行した後、ビットの数は(r×
(k+p))となり、このビットはその後変調器に送ら
れチャネルを介して送信される。ユーザ機器(例、移動
局)の受信器に配置されたエラー訂正符号デコーダがチ
ャネル上で起こるビットエラーを訂正する。
【0004】多くの場合、エラー訂正符号に基づいて送
信された訂正不可能なエラーを受信器が検出したときに
は、フレームは廃棄される。これは、再送信がその後行
われるか否かによって情報の喪失あるいは遅延に繋が
る。広く用いられているエラー訂正符号は、前述したC
RC符号である。標準のCRC符号は、8,12,1
6,24,32ビットのビット長さを含む。エラー訂正
符号の利点の数値的表現は、訂正できないエラーの確率
である。即ち、内部エラー訂正符号の使用は、伝送エラ
ーを訂正することができない場合であり、外部エラー訂
正符号は、復号化された情報が誤っていることを検出で
きない場合である。これは復号化された情報が誤ってい
るが、エラー訂正符号は、このようなエラーを捕まえる
ことができなかったために未検出エラーである。CRC
符号におけるこの未検出エラーの確率は、通常2−Lの
オーダーである。ここで、LはCRCの長さである。か
くして、8ビットのCRCは、約1/256の未訂正エ
ラー確率を有する。
信された訂正不可能なエラーを受信器が検出したときに
は、フレームは廃棄される。これは、再送信がその後行
われるか否かによって情報の喪失あるいは遅延に繋が
る。広く用いられているエラー訂正符号は、前述したC
RC符号である。標準のCRC符号は、8,12,1
6,24,32ビットのビット長さを含む。エラー訂正
符号の利点の数値的表現は、訂正できないエラーの確率
である。即ち、内部エラー訂正符号の使用は、伝送エラ
ーを訂正することができない場合であり、外部エラー訂
正符号は、復号化された情報が誤っていることを検出で
きない場合である。これは復号化された情報が誤ってい
るが、エラー訂正符号は、このようなエラーを捕まえる
ことができなかったために未検出エラーである。CRC
符号におけるこの未検出エラーの確率は、通常2−Lの
オーダーである。ここで、LはCRCの長さである。か
くして、8ビットのCRCは、約1/256の未訂正エ
ラー確率を有する。
【0005】CRCを用いることにより発生するオーバ
ヘッドは、フレーム内の情報ビットの数に依存する。図
1のフレームkのようなフレームの情報ビットの数は、
通常数百ビットを超えて、かくして8,12、16ビッ
トのCRCを用いるオーバヘッドの影響は最小である。
しかし、ある種のアプリケーションによっては、フレー
ム当たり非常に少ないビットの数しか送信する必要がな
く、さらにまた長さ8ビットのCRCを用いることによ
るオーバヘッドさえも過剰と思われることがある。この
ような例は、UMTS(Universal Mobile Telecommuni
cation System)標準のHSDPA(High Speed Downli
nk Packet Access)仕様のような無線高速データ通信シ
ステムの制御チャネル情報の伝送の場合である。
ヘッドは、フレーム内の情報ビットの数に依存する。図
1のフレームkのようなフレームの情報ビットの数は、
通常数百ビットを超えて、かくして8,12、16ビッ
トのCRCを用いるオーバヘッドの影響は最小である。
しかし、ある種のアプリケーションによっては、フレー
ム当たり非常に少ないビットの数しか送信する必要がな
く、さらにまた長さ8ビットのCRCを用いることによ
るオーバヘッドさえも過剰と思われることがある。この
ような例は、UMTS(Universal Mobile Telecommuni
cation System)標準のHSDPA(High Speed Downli
nk Packet Access)仕様のような無線高速データ通信シ
ステムの制御チャネル情報の伝送の場合である。
【0006】HSDPAにおいては、複数のユーザ機器
(以下、UEと称し、移動局として公知のものである)
用に対する伝送データを共通の高速ダウンリンク共有デ
ータチャネル(high speed downlink shared data chan
nel,HS−DSCH)上で多重化される。高速データ
レートは、スケジューリングと適用形変調と符号化およ
びH−ARQ(hybrid automatic repeat request)か
ら得られる。UEは、共有データチャネル上にスケジュ
ーリングされる。UEは、純粋な時分割多重化(time d
ivision multiplexed,TDM)方法で多重化され、そ
の場合全ての利用可能な資源(パワー資源、データチャ
ネル化符号)が伝送時間間隔(transmission time inte
rval,TTI)の間1つのUEに割当てられるか、ある
いは複数のUEで割当てられる。あるTTIで複数のU
Eに送信する際には、パワー資源とデータチャネル化符
号は、これらの複数のUEの間で必ずしも均等な方法で
はない方法で分割される。UMTS標準においては、伝
送時間間隔(TTI)は、通常2ミリ秒即ち3個のタイ
ムスロット(各タイムスロットは、約0.667ミリ秒
の持続時間)である。UEに対するスケジューリング
は、UEが受けているチャネル品質に関するある種の情
報に基づいて行われる。
(以下、UEと称し、移動局として公知のものである)
用に対する伝送データを共通の高速ダウンリンク共有デ
ータチャネル(high speed downlink shared data chan
nel,HS−DSCH)上で多重化される。高速データ
レートは、スケジューリングと適用形変調と符号化およ
びH−ARQ(hybrid automatic repeat request)か
ら得られる。UEは、共有データチャネル上にスケジュ
ーリングされる。UEは、純粋な時分割多重化(time d
ivision multiplexed,TDM)方法で多重化され、そ
の場合全ての利用可能な資源(パワー資源、データチャ
ネル化符号)が伝送時間間隔(transmission time inte
rval,TTI)の間1つのUEに割当てられるか、ある
いは複数のUEで割当てられる。あるTTIで複数のU
Eに送信する際には、パワー資源とデータチャネル化符
号は、これらの複数のUEの間で必ずしも均等な方法で
はない方法で分割される。UMTS標準においては、伝
送時間間隔(TTI)は、通常2ミリ秒即ち3個のタイ
ムスロット(各タイムスロットは、約0.667ミリ秒
の持続時間)である。UEに対するスケジューリング
は、UEが受けているチャネル品質に関するある種の情
報に基づいて行われる。
【0007】高速無線システムの重要な構成要素は制御
チャネルの利用である。制御チャネルは、(a)UEが
対応するHS−DSCHを介してデータ送信を受信する
ようスケジューリングされているという情報と、(b)
どのデータチャネル符号が各特定のUEに割当てられて
いるかという情報と、(c)変調とHARQ関連情報と
を搬送する。システムの効率の観点からすると、少ない
数の制御チャネルが規定され、その結果それらを全ての
UEが共有して、UE毎に専用の制御チャネルを設けて
はいない。
チャネルの利用である。制御チャネルは、(a)UEが
対応するHS−DSCHを介してデータ送信を受信する
ようスケジューリングされているという情報と、(b)
どのデータチャネル符号が各特定のUEに割当てられて
いるかという情報と、(c)変調とHARQ関連情報と
を搬送する。システムの効率の観点からすると、少ない
数の制御チャネルが規定され、その結果それらを全ての
UEが共有して、UE毎に専用の制御チャネルを設けて
はいない。
【0008】代表的な構成例は、同時伝送用に最大M個
の高速共有制御チャネル(high speed shared control
channels,HS−SCCH)を定義することである。こ
こで、例えばM=4である。各TTIの間各HS−SC
CHは、HS−DSCH関連ダウンリンクシグナリング
情報を1つのUEに対し搬送する。HS−SCCHの数
は、最も小さい1個のHS−SCCH(M=1)から最
大HS−SCCH(M=4)に跨る。これは、UEの観
点から見たHS−SCCHの数である。言い換えると、
UEは、HS−DSCHのいずれかの上の後続の送信が
自分に向けられたものであるか否かをHS−SCCH内
の情報を復号化したときあるいはその後に決定する。
の高速共有制御チャネル(high speed shared control
channels,HS−SCCH)を定義することである。こ
こで、例えばM=4である。各TTIの間各HS−SC
CHは、HS−DSCH関連ダウンリンクシグナリング
情報を1つのUEに対し搬送する。HS−SCCHの数
は、最も小さい1個のHS−SCCH(M=1)から最
大HS−SCCH(M=4)に跨る。これは、UEの観
点から見たHS−SCCHの数である。言い換えると、
UEは、HS−DSCHのいずれかの上の後続の送信が
自分に向けられたものであるか否かをHS−SCCH内
の情報を復号化したときあるいはその後に決定する。
【0009】図2は、HS−SCCH210と対応する
共有HS−DSCHの対応部分220との間の関係を示
す。図2において、各HS−SCCHx(x=1から
4)は、対応するHS−DSCHx(x=1から4)に
関連する情報を搬送する。HS−DSCHの数、即ちH
S−SCCHの使用される数は、TTIで同時にスケジ
ューリングされているUEの数によって各TTIの中で
変動する。したがって、図2のHS−SCCH,HS−
DSCHの構成によりデータチャネル化符号とパワー資
源は、4個の同時伝送の間で分割される。
共有HS−DSCHの対応部分220との間の関係を示
す。図2において、各HS−SCCHx(x=1から
4)は、対応するHS−DSCHx(x=1から4)に
関連する情報を搬送する。HS−DSCHの数、即ちH
S−SCCHの使用される数は、TTIで同時にスケジ
ューリングされているUEの数によって各TTIの中で
変動する。したがって、図2のHS−SCCH,HS−
DSCHの構成によりデータチャネル化符号とパワー資
源は、4個の同時伝送の間で分割される。
【0010】再び図2において、各HS−SCCH上の
制御チャネルデータは2つの部分に分割される。パート
1は、特定のUEに割り当てられたデータチャネル化符
号に関連する情報からなる。パート2のデータは、HA
RQ関連情報と他の伝送情報を含む。UEの複雑さを低
く維持するために、HS−SCCHの設計によりパート
1情報は、データ伝送に先だってデータ伝送の開始(即
ち、t=0以前)の前に送信される(図2)。したがっ
て、現在の構成においては、各UEは、各TTI毎に各
HS−SCCH上のパート1を復号化して、(a)送信
が特定のUEに向けられたものであるか否、と(b)送
信がその特定のUEに向けられた場合には、UEはパー
ト1を復号化して対応するHS−DSCHが到達したの
はどのチャネル化符号であるかを決定しなければならな
い。
制御チャネルデータは2つの部分に分割される。パート
1は、特定のUEに割り当てられたデータチャネル化符
号に関連する情報からなる。パート2のデータは、HA
RQ関連情報と他の伝送情報を含む。UEの複雑さを低
く維持するために、HS−SCCHの設計によりパート
1情報は、データ伝送に先だってデータ伝送の開始(即
ち、t=0以前)の前に送信される(図2)。したがっ
て、現在の構成においては、各UEは、各TTI毎に各
HS−SCCH上のパート1を復号化して、(a)送信
が特定のUEに向けられたものであるか否、と(b)送
信がその特定のUEに向けられた場合には、UEはパー
ト1を復号化して対応するHS−DSCHが到達したの
はどのチャネル化符号であるかを決定しなければならな
い。
【0011】それ故に各UEは、データ伝送の開始以前
に各TTIごとに最大4個のHS−SCCHを復号化し
なければならない。UEの処理の複雑さの観点からする
と、処理を必要とするようなパート1内のビットの数を
制限するのが望ましく、それ故に処理はできるだけシン
プルにするのが望ましい。同時に2つの条件をUEは満
たさなければならない。第1の条件は、各UEにおいて
エラー検出の確率が高くなければならないことである。
言い換えると送信が特定の上に向けられた場合には、そ
のUEはパート1を復号化して、対応するHS−DSC
Hの後続のデータ伝送がそのUEに向けられたものを正
しく認識しなければならないことである。第2の条件
は、誤り警報の確率を低くすることである。誤り警報と
は、UEがパート1を復号化して対応するHS−DSC
H上の後続のデータ伝送がそのUEに向けられたものと
誤って認識することである。
に各TTIごとに最大4個のHS−SCCHを復号化し
なければならない。UEの処理の複雑さの観点からする
と、処理を必要とするようなパート1内のビットの数を
制限するのが望ましく、それ故に処理はできるだけシン
プルにするのが望ましい。同時に2つの条件をUEは満
たさなければならない。第1の条件は、各UEにおいて
エラー検出の確率が高くなければならないことである。
言い換えると送信が特定の上に向けられた場合には、そ
のUEはパート1を復号化して、対応するHS−DSC
Hの後続のデータ伝送がそのUEに向けられたものを正
しく認識しなければならないことである。第2の条件
は、誤り警報の確率を低くすることである。誤り警報と
は、UEがパート1を復号化して対応するHS−DSC
H上の後続のデータ伝送がそのUEに向けられたものと
誤って認識することである。
【0012】検出の確率が低いことは、資源の無駄遣い
を意味するが、その理由は検出を誤ったことは、対応す
るHS−DSCH上の送信が無駄になったことを意味す
るからである。誤り警報の事象により、特定の送信にス
ケジューリングされていないUEがデータのバッファリ
ング(記憶)を開始し、情報を復号化しようとし、その
結果不必要な処理を行うことにより、そのUEにおいて
バッテリ資源(パワー資源)を無駄にすることになる。
を意味するが、その理由は検出を誤ったことは、対応す
るHS−DSCH上の送信が無駄になったことを意味す
るからである。誤り警報の事象により、特定の送信にス
ケジューリングされていないUEがデータのバッファリ
ング(記憶)を開始し、情報を復号化しようとし、その
結果不必要な処理を行うことにより、そのUEにおいて
バッテリ資源(パワー資源)を無駄にすることになる。
【0013】上記の2つの条件に適合するために、通常
UE特有のCRC符号をパート1上でのエラー検出用に
用いる。したがって、UEは、パート1ビットを復号化
し、その独自のCRCを適用してエラーをチェックす
る。エラーがあった場合にはUEは、伝送はそれ自身へ
向けたものではないと仮定する。CRCの使用によりH
S−SCCHのパート1上でのエラーを検出しない場合
には、UEはHS−SCCHのパート2を復号化して対
応するHS−DSCHをバッファし、復号化することを
開始する。
UE特有のCRC符号をパート1上でのエラー検出用に
用いる。したがって、UEは、パート1ビットを復号化
し、その独自のCRCを適用してエラーをチェックす
る。エラーがあった場合にはUEは、伝送はそれ自身へ
向けたものではないと仮定する。CRCの使用によりH
S−SCCHのパート1上でのエラーを検出しない場合
には、UEはHS−SCCHのパート2を復号化して対
応するHS−DSCHをバッファし、復号化することを
開始する。
【0014】12ビット以上の長さを有する標準のCR
C符号は、許容可能な検出/誤り警告性能を通常有す
る。しかし、HS−SCCHのパート1は、8個の情報
ビットしか有さず、そのため12ビット以上のCRC
が、大きなオーバヘッド(150%以上)となる。さら
にまた、UEが処理しなければならないパート1のビッ
トの数は過剰である。例えば、8個の情報ビットと12
個のCRCビットを有するHS−SCCHに対しては、
4個のHS−SCCHのパート1情報を復号化するため
には、UEは、TTIの1タイムスロット(0.667
ミリ秒)内で80個のデータビットを処理しなければな
らない。このことは、制御情報の一部を復号化するだけ
で120kbpsの最高データレートを処理するのに等
しく望ましくない。
C符号は、許容可能な検出/誤り警告性能を通常有す
る。しかし、HS−SCCHのパート1は、8個の情報
ビットしか有さず、そのため12ビット以上のCRC
が、大きなオーバヘッド(150%以上)となる。さら
にまた、UEが処理しなければならないパート1のビッ
トの数は過剰である。例えば、8個の情報ビットと12
個のCRCビットを有するHS−SCCHに対しては、
4個のHS−SCCHのパート1情報を復号化するため
には、UEは、TTIの1タイムスロット(0.667
ミリ秒)内で80個のデータビットを処理しなければな
らない。このことは、制御情報の一部を復号化するだけ
で120kbpsの最高データレートを処理するのに等
しく望ましくない。
【0015】従来の解決法は、エラー検出にCRCを用
いないことであり、その代わりにUE特定スクランブリ
ングあるいはマスキングのアプローチを用い、その後エ
ラー検出用に特定のたたみ込みデコーダメトリックスの
計算を行うことである。このアプローチの原理は、UE
が自分に向けられた伝送を脱スクランブルするときに、
その結果得られたデコーダメトリックスは非常に高い点
である。しかし、UEが他のUEに向けられた伝送を脱
スクランブルするときは、常にデコーダメトリックは通
常低い。それ故に、デコーダメトリックを計算するため
にスクランブリング/脱スクランブリングし、その後デ
コーダメトリックをしきい値と比較することが、CRC
を用いない場合のエラー検出方法である。
いないことであり、その代わりにUE特定スクランブリ
ングあるいはマスキングのアプローチを用い、その後エ
ラー検出用に特定のたたみ込みデコーダメトリックスの
計算を行うことである。このアプローチの原理は、UE
が自分に向けられた伝送を脱スクランブルするときに、
その結果得られたデコーダメトリックスは非常に高い点
である。しかし、UEが他のUEに向けられた伝送を脱
スクランブルするときは、常にデコーダメトリックは通
常低い。それ故に、デコーダメトリックを計算するため
にスクランブリング/脱スクランブリングし、その後デ
コーダメトリックをしきい値と比較することが、CRC
を用いない場合のエラー検出方法である。
【0016】図3は、スクランブリング符号をたたみ込
みエラー検出符号と共にいかに用いるかを示す流れを表
す。UE特定スクランブリング(マスキング)符号は、
UEに割り当てられた独自のスクランブリングシーケン
スに基づいて、あるビットを「フリップ」する(1を0
に、0を1にする)。
みエラー検出符号と共にいかに用いるかを示す流れを表
す。UE特定スクランブリング(マスキング)符号は、
UEに割り当てられた独自のスクランブリングシーケン
スに基づいて、あるビットを「フリップ」する(1を0
に、0を1にする)。
【0017】例えば図3においては、ブロック320内
のスクランブリングシーケンスが0101であり、ブロ
ック310内のたたみ込み符号からの出力ビットが11
01の場合を想定すると、スクランブリング符号が出力
ビットをフリップすると、スクランブリングした後のシ
ーケンスは1000となる。UEがこのシーケンスを復
号化すると、UEは、それ自身のシーケンスを用いてス
クランブリングを反転し、その後その得られた結果をた
たみ込みデコーダを通過させる。このスクランブリング
の影響は、伝送がUEに向けられたものでないときに
は、たたみ込み符号のヴィタービ(Viterbi)復号化ア
ルゴリズムを用いて計算したパスメトリックは極めて低
いことである。ヴィタービアルゴリズム(上記のUE特
定スクランブリングあるいはエラー検出用のUE特定ス
クランブリングあるいはマスキングアプローチで用いら
れ)の議論とパスメトリックスの議論を次にする。
のスクランブリングシーケンスが0101であり、ブロ
ック310内のたたみ込み符号からの出力ビットが11
01の場合を想定すると、スクランブリング符号が出力
ビットをフリップすると、スクランブリングした後のシ
ーケンスは1000となる。UEがこのシーケンスを復
号化すると、UEは、それ自身のシーケンスを用いてス
クランブリングを反転し、その後その得られた結果をた
たみ込みデコーダを通過させる。このスクランブリング
の影響は、伝送がUEに向けられたものでないときに
は、たたみ込み符号のヴィタービ(Viterbi)復号化ア
ルゴリズムを用いて計算したパスメトリックは極めて低
いことである。ヴィタービアルゴリズム(上記のUE特
定スクランブリングあるいはエラー検出用のUE特定ス
クランブリングあるいはマスキングアプローチで用いら
れ)の議論とパスメトリックスの議論を次にする。
【0018】ヴィタービアルゴリズム
たたみ込み復号化用のヴィタービアルゴリズムは、公知
の復号化アルゴリズムであり、チャネルからの出力値を
用いてビットの最ゆう度(maximum likelihood,ML)
を生成する意味で最適なものである。ヴィタービ復号化
は、CRCが使用されているか否かに関わらず、たたみ
込み符号を復号化する標準の技術である。たたみ込み符
号を復号化するヴィタービアルゴリズムの記述は、標準
の通信用のテキストブック、例えば、"Digital Communi
cations" by J.G. Proakis, 2n d Edition, McGraw Hi
llに記載されている。
の復号化アルゴリズムであり、チャネルからの出力値を
用いてビットの最ゆう度(maximum likelihood,ML)
を生成する意味で最適なものである。ヴィタービ復号化
は、CRCが使用されているか否かに関わらず、たたみ
込み符号を復号化する標準の技術である。たたみ込み符
号を復号化するヴィタービアルゴリズムの記述は、標準
の通信用のテキストブック、例えば、"Digital Communi
cations" by J.G. Proakis, 2n d Edition, McGraw Hi
llに記載されている。
【0019】たたみ込み符号化器は、複数のシフトレジ
スタ即ちメモリ要素を含む。シフトレジスタの長さは、
符号の拘束長と称し、各シフトレジスタは、情報の1ビ
ットを記憶する。新たなビットが来るごとに、それを最
も左側のシフトレジスタの位置に読み込み、各シフトレ
ジスタの中身をその隣のシフトレジスタに移す。最も右
側のシフトレジスタの内容は、出力となる。かくしてた
たみ込み符号化器は、ビット毎に動作する線形フィルタ
として見ることもできる。
スタ即ちメモリ要素を含む。シフトレジスタの長さは、
符号の拘束長と称し、各シフトレジスタは、情報の1ビ
ットを記憶する。新たなビットが来るごとに、それを最
も左側のシフトレジスタの位置に読み込み、各シフトレ
ジスタの中身をその隣のシフトレジスタに移す。最も右
側のシフトレジスタの内容は、出力となる。かくしてた
たみ込み符号化器は、ビット毎に動作する線形フィルタ
として見ることもできる。
【0020】たたみ込み符号化器は符号レートでもって
特徴づけることもできる。一般的に、符号レートは各入
力ビットごとにいかなる数の出力ビットが生成されるか
を定義する。それ故に、1/rの符号レートは、入力さ
れた各情報ビットごとにr個の符号化ビットがエンコー
ダにより出力される。かくしてrの値が大きくなると、
符号がよりパワフルとなる(即ち伝送エラーを訂正でき
る機能が大きくなる)。最後に、r個の出力ビットがい
かに生成されるかを特定する必要がある。これは、排他
的OR要素へシフトレジスタの要素を接続することによ
り与えられる。
特徴づけることもできる。一般的に、符号レートは各入
力ビットごとにいかなる数の出力ビットが生成されるか
を定義する。それ故に、1/rの符号レートは、入力さ
れた各情報ビットごとにr個の符号化ビットがエンコー
ダにより出力される。かくしてrの値が大きくなると、
符号がよりパワフルとなる(即ち伝送エラーを訂正でき
る機能が大きくなる)。最後に、r個の出力ビットがい
かに生成されるかを特定する必要がある。これは、排他
的OR要素へシフトレジスタの要素を接続することによ
り与えられる。
【0021】図4は、たたみ込み符号化器400の状態
グラフである。たたみ込み符号化器400は、k=3の
拘束長とレート=1/2である。拘束長は、使用される
シフトレジスタの要素の数である。シフトレジスタ要素
は、UE内のメモリ即ちシフトレジスタである。図4に
おいては、3個のシフトレジスタ要素410、420,
430がある。シフトレジスタ要素410は、最も最後
に挿入された情報ビットを含む。新たなビットが入って
来る毎に、前のビットは右側にシフトし、その結果中央
部のシフトレジスタ要素420は、1つ前の最新のビッ
トを有し、最も右側のシフトレジスタ要素430は、3
番目の最新のビット(例、最も古い)を有する。XOR
は、440と450で動作して、符号化ビットがいかに
決定されるかを決定し、情報ビット410が入力される
ごとに、2個の符号化ビット455,465が出力され
る(図4)。
グラフである。たたみ込み符号化器400は、k=3の
拘束長とレート=1/2である。拘束長は、使用される
シフトレジスタの要素の数である。シフトレジスタ要素
は、UE内のメモリ即ちシフトレジスタである。図4に
おいては、3個のシフトレジスタ要素410、420,
430がある。シフトレジスタ要素410は、最も最後
に挿入された情報ビットを含む。新たなビットが入って
来る毎に、前のビットは右側にシフトし、その結果中央
部のシフトレジスタ要素420は、1つ前の最新のビッ
トを有し、最も右側のシフトレジスタ要素430は、3
番目の最新のビット(例、最も古い)を有する。XOR
は、440と450で動作して、符号化ビットがいかに
決定されるかを決定し、情報ビット410が入力される
ごとに、2個の符号化ビット455,465が出力され
る(図4)。
【0022】図5は、ヴィタービアルゴリズム、特にヴ
ィタービ復号化がUE内でいかに実行されるかを表すた
めのトレリスグラフ500を示す。トレリス内の状態
は、図5では黒い点で表され、ビットが入力したときの
4個の可能性のあるシフトレジスタの内容(トレリスグ
ラフの左側に沿って00,01,10または11)を示
す。それ故に二進のたたみ込み符号においては、状態の
数は2constrai nt length−1、即ち
2k−1である。各入力ビットが入力されると中央のシ
フトレジスタ要素420と右側の要素430が右側にシ
フトした前の2個の情報の状態に依存して00,01,
11または10の状態となる。この状態の第1ビット
は、最も古いビット(最も右側のシフトレジスタ430
の内容)として定義され、第2ビット(中央のシフトレ
ジスタ420の内容)は、次に古いビットとして定義さ
れる。前の2つのビットが1と0のときには、状態は0
1となる。
ィタービ復号化がUE内でいかに実行されるかを表すた
めのトレリスグラフ500を示す。トレリス内の状態
は、図5では黒い点で表され、ビットが入力したときの
4個の可能性のあるシフトレジスタの内容(トレリスグ
ラフの左側に沿って00,01,10または11)を示
す。それ故に二進のたたみ込み符号においては、状態の
数は2constrai nt length−1、即ち
2k−1である。各入力ビットが入力されると中央のシ
フトレジスタ要素420と右側の要素430が右側にシ
フトした前の2個の情報の状態に依存して00,01,
11または10の状態となる。この状態の第1ビット
は、最も古いビット(最も右側のシフトレジスタ430
の内容)として定義され、第2ビット(中央のシフトレ
ジスタ420の内容)は、次に古いビットとして定義さ
れる。前の2つのビットが1と0のときには、状態は0
1となる。
【0023】トレリスグラフは、図4に示すたたみ込み
符号化用に与えられ、7個の情報ビットに対応する7個
のレベル(Jにより表される、J=1ないし7)に対し
示されている。図5に示すトレリスグラフは、2個のテ
ールビットがトレリスを収納するために用いられ、デコ
ーダを状態00に戻す。一般的に必要とされるテールビ
ットの数は、拘束長さ−1(k−1)に等しい。
符号化用に与えられ、7個の情報ビットに対応する7個
のレベル(Jにより表される、J=1ないし7)に対し
示されている。図5に示すトレリスグラフは、2個のテ
ールビットがトレリスを収納するために用いられ、デコ
ーダを状態00に戻す。一般的に必要とされるテールビ
ットの数は、拘束長さ−1(k−1)に等しい。
【0024】図5のトレリスグラフの上部の各レベルJ
(J=1から7)は、各情報ビットに対応する。第1ビ
ットを入力する前には、2個のシフトレジスタ要素42
0,430は、常に0に設定され、レベルJ=0の開始
状態では常に00である。第1入力ビットが0の場合に
は、J=1のレベルにおいてはデコーダは、状態00の
ままである。他方で第1情報ビットがJ=0でデコーダ
400に入る場合には、デコーダ400はレベルJ=1
で状態01に移動する。あるレベルから次のレベルへの
各遷移は、ブランチと称する。接続されたブランチのシ
ーケンスは、トレリスを通過するパスと称する。
(J=1から7)は、各情報ビットに対応する。第1ビ
ットを入力する前には、2個のシフトレジスタ要素42
0,430は、常に0に設定され、レベルJ=0の開始
状態では常に00である。第1入力ビットが0の場合に
は、J=1のレベルにおいてはデコーダは、状態00の
ままである。他方で第1情報ビットがJ=0でデコーダ
400に入る場合には、デコーダ400はレベルJ=1
で状態01に移動する。あるレベルから次のレベルへの
各遷移は、ブランチと称する。接続されたブランチのシ
ーケンスは、トレリスを通過するパスと称する。
【0025】ヴィタービアルゴリズムは、各Jレベルに
おいて「ブランチメトリック(branch metric)」と称
するものを計算することにより進む。ブランチメトリッ
クは、チャネルから受信したビットと、そのブランチが
UEに対し、正しいチャネルとして得られた場合に見る
ことになるビットとを相関(correlating)をとること
により得られる。相関が高くなると、ブランチが正しく
なった可能性が高い。その結果特定のJレベルに対し、
チャネルから受信した実際のビットが10の例において
は、そのJレベルで10のブランチメトリックを生成し
たどのブランチも最高の相関を有する。
おいて「ブランチメトリック(branch metric)」と称
するものを計算することにより進む。ブランチメトリッ
クは、チャネルから受信したビットと、そのブランチが
UEに対し、正しいチャネルとして得られた場合に見る
ことになるビットとを相関(correlating)をとること
により得られる。相関が高くなると、ブランチが正しく
なった可能性が高い。その結果特定のJレベルに対し、
チャネルから受信した実際のビットが10の例において
は、そのJレベルで10のブランチメトリックを生成し
たどのブランチも最高の相関を有する。
【0026】前のJ個のレベルからのブランチメトリッ
クスを加えてパスメトリックと称するものを生成する。
パスメトリックの値が高くなるとパスメトリックが実際
に送信されたビットシーケンスに対応している確率も高
くなる。2つのパスが、トレリス内の各状態と各レベル
で合流する。それ故にヴィタービ復号化は、2つの合流
したパスあるいは競合しているパスのパスメトリックを
比較して最悪(最低値)のパスメトリックを具備するパ
スを廃棄する。ときにノイズにより、前述した合流の場
合の間、正しいパスに対し正しくないパスが選択され
る。その結果、復号化エラーとなる。したがって、ヴィ
タービアルゴリズムにより選択されたパスは、生き残り
パスあるいは勝ち抜きパスと称する。
クスを加えてパスメトリックと称するものを生成する。
パスメトリックの値が高くなるとパスメトリックが実際
に送信されたビットシーケンスに対応している確率も高
くなる。2つのパスが、トレリス内の各状態と各レベル
で合流する。それ故にヴィタービ復号化は、2つの合流
したパスあるいは競合しているパスのパスメトリックを
比較して最悪(最低値)のパスメトリックを具備するパ
スを廃棄する。ときにノイズにより、前述した合流の場
合の間、正しいパスに対し正しくないパスが選択され
る。その結果、復号化エラーとなる。したがって、ヴィ
タービアルゴリズムにより選択されたパスは、生き残り
パスあるいは勝ち抜きパスと称する。
【0027】状態毎、レベル毎に最大1つの勝ち抜きパ
スが存在する。テールビットが用いられているために最
後のレベルにおける状態は、常に全てが0の状態であ
る。例えば、2個のテールビットが用いられと最後のレ
ベルの状態は00である。前述したように、2本のパス
が最後のレベルの00状態で合流(merge)する。した
がって、ヴィタービ復号化アルゴリズムは、この最後の
レベル(J=7)において最も長いパスメトリックスを
有するパスを選択する。そしてこのパスが最終的な勝ち
抜きパスとなり、送信されたビットの最ゆう度のシーケ
ンスを表す。
スが存在する。テールビットが用いられているために最
後のレベルにおける状態は、常に全てが0の状態であ
る。例えば、2個のテールビットが用いられと最後のレ
ベルの状態は00である。前述したように、2本のパス
が最後のレベルの00状態で合流(merge)する。した
がって、ヴィタービ復号化アルゴリズムは、この最後の
レベル(J=7)において最も長いパスメトリックスを
有するパスを選択する。そしてこのパスが最終的な勝ち
抜きパスとなり、送信されたビットの最ゆう度のシーケ
ンスを表す。
【0028】
【発明が解決しようとする課題】CRCをエラー検出用
に用いないスクランブルアプローチにおいては、エラー
検出はスクランブリングアプローチのヴィタービ復号化
を用いて実行される。本明細書においては、従来の方法
は、最後のレベル(例、図5のトレリスグラフのJ=
7)の合流したパス間のパスメトリック差を決定するも
のである。その計算されたパスメトリック差は、しきい
値以下の場合には復号化は信頼できないものと見なさ
れ、UEはその特定のHS−SCCH上の伝送は、自分
に向けられたものではないと決定する。これは、エラー
検出に対するEPMD(End Path Metric Difference)
と称する。このEPMDのアプローチは、CRCビット
の送信を行わず、かくしてUEにおける処理要件を減ら
すものである。
に用いないスクランブルアプローチにおいては、エラー
検出はスクランブリングアプローチのヴィタービ復号化
を用いて実行される。本明細書においては、従来の方法
は、最後のレベル(例、図5のトレリスグラフのJ=
7)の合流したパス間のパスメトリック差を決定するも
のである。その計算されたパスメトリック差は、しきい
値以下の場合には復号化は信頼できないものと見なさ
れ、UEはその特定のHS−SCCH上の伝送は、自分
に向けられたものではないと決定する。これは、エラー
検出に対するEPMD(End Path Metric Difference)
と称する。このEPMDのアプローチは、CRCビット
の送信を行わず、かくしてUEにおける処理要件を減ら
すものである。
【0029】
【課題を解決するための手段】無線通信システムにおけ
る制御チャネルのエラーを検出する効率的かつ信頼でき
る方法が、無線通信システム内の各UEに対し、エラー
検出の確率が高くかつ誤り警報の確率が低くなるように
している。本発明の一実施例においては、本発明の方法
は、少なくとも制御チャネルの一部を復号化して制御チ
ャネルが復号化の間に正しく受信されたか否かを決定
し、少なくとも1つの計算されたメトリックに基づいて
正しく受信された制御チャネルのうちの1つを選択す
る。
る制御チャネルのエラーを検出する効率的かつ信頼でき
る方法が、無線通信システム内の各UEに対し、エラー
検出の確率が高くかつ誤り警報の確率が低くなるように
している。本発明の一実施例においては、本発明の方法
は、少なくとも制御チャネルの一部を復号化して制御チ
ャネルが復号化の間に正しく受信されたか否かを決定
し、少なくとも1つの計算されたメトリックに基づいて
正しく受信された制御チャネルのうちの1つを選択す
る。
【0030】特に、同時に受信した各HS−SCCH
(4個のHS−SCCH)のパート1をUEが復号化す
る。UEは、復号化ステップの間、複数のHS−SCC
Hのうち1つあるいは複数のものを正しく受信したか否
かを決定する。複数のHS−SCCHが正しく受信した
場合には、本発明の方法は、特定のUEに対する正しい
HS−SCCHを選択するために"tie-breaking"(決着
を付ける)メカニズムとして機能する計算されたパスメ
トリック差(path metric differences,PMD)に基
づいて正しく受信したHS−SCCHのうち1つのみを
選択する。
(4個のHS−SCCH)のパート1をUEが復号化す
る。UEは、復号化ステップの間、複数のHS−SCC
Hのうち1つあるいは複数のものを正しく受信したか否
かを決定する。複数のHS−SCCHが正しく受信した
場合には、本発明の方法は、特定のUEに対する正しい
HS−SCCHを選択するために"tie-breaking"(決着
を付ける)メカニズムとして機能する計算されたパスメ
トリック差(path metric differences,PMD)に基
づいて正しく受信したHS−SCCHのうち1つのみを
選択する。
【0031】本発明の一実施例においては、本発明の方
法は、YI(Yamamoto-Itoh)復号化アルゴリズムを用
いて復号化ステップ中にいかなる数のHS−SCCHが
正しく受信したかを決定する。本発明の他の実施例にお
いては、基地局は、パリティチェック符号を各HS−S
CCHのパート1に添付し、UEが復号化ステップ間、
このパリティチェック符号を用いて、どのHS−SCC
Hが正しく受信したかを決定する。パリティチェック符
号は、前述したYIアルゴリズムと共に用いられ、信頼
性を上げて、その結果計算されたPMDを用いて、複数
のHS−SCCHが正しく受信した場合には決着をつけ
る(break any ties)。
法は、YI(Yamamoto-Itoh)復号化アルゴリズムを用
いて復号化ステップ中にいかなる数のHS−SCCHが
正しく受信したかを決定する。本発明の他の実施例にお
いては、基地局は、パリティチェック符号を各HS−S
CCHのパート1に添付し、UEが復号化ステップ間、
このパリティチェック符号を用いて、どのHS−SCC
Hが正しく受信したかを決定する。パリティチェック符
号は、前述したYIアルゴリズムと共に用いられ、信頼
性を上げて、その結果計算されたPMDを用いて、複数
のHS−SCCHが正しく受信した場合には決着をつけ
る(break any ties)。
【0032】本発明のさらに別の実施例においては、基
地局は、スクランブリンググループ符号識別子(scramb
ling group code identifer,SCGI)符号をHS−
SCCHのパート1に添付し、UEが復号化ステップの
間、この添付したSCGI符号をチェックして、どのH
S−SCCHが正しく受信したかを決定する。SCGI
符号は、前述したYIアルゴリズムと共に用いて信頼性
を上げ、そしてこの計算されたPMDを用いて複数のH
S−SCCHが正しく受信した場合には、決着をつける
(break any ties)。YIアルゴリズム、パリティチェ
ック符号アプローチ、SCGI符号アプローチのいずれ
も「ハード」メトリックと称し、HS−SCCHに対し
良好なあるいは悪い決定を与える。
地局は、スクランブリンググループ符号識別子(scramb
ling group code identifer,SCGI)符号をHS−
SCCHのパート1に添付し、UEが復号化ステップの
間、この添付したSCGI符号をチェックして、どのH
S−SCCHが正しく受信したかを決定する。SCGI
符号は、前述したYIアルゴリズムと共に用いて信頼性
を上げ、そしてこの計算されたPMDを用いて複数のH
S−SCCHが正しく受信した場合には、決着をつける
(break any ties)。YIアルゴリズム、パリティチェ
ック符号アプローチ、SCGI符号アプローチのいずれ
も「ハード」メトリックと称し、HS−SCCHに対し
良好なあるいは悪い決定を与える。
【0033】PMDメトリックは、「ソフト」メトリッ
クと称する複数のメトリックスのうち少なくとも1つの
メトリックを用いて計算される。この計算されたPMD
メトリックは、UEに対し少なくとも1つのHS−SC
CHを選択し、最小パスメトリック差(minimum path m
etric difference,MPMD)メトリック、総合パスメ
トリック差(aggregate path metric difference,AP
MD)メトリック、周波数パスメトリック差(frequenc
y path metric difference,FPMD)メトリック等を
含む。上記したように、各これらのメトリックは、前述
したヴィタービ復号化アルゴリズムと共に計算される。
選択されたHS−SCCHに対しては、UEはHS−S
CCHのパート2を復号化し、選択されたHS−SCC
Hに対応する共有ダウンリンクデータチャネル(HS−
DSCH)からのデータの記録を開始する。
クと称する複数のメトリックスのうち少なくとも1つの
メトリックを用いて計算される。この計算されたPMD
メトリックは、UEに対し少なくとも1つのHS−SC
CHを選択し、最小パスメトリック差(minimum path m
etric difference,MPMD)メトリック、総合パスメ
トリック差(aggregate path metric difference,AP
MD)メトリック、周波数パスメトリック差(frequenc
y path metric difference,FPMD)メトリック等を
含む。上記したように、各これらのメトリックは、前述
したヴィタービ復号化アルゴリズムと共に計算される。
選択されたHS−SCCHに対しては、UEはHS−S
CCHのパート2を復号化し、選択されたHS−SCC
Hに対応する共有ダウンリンクデータチャネル(HS−
DSCH)からのデータの記録を開始する。
【0034】
【発明の実施の形態】本発明は、UMTS標準のHSD
PA仕様に基づいた無線通信システムに特に適したもの
であるが、本明細書の実施例は、これに限定されるもの
ではない。かくして、様々な変形例は当業者に明らかで
あり、他の通信システムにも適用可能である。さらにユ
ーザ機器(UE)は、無線通信システムの移動局と同義
語である。
PA仕様に基づいた無線通信システムに特に適したもの
であるが、本明細書の実施例は、これに限定されるもの
ではない。かくして、様々な変形例は当業者に明らかで
あり、他の通信システムにも適用可能である。さらにユ
ーザ機器(UE)は、無線通信システムの移動局と同義
語である。
【0035】したがって、不十分なエラー検出と誤り警
報性能(これは従来のスクランブリング、即ちEPMD
アプローチで見られる)の問題を克服する無線通信シス
テムの制御チャネル内のエラーを検出する方法を以下に
説明する。エラー訂正に対する従来のスクランブリン
グ、即ちEPMDアプローチは、十分なエラー検出/誤
り警報性能を作り出すものではない。この理由は、この
アプローチはトレリスの最後のレベルのみで計算された
パスメトリック差に基づいているからである。
報性能(これは従来のスクランブリング、即ちEPMD
アプローチで見られる)の問題を克服する無線通信シス
テムの制御チャネル内のエラーを検出する方法を以下に
説明する。エラー訂正に対する従来のスクランブリン
グ、即ちEPMDアプローチは、十分なエラー検出/誤
り警報性能を作り出すものではない。この理由は、この
アプローチはトレリスの最後のレベルのみで計算された
パスメトリック差に基づいているからである。
【0036】この最後のレベルにおける計算されたパス
メトリックは、通常非常にノイズを含んだメトリックで
ある。フレームの品質に関し、EPMDがノイズを含ん
だメトリックである理由は、EPMDは、フレームがエ
ラーを含んでいるか否かを決定するのに最後のパスメト
リック比較のみを用いているからである。EPMDは、
トレリスをパスが前進する際に最終的な勝ち抜きパスの
披瀝(journey)の間、何が起こったかを考慮しないか
らである。したがって、EPMDアプローチは、復号化
の早期のレベル(図5のトレリス符号で見られるよう
に)において、勝ち抜きパスは、他の合流パスあるいは
競合パスに非常に近くなり、それ故にパスの信頼性をな
くすという事実を把握していない。
メトリックは、通常非常にノイズを含んだメトリックで
ある。フレームの品質に関し、EPMDがノイズを含ん
だメトリックである理由は、EPMDは、フレームがエ
ラーを含んでいるか否かを決定するのに最後のパスメト
リック比較のみを用いているからである。EPMDは、
トレリスをパスが前進する際に最終的な勝ち抜きパスの
披瀝(journey)の間、何が起こったかを考慮しないか
らである。したがって、EPMDアプローチは、復号化
の早期のレベル(図5のトレリス符号で見られるよう
に)において、勝ち抜きパスは、他の合流パスあるいは
競合パスに非常に近くなり、それ故にパスの信頼性をな
くすという事実を把握していない。
【0037】図6は、本発明の方法によるエラー検出方
法を表すフローチャート図である。図6において、最初
にUEは4個のHS−SCCHのうちの最大4個のパー
ト1を同時伝送により受信する(ステップS10)。U
Eは、各HS−SCCH内のパート1を脱スクランブル
して、各パート1を復号化する(ステップS20)。本
発明の方法によれば、以下の各実施例においては、各H
S−SCCHのパート1内に含まれるたたみ込み符号を
スクランブルしている。このスクランブリングは、図3
に示すようなスクランブリングアプローチにより行われ
る。UEにおいては、UEはそれ自身の独自のシーケン
スを用いて、スクランブリングを反転し(即ちビットを
脱スクランブルする)、そしてこの脱スクランブリング
されたビットをUE内のたたみ込みデコーダに送りそこ
で復号化する。この脱スクランブリングのステップは、
以下の各実施例で行われる。
法を表すフローチャート図である。図6において、最初
にUEは4個のHS−SCCHのうちの最大4個のパー
ト1を同時伝送により受信する(ステップS10)。U
Eは、各HS−SCCH内のパート1を脱スクランブル
して、各パート1を復号化する(ステップS20)。本
発明の方法によれば、以下の各実施例においては、各H
S−SCCHのパート1内に含まれるたたみ込み符号を
スクランブルしている。このスクランブリングは、図3
に示すようなスクランブリングアプローチにより行われ
る。UEにおいては、UEはそれ自身の独自のシーケン
スを用いて、スクランブリングを反転し(即ちビットを
脱スクランブルする)、そしてこの脱スクランブリング
されたビットをUE内のたたみ込みデコーダに送りそこ
で復号化する。この脱スクランブリングのステップは、
以下の各実施例で行われる。
【0038】いくつのHS−SCCHが正しいものある
いは誤ったものであるかを決定するために、本発明の方
法はいくつかの異なるアルゴリズム、即ち符号を用いる
(ステップS30)。言い換えると、このステップは、
HS−SCCHが復号化ステップの間、正しく受信した
かを決定する。この様々な方法は、以下詳細に説明する
(例えば、図7のステップS130と図9のステップS
230を参照のこと)。ステップS40において、正し
く受信したHS−SCCHの数が決定される。復号化ス
テップの間、1個のHS−SCCHしか正しく受信しな
かった場合(ステップS40の出力がYESの場合)に
は、ステップS45においてHS−SCCHのパート2
が復号化され、UEはHS−SCCHに対応するHS−
DSCHからのデータの記憶を開始する。
いは誤ったものであるかを決定するために、本発明の方
法はいくつかの異なるアルゴリズム、即ち符号を用いる
(ステップS30)。言い換えると、このステップは、
HS−SCCHが復号化ステップの間、正しく受信した
かを決定する。この様々な方法は、以下詳細に説明する
(例えば、図7のステップS130と図9のステップS
230を参照のこと)。ステップS40において、正し
く受信したHS−SCCHの数が決定される。復号化ス
テップの間、1個のHS−SCCHしか正しく受信しな
かった場合(ステップS40の出力がYESの場合)に
は、ステップS45においてHS−SCCHのパート2
が復号化され、UEはHS−SCCHに対応するHS−
DSCHからのデータの記憶を開始する。
【0039】いずれのHS−SCCHも正しく受信しな
かった場合、あるいは複数のHS−SCCHを正しく受
信した場合(ステップS40においてNOの場合)、U
EはHS−SCCHがステップS33で正しく受信しな
かったかを決定する。ステップS33の出力がYESの
場合には、処理は停止する(ステップS34)。
かった場合、あるいは複数のHS−SCCHを正しく受
信した場合(ステップS40においてNOの場合)、U
EはHS−SCCHがステップS33で正しく受信しな
かったかを決定する。ステップS33の出力がYESの
場合には、処理は停止する(ステップS34)。
【0040】複数のHS−SCCHを正しく受信した場
合(ステップS33でNOの場合)、このことは複数の
HS−SCCHを正しく受信したことを意味し、本発明
の方法は、計算されたメトリックに基づいて1個のHS
−SCCHのみを選択しなければならない(ステップS
50)。この理由は、各UEに対し正しいHS−SCC
Hは1個のみ存在し、それ故にそのUEに対し向けられ
た送信は1個のHS−DSCHだからである。ステップ
S50において、パスメトリック差(PMD)が各残り
の正しいHS−SCCHに対し計算される。パスメトリ
ック差(PMD)は、完全に復号化するために唯一のH
S−SCCHを選択するために、正しく受信したHS−
SCCH間のタイブレークメカニズム(tie-breaking m
echanism)として計算される。
合(ステップS33でNOの場合)、このことは複数の
HS−SCCHを正しく受信したことを意味し、本発明
の方法は、計算されたメトリックに基づいて1個のHS
−SCCHのみを選択しなければならない(ステップS
50)。この理由は、各UEに対し正しいHS−SCC
Hは1個のみ存在し、それ故にそのUEに対し向けられ
た送信は1個のHS−DSCHだからである。ステップ
S50において、パスメトリック差(PMD)が各残り
の正しいHS−SCCHに対し計算される。パスメトリ
ック差(PMD)は、完全に復号化するために唯一のH
S−SCCHを選択するために、正しく受信したHS−
SCCH間のタイブレークメカニズム(tie-breaking m
echanism)として計算される。
【0041】計算されたPMDは、最小パスメトリック
差(MPMD)と、総合パスメトリック差(APMD)
と、周波数パスメトリック差(FPMD)あるいはこれ
らの組合せを計算してパート2を復号化するために1個
のHS−SCCHのみを選択して、この選択されたHS
−SCCHに対応するHS−DSCHからのデータをバ
ッファリングする。以下に表示するように、MPMD,
APMD,FPMDメトリック値のそれぞれは、各状態
における勝ち抜きパスを決定するために上記のヴィター
ビ復号化アルゴリズムを用いて決定される。
差(MPMD)と、総合パスメトリック差(APMD)
と、周波数パスメトリック差(FPMD)あるいはこれ
らの組合せを計算してパート2を復号化するために1個
のHS−SCCHのみを選択して、この選択されたHS
−SCCHに対応するHS−DSCHからのデータをバ
ッファリングする。以下に表示するように、MPMD,
APMD,FPMDメトリック値のそれぞれは、各状態
における勝ち抜きパスを決定するために上記のヴィター
ビ復号化アルゴリズムを用いて決定される。
【0042】復号化プロセスからのこれらのソフトメト
リックは、チャネル品質メトリックよりも好ましいが、
その理由はこれらのソフトメトリックは、UEの受信器
チェーン内の復号化ビットストリームにより近いからで
ある。たたみ込み符号の場合には、ソフトメトリック
は、ヴィタービ復号化ステップの間各状態の合流パスの
パスメトリックの差を得ようとする。その結果、多くの
ソフトメトリックは、以下に説明するような復号化アル
ゴリズムに基づいている。これらのメトリックを説明す
るには、次の記号が用いられる。 (a)λj(1)は、トレリス内のj番目のレベルにお
ける選択された(符号化された)パスのパスメトリック
であり、(b)λj(2)は、トレリス内のj番目のレ
ベルの選択されたパスと合流したパスのパスメトリック
である。「1」とラベルを付したパスは、各レベルでの
選択されたパスであり、λj(1)は、常にλj(2)
より大きいと仮定する。パスメトリックの実際の値は、
それらの相対的な値および復号化されたビットエラーの
対応する数に比較すると、余り重要な意味を持たない。
リックは、チャネル品質メトリックよりも好ましいが、
その理由はこれらのソフトメトリックは、UEの受信器
チェーン内の復号化ビットストリームにより近いからで
ある。たたみ込み符号の場合には、ソフトメトリック
は、ヴィタービ復号化ステップの間各状態の合流パスの
パスメトリックの差を得ようとする。その結果、多くの
ソフトメトリックは、以下に説明するような復号化アル
ゴリズムに基づいている。これらのメトリックを説明す
るには、次の記号が用いられる。 (a)λj(1)は、トレリス内のj番目のレベルにお
ける選択された(符号化された)パスのパスメトリック
であり、(b)λj(2)は、トレリス内のj番目のレ
ベルの選択されたパスと合流したパスのパスメトリック
である。「1」とラベルを付したパスは、各レベルでの
選択されたパスであり、λj(1)は、常にλj(2)
より大きいと仮定する。パスメトリックの実際の値は、
それらの相対的な値および復号化されたビットエラーの
対応する数に比較すると、余り重要な意味を持たない。
【0043】MPMDメトリックを計算するために、本
発明の方法は、各状態における勝ち抜きパスが各状態に
おける競合あるいは合流パスをうち負かすような最小の
パスメトリック差値を保持する。最大の最小差メトリッ
ク値を有する勝ち抜きパスは、パート2を復号化するの
に選択されたHS−SCCHに対応し、この対応するH
S−DSCH上のデータをバッファ(記憶)する。
発明の方法は、各状態における勝ち抜きパスが各状態に
おける競合あるいは合流パスをうち負かすような最小の
パスメトリック差値を保持する。最大の最小差メトリッ
ク値を有する勝ち抜きパスは、パート2を復号化するの
に選択されたHS−SCCHに対応し、この対応するH
S−DSCH上のデータをバッファ(記憶)する。
【0044】MPMDメトリックを決定するために、ヴ
ィタービ復号化による生き残りパスを決定することに加
えて、メトリックλj(1)−λj(2)が、比較時に
保持される。トレリス内にN個のレベルが存在するもの
とする。ここで、Nはフレーム内の情報ビットとテール
ビットの数であり、MPMDは次のように定義される。
ィタービ復号化による生き残りパスを決定することに加
えて、メトリックλj(1)−λj(2)が、比較時に
保持される。トレリス内にN個のレベルが存在するもの
とする。ここで、Nはフレーム内の情報ビットとテール
ビットの数であり、MPMDは次のように定義される。
【数1】
ここで、jはレベルのインデックスであり、ヴィタービ
復号化の終了時において、選択されたパスが評価され、
そのパスに対する最小メトリックが、勝ち抜きパスメト
リック、即ちフレーム品質メトリックとして選択され
る。MPMDメトリックを使用する直感は、復号化プロ
セスの間どのレベルにおいても併合パス値が勝ち抜きパ
ス値に近づいた場合には、勝ち抜きパスを選択する際
に、信頼性がなくなると言うことである。トレリス内の
勝ち抜きパスは、復号化プロセスの間には、明らかに既
知のものではないために各状態における現在の最小値が
復号化プロセスの間記憶される。復号化プロセスが終了
すると、終了状態(テールビットにより終了された状
態)に対応するメトリックのアレイの値が勝ち抜きパス
メトリックの値となる。
復号化の終了時において、選択されたパスが評価され、
そのパスに対する最小メトリックが、勝ち抜きパスメト
リック、即ちフレーム品質メトリックとして選択され
る。MPMDメトリックを使用する直感は、復号化プロ
セスの間どのレベルにおいても併合パス値が勝ち抜きパ
ス値に近づいた場合には、勝ち抜きパスを選択する際
に、信頼性がなくなると言うことである。トレリス内の
勝ち抜きパスは、復号化プロセスの間には、明らかに既
知のものではないために各状態における現在の最小値が
復号化プロセスの間記憶される。復号化プロセスが終了
すると、終了状態(テールビットにより終了された状
態)に対応するメトリックのアレイの値が勝ち抜きパス
メトリックの値となる。
【0045】APMDメトリックに対しては本発明の方
法は、PMDの総和を維持し、それにより各状態の勝ち
抜きパスは、各状態の競合パスあるいは合流パスにうち
勝つ。最大の総和を有する勝ち抜きパスは、パート2を
復号化するために選択されたHS−SCCHに対応し、
この対応するHS−DSCH上のデータをバッファす
る。
法は、PMDの総和を維持し、それにより各状態の勝ち
抜きパスは、各状態の競合パスあるいは合流パスにうち
勝つ。最大の総和を有する勝ち抜きパスは、パート2を
復号化するために選択されたHS−SCCHに対応し、
この対応するHS−DSCH上のデータをバッファす
る。
【0046】トレリス内の各比較時のYIアルゴリズム
メトリックスの和が評価される。MPMDで定義した式
において、APMDメトリックは次式で与えられる。
メトリックスの和が評価される。MPMDで定義した式
において、APMDメトリックは次式で与えられる。
【数2】
フレーム毎のトレリス内のレベルの数は一定であるため
に、総和メトリックスが平均メトリックスの換算したバ
ージョンである。APMDメトリックを使用する直感
は、トレリス内の各状態における合流パスに対し、合流
パスよりも生き残りパスあるいは勝ち抜きパスが選択さ
れる際の信頼性を表すからである。最小メトリックの場
合のように、各状態におけるλの現在の値を含む状態の
数に等しい長さを有するアレイが必要とされる。復号プ
ロセスの終了時において、終了状態(テールビットによ
り終了された状態)に対応するメトリックのアレイの値
は、勝ち抜きパスメトリックの値となる。
に、総和メトリックスが平均メトリックスの換算したバ
ージョンである。APMDメトリックを使用する直感
は、トレリス内の各状態における合流パスに対し、合流
パスよりも生き残りパスあるいは勝ち抜きパスが選択さ
れる際の信頼性を表すからである。最小メトリックの場
合のように、各状態におけるλの現在の値を含む状態の
数に等しい長さを有するアレイが必要とされる。復号プ
ロセスの終了時において、終了状態(テールビットによ
り終了された状態)に対応するメトリックのアレイの値
は、勝ち抜きパスメトリックの値となる。
【0047】FPMDメトリックにおいては、本発明の
方法は、各状態における勝ち抜きパスが前記状態の競合
パスをうち負かすしきい値内に入る回数をカウントす
る。前記しきい値内に入る最低の周波数を有する勝ち抜
きパスは、パート2を復号化するために選択されたHS
−SCCHに対応し、この対応するHS−DSCH上の
データをバッファリングする。
方法は、各状態における勝ち抜きパスが前記状態の競合
パスをうち負かすしきい値内に入る回数をカウントす
る。前記しきい値内に入る最低の周波数を有する勝ち抜
きパスは、パート2を復号化するために選択されたHS
−SCCHに対応し、この対応するHS−DSCH上の
データをバッファリングする。
【0048】図7は、本発明によるエラー検出方法の一
実施例を表すフローチャート図である。図6について説
明したように、図7のステップS110,S120,S
150は、図6のステップS10,S20,S50と同
一である。したがって、これらのステップの詳細な議論
は割愛する。ただし、この実施例においてはHS−SC
CHのパート1は、Yamamoto-Itoh(YI)符号化アル
ゴリズムを用いて符号化され、本発明の方法は、UEが
正しく受信したHS−SCCHの数を決定するため、Ya
mamoto-Itoh(YI)復号化アルゴリズムを用いる(ス
テップS130)。
実施例を表すフローチャート図である。図6について説
明したように、図7のステップS110,S120,S
150は、図6のステップS10,S20,S50と同
一である。したがって、これらのステップの詳細な議論
は割愛する。ただし、この実施例においてはHS−SC
CHのパート1は、Yamamoto-Itoh(YI)符号化アル
ゴリズムを用いて符号化され、本発明の方法は、UEが
正しく受信したHS−SCCHの数を決定するため、Ya
mamoto-Itoh(YI)復号化アルゴリズムを用いる(ス
テップS130)。
【0049】YI復号化アルゴリズムは、文献で公知で
あるが、フレームベースの通信を採用する無線通信シス
テムにおけるエラー検出に対し優れたアプローチを示
す。例えば、図5のトレリスグラフ内のどのレベルおよ
びどの状態においてもYIアルゴリズムは、その状態に
おける勝ち抜きパスが合流パスのしきい値内に入るか否
かを示すフラグを保持する。この答えがYESの場合に
は、フラグは「信頼できない」と設定され、答えがNO
の場合には、フラグは「信頼できる」と設定される。復
号化プロセスの終了時に勝ち抜きパスに対するフラグが
チェックされ、勝ち抜きパス内のフラグが信頼できない
と設定された場合には、復号化は失敗したものと見なさ
れる。HS−SCCHを復号化する例においては、この
ことは、UEはそれは意図した受領者ではないと、決定
したことを意味する。
あるが、フレームベースの通信を採用する無線通信シス
テムにおけるエラー検出に対し優れたアプローチを示
す。例えば、図5のトレリスグラフ内のどのレベルおよ
びどの状態においてもYIアルゴリズムは、その状態に
おける勝ち抜きパスが合流パスのしきい値内に入るか否
かを示すフラグを保持する。この答えがYESの場合に
は、フラグは「信頼できない」と設定され、答えがNO
の場合には、フラグは「信頼できる」と設定される。復
号化プロセスの終了時に勝ち抜きパスに対するフラグが
チェックされ、勝ち抜きパス内のフラグが信頼できない
と設定された場合には、復号化は失敗したものと見なさ
れる。HS−SCCHを復号化する例においては、この
ことは、UEはそれは意図した受領者ではないと、決定
したことを意味する。
【0050】スクランブリングベースのアプローチにお
いては、EPMDの代わりにYIアルゴリズムを用いる
ことは、遙かに良好な誤り検出/誤り警報確率を得るこ
とができる。しかし、HS−SCCHを復号化する例に
おいては、YI復号化アルゴリズムのみでは十分ではな
い。それ故に合成メトリック計算を修正することが望ま
しい。
いては、EPMDの代わりにYIアルゴリズムを用いる
ことは、遙かに良好な誤り検出/誤り警報確率を得るこ
とができる。しかし、HS−SCCHを復号化する例に
おいては、YI復号化アルゴリズムのみでは十分ではな
い。それ故に合成メトリック計算を修正することが望ま
しい。
【0051】例えば、UEが4個のHS−SCCH内の
それぞれのパート1データ部分を復号化し、ステップS
130のYIアルゴリズムを用いて、複数の復号化され
たパート1を信頼できるものとして評価すると決定す
る。
それぞれのパート1データ部分を復号化し、ステップS
130のYIアルゴリズムを用いて、複数の復号化され
たパート1を信頼できるものとして評価すると決定す
る。
【0052】1個のHS−SCCHのみが復号化の間正
しく受信した場合には(ステップS140の出力がYE
Sの場合)、ステップS145でHS−SCCHのパー
ト2を復号化し、UEはHS−SCCHに対応するHS
−DSCHからのデータの記憶を開始する。正しく受信
したHS−SCCHがない場合、あるいは複数のHS−
SCCHを正しく受信した場合(ステップS140のN
Oの場合)、UEはいずれのHS−SCCHもステップ
S133で正しく受信しなかったと決定する。ステップ
S133の出力がYESの場合には処理は停止する(ス
テップS134)。
しく受信した場合には(ステップS140の出力がYE
Sの場合)、ステップS145でHS−SCCHのパー
ト2を復号化し、UEはHS−SCCHに対応するHS
−DSCHからのデータの記憶を開始する。正しく受信
したHS−SCCHがない場合、あるいは複数のHS−
SCCHを正しく受信した場合(ステップS140のN
Oの場合)、UEはいずれのHS−SCCHもステップ
S133で正しく受信しなかったと決定する。ステップ
S133の出力がYESの場合には処理は停止する(ス
テップS134)。
【0053】複数のHS−SCCHを正しく受信した場
合(ステップS133のNOの場合)。このことは2個
以上のHS−SCCHが正しく受信されたことを意味
し、本発明の方法は、1個のHS−SCCHのみを選択
しなければならない(ステップS150)。TTI当た
りUEに対しては、1個の伝送のみが存在するために、
これらのHS−SCCHのうち1個は誤った警報であ
る。したがって、本発明の一実施例によれば、UEはそ
のUEに対する1個のHS−SCCHを選択するために
ステップS50/S150に関し議論した「タイブレー
ク(tie-breaking)」手順を適用する。
合(ステップS133のNOの場合)。このことは2個
以上のHS−SCCHが正しく受信されたことを意味
し、本発明の方法は、1個のHS−SCCHのみを選択
しなければならない(ステップS150)。TTI当た
りUEに対しては、1個の伝送のみが存在するために、
これらのHS−SCCHのうち1個は誤った警報であ
る。したがって、本発明の一実施例によれば、UEはそ
のUEに対する1個のHS−SCCHを選択するために
ステップS50/S150に関し議論した「タイブレー
ク(tie-breaking)」手順を適用する。
【0054】図8はYIアルゴリズムの動作を示す部分
的なトレリスグラフである。YIアルゴリズムは、良好
な結果(例えば、そのUEに意図された伝送およびUE
がその伝送を自分に意図されたものと正しく決定する)
あるいは誤った結果(例えば、UEは意図された受信者
でないと決定する)を示すハードメトリックとして分類
される。したがって、複数のHS−SCCHが正しいも
のとして評価されると前記のソフトメトリックは、タイ
ブレークメカニズムとして機能して正しいHS−SCC
H、それ故に正しいHS−DSCHを決定する。そのた
めMPMD,APMD,FPMDソフトメトリックは、
パスメトリック差に基づいてステップS150でUEが
正しいHS−SCCHを復号化できるように、たたみ込
み符号として用いられるように計算される。
的なトレリスグラフである。YIアルゴリズムは、良好
な結果(例えば、そのUEに意図された伝送およびUE
がその伝送を自分に意図されたものと正しく決定する)
あるいは誤った結果(例えば、UEは意図された受信者
でないと決定する)を示すハードメトリックとして分類
される。したがって、複数のHS−SCCHが正しいも
のとして評価されると前記のソフトメトリックは、タイ
ブレークメカニズムとして機能して正しいHS−SCC
H、それ故に正しいHS−DSCHを決定する。そのた
めMPMD,APMD,FPMDソフトメトリックは、
パスメトリック差に基づいてステップS150でUEが
正しいHS−SCCHを復号化できるように、たたみ込
み符号として用いられるように計算される。
【0055】エラー検出にCRCを用いることが高価で
あるようなアプリケーションにおいては、YIアルゴリ
ズムは、エラー検出を実行する別の方法を提供する。こ
のアルゴリズムは、たたみ込み符号のヴィタービ復号化
と共に非常に少ない処理のオーバヘッドを与えるに過ぎ
ない。YI復号化アルゴリズムは、2本のパスがトレリ
ス内で合流し、そのパスメトリックの観点から近い場合
には、1本のパスは他方のパスに対してあえて選択する
ことは、エラーをより起こし易いという原理に基づいて
いる。
あるようなアプリケーションにおいては、YIアルゴリ
ズムは、エラー検出を実行する別の方法を提供する。こ
のアルゴリズムは、たたみ込み符号のヴィタービ復号化
と共に非常に少ない処理のオーバヘッドを与えるに過ぎ
ない。YI復号化アルゴリズムは、2本のパスがトレリ
ス内で合流し、そのパスメトリックの観点から近い場合
には、1本のパスは他方のパスに対してあえて選択する
ことは、エラーをより起こし易いという原理に基づいて
いる。
【0056】YIアルゴリズムは、図4のレート1/
2、拘束値k=3のたたみ込み符号を考慮することによ
り説明できる。そのトレリスを図5にプロットする。Y
Iアルゴリズムの一般的な記述は次の通りである。まず
レベル(K−1)で開始して、2k−1のパスをラベル
Cとして特定する。その後、レベルj(j=k,k+
1,…)において、複数の合流パスの中から、最大のロ
グゆう度値(λj(a))を有するパス「a」と、次に
最大のログゆう度値λj(b)を有するパス「b」とを
選択する。パスがレベル(j−1)でラベルCを有し、
λj(a)とλj(b)の差が、前のある正定数である
しきい値A以上の場合には、ラベルC(例えば、信頼性
のある)を有するパス「a」を生き残らせる(生き残り
パス)。それ以外の場合に、パスはラベルX(例えば、
信頼できない)として生き残る。この状態におけるパス
「a」以外の他のパスは廃棄される。
2、拘束値k=3のたたみ込み符号を考慮することによ
り説明できる。そのトレリスを図5にプロットする。Y
Iアルゴリズムの一般的な記述は次の通りである。まず
レベル(K−1)で開始して、2k−1のパスをラベル
Cとして特定する。その後、レベルj(j=k,k+
1,…)において、複数の合流パスの中から、最大のロ
グゆう度値(λj(a))を有するパス「a」と、次に
最大のログゆう度値λj(b)を有するパス「b」とを
選択する。パスがレベル(j−1)でラベルCを有し、
λj(a)とλj(b)の差が、前のある正定数である
しきい値A以上の場合には、ラベルC(例えば、信頼性
のある)を有するパス「a」を生き残らせる(生き残り
パス)。それ以外の場合に、パスはラベルX(例えば、
信頼できない)として生き残る。この状態におけるパス
「a」以外の他のパスは廃棄される。
【0057】各状態における生き残り、即ち勝ち抜きパ
スは、通常のヴィタービ復号化アルゴリズムを用いてパ
スを選択するのと同一の方法の最ゆう度決定により選択
される。YIアルゴリズムは、しきい値Aがゼロの場合
には、通常のヴィタービ復号化アルゴリズムとなる。
スは、通常のヴィタービ復号化アルゴリズムを用いてパ
スを選択するのと同一の方法の最ゆう度決定により選択
される。YIアルゴリズムは、しきい値Aがゼロの場合
には、通常のヴィタービ復号化アルゴリズムとなる。
【0058】図8の部分的トレリスグラフにおいて、パ
スa,b,c,dがレベルj−1におけるラベルCを付
した生き残りパスと仮定すると、レベルjにおけるパス
a−eとc−fがある状態で合流し、パスb−gとd−
hが別の状態で合流する。以下の場合、 λj(a−e)≧λj(c−f)+A と λj(d−h)<λj(b−g)<λj(d−h)+A の場合、パスa−eがラベルCでもって生き残り、パス
b−gがラベルXとして生き残る。図8に示すように、
レベルj+1においては、パスa−e−sとb−g−t
が合流する。以下の場合でさえ、 λj+1(b−g−t)≧λj+1(a−e−s)+A パスb−g−tがラベルXで生き残るが、その理由はパ
スb−gはすでにレベルjでラベルXを有するからであ
る。
スa,b,c,dがレベルj−1におけるラベルCを付
した生き残りパスと仮定すると、レベルjにおけるパス
a−eとc−fがある状態で合流し、パスb−gとd−
hが別の状態で合流する。以下の場合、 λj(a−e)≧λj(c−f)+A と λj(d−h)<λj(b−g)<λj(d−h)+A の場合、パスa−eがラベルCでもって生き残り、パス
b−gがラベルXとして生き残る。図8に示すように、
レベルj+1においては、パスa−e−sとb−g−t
が合流する。以下の場合でさえ、 λj+1(b−g−t)≧λj+1(a−e−s)+A パスb−g−tがラベルXで生き残るが、その理由はパ
スb−gはすでにレベルjでラベルXを有するからであ
る。
【0059】上記の手順は、フレーム全体が復号化され
るまで継続される。その時点で、最適のパスメトリック
を有する生き残りパス(選択されたパス)にラベルXが
付され、エラーが宣言される。それ以外の場合には、フ
レームは良好であるとして受け入れられる。YIアルゴ
リズムは、ある状態で比較されたパスメトリックの距離
(勝ち抜きパスから他の合流パスへの距離)が、互いに
離れていればいるほど選択された生き残り(勝ち抜き)
パスの信頼性が上がる。
るまで継続される。その時点で、最適のパスメトリック
を有する生き残りパス(選択されたパス)にラベルXが
付され、エラーが宣言される。それ以外の場合には、フ
レームは良好であるとして受け入れられる。YIアルゴ
リズムは、ある状態で比較されたパスメトリックの距離
(勝ち抜きパスから他の合流パスへの距離)が、互いに
離れていればいるほど選択された生き残り(勝ち抜き)
パスの信頼性が上がる。
【0060】図9は、本発明によるエラー検出方法の別
の実施例を示すフローチャート図である。図6で説明し
たように、ステップS210,S220,S240,S
250は、図6のステップS20,S40,S50と同
一である。かくして、これらのステップの詳細な議論は
割愛する。しかし、この実施例においては、本発明の方
法は、いかなる数のHS−SCCHをUEが正しく受信
したかを決定するために、パリティチェック符号を用い
ている(ステップS230)。
の実施例を示すフローチャート図である。図6で説明し
たように、ステップS210,S220,S240,S
250は、図6のステップS20,S40,S50と同
一である。かくして、これらのステップの詳細な議論は
割愛する。しかし、この実施例においては、本発明の方
法は、いかなる数のHS−SCCHをUEが正しく受信
したかを決定するために、パリティチェック符号を用い
ている(ステップS230)。
【0061】エラー検出に関する別のアプローチは、少
ないパリティチェックビットを用いてエラー検出に対す
る信頼性を上げることである。パリティチェック符号に
おいては、各パリティチェックビットが、2以上の情報
ビットに対して排他的OR操作を行うことにより計算さ
れる。各パリティチェックビットの計算に応じて様々な
パリティチェック符号が同一数のパリティビットに対し
得られる。例えば、3個の情報ビットと2個のパリティ
チェックビットがあると仮定すると、1つの可能性のあ
るパリティチェック符号は、第1のパリティチェックビ
ットが1番目と3番目の情報ビットを排他的ORを実行
することにより計算され、第2のパリティチェックビッ
トが2番目と3番目のビットの排他的ORを採ることに
より計算される。別のパリティチェック符号は、第1と
第2の情報ビットを用いることにより第1パリティビッ
トを計算し、第1と第3の情報ビットを用いることによ
り第2パリティビットを計算する。パリティビットは、
ある情報ビットの単なる繰り返しでもよい。
ないパリティチェックビットを用いてエラー検出に対す
る信頼性を上げることである。パリティチェック符号に
おいては、各パリティチェックビットが、2以上の情報
ビットに対して排他的OR操作を行うことにより計算さ
れる。各パリティチェックビットの計算に応じて様々な
パリティチェック符号が同一数のパリティビットに対し
得られる。例えば、3個の情報ビットと2個のパリティ
チェックビットがあると仮定すると、1つの可能性のあ
るパリティチェック符号は、第1のパリティチェックビ
ットが1番目と3番目の情報ビットを排他的ORを実行
することにより計算され、第2のパリティチェックビッ
トが2番目と3番目のビットの排他的ORを採ることに
より計算される。別のパリティチェック符号は、第1と
第2の情報ビットを用いることにより第1パリティビッ
トを計算し、第1と第3の情報ビットを用いることによ
り第2パリティビットを計算する。パリティビットは、
ある情報ビットの単なる繰り返しでもよい。
【0062】パリティチェックは、YIアルゴリズムと
PMDソフトメトリックと共に用いると、エラー検出/
誤り警報性能を大幅に改善する。図10は、パリティチ
ェック符号ビットが基地局でスクランブリング符号と共
に用いられるプロセスを示す。例えば、8個の情報ビッ
トを有するHS−SCCHのパート1と、8個の情報ビ
ットに付属され計算された4個のパリティチェック符号
ビットをブロック1010で考える。各HS−SCCH
に対しては、付属したパリティビットの情報ビットがブ
ロック1020でたたみ込み符号化され、その後ブロッ
ク1030で図3で説明したスクランブリングアプロー
チを用いてスクランブリングされる。4個のHS−SC
CHにおいては、これによりピークのデータレート処理
を72Kpbsに増加させ、これは12ビット以上のC
RCを用いて必要とされるのよりも良好な結果を出す。
PMDソフトメトリックと共に用いると、エラー検出/
誤り警報性能を大幅に改善する。図10は、パリティチ
ェック符号ビットが基地局でスクランブリング符号と共
に用いられるプロセスを示す。例えば、8個の情報ビッ
トを有するHS−SCCHのパート1と、8個の情報ビ
ットに付属され計算された4個のパリティチェック符号
ビットをブロック1010で考える。各HS−SCCH
に対しては、付属したパリティビットの情報ビットがブ
ロック1020でたたみ込み符号化され、その後ブロッ
ク1030で図3で説明したスクランブリングアプロー
チを用いてスクランブリングされる。4個のHS−SC
CHにおいては、これによりピークのデータレート処理
を72Kpbsに増加させ、これは12ビット以上のC
RCを用いて必要とされるのよりも良好な結果を出す。
【0063】図9を参照すると、UEは、各4個のHS
−SCCH内のパート1データ部分を復号化し、そして
ステップS230でパリティチェック符号を用いて復号
化されたパート1のうち1つあるいは複数のものが信頼
できるものであると決定する。具体的に説明すると、U
Eにより復号化されたパリティチェック符号を用いて、
いずれかのHS−SCCHがパスするかをテストする。
1個のHS−SCCHが成功した場合(ステップ231
でのYES)には、前の実施例と同様にステップ245
が実行され、そのHS−SCCHに対しパート2を復号
化して対応するHS−DSCHからのデータの記憶を開
始する。いずれのHS−SCCHも成功せず、あるいは
複数のHS−SCCHが正しく受信された場合(ステッ
プS231でのNO)には、UEはいずれのHS−SC
CHは、ステップS233で正しく受信されなかったか
否かを決定する。ステップS233の出力がYESの場
合には、処理は停止する(ステップS234)。複数の
HS−SCCHが成功した場合(ステップ233のNO
の場合)、本発明の方法は、ステップ235でYIアル
ゴリズムを用い、HS−SCCHの信頼できるあるいは
信頼できないインディケータを獲得し、処理はステップ
231に戻る。ステップ231において、1個のHS−
SCCHのみが正しい(ステップS231での出力がY
ESの場合)、ステップS245でそのHS−SCCH
に対するパート2を復号化して、対応するHS−DSC
Hからのデータの記憶を開始する。いずれのHS−SC
CHもパスしないかあるいは複数のHS−SCCHがパ
スした場合には、ステップS233の出力が2回目の繰
り返しでNOの場合(点線で示す)には、ステップS2
50でAPMD,FPMDおよび/またはMPMDメト
リックが計算され、それを用いて復号化すべき唯一のH
S−SCCHを選択するよう決着を付ける。
−SCCH内のパート1データ部分を復号化し、そして
ステップS230でパリティチェック符号を用いて復号
化されたパート1のうち1つあるいは複数のものが信頼
できるものであると決定する。具体的に説明すると、U
Eにより復号化されたパリティチェック符号を用いて、
いずれかのHS−SCCHがパスするかをテストする。
1個のHS−SCCHが成功した場合(ステップ231
でのYES)には、前の実施例と同様にステップ245
が実行され、そのHS−SCCHに対しパート2を復号
化して対応するHS−DSCHからのデータの記憶を開
始する。いずれのHS−SCCHも成功せず、あるいは
複数のHS−SCCHが正しく受信された場合(ステッ
プS231でのNO)には、UEはいずれのHS−SC
CHは、ステップS233で正しく受信されなかったか
否かを決定する。ステップS233の出力がYESの場
合には、処理は停止する(ステップS234)。複数の
HS−SCCHが成功した場合(ステップ233のNO
の場合)、本発明の方法は、ステップ235でYIアル
ゴリズムを用い、HS−SCCHの信頼できるあるいは
信頼できないインディケータを獲得し、処理はステップ
231に戻る。ステップ231において、1個のHS−
SCCHのみが正しい(ステップS231での出力がY
ESの場合)、ステップS245でそのHS−SCCH
に対するパート2を復号化して、対応するHS−DSC
Hからのデータの記憶を開始する。いずれのHS−SC
CHもパスしないかあるいは複数のHS−SCCHがパ
スした場合には、ステップS233の出力が2回目の繰
り返しでNOの場合(点線で示す)には、ステップS2
50でAPMD,FPMDおよび/またはMPMDメト
リックが計算され、それを用いて復号化すべき唯一のH
S−SCCHを選択するよう決着を付ける。
【0064】TTI当たり、UEへの1個の伝送のみが
存在し得るために複数のHS−SCCHのうち1個のみ
が誤った警報となる。かくして、本発明のこの実施例
は、UEは最終的に図6のステップS50で説明したタ
イブレーク(tie-breaking)手順を適用してそのUEに
対する1個のHS−SCCHを選択する。
存在し得るために複数のHS−SCCHのうち1個のみ
が誤った警報となる。かくして、本発明のこの実施例
は、UEは最終的に図6のステップS50で説明したタ
イブレーク(tie-breaking)手順を適用してそのUEに
対する1個のHS−SCCHを選択する。
【0065】本発明のさらなる実施例においては、エラ
ー検出はパリティチェック符号に対する別の符号、スク
ランブリング符号グループ識別子(scrambling code gr
oupidentifier,SCGI)符号を用いて実行される。
SCGI符号は、図10のHS−SCCHの各パート1
に添付される。SCGIは、HS−SCCH伝送が所属
するスクランブリング符号グループを識別しパート1と
共に送信される。各UEは、HS−SCCH上のパート
1を復号化し、SCGIがUE特定のスクランブリング
符号グループに対応するか否かをチェックする。どのS
CGI符号もUE特定スクランブリング符号グループに
マッチしない場合には、UEは、どのHS−SCCHも
自分に向けられたものではないと決定する。ただ1つの
SGCI符号がマッチする場合にはそのHS−SCCH
のパート2を復号化し、対応するHS−DSCHの記憶
を開始する。複数のSCGI符号がそのグループにマッ
チした場合にはUEは、YIアルゴリズムまたはソフト
メトリックのいずれかを用いて決着をつける。
ー検出はパリティチェック符号に対する別の符号、スク
ランブリング符号グループ識別子(scrambling code gr
oupidentifier,SCGI)符号を用いて実行される。
SCGI符号は、図10のHS−SCCHの各パート1
に添付される。SCGIは、HS−SCCH伝送が所属
するスクランブリング符号グループを識別しパート1と
共に送信される。各UEは、HS−SCCH上のパート
1を復号化し、SCGIがUE特定のスクランブリング
符号グループに対応するか否かをチェックする。どのS
CGI符号もUE特定スクランブリング符号グループに
マッチしない場合には、UEは、どのHS−SCCHも
自分に向けられたものではないと決定する。ただ1つの
SGCI符号がマッチする場合にはそのHS−SCCH
のパート2を復号化し、対応するHS−DSCHの記憶
を開始する。複数のSCGI符号がそのグループにマッ
チした場合にはUEは、YIアルゴリズムまたはソフト
メトリックのいずれかを用いて決着をつける。
【0066】上記のアプローチの原理は、スクランブリ
ング符号の全部のセットをグループに分割することであ
る。pビットのSCGIが用いられる場合には、2p個
のグループが形成される。スクランブリング符号をUE
に割り当てることにより(呼びの設定時に行われる)各
スクランブリング符号グループ内のUEの数のバランス
をとることができる。これにより、同一の符号グループ
内のUEへの同時伝送の確率を減らし、これにより、警
報アラームが発生する確率を改善する。SCGIアプロ
ーチは、基地局とUEで比較的簡単に実施されるが、そ
の理由はパリティチェック符号とは異なり必要とされる
ものは、SCGIビットフィールドをHS−SCCHパ
ート1の符号化の前に情報ビットに挿入あるいは添付す
ることだからである。
ング符号の全部のセットをグループに分割することであ
る。pビットのSCGIが用いられる場合には、2p個
のグループが形成される。スクランブリング符号をUE
に割り当てることにより(呼びの設定時に行われる)各
スクランブリング符号グループ内のUEの数のバランス
をとることができる。これにより、同一の符号グループ
内のUEへの同時伝送の確率を減らし、これにより、警
報アラームが発生する確率を改善する。SCGIアプロ
ーチは、基地局とUEで比較的簡単に実施されるが、そ
の理由はパリティチェック符号とは異なり必要とされる
ものは、SCGIビットフィールドをHS−SCCHパ
ート1の符号化の前に情報ビットに挿入あるいは添付す
ることだからである。
【0067】本発明は上記の通りであるが、様々な変形
例が可能である。上記に記載したアルゴリズムは、いく
つかの構成要素フローチャートブロックから構成されて
いるが、本発明は、アプリケーション特定集積回路、ソ
フトウェア駆動プロセッサ回路あるいは他の個々の素子
の組合せから実行することができる。様々な変形例は、
本発明の精神および範囲から離れるものとは見なされな
い。尚、特許請求の範囲に記載した参照番号がある場合
は、発明の容易な理解のためで、その技術的範囲を制限
するよう解釈されるべきではない。
例が可能である。上記に記載したアルゴリズムは、いく
つかの構成要素フローチャートブロックから構成されて
いるが、本発明は、アプリケーション特定集積回路、ソ
フトウェア駆動プロセッサ回路あるいは他の個々の素子
の組合せから実行することができる。様々な変形例は、
本発明の精神および範囲から離れるものとは見なされな
い。尚、特許請求の範囲に記載した参照番号がある場合
は、発明の容易な理解のためで、その技術的範囲を制限
するよう解釈されるべきではない。
【図1】本発明により基地局が送信した連鎖符号構造を
形成するプロセスを表す図
形成するプロセスを表す図
【図2】本発明により共有制御チャネルと共有ダウンリ
ンクデータチャネルとの間の関係を表す図
ンクデータチャネルとの間の関係を表す図
【図3】たたみ込みエラー訂正符号のスクランブリング
符号の使用を表す図
符号の使用を表す図
【図4】単純なたたみ込み符号化器の状態グラフ
【図5】ヴィタービアルゴリズムがUEのデコーダ内で
いかに実行されるかを表すトレリスグラフ
いかに実行されるかを表すトレリスグラフ
【図6】本発明によるエラー訂正方法を表すフローチャ
ート図
ート図
【図7】本発明によるエラー訂正方法の一実施例を表す
フローチャート図
フローチャート図
【図8】図7の方法がいかに正しい共有制御チャネルを
復号化するかを表すトレリスグラフ
復号化するかを表すトレリスグラフ
【図9】本発明によるエラー訂正方法の他の実施例を表
すフローチャート図
すフローチャート図
【図10】パリティチェック符号ビットが基地局でスク
ランブリング符号と共にいかに用いられるかを表すプロ
セスを表す図
ランブリング符号と共にいかに用いられるかを表すプロ
セスを表す図
110 エラー検出符号(例えば、CRC長さp)
120 エラー訂正符号(例えば、たたみ込み符号レー
ト1/r) 310 エラー訂正符号(たたみ込み符号) 320 UE特定スクランブリング符号(01010 400 たたみ込み符号化器 410,420,430 シフトレジスタ要素 455,465 符号化ビット 500 トレリスグラフ S10 UEが4個のHS−SCCHのパート1を同時
伝送を介して受信する S20 UEが各パート1を脱スクランブルする S30 上がいずれかのHS−SCCHが正確に受信し
たかを決定する S33 HS−SCCHを1つも正しく受信していない
か? S34 停止 S40 1個だけ正しくHS−SCCHを受信したか? S45 UEが1個の正しく受信したHS−SCCHの
パート2を復号化しHS−DSCHデータを記憶する S50 UEが計算されたメトリックに基づいて1個の
HS−SCCHを選択する S110 UEが4個のHS−SCCHのパート1を同
時伝送を介して受信する S120 UEが各パート1を脱スクランブルする S130 UEがYIアルゴリズムを用いていずれかの
HS−SCCHを正しく受信したかを決定する S133 HS−SCCHを1つも正しく受信していな
いか? S134 停止 S140 1個だけ正しくHS−SCCHを受信したか
? S145 UEが1個の正しく受信したHS−SCCH
のパート2を復号化しHS−DSCHデータを記憶する S150 UEが計算されたメトリックに基づいて1個
のHS−SCCHを選択する S210 UEが4個のHS−SCCHのパート1を同
時伝送を介して受信する S220 UEが各パート1を脱スクランブルする S230 UEは復号化されたパリティチェック符号を
用いていずれかのHS−SCCHを正しく受信したかを
決定する S231 1個だけ正しくHS−SCCHを受信したか
? S233 HS−SCCHを1つも正しく受信していな
いか? S234 停止 S235 UEはYIアルゴリズムを用いていずれかの
HS−SCCHが正しく受信したか否かを決定する S245 UEが1個の正しく受信したHS−SCCH
のパート2を復号化しHS−DSCHデータを記憶する S250 UEが計算されたメトリックに基づいて1個
のHS−SCCHを選択する 1010 パリティビットを計算し添付する 1020 エラー訂正符号(たたみ込み符号) 1030 UE特定スクランブリング符号
ト1/r) 310 エラー訂正符号(たたみ込み符号) 320 UE特定スクランブリング符号(01010 400 たたみ込み符号化器 410,420,430 シフトレジスタ要素 455,465 符号化ビット 500 トレリスグラフ S10 UEが4個のHS−SCCHのパート1を同時
伝送を介して受信する S20 UEが各パート1を脱スクランブルする S30 上がいずれかのHS−SCCHが正確に受信し
たかを決定する S33 HS−SCCHを1つも正しく受信していない
か? S34 停止 S40 1個だけ正しくHS−SCCHを受信したか? S45 UEが1個の正しく受信したHS−SCCHの
パート2を復号化しHS−DSCHデータを記憶する S50 UEが計算されたメトリックに基づいて1個の
HS−SCCHを選択する S110 UEが4個のHS−SCCHのパート1を同
時伝送を介して受信する S120 UEが各パート1を脱スクランブルする S130 UEがYIアルゴリズムを用いていずれかの
HS−SCCHを正しく受信したかを決定する S133 HS−SCCHを1つも正しく受信していな
いか? S134 停止 S140 1個だけ正しくHS−SCCHを受信したか
? S145 UEが1個の正しく受信したHS−SCCH
のパート2を復号化しHS−DSCHデータを記憶する S150 UEが計算されたメトリックに基づいて1個
のHS−SCCHを選択する S210 UEが4個のHS−SCCHのパート1を同
時伝送を介して受信する S220 UEが各パート1を脱スクランブルする S230 UEは復号化されたパリティチェック符号を
用いていずれかのHS−SCCHを正しく受信したかを
決定する S231 1個だけ正しくHS−SCCHを受信したか
? S233 HS−SCCHを1つも正しく受信していな
いか? S234 停止 S235 UEはYIアルゴリズムを用いていずれかの
HS−SCCHが正しく受信したか否かを決定する S245 UEが1個の正しく受信したHS−SCCH
のパート2を復号化しHS−DSCHデータを記憶する S250 UEが計算されたメトリックに基づいて1個
のHS−SCCHを選択する 1010 パリティビットを計算し添付する 1020 エラー訂正符号(たたみ込み符号) 1030 UE特定スクランブリング符号
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(72)発明者 ファルーク ウッラ カン
アメリカ合衆国、07726 ニュージャージ
ー州、マナラパン、インバーネス ドライ
ブ 22
(72)発明者 アッシュウィン サンパス
アメリカ合衆国、08873 ニュージャージ
ー州、サマーセット、ノッティンガム ウ
ェイ 32
(72)発明者 スウアン・ユン スー
アメリカ合衆国、07747 ニュージャージ
ー州、マタワン、クレスト サークル 62
Fターム(参考) 5J065 AA01 AB01 AC02 AD04 AD10
AE01 AE02 AF02 AG05 AG06
AH07 AH09 AH19 AH22 AH23
5K014 AA01 BA10 DA06 FA09 FA11
Claims (10)
- 【請求項1】 (A) 各制御チャネルの少なくとも一
部を復号化するステップと、 (B) 前記復号化ステップの間に制御チャネルを正し
く受信したか否かを決定するステップと、 (C) 少なくとも1つの計算されたメトリックに基づ
いて正しく受信した制御チャネルのうちの1つのチャネ
ルを選択するステップとからなることを特徴とする無線
通信システムの制御チャネル内のエラーを検出する方
法。 - 【請求項2】 前記(B)ステップは、 (B1) ヤマモト−イトウ(YI)復号化アルゴリズ
ムを実行するステップを含むことを特徴とする請求項1
記載の方法。 - 【請求項3】 前記(B)ステップは、 (B2) 各制御チャネルの各部分に付属したSCGI
符号をYIアルゴリズムと共に用いるステップを含むこ
とを特徴とする請求項2記載の方法。 - 【請求項4】 前記(B)ステップは、 (B3) 前記各制御チャネルの各部分に付属したパリ
ティチェック符号を用いるステップを含むことを特徴と
する請求項1記載の方法。 - 【請求項5】 (A) 各制御チャネルの少なくとも一
部を復号化するステップと、 (B) 復号化ステップの間制御チャネルを正しく受信
したか否かを決定するためにヤマモト−イトウ(YI)
復号化アルゴリズムを実行するステップと、 (C) 少なくとも1つの計算されたメトリックに基づ
いてYIアルゴリズムにより決定された正しく受信され
た制御チャネルのうちの1つを選択するステップとを有
することを特徴とする無線通信システムの制御チャネル
内のエラーを検出する方法。 - 【請求項6】 (A) 制御チャネルの少なくとも一部
を復号化するステップと、 前記一部は、パリティチェック符号を有し、 (B) 前記パリティチェック符号を用いて復号化ステ
ップの間に制御チャネルを正しく受信したか否かを決定
するステップと、 (C) 少なくとも1つの計算されたメトリックに基づ
いて正しく受信した制御チャネルのうちの1つを選択す
るステップとを有することを特徴とする無線通信システ
ムの制御チャネル内のエラーを検出する方法。 - 【請求項7】 無線通信システムにおいて、基地局から
複数のユーザ機器(UE)に送信された制御チャネル内
のエラーを検出する方法において、 (A) UEで各制御チャネルの少なくとも一部を復号
化するステップと、 前記各一部は、スクランブリング符号グループ識別子
(SCGI)符号を含み、 (B) 前記SCGI符号がUEのスクランブリング符
号グループに対応するか否かをチェックすることにより
前記復号化ステップの間に制御チャネルを正しく受信し
たか否かを決定するステップと、 (C) 少なくとも1つの計算されたメトリックに基づ
いて正しく受信した制御チャネルのうちの1つを選択す
るステップとを有することを特徴とする方法。 - 【請求項8】 前記(B)ステップは、 (B1) ヤマモト−イトウ(YI)復号化アルゴリズ
ムをパリティチェック符号と共に実行するステップを有
することを特徴とする請求項6または7記載の方法。 - 【請求項9】 前記(C)ステップは、 (C1) 前記決定するステップで決定する際に、複数
の制御チャネルを正しく受信した場合に、正しく受信し
たと決定した各制御チャネルに対し、パスメトリック差
(PMD)メトリックを計算するステップと、 (C2) 前記計算されたPMDに基づいて正しく受信
した制御チャネルのうちの1つを選択するステップとを
有することを特徴とする請求項1,5,6,7のいずれ
かに記載の方法。 - 【請求項10】 前記(C1)ステップは、 (C11) 最小パスメトリック差(MPMD)メトリ
ックと、総合パスメトリック差(APMD)メトリック
と、周波数パスメトリック差(FPMD)メトリックの
少なくとも1つを計算するステップを含むことを特徴と
する請求項9記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
US10/115,967 US7162675B2 (en) | 2002-04-05 | 2002-04-05 | Error detection methods in wireless communication systems |
US10/115967 | 2002-04-05 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JP2003318745A true JP2003318745A (ja) | 2003-11-07 |
JP2003318745A5 JP2003318745A5 (ja) | 2006-05-25 |
Family
ID=28673873
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP2003101269A Abandoned JP2003318745A (ja) | 2002-04-05 | 2003-04-04 | 無線通信システムの制御チャネル内のエラーを検出する方法 |
Country Status (5)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US7162675B2 (ja) |
EP (4) | EP1487118B1 (ja) |
JP (1) | JP2003318745A (ja) |
KR (1) | KR20030080204A (ja) |
DE (4) | DE60309007T2 (ja) |
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CN1617473A (zh) * | 2003-11-10 | 2005-05-18 | 皇家飞利浦电子股份有限公司 | 在支持p2p模式的通信体系中用于消除p2p干扰的方法和装置 |
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