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。
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