JP4234264B2 - 加速式コード取得を有するスペクトル拡散電話器 - Google Patents
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Description
【発明の属する技術分野】
本発明はスペクトル拡散方法を使用する無線電気通信システムに関する。
【0002】
【従来の技術及びその課題】
スペクトル拡散方法
電気通信における最も重要なツールのうちの1つは、スペクトル拡散方法である。例えば、直接拡散方式のスペクトル拡散(DS−SS:direct−sequence spread−spectrum)伝送において、信号は送信機及び受信機の双方にとって既知のコードワードによって変調される(コードワードは単に長い擬似ランダム・ビットシーケンス、即ち、ランダムに現れるビットのシーケンスであるが、発生器に対する入力によって決定され、このため、再生可能である。このシーケンスはカスタム・ハードウェアによって送信機及び受信機の双方において全く同一に発生される。)。受信端では、デジタルろ過方法を使用して、予期される擬似ランダム・ビットシーケンスを用いてコード化された信号のみを選択的に認識することができる。コードワードは同一のスペクトル空間を共有する信号を分離するのに使用されるため、これらの方法はコード分割多元接続(CDMA:codo−division−multiple−access)としても既知である。コードワードの各ビットとデータの各ビットとを区別するために、コードワードのビットは「チップ(chip)」と呼ばれる。チップレートは通常、ビットレートに比してはるかに速い。
【0003】
「スペクトル拡散(spread spectrum)」という用語は2つの他の技術、即ち、受信機が予測し得る或る方法で送信機周波数が変化する「周波数ホッピング(frequency−hopping)」方式と、所定のパルス間隔の際にキャリアが広帯域に渡ってスイープされる「チャープ(chirp)」変調またはパルスFMとを言及するのに使用される。周波数ホッピング方式は民間の電気通信にとってそれ程重要ではない。
【0004】
CDMA方式は一般にセル電話システムに使用される。この種のシステムでは、隣接する基地局は異なった拡散するシーケンス(ロング擬似ノイズ、即ち「PN」コード)を有しなければならず、また移動ユニットはインタフェースし得る各基地局に対する正確なロングコード(拡散するシーケンス)にロックできなければならない。移動ユニットは出会う可能ロングコードのセットを既に知っていることとなるが、オンに切り換えられたときにどのロングコードに出会うかを事前に知ることはない。大部分のシステムにおいて、移動ユニットはまた受信したロングコード・オフセットが何であるかを知ることはない。即ち、ロングコードの送信のタイミングは既知ではない。しかしながら、移動ユニットが受信したロングコードを迅速に収集することは非常に望ましい。このことは1つの基地局から別の基地局へのハンドオフにおける本質的段階である。基地局ハンドオフは、基地局の数が大きくなるにつれて特に問題となる。
【0005】
こうして、最初の取得またはハンドオフの際のロングコードの取得はクリティカルなボトルネックである。このことを加速するための技術は、日本電信電話移動通信網株式会社(NTT DoCoMo:Nippon Telegraph& TelephoneMobile Communication Network,Inc.)システムにおいて提案されてきた。このシステムにおいて、各基地局は移動システムがこの基地局に対する正確なロングコードを収集することを助ける「パイロット(pilot)」(または「パーチ(perch)」上に信号を送信する。
【0006】
DoCoMo システム
DoCoMo システムは、ロングコードのPN取得をより簡単にする幾つかの機能を導入した。DoCoMo システムでは、PN取得は基地局のロングコードによってコード化されていない記号を断続的に同時通信することによって達成される。
【0007】
こうして、移動受信機は各基地局によって共有される特別なショートコード(「SCo」)を単に捜すことができる。移動ユニットがこのショートコードを見つけるとき、移動ユニットはショートコードSCkのうちのどれがSCoコードと同期して同時通信されているのかを調べるのに注視することもできる。SCkコードは基地局がどの送信機グループに属するかを示すこととなる。受信機はこの情報を使用して、コードの完全なセットを通した探索を短くする。この情報が一旦取得されると、解決しなければならない2つの曖昧さが依然としてある。即ち、受信機は可能性のあるロングコードの削減されたグループの中のどのロングコードが同時通信されているのかを識別しなければならず、また受信機はロングコードのフェーズを決定しなければならない。
【0008】
即ち、DoCoMo システムのタイミングアーキテクチャー内では、ロングコードマスク化記号が10個の記号(シンボル)毎に1度同時通信される。完全なロングコードには160個の記号があるので、ロングコードが1回繰り返される前に、ロングコードマスク化記号は16回同時放送されることとなる。こうして、DoCoMo システムでは、受信機は(ロングコード期間内の)ショートコードの16回の繰返しのうちのどれが検出されたのかを発見しなければならない(どのロングコードが使用されている際中かは既知ではないので、可能ロングコードの低減されたセットの全ての可能フェーズをチェックする必要がある。)。参照によって本願に組み込まれる、ヒグチ他(Higuchi et al.)による「ロング拡散コードを使用したDS−CDMA移動無線における高速セルリサーチ・アルゴリズム(Fast cell search algorithm in DS−CDMA mobile radio usinglong spreading codes)」、1997年度アイトリプルイー第47回車両技術会議(1997 IEEE 47th VehicularTechnology Conference)、第3巻、第1430頁から第1434頁を参照されたい。
【0009】
加速式コード取得を有するスペクトル拡散電話器
本出願は、各基地局がこの基地局のロングコードワードによって拡散されたデータだけではなく、拡散されていない(断続的な)コード識別データをも同時放送する改良式移動通信アーキテクチャを開示する。コード識別データは多数の記号を含むブロックコードであり、この結果、多数の間欠的送信にはコード識別データの送信を完了することが要求される。この送信によって、移動局は2つの方法、即ち、コード識別データがロングコード自身についての少なくとも幾つかの情報を与える方法と、ブロックコードのフェーズがロングコードワードのフェーズについての少なくとも幾つかの情報を与える方法とによって、基地局のロングコードワードに対する探索を短くさせられる。
【0010】
このことによって有益にも、システムにおいて、新しい基地局に対する正確なコードを取得するのに移動ユニットがしなければならないことを捜す手間の量が著しく低減される。また、このことによって、ハンドオフの際に新しい基地局をより速く得ることができることから更に有益である。
【0011】
【発明の実施の形態】
本出願の多数の革新的な教示を現在の好ましい実施例について特に参照して説明することとする。しかしながら、このクラスの各実施例は、本願での革新的な教示の多くの有益な使用のうちの数例を提供するに過ぎないことを了知すべきである。一般に、本出願の明細書で行われる各陳述は、種々の権利主張をしている発明の何れをも必ずしもその範囲を定めるものではない。また、幾つかの陳述は他のものではなく本願の幾つかの発明力のある特徴に当てはまり得るものである。
【0012】
定義
以下の事項は本出願で使用される技術用語のうちの幾つかである。
ブロックコード(Block Code):各コードが多数の記号(またはワード)を含んでいるコード。
ボース−コールドウェル技術(Bose−Caldwell technique):任意の周期的コードからコンマのないワードを発生する手続き。
CDMA:コード分割多元接続。
コンマ無し(Comma−Free):内部繰返しを持たない、即ち、コードワードの長さよりも短い任意のシフトによって自身にオーバレイすることができないコードワード。
CSC:共通のショートコード。
ドップラーシフト(Doppler shift):送信機と受信機の間の相対速度によって引き起こされる、送信周波数と受信周波数の間の差。フィンガーズ(Fingers):並列に動作できるサーチ相関器。
ガロア拡大体(Galois Field):有限オーダーのフィールド。
ガウスノイズ(Gaussian Noise):中心周波数の回りにベル曲線分布(bell−curve distribution)を表示するノイズ。
ゴールドコード(Gold Codes):CDMAの使用に対する良好な相を相関及び良好な自己相関特性を有するPNの特別なタイプ。
ロングコード(Long Code):長期間、例えば40,960チップを有する擬似ノイズ拡散インジケータ。
Mシーケンスセット(M−Sequence set):例えばバランス、シフト及び加算、それに相関等の或る一定の特性を有する線形フィードバック・シフトレジスタによって発生される最大可能長さのシーケンス。
マルコフ連鎖(Markov Chain):確率のマルコフプロセスを例示する状態マシーンに対する遷移グラフ。
NTT DoCoMo:日本電信電話移動通信株式会社。直交ゴールドコード(Orthogonal Gold Codes):エラー検出及び修正特性を有するゴールドコード。
擬似ノイズ(PN:Pseude−noise):擬似乱数を使用して発生されるノイズ状の波形。
擬似ランダム・ビットシーケンス(Pseudo−randomBit Sequence):ランダムに現れるが発生に対する入力によって決定され、従って、再生可能であるビットのシーケンス。
レイリーフェージング(Rayleigh Fading):信号フェージングに対する標準的モデル。
リード−ソロモンコード(Reed−Solomon code):
良好な距離特性を有するブロック、非2進数、エラー修正コードのカテゴリ。
SN比(SNR:Signal−to−Noise Radio):バックグランドノイズに対する局によって受信される信号レベルの比。
SIR:信号対混信比。
スライディング・ウインドー相関(Sliding WindowCorrelation):特定のコードの位置を見い出すのに使用する技術。受信コードがサンプリングされ比較されている時間は、相関が見い出されるまでシフトする。
拡散シーケンス(Spreading Sequence):擬似ノイズシーケンス情報を示すのに使用するロングコード。
記号(Symbol):特定の長さのコード。他の記号と共にアルファベットが形成される。
シンドローム多項式(Syndrome Polynomial):送信コード中のエラーまたはシフトの位置を表わす等式。
ウェルシュ・シーケンス(Walsh Sequence):セルラーCDMAシステムに使用する直交コード。
WCDMA:広帯域CDMA。
【0013】
あらまし
本出願はDoCoMo システムの改良をもたらすのに使用することができる発明を開示するものである。DoCoMo システムにおけるように、全ての基地局に共通のロングコードマスク化記号、SCoは繰り返して同時放送される。しかしながら、汎用ショートコード記号と組み合わされる単一繰返し記号の代わりに、第2のロングコード非マスク化チャンネル上で、記号づつロンガーコードが同時放送される。このロンガーコードの各記号は、移動受信機によって容易に認識することができる。例えば、第2のパーチ(perch)チャンネル上のショートコードはおのおのが、DoCoMo システムにおけるような4つの値のうちの1つを有することが許されると共に、ブロックコードに対して8つの記号が使用されれば、原理的に、16ビットの情報を第2のパーチチャンネル上で送信し得ると思われる。しかしながら、現在の好ましい実施例はこの多くの可能性を実際にコード化しない。何故ならば、好ましいコード化はまた受信機に受信中のコードのフェーズを知らせるからである。このことは「コンマのない(Comma−free)」ブロックコードを使用することによって達成される。
【0014】
この出願における「コンマのない」という用語は、内部的に繰返しではないシーケンスについて言及するときに達成される。例えば、おのおのが4つの値を有することができる8つの記号の各ブロックに対して、以下のブロックは全て内部的繰返しを含み、コンマなしではない。
AAAAAAAAまたはBBBBBBBB(1つのシフトでの繰返し);
ABABABABまたはCDCDCDCD(2つのシフトでの繰返し);
ABCDABCDまたはCAAACAAA(4つのシフトの繰返し)。
【0015】
以下において示すように、コンマのない特性は可能ブロック記号の数を大幅に低減することはない。しかしながら、コンマのない特性は重要な付加的情報をもたらす。
【0016】
受信機はどんなブロックコードが可能であるかを知っている。こうして、第2のパーチチャンネル上の記号のシーケンスを調べることによって、受信機は受信基地局によって送り出されているブロックコードを聞くことができる。一旦受信機が完全なブロックコードを構成するのに十分な記号を聞くと、受信機は直ちに2つの重要な情報を引き出す。先ず、移動局はDoCoMo システムにて可能であるよりもはるかに特定の基地局のロングコードについての情報を得ている。
【0017】
第2に、受信機はロングコードの1回の繰返し内の汎用コードに関する繰返し回数に起因するフェーズ曖昧さを除去している。再度、ロングコードがマスクされない汎用コードの16回の繰返しを含む簡単な例を挙げれば、DoCoMo システムは16個の異なるシフト位置が各ロングコードに対して厳密に検討される必要があることを要求する。これとは対照的に、コンマのないブロックコードの使用はシフト位置における曖昧さを低減する。前記の簡単な例において、ブロックコードが8の長さである場合、一旦ブロックコードが認識されたならば、ロングコードに対して2つの可能なシフト位置があるに過ぎない。このことは要求される探索量を大幅に低減する。
【0018】
アルファベットの4個の記号を使用して8記号ブロックを形成する別の例を挙げれば、可能ブロックの行数は48(4の8乗、即ち、65,536)である。コンマがあるコードを除くことは44(256)個のコードの除去を必要とする(何故ならば、1→または2→のシフト下で循環するどのコードも4のシフト下でも循環することとなるからである)。コンマのないコードの残存総数である65280は8で割られる。何故ならば、これらのコードの各可能シフトは依然として生じることとなるからである。このことによって8160個のユニークなコンマのないブロックが生じるが、この数は依然として大きい数である。
【0019】
こうして、ブロックコードの長さにはトレードオフがある。より長いブロックコードはロングコードが識別される特定性を大幅に増大させることとなる(アルファベットの4つの記号を有する8の長さのブロックコード等のロングブロックコードに対して、ロングコードを独自に識別することは可能であり得る。)。しかしながら、使用するブロックコードが長ければそれだけ、移動局がブロックコードの全ての記号を得るのにより多くの時間が要求される。更に、使用するコードワードまたは記号の数が多くなればそれだけ、収集探索の複雑さは大きくなる。
【0020】
例えば、アルファベットの4個の記号と、16個のロングコード・マスク化記号及び128個のロングコードのセットを含むロングコードとに関する前述した簡単な例を用いれば、8の長さのコンマのないブロックコードのセットは、128個のロングコードのうちの1個を独自に識別するのに必要とされるよりもはるかに必要とされる。こうして、実際に探索しなければならないケースの数は2個である(2個の可能シフトを有する1個のロングコード)。代替的に、4の長さのブロックコードが万が一システムに使用されれば、コンマのないブロックコードの数は正確に44−42,即ち240である。ここで、ブロックコード中の情報は、128個の可能ロングコードのうちの1つを独自に識別するのに十分過ぎる。この場合、ロングコードのフェーズにおける曖昧さの数は4(16÷4)であり、この結果、ロングコード可能性の数は4に過ぎない。
【0021】
コンマのないコードワードの大きな数のうち、これらのコードワードの小さなサブセットだけが選択される(例えば、(8,3)R.S.コードの例に対するコードワードの長さは64に過ぎない)。この選択を行い、この結果、選択されたコードワードは大きな最小ハミング距離を有する。このことは性能を向上させることとなる。何故ならば、受信機が1個のコードワードを識別し損う可能性はより長い最小距離においてより小さくなるからである。リード−ソロモンコードは大きな最小距離でコードワードのセットを決定する方法を提供する。使用するコードは混同を最小化するように選択されることが好ましい。以下において説明するように、リード−ソロモンコードはこのことに対して特に有益である。エラー修正コードとして最初は設計したにも拘らず、リード−ソロモンコードのコンマのない特性はそれらをコードベースの取得目的に対して特に有益にする。
【0022】
詳細な説明
現在の好ましい実施例はDoCoMo システムの改良として企図されている。しかしながら、革新的な着想に関する他の実施も勿論可能である。
【0023】
本開示の好ましい実施例は、PNシーケンスについての情報をCDMAシステムにおけるパーチチャンネル(perch channel)を通して送出する方法である。この方法は、基地局(BS:base station)が同期されず、この結果、各BSが異なる拡散シーケンス(即ち、「ロングコード(long code)」)を使用する状況に関係している。この種の場合、移動局(MS:mobile station)は先ず移動体が十分に高い強度の信号を受信するBSによってコードが使用されていることを決定しなければならない。取得時間を改善するために、短い(例えば256チップ)のゴールドコードから成るマーカが周期的に送信される。ゴールドコードは、隣接するチャンネル干渉を小さく保つ良好な相互相関特性と、容易な受信機同期化を支持する良好な自己相関とを有している。このショートコードマーカはSCoと呼ばれる。また、可能なロングコードの全セットは1からNのグループに分割される。収集を促進するために、グループ識別子もまたパーチチャンネルを通して送信される。現在使用される1つの案(scheme)は、N個の直交ゴールドコード(SC1からSCN)のうちの1つ、即ち、或る一定のエラー修正及び取消し特性を有するゴールドコードを、マーカSCo及びグループ識別子がちょうどオーバーラップするように、グループ識別子としてパーチチャンネルを通して送出する。
【0024】
同期化を達成するために、移動体は先ずSCoの位置を決定し、次いでSC1からSCNのうちのどれが受信されている際中であるかを見い出すことによって、ロングコードグループを決定する。しかしながら、グループ当り多くのロングコードがあるので、移動体は依然として長い探索を行って、使用中である正確なロングコードを決定しなければならない。
【0025】
開示した方法はグループコードを繰り返し送信する代わりに、パーチチャンネルを通して(n,k)ブロックコードを送出することによってこの種の長い探索を緩和する。コードのk個のデータ記号はロングコードシーケンスIDをコード化する。ブロックコードは繰り返し送出されるので、コンマのない特性を有しなければならない。即ち、コードワード毎の循環けた送りはユニークでなければならない。この特性によって、一旦コードの隣接する記号がパーチチャンネルから集められると、コードを独自に復号化できることが保証される。N個のゴールドコードから或るアルファベットを有する例えばリード−ソロモンコーード等のエラー修正コードはクロックコードに対して使用される。MSはロングコードIDを得るのにソフト決定復号化(soft−decision decoding)を使用する。即ち、クロックコードによってもたらされる大きな最小距離は等価のダイバーシティに再度帰着する。また、コンマのないブロックコードが使用されるので、移動体はコードワードの正確な循環けた送りを決定することもできる。この循環けた送り情報を使用してロングコードフェーズを決定することができる。即ち、ロングコードの1周期内でマーカが1回以上送信されて、マーカ位置に関してロングコードの開始点が曖昧になる場合に、このことが必要とされる。図6は移動局(MS)が基地局(BS)から得られた信号を有する無線通信システムを図示している。基地局は各セル604の中心に位置している。BS信号を得たMSへのBS信号の経路は方向性信号矢印602によって示されている。MSはこのMSに伝播する間に経路損失が最小量であるBS信号を得る。
【0026】
この方法の諸利点は、移動体が探索しなければならないロングコードの数が低減され、この結果として、
1.所定量のハードウェアに対する取得時間が低減され、かつ
2.より大きなオーダーのダイバーシティ組合せが用いられ、こうして、許容収集性能を得るのに必要なパーチSNRを低減することができるという事実に由来する。このことは干渉がより少なくなると共に、システム容量が増大することを意味している。
【0027】
80Hzのドップラーシフトを有するレイリーフェージングに対して0dBの平均パイロットSNRにて、GF(17)を通した(8,3)リードソロモンコードからのコンマのないコードワードを使用するこの開示された方法は、既存のグループコードベースの方法に対する取得時間の3分の1を下回る約1秒の平均収集時間を生む。
【0028】
背景:NTT DoCoMo
図2はNTT DoCoMoのチャンネル構造を図示している。現在使用しているNTTシステムでは、トラフィック及び制御チャンネルに対する記号は、40960チップの周期を有すると共に、「M−シーケンス(M−sequence)」セットから選択される「ロングコード」によって拡散される。このセットは本質的に、相互に相対的にシフトされ、共に排他的論理和(Xor)演算される2つの最大長さシフトレジスタ・シーケンスである。
【0029】
各BSは地理的にはるかに離れているBS間のコード再使用の可能性を有する個別ロングコードを使用する。L個のロングコードの全セットは、おのおのがL/N個のロングコードから成るN個のグループに分割される。現行のNTT仕様はL=128でN=4を使用している。ロングコードのこれらのセットは良好な自己相関特性及び低い相互相関を有している。
【0030】
NTTシステムにおける取得プロセスを助長するために、2つの所謂「パーチ(perch)」チャンネルが設けられる。各パーチチャンネルは、本質的に625ms毎に周期的に現れるマーカである1つの「ロングコードマスク化記号(long code masked symbol)」を有している。名称が示唆するように、これらのマーカ記号(NTT仕様では256チップのロングゴールドコード)はロングコードによって拡散されず、全ての基地局に共通である。第1のパーチチャンネル上のロングコードマスク化記号は、「SCo」と称せられる。第1のパーチチャンネルは、マスクされないと共にPN取得プロセスの最終段階において使用される他の256チップ記号から構成される。トラフィック及び制御チャンネルは同一のロングコードを使用して拡散されるが、256チップの直交ウェルシュシーケンス(Walsh sequence)によって多重化され、このためパーチ1チャンネルが拡散されない場合相殺となる。このために、トラフィックチャンネルは取得問題に対して無視することができる。しかしながら、トラフィックチャンネルはパーチチャンネルの干渉エネルギーが計算されるときに考慮に入れなければならない。何故ならば、受信信号の遅延した多重経路成分に現れるトラフィックチャンネルはもはやパーチチャンネルに対して直交してはいないからである。
【0031】
第2のパーチチャンネルはロングコードマスク化され、625ms毎に周期的に現れると共に、ちょうどSCoとオーバーラップする1つの記号のみから構成される。この記号はロングコードグループをコード化し、従って第2のパーチチャンネル上にN個の異なるロングコードマスク化記号(SC1からSCN)のうちの1つがある。現行のNTTの提案では、SCoからSCNは256チップの「ショート」ゴールドコードのセットから選択される。
【0032】
図5は基地局セルの伝送構造を図示している。制御チャンネル(CCH:control channel)上のデータは、直角位相シフトキーイング(QPSK:Quadrature Phase Shift Keying)モジュールによって変調される。次いで、信号はセルサイト−ユニークロングコード(LCj:cellsite−unique long code)及び全てのセルサイトに共通する共通ショートコード(CSC:common short code)の組合せによって拡散される。しかしながら、ロングコードシーケンスは、各セルのロングコードが属するグループを識別するロングコードのグループ識別コード(GICj:group:dentification code)によって1つのデータ記号間隔(または、ショートコード長さ)に渡って周期的にマスクされる。
【0033】
{SCo,SC1,…,SCpg−1}は直交ショートコードの全セットであり、またSCoはCSCに割り当てられたショートコードであり、一方、他のコードはトラフィックチャンネル(TCh:trafficchannel)に割り当てられている。SCo以外のこれらのショートコードのうちの1つはGICとして再使用される。2つのシーケンスを使用して、j番目のセルライトの拡散コードを発生する。第1のシーケンスは発生器シフトレジスタに全ての「1」をロードすることによって発生される。他方のシーケンスは発生器シ
ニークなシフト定数)の2値表現のものをロードすることによって発生される。ロングコードLCjは、
【数1】
(ρはモジュロー2総和オペレーションである)として発生
(A(#pg−1)はロングコードグループの数であり、各グループはシステムに使用するロングコードの総数の1/A倍を含んでいる)として決定される。
【0034】
PN取得プロセスは次の3つの段階に分けることができる。
段階1:受信機は先ず(SCoの局所的に発生したレプリカと受信信号のスライディングウインドー相関(sliding window correlation)を実行すると共に、SCo位置での相関ピークを検出することによって)SCoの位置を決定する。
段階2:受信機はSC1からSCNのうちのどれがSCoのトップ上にて送信されたかを検出することによってロングコードグループを決定する(これは、段階1にて決定したマーカ位置にて受信信号とSC1からSCNのおのおのとの相関をとることによって行われる)。
段階3:各グループはL/N個のロングコードから構成されるので、受信機は更にこれらの可能性を探索する。また、マスクした記号は625ms毎に一度現れると共に、ロングコードの周期は10msであるので、16個のマスクした記号はロングコードの周期毎に現れる。この結果、検出されたマスクした記号はロングコードの16個のオフセットの何れか1つと合わせられ得る。こうして、段階3においては総数16(L/N)回の探索があり、各探索は受信信号と適切なオフセットのコードとの相関から構成される。また、この探索はパーチ1のマスクされないロングコード部上で行われる。
【0035】
現行の探索プロセス、特に段階3は大量のハードウェアを用いない限り明らかに極めて長いものであり、このことは受信機側で取得に多大な時間がかかることを意味している。段階3にf個の探索「フィンガ(finger)」、即ち探索を並行に行う相関器を割り当てれば、探索を完了するのに必要な記号間隔の数Sは次式で表わされる。
【0036】
【数2】
このことは各可能ロングコード及びオフセットが1つの記号間隔の間に受信信号に対して相関をとられること(即ち、ダイバーシティは用いられないこと)と、各フィンガは記号レートで動作して、記号間隔毎に1つの相関出力を生成すること、とを仮定している。
【0037】
16個の「フィンガ」を使用して、L=128及びN=4であれば、この探索は32の記号間隔を使い尽くす。即ち、パーチ1上のタイムスロット当り9のマスクされない記号があるので、このことは殆んど4つのタイムスロットである。512個のフィンガを使用することによって、この時間が1つの記号のみにカットされる。しかしながら、512個の探索フィンガに関するオーバーヘッドはこの選択を非実用的なものにしてしまう。
【0038】
コードベース取得
図1はコードベース取得に関する開示した方法を図示している。この開示した方法は、ロングコードのセットをより多数のグループに分割すると共に、相応じてより多くのグループ情報を第2のパーチチャンネルを通して送信することによって、現行の方法に関する諸問題を緩和するものである。現行のNTT案はSC1からSCqのうちの1つ、即ち、2ビットの情報をパーチ2を通して送信する。パーチ2上で1つの記号長さであるグループコードを繰り返し送信する代わりに、開示した方法はグループコードとしてのq個の記号から構成されるアルファベットに渡って長さnのブロックコードを使用する。このことは記号C1C2,…,Cn(各C1はゴールドコードSC1からSCqのうちの1つである)のシーケンスを送出することに対応する。
【0039】
幾つかのビットのグループコード情報はこの種の繰返しブロックコードを用いることによってコード化することができる。Nがより大きいので(N個のグループをコード化することは{log(N)}ビットを必要とする)、段階3で探索すべきロングコードの数、即ちL/Nはより小さい。
【0040】
コンマのないコード
ロングコードのオフセットはまたコンマのないコードを使用してブロックコードにコード化することもできる。ブロックコードは繰り返し送信されるので、受信機はブロックコードC1C2…Cnの任意の循環けた送りを得ることができる。各コードワードは、ユニークなコードの循環けた送りの数として定義されるその期間によって特徴づけられる。例えば、2進コードに対して、全てが1または全てが0のコードワードは1の期間を有しているのに対し、交互する0−1シーケンスは期間2を有することとなる。明らかに、例えば長さnの長いコードに対して、期間n、即ちCoからn−1の循環けた送りに対応する)コードワードの全てのn回の循環けた送りを有する幾つかのコードワードがあることとなる。長さnのコードワードが期間Pを有すれば、Pはnを除する。仮にnが素数であれば、可能性のある期間は1とnである。例えば、長さ3の全ての2進数シーケンスに対して、{000,111}は期間1を有し、他の6個のシーケンス{100,010,001,110,101,011}はおのおのが期間3を有する。
【0041】
ロングコードを識別するという目的のために、コードワードの期間は搬送する情報のビット数に対する関係を有する。このことは、コードワードの一意の循環けた送りを使用して、ロングコードの可能オフセットをコード化することができることによる。しかしながら、真実であるべきこのことに対して、コードワードnの長さは、この例では16であるロングコードマスク化記号位置に関するロングコードの可能オフセットの数を割らなければならない。図3はn=8のブロックコードを図示している。
【0042】
コードワードの記号Gを同期させて、ロングコード期間の始めからスタートさせることができる。8つのユニークな循環けた送りの全てを有する(即ち、期間8を有する)コードワードのみを使用すると仮定すれば、受信機はロングコードの2つの可能オフセットを調べる必要があるに過ぎない。一方、8よりも短い期間を有するコードワードはより少ない情報をコード化する。即ち、4の期間は4のオフセット曖昧さを意味し、これらの4つのオフセットは依然として探索する必要がある。期間4を有する長さ8の2進数コードワードの例は10111011である。
【0043】
こうして、ロングコード情報を送出するブロックコードを設計するために、ブロック長さnはこの例では16の因数でなければならない。nを16の倍数として選択するのも作業のうちであるが、このことは逆に取得時間に影響を与えてしまう。何故ならば、受信機はコードワードから全ての記号を集めるようにn個のタイムスロットを拡張しなければならないからである。また、期間nを有するコードワードの大部分の情報をコード化するため、この種のコードワードのみが使用されることとなる。
【0044】
一意の循環けた送り
qに関するアルファベットに渡るn個の要素から成る集合に対して、
【数3】
(P1,P2,……,Pgは素数)がnの一意の因数分解であるとすれば、コンマのないqに関するアルファベットに渡るn個の要素から成る集合Mは、次式によって与えられる。
【0045】
【数4】
前述のM個のコードワードはn個の一意の循環けた送りを有する全てのコードワードの集合から成っているので、これらのコードワードはM/n個の互いに素のクラスに分割することができ、この際、各クラスは特定のコードワードの全ての循環けた送り、即ち、M/n個の一意のグループを含んでいる。前記等式はqnのn個の要素から成る集合の大きな割合が実際にコンマがなく、次の項は第1の項に比して指数関数的に小さいことを示している。
【0046】
前記等式の特殊な場合として、n=P1が素数である場合を考えると、M=qn−qn/pが成立する。例えば、n=4でかつq=2であれば、12個のコンマのないコード、即ち{0001,0010,0100,1000,0111,1011,1101,1110,1001,1100,0011,0110}がある。相互に循環けた送りである各コードから成る3つのクラスは、{0001,0010,0100,1000}、{0111,1011,1101,1110}、及び{1001,1100,0011,0110}である。こうして、3つの一意のグループがある。
【0047】
M/n個のクラスのおのおのから任意の1つのコードワードを使用すれば、M/n個までのロングコードグループをコード化することができる。また、各コードワードはコンマがなく、かつ除算するのにn(この例では16)が選択されるので、16/n個のオフセットを探索しさえすればよい。段階3において、コンマのないコードベースのアプローチに対して(如何なるダイバーシティの組合せもなく)探索を完了するのに必要な記号間隔の数は次の通りである。
【0048】
【数5】
16を除算しないコード長さを使用したとすれば、記号間隔が必要となることに留意されたい。一方、nが16を除算はするが、コンマのないコードを使用しないとすれば、各コードワードはその期間に応じて異なる量の情報を搬送し、この結果、復号化を複雑化する。
【0049】
長さ2の簡単なコンマのないコード
総数512個(L=512)のロングコードを仮定する。単一の記号グループコードの代わりに、n=2のコンマのないコードを用いることができる。q=16を選択すれば、M/nは結果を出し、これに対してq=17はM/n=136を与える。こうして、サイズ17のアルファベットセットを使用する7ビットをコード化することができ、このことはおのおのが4個のロングコードを含む128個のロングコードグループ(N=128)をコード化することになる。ショートコードSC1からSC17を前述した長さが2のコードに対するアルファベットとして使用すれば、コードワードは128対の並べられた形式(SC1,SC2)、(SC1,SC3)等となる。(SCi,SCj)をコードワードとして選択すれば、(SCj,SCi)はコードワードとしては使用されない。また、各コードワード(SCi,SCj)に対して、保持するコンマのない特性上、iはjとは等しくない。各コードの第1の要素は、図3の例に示すように、ロングコード期間の開始に合わせられる。受信機はパーチ2上の各コードワードの循環けた送り双方を受信する。ここで、受信機での収集マスクを再度3つの段階に分ける。
段階1:前記と同じ
段階2:受信機は(SCi,SCj)のうちのどれをパーチ2上の受信機によって送出するかを決定する。このことは、2つの連続したマスクした記号位置でのSC1からSC17と相関をとることによって行われる。ダイバーシティに対して、幾つかの奇数及び偶数の決定変数を組み合わせて、最終的な決定を行うことができる。コードワード(SCi,SCj)は128個のグループのうちのどの1つが送出中であるかを受信機に知られる。また、所定のコードワード(SCi,SCj)に対して、SCiまたはSCjのうちの一方だけがロングコードの始めと合わされるので、受信機は段階3における8個のオフセットのみを通して探索する必要がある。
段階3:各グループは8つのオフセット曖昧さを有する4個のロングコードから構成されるので、合計32個の組合せを探索する必要がある。
【0050】
こうして、前記等式において16個の相関器フィンガを使用すれば、2つの記号期間のみが全ての可能性を通して探索するのに必要とされる。即ち、多数の記号に渡って相関を行って、(ミス及びフォールスアラーム確率の点から)段階3全体の性能を向上することができる。4つのタイムスロットを使用すれば、段階3における18のダイバーシティを達成することができる。
【0051】
エラー修正コード
コンマのないコードを使用し、更にエラー修正ブロックコードを使用することによってコードダイバーシティを活用して、パーチ2上のロングコード情報を送出することができる。リードソロモンコードは、前述したような小さな探索空間の利益だけでなく、コードのエラー修正特性による取得の第2の段階の改良した性能をも生む。
【0052】
エラー修正コードはその有益な特性を達成する。何故ならば、エラー修正コードは、全てのそのコードワードがそれらの間に或る最小の距離を有するように、即ち、tエラー修正コードが最小距離2t+1を有するように設計されるからである。各コードワードの全ての循環けた送りはまた受信機にて受信される。こうして、コードワードの全ての循環けた送りもまたコードワードであるコードが必要とされる。換言すると、巡回コードが必要とされる。このことは勿論のこと問題ではない。何故ならば、コード化理論文献の重要部分は事実巡回コードを扱っているからである。
【0053】
例えば16を除するブロック長さnを有する任意のエラー修正巡回コードは、ロングコード識別のために使用することができる。この種のコードからのコンマのないコードワードを選択しなければならない。即ち、n個の一意の循環けた送りを有するコードワードを使用して、ロングコードグループをコード化する。
【0054】
ゴールドコードのセットはブロックコードに対するアルファベットとして使用することができるので、例えばq=17等の大きなアルファベットセットサイズを用いることができる。このことはリードソロモン(RS:Reed Solomon)コードを開示した方法のために好ましいものとする。何故ならば、これらのコードはアルファベットセットサイズが大きいことを要求するからである。また、リードソロモンコードはシングルトン・バウンド(singleton bound)を満たす。即ち、(n,k)RSコードは最小距離dmin=n−k+lを有し、これは任意の(n,k)巡回コードに対する最小可能距離dminである。
【0055】
コンマなしコードワード計数
nがq−1を除するとすれば、(n,k)RSコードはGF(q)、即ち、オーダーqのガロア拡大体を通して構成することができる。.がGF(q)の基本要素で、かつ次式が成立すると仮定する。
【0056】
【数6】
る生成多項式を使用して構成することができる。値Cは任意にかつ通常は1に選択される。しかしながら、発生したコードにおけるコンマのないコードワードの数を最小化するために、Cに対する最適値は実際は0である。こ
を有する生成多項式を使用して構成される。前述のように、次式がnの一意の因数分解であるとする。
【0057】
【数7】
このとき、コンマのないCにおけるコードワードの数は次式によって与えられる。
【0058】
【数8】
qに関するアルファベットに渡るn個の要素から成る集合に対する前記等式と比較した場合、RSコード中のqk個のコードワードの大きな割合はコンマなしと思われる。しかしな
と言えて、Cが0に等しくないのであれば、コンマのないワードの数は次式のように変形される。
【0059】
【数9】
そのコードに対する生成多項式が与えられた任意の巡回コードからコンマのないコードワードのサブセットを発生する手続き、即ち、ボース−コールドウェル(Bose−Caldwell)技術が引き出されている。ダブリュー・ダブリュー・ピーターソン(W.W.Peterson)及びイー・ジェー・ウェルドン(E.J.Weldon)著の、エラー修正コード(ERROR CORRECTING CODES)371〜91(1972年)を参照されたい。この手続きをRSコードに適用すれば、任意の(n,k)コードはnqk−1個のコンマのないコードワードを発生することになる。換言すれば、コンマのない特性は1つの情報記号を放棄することによって達成される。しかしながら、ボース−コールドウェル技術によって得られるnqk−1個のコードワードに比して実際より多くのコンマのないコードワードが所定のRSコードにあることを示すことができる。
【0060】
ボース−コールドウェル技術は、発生したコードワードの循環けた送りがあるとすれば、循環けた送りを独自に決定するシンドローム多項式を構成できるという点で別の特性を有する。こうして、復号化の際に、受信機は受信したコードワードの全ての循環けた送りを可能性のある送信したコードワードのおのおのと比較することを回避する。しかしながら、コードベースのアプローチから大部分のものを得るために、受信機におけるRSのソフト決定復号化が必要とされる。ソフト復号化手段を使用すれば、RSコードの普通の復号化と同様に循環けた送りを決定するのにも有効な効率的復号化技術を使用することができるにも拘らず、考慮されている短い長さ(n=8)のRSに対して複雑さは問題ではない。
【0061】
リードソロモンコードコンマなしのコードワード
コードベース収集案に対して、例えば16を除するブロック長さnが選ばれる。GF(17)に渡るRSコードがこれに対して最適である。何故ならば、これらのコードは16を除するブロック長さを有しているからである。(8,2)コードは、(ボース−コールドウェル技術によって発生された136個のコードワードに対抗するものとして、マシーン探索によって見い出された)M=272のコンマのないコードワードを有する。従って、M/n=34のロングコードグループをこの種のコードを用いてコード化することができる。
【0062】
(8,2)コードの代わりに、より多くの情報をコード化するのに使用することができる(8,3)コードは、例えdmin=6を有するとしても好ましい。GF(17)における基本要素は3である。生成多項式が以下のようであるとする。
【0063】
【数10】
この場合、M=173−17=4896個のコンマなしのコードワードが得られる。極めて重要であるという訳ではないが、興味あることは次式が成立するとする。
【0064】
【数11】
この場合、173−172=4624個しかコンマのないコードワードが得られない。
【0065】
(生成器g(x)を使用する)(8,3)コードにおける4896個のコンマのないコードワードを、おのおのがコードワード当り8つの循環けた送りを含む、4896/8=612クラスのコードワードに分割し得る。こうして、612個までのロングコードグループを、これらの612のクラスのおのおのから任意の1つのコードワードを使用してコード化することができる。1例として、612のクラスのサブセットのみを使用して、ロングコードグループの数を64にする。この選択はRSコードベースのアプローチの性能を元々のNTTのアプローチ及び単純な長さ2のコードと比較する上で便利である。システムには512個のロングコードがあり、これらが64のグループ(N=64)に分割されてグループ当り8個のロングコードが残されることを仮定する。これら64個のコードワードのおのおのの第1の記号は、図3におけるように、ロングコード期間の開始に合わせられる。受信機は各コードワードのあらゆる循環けた送りを受信し、合計で64×8個のコードワードを受信する。しかしながら、受信機は送信された特定の循環けた送りを知っているので、2つのオフセットの曖昧さに対してではあるが、ロングコード期間の開始を決定する。
【0066】
こうして、8個のコード及びそれらの2つづつのオフセットを段階3において探索する必要がある。これらの16の可能性を受信機にて16個のフィンガを使用して1つの記号間隔において並行に探索することができる。このとき、受信機は、例えば4つのタイムスロットにおいて非常に高いオーダーのダイバーシティを使用することができ、この際、4つのタイムスロットにおいて、受信機は最終の探索及び非常に正確なロングコードの検査に対してこれらのスロットに現れる全ての36個のシンボルを使用することができる。また、必要であれば、段階3で探索すべき16個のコード及びオフセットを依然として必要としながらも、(最大612までの)64以上のロングコードグループを使用して、多数のロングコードを支持することができる。
【0067】
要約すると、前述した(8,3)コードを使用すれば、受信機によって以下の段階が行われる。
段階1:前記と同じ。
段階2:受信機はグループコードC1C2…C8のうちのどれがパーチ2上の送信機によって送出されているかを決定する(17のうちの各1≦C,≦17はショートコードSC1,SC2,…,SC17のうちの1つに対応している)。このことは受信信号の8つの連続したマスクされた記号位置にあるSC1からSC17との相関をとることによって行われる。8回の決定毎のダイバーシティに対して、変数を組み合わせて最終的決定を行うことができる(dのダイバーシティを得るのに8dのスロットを必要とする)。受信機は受信したコードワードに関するハードまたはソフト復号化の何れかを実行する。
【0068】
ハード決定復号化に対して、受信機は8つの連続したスロットのおのおのにおいて最大相関を生むSCjを単に決定するに過ぎない。このことは標準RS復号化アルゴリズムを使用して2つまでのエラー(何故ならば、2t=n−k=8−3)を修正することができる各C1を決定する。受信したワードが64個のコードワードのどれに対応するのかは、ボース−コールドウェルのアプローチを使用するか、または受信したワードを64個のコードワードのおのおのの8つの循環けた送りのおのおのと徹底的に比較することによって決定することができる。このことはDSPにとっては簡単なマスクである。このことは受信した特定の循環けた送りは勿論、送信したコードワードをも生む。
【0069】
ソフト決定(最大)復号化に対して、相関プロセスから得られた8×17の結果がセーブされる。Diを、i番目のタイムスロット(1≦i≦8 18は8つの連続したタイムスロットのおのおのを表わす)と、ショートコードSCr(1≦r≦17,19)との相関をとった結果とする。オーダーdのダイバーシティ組合せが用いられれば、各Diはdのタイムスロットからの組み合わされた相関値を表わす。ここで、送信することができた16個のコードワードの各1つの8つの循環けた送りのおのおのに対して(総数512の候補)、以下の決定変数を計算する。
【0070】
【数12】
コードワードC1C2…C8の受信した循環けた送りである512の可能な候補のおのおのである)。
【0071】
この探索プロセスにおいて、受信したコードワードの循環けた送りを決定することもできる。このことを効率的に行うために、64個のコードワードC1C2…Cgのおのおのに対して、そのおのおのとその循環けた送りのために.を計算し、得られる(8つの計算値のうちから).の最大値を記憶し、かつこの最大値に対応する循環けた送りを記憶する。このことは全ての64個のコードワードに対して行われ、結局、恐らく送信したコードワードとその受信した循環けた送りを得る。コードワードとそれらの循環けた送りの間の大きな最大距離によって、誤ったコードワードを捨う確率が低減される。即ち、コードダイバーシティがもたらされる。
【0072】
長さ8のグループコードに対して、前述のブルート・フォース・アプローチ(brute forceapproach)を使用するソフト決定復号化は非常
の)相関計算はDSP外部のハードウェアで行われると仮定すれば、前記計算を実行することは5−10K DSPプロセッサ命令サイクル(例えば、テキサス・インスツルーメンツ社(Texas Instruments)によって製造されたティー・エム・エス320シー50エックス(TMS320C54xDSP)の間で推量される。この種の専用ハードウェアは現行の取得法に対しても必要とされる。非常に多数のロングコードが必要とされる場合に将来起こり得るより大きなブロック長さに対して、よりスマートなソフト復号化技術もまた必要とされることとなる。
段階3:各グループは2つずつのオフセット曖昧さを有する8個のロングコードのみから構成されるので、NTT方法の512通りの組合せ、及び単純な長さ2のコンマなしのコードまたは(8,2)RSコードが使用される場合に必要とされる32通りの組合せと比較して、合計16通りの組合せを探索する必要があるだけである。
【0073】
取得の平均時間
平均取得時間に与えるコードベース案の影響は全ての取得段階を共に調査することによって決定できるに過ぎない。探索空間が低減されるために取得プロセスの段階3においては明瞭な利益があるが、より多くの情報が段階2で送信される(n=2コードにつき1個の代わりに2個の記号、及び前述したRSコードにつき8個の記号)。こうして、関数のタイムスロットが双方の場合に対して段階2で費されると仮定すれば、より多くのミスが段階2において予期される。しかしながら、低いSIRに対して、段階3において高いオーダーのダイバーシティ組合せを用いることは、検出の確率を十分に高く保ちつつ、低い偽りロック確率(約10−5)を得るのに必須であることを分析は示している。このことはシミュレーションからも確認される。コードベース法の探索空間がより小さいために、一定数のタイムスロットが段階3で拡張されれば、大きなオーダーのダイバーシティ組合せが使用される。
【0074】
例えば、段階3において16個の相関器フィンガを用いると共に、4つのタイムスロットを使用すれば、長さ2のコンマのないコード当り18のダイバーシティが得られる。何故ならば、タイムスロット当り9個のマスクされない記号があり、16個のフィンガ上の32通りのロングコード及びオフセット組合せを通して探索するのに2個の記号を使用するからである。一方、4つのタイムスロットを使用すれば、(8,3)RSコードから得られるコンマのないコード当り36のダイバーシティが得られるのに対して、NTTのアプローチでは4つのタイムスロットが何らのダイバーシティ組合せも考慮していない。
【0075】
図4は3段階の探索のための状態図を示している。分析のために、独立した探索段階が仮定されるが、各探索段階内にて相関フェージングが考慮されている。レイリーフェージング(Rayleigh fading)に対して、また実際のドップラー周波数(Doppler frequency)に対して、独立性仮定は保持されないが、各段階の間の依存性が考慮に入れられれば分析は複雑すぎる。
【0076】
各探索段階が独立しているという仮定の下に、図4の状態図はマルコフ連鎖(Markovchain)である。このことは信号受信経路を得ることに相当する。チャンネル推定量は取得の際に有効ではないので、非干渉性検出が用いられる。また、(マスクした記号を除いて)パーティチャンネル上の各記号はデータ変調されているので、単一の記号間隔に渡って相関をとることによって逆拡散が行われる。決定変数を形成するのに1つ以上の記号を組み合わせるべきであるのならば、事後検出ダイバーシティを用いる必要がある。
【0077】
段階1探索(状態S1)
第1の段階は半分のチップ間隔でコードSCoを有する入力の相関(スライディング・ウィンドー型相関)を実行する。また、事後検出ダイバーシティ組合せを用いることができる。即ち、T1スロットが段階1で組み合わされれば、u(0≦u≦5119 23)によって示されるSCoの5120個の可能位置のおのおのに対して、実行される試験は次式で表わされる。
【0078】
【数13】
式中、yiは半分のチップ間隔でサンプリングした受信(複素数)サンプルであり、この際、yoは段階1が始まるときに受信される第1のサンプルであり、(Co,C2,…,C255)はショートコードSCoであり、かつTは半分のチップで測定される連続したマスクした記号間の間隔である。5120個の全ての仮説が段階1で試験され、これらのうちの任意の1つが前記等式の試験をパスすれば、探索の段階2に移行する。1つ以上の仮説が試験をパスすれば、最大相関値を生む仮説が選ばれる。何故ならば、関心は単一の受信経路を得ることにあるからである。受信機は試験をパスする多数の仮説を処理して、探索プロセスの1回の反復において1つ以上の経路を並行して潜在的に得ることができる。一方、どの仮説も試験をパスしなければ、ミス状況であり段階1に停まる。この段階における種々の統計量は以下の通りである。
パスしない)確率。
【0079】
段階2(状態S2a及びS2b)
(図4の状態S2aに対応する)段階1での正確な検出及び段階1でのフォールスアラーム(状態S2b)のために、段階2に入る。段階2では、元々のNTTの提案に対して、ロングコードマスク化記号が(段階1から)期得される位置において、受信信号yはショートコードSC1からSCNと相関がとられる。選ばれた仮説は最大相関を有する仮説である。この最大相関出力はまたしきい値.2と比較され、このしきい値を超えた場合にのみヒット(hit)が生じる。ヒットが生じた場合、段階3に移行し、そうでない場合には段階1に戻る。このことによって段階1における誤りが低減される。再度、T2タイムスロットに対する事後検出ダイバーシティ組合せを行うことができる。要約すると、元々のNTT方法に対するこの段階で実行される試験は以下の通りである。
【0080】
【数14】
式中、y1は半分のチップ間隔でサンプリングした受信(複素数)サンプルであり、この際、ynは段階2が始まるときに受信される第1のサンプルであり、段階1で推量したマーカ位置と一致してなり、段階1が正確な仮説を選択すれば、これは正確なマスクした記号位置であり、そうでなければ間違った位置である。シーケ
ドグループをコード化するショートゴールドコードSC1からSCNであり、Tは前述のように5120である。しきい値.2を超えているとすれば、前記等式の試験を最小化するrはグループコードとして選択され、さもなくば段階1に戻る。
【0081】
一方、コードベースのアプローチに対して、受信機は次式で表わされる相関値を計算する。
【数15】
ループコードC1C2…Cnのアルファベットを構成するショートゴールドコードSC1からSCNであり、Ci(1≦Ci≦17 29)はショートコードSCiの1つに対応し、かつi(1≦i≦n 30)はn個の連続したタイムスロットのおのおのを表わす。グループコード及びその受信した循環けた送
素から成る集合及び可能な送信したn個の要素から成る集合のおのおのの間のユークリッド距離(Euclidean distance)に対応する)を計算することによって推量される。決定変数Λは次式で表わされる。
【0082】
【数16】
びそれらの循環けた送りのおのおのである。以下の事項は段階2に対する統計量である。
た場合、段階2の正確の仮説を選ぶ確率。
た場合、段階2の試験がうまく行かなかった確率。
場合、段階2が間違ったグループコードを選ぶ確率。
に対して間違ってうまく行く確率。
に対してうまく行かない確率。
【0083】
段階3(状態S3a及びS3b)
(図4における状態S3aに対応する)段階1での正確な決定及び段階1または段階2(状態S3b)の何れかにおけるエラーのために段階3に入る。段階3では、ロングコードグループは既に決定されている。しかしながら、そのグループの中のどのロングコードが使用中であるかということと、そのオフセットとを決定しなければならない。(事後検出ダイバーシティ組合せを含み得る)T3個のタイムスロットを使用して、受信した信号と対応するロングコード及びオフセットとの相関をとると共に、どの仮説が最大相関出力につながるかを見い出すことによって、ロングコード候補のおのおのを探索する。相関動作はパーチ1チャンネルのマスクされない部分に対応する記号間隔に渡って実行されなければならない。
【0084】
T3個のタイムスロットを段階3で使用すれば、タイムスロット当り9個のマスクされない記号があるので、次式で表わされるオーダーのダイバーシティ組合せを利用することができる。
【0085】
【数17】
16個のフィンガにおいて、前記等式は元々のNTTのグループコード案に対してT3/4のダイバーシティを意味し、前述した長さ2のコンマのないコード例に対しては9(T3/2)のダイバーシティを意味し、また(8,3)RSコードから得られるコンマのないコードに対しては、9Tのダイバーシティを意味する。
【0086】
また、偽のロックの確率を最小化するため、しきい値.3に対して相関値が試験される。このことは非常に重要である。何故ならば、段階3はまた検査段階として機能し、この段階3のために偽りロックの全確率を低く保つことができ、即ち、一旦この段階がパスされると、遅延ロックループが開始され、また偽りロックに対するペナルティが非常に高いからである。こうして、この段階で実行される試験は次式で表わされる。
【0087】
【数18】
式中、y*は受信サンプルの複素共役であり(ロングコードも複素数であるため共役が要求される)、かつ
【数19】
は段階2で決定したグループG(1≦G≦N44)中のロングコードであり、かつ0≦S≦(16/n)−145は16/n個の可能なロングコードオフセットである。段階1が正確な仮説を選択すれば、Gは正しいグループである。即ち、これらの何れかが間違いであれば、間違って段階3に入る(図4の段階S3bに対応する)。
【0088】
前記等式はパーチ1上のロングコードマスク化記号を考慮していない。相関プロセスは段階1で推量されたマスクした記号位置に従ってこれらの記号をスキップしなければならない。
【0089】
以下の事項は段階3に対する統計量である。
定した場合、段階3が正確な仮説を選ぶ確率。
定した場合、段階3の試験が任意のW及びS
に対してうまく行かない確率。
仮定した場合、段階3が間違ったロングコードまたはオフセットを選ぶ確率。
たと仮定した場合、段階3の試験が或るW及びSに対して間違ってうまく行く可能性。
たと仮定した場合、段階3の試験が任意のWまたはSに対してうまく行かず、(正しく)段階1に戻る確率。
【0090】
3つの段階の終りに、正確なロングコード取得に対応する状態「S5」、または偽りロックに対応する状態「S4」の何れかが現在の状態である。
【0091】
シミュレーション結果
この節では、元々のNTTグループコード案と長さ2のコード及び(8,3)RSコードベーースのグループコード案とを比較したシミュレーション結果について説明する。各シミュレーションに対して使用される各パラメータをリストする。即ち、T1,・1,T2,・2,T3及び・3の各値がある。大きな拡散利得のために、全受信信号エネルギーIoに近接し得る受信機での全付加ガウスノイズの分散で以って各しきい値が正規化される。Ioの値は、幾つかの記号間隔に渡る受信信号の包絡線を平均化することによって推量される。分析及びシミュレーションは、ノイズ電力の完全な推定量が受信機で既知であるということを仮定している。
【0092】
パラメータT1,・1,T2,・2,T3及び・3は図4の状態図を分析することによって得られる。しかしながら、最終のパラメータ値及び対応するシミュレーション結果のみを述べる。パラメータは最悪の条件、即ち、経路SIR当り最低の期待平均及び80Hzの最大期待ドップラー周波数に対して最適化される。より低いドップラー周波数はより良好な性能につながる。
【0093】
クロックドリフトのために、T1+T2+T3≦48 51のタイムスロットの制約がある。また、たとえT1>1の条件を使用するのが有益であるにしても、この種の選択は大きなバッファ要求(10から15Kバイトのメモリ)につながる。
【0094】
現行のNTT仕様は総数128個のロングコード(4つのロングコードグループで、グループ当り32個のコード)を仮定しているのに対して、コードベース案はこの数の4倍(512個のロングコード)を支持している。また、シミュレーションは逆拡散記号の抽象化(abstraction)レベルで行われる。このことが意味していることは、受信信号が探索中のコードを搬送している場合、また受信信号が局所的に発生したレプリカに合わされている場合、各逆拡散動作
【数20】
から得られる乱数はES+Nに抽象化される(ESは記号エネルギー(それ自体レイリー分布(Rayleigh distribution)から選ばれた乱数)であり、Nは熱的ノイズ、相互及びセル内部干渉(inter and intra−cell interference)、及び異なるPNシーケンス間の相互相関、あるいはそれらのシフト量を表わす付加ガウスノイズ(additiveGaussian noise)の総分散量である。局所的に発生したコード(cj)が受信コードと同一であるか、または受信コードと合わされていなければ逆拡散記号
【数21】
は分散量Nを有するガウス確率変数に選択されることに留意されたい。双方の場合における付加ノイズは記号間で独立していると仮定される。しかしながら、特定したドップラー周波数でのレイリーフェージングに従う記号間の信号エネルギーESの相関は考慮されている。実際のシステムを厳密にモデル化するものではあるが、この種の抽象化のレベルはシミュレーション時間を相当低減する。また、異なるPNコード間の相互相関、またはPNコード及びそのランダムシフトの間の相関は良好な近似にまで付加ガウスノイズとしてモデル化することができる。
【0095】
16個の相関器フィンガを段階3で使用すると仮定した場合、かつ0dB及び1.5dBの経路平均SIR(平均ES/Nとして定義される)当りに対して、以下の表は80Hzのドップラー周波数を有するレイリーフェージングに対する最終結果を示している。SIR値は、不正確なサンプリングフェーズ、搬送周波数エラー及びIo推定量エラーに起因する信号劣化を包含すると仮定される。即ち、示したSIRは、受信したSIRマイナス全ての劣化量である。これらの劣化は比較される全ての取得案に対して同一となる。また、NTTシステムでは、マスクした記号エネルギーはマスクしない記号位置に比して3dB低い。表1に示すSIR値はマスクした記号位置でのものであり、最初の2段階によって見られる平均SIRである。即ち、段階3におけるSIRは示したSIRに比して3dB高い。
【0096】
(8,3)RSコードに対して、取得プロセスの段階2でハード決定復号化を使用したときの性能が示されている。了知し得るように、ブロックコードのハード復号化は高いエラー確率につながるので、コードは完全にブレーク
0dB平均SNR(レイリーフェージング下でのMに関する直交シグナリング)にて、レイリーフェージング下での単一の17に関する記号に対する検出確率である0.22と比較して、シミュレーションから得られるように0.06である。
【0097】
単一の経路を得るための平均時間を、1,000回成功した取得に渡って平均化された「Tacq」と名付ける。1つの経路だけが受信機にあると仮定する。より多くの経路はTacqに帰着する。偽りロックはどの方法に対しても観測されず、このことはパラメータが10−5を下回る偽りロックの確率に対して設計されているために期待される。ジェイクのフェージングモデル(Jake’s fading model)(参照によって本願に組み込まれるダブリュー・シー・ジェイクス(W.C.Jakes)の「マイクロ波移動通信(MicrowaveMobile Communications)」、アイトリプルイー出版部(IEEE Press)、1974年を参照されたい)はチャンネルに対して使用され、シミュレーションはウルトラスパーク2(Ultrasparc2)上のマトラブ(Matlab)で行われた。各ラン(run)は近似的に8時間を費した。
【0098】
【表1】
【0099】
以上に示した性能結果は最悪のケースと考えるべきである。付加ノイズはホワイトガウスノイズであり、この結果、各逆拡散記号に加えられるノイズは独立していることが仮定される。実際に、ノイズは受信機の前端において行われる余弦整合フィルタリングによってカラー化される。即ち、相関ノイズは取得性能を改良することが期待されている。また、実際に、更なる性能向上につながる受信機での1つ以上の経路があることとなる。
【0100】
結論
より短い取得時間につながるWCDMAシステムにおけるロングコード探索を低減する方法を開示している。この方法は第2のパーチチャンネルを通して送信されるエラー修正ブロックコードを使用すると共に、コードワードのコンマのない特性を利用している。レイリーフェージングチャンネルモデルを使用するシミュレーション結果は、ロングコードの数を4倍に支持しながらNTT DoCoMoの仕様で用いられている既存の案と比較して、取得時間の2から3の改良点の因子を示して、有効なハードウェア及び偽のロックの確率を一定に保っている。必要とされる余分な処理のみが取得プロセスの段階2の際のグループコードの最大復号化のためのものである。即ち、このことは(8,3)リードソロモンコード例に対する10K DSPプロセッサ周期未満の期間を費やすのに推量される。こうして、この方法は簡単なハードウェアを使用して低いSIRで受信コードを得る時間を低減するために使用することができる。
【0101】
代替実施例:移動局取得
各実施例の代替クラスにおいて、開示した革新事項はまた、基地局が移動局を得るという使用に応用することができる。一旦取得が生じると、通信は従来の無線スペクトル拡散システムにおけるように続行する。
【0102】
代替実施例:周波数ホッピング方式
各実施例の代替クラスにおいて、開示した革新事項はまた、周波数ホッピング(FH:frequency−hopping)、ハイブリッドDS/FH、またはDS/チャープ・スペクトル拡散方式に応用することができる。
【0103】
このシステムの文脈及び実施のためのオプションに関する更なる詳細は以下の文献において見い出すことができる:グロバー(Glover)のデジタル通信(DIGITAL COMMUNICATIONS)(1998年);エス・グリシック(S.Glisic)及びビー・ヴァセテック(B.Vucetic)の無線通信用のスペクトル拡散CDMA方式(SPREAD SPECTRUMCDMASYSTEMS FOR WIRELESS COMMUNICATIONS)(1997年);エー・ヴィタービ(A.Viterbi)のCDMA:スペクトル拡散通信の原理(CDMA:PRINCIPLES OF SPREADSPECTRUM COMMUNICATIONS)(1995年);ケー・フィハー(K.Feher)の無線デジタル通信、変調及びスペクトル拡散応用(WIRELESS DIGITAL COMMUNICATIONS,MODULATION AND SPREAD SPECTRUM APPLICATIONS)(1995年);アール・ピーターソン他(R.Peterson at al.)のスペクトル拡散通信への入門(INTRODUCTION TOSPREAD SPECTRUM COMMUNICATIONS)(1995年);アール・ディクソン(R.DIXON)のスペクトル拡散方式(SPREAD SPECTRUM SYSTEMS)(第3版 1994年);アール・イー・ブラハット(R.E.Blahut)のエラー制御コードの理論と実際(THEORY AND PRACTICEOF ERROR CONTROL CODES)、アディソン−ウェズレー出版社(Addison−Wesley Publishing Company)、1983年;ディー・チェース(D.Chase)のチャンネル測定情報を使用した復号化ブロックコードのためのアルゴリズムのクラス(A CLASS OF ALGORITHMSFOR DECODING BLOCK CODES USING CHANNEL MEASUREMENTINFORMATION)、情報理論に関するアイトリプルイー会報(IEEE Transactions on Information Theory)、第IT−18巻、1972年7月発行;エー・ジー・ダバック(A.G.Dabak)のWCDMA移動受信機構築のためのシステム工学(SYSTEM ENGI−NEERING FOR BUILDING WCDMA MOBILE RECEIVER)、ティー・アイ技術アクティビティ報告(TITechnical Activity Report)、1998年1月発行;ジー・ディ・フォーニィ(G.D.Forney)の汎用最小距離復号化(GENERALIZED MINIMUM DISTANCE DECODING)、情報理論に関するアイトリプルイー会報(IEEETransactions on Information Theory)、第IT−12巻、1996年4月発行;ダブリュー・シー・ジェークス(W.C.Jakes)のマイクロ波移動通信(MICROWAVEMOBILE COMMUNICATIONS)、アイトリプルイー出版部(IEEE Press)、1974年;ヴィ・エム・ジョヴァノヴィック(V.M.Jovanovic)及びイー・エス・ソーサ(E.S.Sousa)のDS/BPSKスペクトル拡散取得における非干渉性相関の分析(ANALYSIS OF NON−COHERENT CORRELATION IN DS/BPSKSPREADSPECTRUM ACQUISITION)、通信に関するアイトリプルイー会報(IEEE Transactions onCommunications)、第43巻、第2/3/4号、1995年2月発行;ケー・アール・マティス(K.R.Matis)及びジェー・ダブリュー・マディスチノ(J.W.Modestino)の線型ブロックコードの低減状態ソフト決定トレリス復号化(REDUCED−STATESOFT−DECISION TRELLISDECODING OF LINEAR BLOCKCODES)、情報理論に関するアイトリプルイー会報(IEEE Transactions on Information Theory)、第IT−8巻、1982年1月発行;移動設備のための仕様(SPECIFICATIONS FOR MOBILE EQUIPMENT)、NTT移動通信網株式会社(NTT MobileCommunicationsNetwork,Inc.)、1997年4月17日発行;エー・パパスケラリュー(A.Papasskellariou)のIS−95AのためのパイロットPN取得(PILOT PN ACQUISITIONFOR IS−95A)、ティーアイ技術アクティビティ報告(TITechnical Activity Report)、1997年7月発行;ダブリュー・ダブリュー・ピーターソン(W.W.Peterson)及びイー・ジェー・ウェルドン(E.J.Weldon)のエラー修正コード(ERROR CORRECTINGCODES)、第2版、マサチューセッツ工科大学出版部(MIT Press)、1972年、第374頁から第391頁;ジェー・ジー・プロアキス(J.G.Proakis)のデジタル通信(DIGITAL COMMUNICATIONS)、マグロウヒル・ブック・カンパニー(McGraw HillBook Company)刊、1989年、ジェー・ケー・ウォルフ(J.K.Wolf)のトレリスを使用した線型ブロックコードの有効最大復号化(EFFICIENTMAXIMUM LIKELIHOOD DECODING OF LINEAR BLOCK CODESUSING A TRELLIS)、情報理論に関するアイトリプルイー会報(IEEETransactions on InformationTheory)、第IT−24巻、1978年1月発行。これらの全ての文献は参照によって本願に組み込まれる。
【0104】
革新的な各実施例の開示したクラスによれば、第1のロングコードによって拡散された第1のデータと、間欠的に送信されると共に前記第1のロングコードによって拡散されていない第2のデータとを少なくとも間欠的に含む信号を送信し、前記第2のデータの多重伝送が組合せで前記第1のコードの少なくとも部分的な識別をもたらすこと、を特徴とするスペクトル拡散通信の方法が提供される。
【0105】
革新的な各実施例の別の開示したクラスによれば、第1のロングコードによって拡散された第1のデータを含むと共に、前記第1のコードの少なくとも部分的識別をもたらすコンマのないブロックコード、及び前記第1のロングコードを部分的にさえも識別しない共用コードの逐次的部分を間欠的ではあるが連続的にではなく含む信号を送信し、前記ブロックコード及び前記共用コードが前記第1のロングコードによって拡散されないことを特徴とするスペクトル拡散通信の方法が提供される。
【0106】
革新的な各実施例の別の開示したクラスによれば、可能であれば、通信が確立されることが所望される新しい基地局の伝送にて、拡散されないコード識別ブロックコードを検出する段階と、組合せの各記号の前記ブロックから、ロングコードの可能な同一性についての少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、前記ブロックコードのフェーズから、前記ロングコードのフェーズについての少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、を具備したことを特徴とする移動局を動作させる方法が提出される。
【0107】
革新的な各実施例の別の開示したクラスによれば、第1のロングコードによって拡散された第1のデータと、間欠的に送信されると共に前記第1のロングコードによって拡散されていない第2のデータとを少なくとも間欠的に含む信号を伝送する段階を備えたスペクトル拡散通信の方法を実行する複数の基地局と、通信が確立されることが所望される新しい基地局の伝送にて、可能であれば、拡散されないコード識別ブロックコードを検出する段階と、組合せの各記号の前記ブロックから、ロングコードの可能な同一性についての少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、前記ブロックコードのフェーズから、前記ロングコードのフェーズについての少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、を備えた移動局を動作させる方法を実行する複数の受信機と、を組み合わせて具備し、前記第2のデータが、前記第1のコードの少なくとも部分的識別をもたらすブロックコードの部分を逐次的に定義してなること、を特徴とする通信システムが提供される。
【0108】
革新的な各実施例の別の開示したクラスによれば、第1のロングコードによって拡散された第1のデータと、間欠的に送信されると共に前記第1のロングコードによって拡散されていない第2のデータと、前記第1のコードの少なくとも部分的識別をもたらすと共に前記第2のデータによって少なくとも部分的に定義されるブロックコードと、を備えた信号を少なくとも間欠的に送信する基地局と、前記信号及び前記ブロックコードを受信する受信機と、を具備したことを特徴とするスペクトル拡散通信のシステムが提供される。
【0109】
革新的な各実施例の別の開示したクラスによれば、第1のロングコードによって拡散された第1のデータと、前記第1のロングコードによって拡散されない間欠的には送信されるが連続的には送信されないコンマのないブロックコードの逐次的部分であって、前記第1のコードの少なくとも部分的識別をもたらす前記逐次的部分と、前記第1のロングコードを部分的にさえも識別しないと共に前記第1のロングコードによって拡散される共用コードと、を備えた信号を送信する基地局と、前記信号を受信する受信機と、を具備したことを特徴とするスペクトル拡散通信のシステムが提供される。
【0110】
革新的な各実施例の別の開示したクラスによれば、基地局と、通信が確立されることが所望される前記基地局の伝送にて、可能であれば、拡散されないコード識別ブロックコードを検出し、組合せの各記号の前記ブロックから、前記基地局から送信されるロングコードの可能な同一性についての少なくとも幾つかの情報を引き出し、かつ前記ブロックコードのフェーズから、前記ロングコードのフェーズについての少なくとも幾つかの情報を引きす受信機と、を具備したことを特徴とするスペクトル拡散通信のシステムが提供される。
【0111】
変更態様及び変形
当業者によって認識されるように、本出願で開示した革新的概念は応用の広範囲に渡って変更及び変形することができ、従って、特許権を主張する内容の範囲は与えられた特定の例示的教示の何れによっても限定されることはないが特許請求の範囲によって規定されるだけである。
【0112】
例えば、開示した発明はDoCoMo システムの類似物には全く制限されず、他の実施の詳細を含むシステムにおいて使用することができる。
【0113】
また、例えば、開示した発明はDS−SSシステムに厳密には制限されず、周波数または周波数ホッピングパターンによる幾つかの割当てを含むハイブリッドシステムにおいて使用することができる。
【0114】
また、例えば、現在の好ましい実施例に使用されるリード−ソロモンコードは勿論、他のコードによって、好ましくはコンマのないブロックコードによって置換することができる。この種のコードはBCH、ハミングコードまたは他のよりパワフルなエラー修正コードを含むことができる。この種のコードの長さは、ロングコードの長さに均等に分けるべきであることが好ましい。代替的に、コードの長さはロングコードの長さの倍数であり得る。
【0115】
また、例えば、現在の好ましい実施例に使用されるゴールドコードは、他のコード、例えばウォルシュコード(Walsh code)によって置換することができる。
【0116】
また、例えば、共用コード(現在の好ましい実施例では、SCo)は全くグローバルである必要はない(SCoを見い出すための相関負担は、特に、開示した発明によってどの程度相関時間がセーブされるかを考慮すれば比較的軽い)。代わりに、予約共用コードの小さなセット(例えば4または7)は、第1のパーチチャンネル上のSCoの代わりに、第2のパーチチャンネル上の前述したようなブロックコード化と一緒に使用することができる。このことは、第2のパーチチャンネル上のブロックコードによってもたらされるより広範な識別及びフェーズ情報と共に、第1のパーチチャンネルにおける少量の識別情報をもたらすこととなる。
【0117】
また、例えば、ブロックコードのセットがロングコードを一意に識別するのに十分大きい場合、フェーズオフセットを得るのに他の方法を使用することができれば、スライディング相関器探索を行うことは必要ではなくなる。
【0118】
(許容最小距離の制約内の)コンマのないブロックコードのセットが局の数の2倍を上回っている別の代替実施例において、多数のブロックコードを各基地局に割り当てることができる。このことによって、ロングコードワードの1回の繰返しに対して要求されるよりも少ない時間内で局を一意に定義することが可能となる。例えば、前述した好ましい実施例の文脈内にて、2つのコンマなしの8記号コードを各局に割り当てることができ(ABABABが送信され)、この結果、局がブロックコードを認識するや否や、フェーズの曖昧さはない。このことはより短いブロックコードの使用をも考慮している。
【0119】
別の代替実施例において、比較的長い取得時間を黙許することができれば、パーチチャンネルにおける割り当てられた電力を低減することができる。このことは干渉を低減させると共に、システム容量を増大させる。高速ハードウェア(例えば、相関器双対プロセッサ)が受信機に対して有効であれば、このコードベース取得方法は、多数の経路及び基地局を並行して探索するハードウェアを用いることができるという利点を依然として有している。
【0120】
別の代替実施例において、非常に多数のロングコードを支持することができる。この大きなコードベースは、多数の小さな基地局を用いる「ピコセル(picocell)」アーキテクチャーに対して有益である。
【0121】
また、例えば、コードベースのアプローチに対する結果は、以下の方法で、即ち、段階3において必要とされる探索を更に低減すべくより多数のロングコードグループを使用し、性能を向上すべくより長いエラー修正コードを使用すると共にブロックコードを復号化するための効率的な復号化技術を用い、かつ、段階1においてダイバーシティ組合せを許容する技術を用いることによって更に改良することができる。
【0122】
また、例えば、T1+T2+T3をとることが許容されているが、本願で示した結果に対して17のタイムスロットのみを使用しているので、段階2においてダイバーシティ組合せを用いることによって、性能を一層向上させることができる。NTT方法は36個のスロットを用いており、この数はコードベースアプローチで使用されるスロット数の2倍を上回っている。しかしながら、コードベースの方法は一層効率的に成しとげる。
【0123】
また、例えば、開示した革新事項はソフト・ハンドオフ方法に組み込むことができる。この種の方法はコンピュータの使用上激しいものではあるが、2つの基地局による移動体ユニットの取得を許容する。
【0124】
また、例えば、当業者にとって明白であるように、他の局トポロジは示した特定の局トポロジを置換し、これに付加し、またはこれに代用することができる。
【0125】
また、例えば、当業者にとって周知の制約内で、異なる特性を有するコードを前述したコードに代用することができる。
【0126】
以上の説明に関して更に以下の項を開示する。
【0127】
(1)スペクトル拡散通信の方法において、第1のロングコードによって拡散された第1のデータと、間欠的に送信されると共に前記第1のロングコードによって拡散されていない第2のデータとを少なくとも間欠的に含む信号を送信し、前記第2のデータの多重伝送が組合せで前記第1のコードの少なくとも部分的な識別をもたらすことを特徴とする前記方法。
【0128】
(2)第1項記載の方法において、前記第2のデータは前記第1のデータとの同期化情報をもたらすのに使用されることを特徴とする前記方法。
【0129】
(3)第1項記載の方法において、前記第2のデータは前記第1のロングコードのオフセットを決定するのに使用されることを特徴とする前記方法。
【0130】
(4)第1項記載の方法において、前記第1及び第2のパーチチャンネルは前記第1及び第2のデータをそれぞれ送信するのに使用されることを特徴とする前記方法。
【0131】
(5)第1のロングコードによって拡散された第1のデータを含むと共に、前記第1のコードの少なくとも部分的識別をもたらすコンマのないブロックコード、及び前記第1のロングコードを部分的にさえも識別しない共用コードの逐次的部分を間欠的ではあるが連続的ではなく含む信号を送信し、前記ブロックコード及び前記共用コードが前記第1のロングコードによって拡散されないことを特徴とするスペクトル拡散通信の方法。
【0132】
(6)第2項記載の方法において、前記共有コードは前記ブロックコードに対して同期化情報をもたらすのに使用されることを特徴とする前記方法。
【0133】
(7)第5項または第6項記載の方法において、前記第1及び第2のパーチチャンネルは前記第1のコード及び前記ブロックコードをそれぞれ送信するのに使用されることを特徴とする前記方法。
【0134】
(8)可能であれば、通信が確立されることが所望される新しい基地局の伝送にて、拡散されないコード識別ブロックコードを検出する段階と、組合せの各記号の前記ブロックから、ロングコードの可能な同一性について少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、前記ブロックコードのフェーズから、前記ロングコードのフェーズについての少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、を具備したことを特徴とする移動局を動作させる方法。
【0135】
(9)第5項または第8項記載の方法において、前記ロングコード及び前記ブロックコードはコンマのないエラー修正コードであることを特徴とする前記方法。
【0136】
(10)第8項記載の方法において、第1及び第2のパーチチャンネルは前記ロングコード及び前記ブロックコードをそれぞれ送信するのに使用されることを特徴とする前記方法。
【0137】
(11)第1項または第8項記載の方法において、前記ロングコードは共用コードを含むことを特徴とする前記方法。
【0138】
(12)第1項または第8項記載の方法において、前記ロングコードは繰り返して送信される共用コードを含むことを特徴とする前記方法。
【0139】
(13)第1項、第5項または第8項記載の方法において、前記ロングコードは最大最小距離を有する線形コードであることを特徴とする前記方法。
【0140】
(14)第1のロングコードによって拡散された第1のデータと、間欠的に送信されると共に前記第1のロングコードによって拡散されていない第2のデータとを少なくとも間欠的に含む信号を伝送する段階を備えたスペクトル拡散通信の方法を実行する複数の基地局と、通信が確立されることが所望される新しい基地局の伝送にて、可能であれば、拡散されないコード識別ブロックコードを検出する段階と、組合せの各記号の前記ブロックから、ロングコードの可能な同一性についての少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、前記ブロックコードのフェーズから、前記ロングコードのフェーズについての少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、を備えた移動局を動作させる方法を実行する複数の受信機と、を組み合わせて具備し、前記第2のデータが、前記第1のコードの少なくとも部分的識別をもたらすブロックコードの部分を逐次的に定義してなること、を特徴とする通信システム。
【0141】
(15)第1のロングコードによって拡散された第1のデータと、間欠的に送信されると共に前記第1のロングコードによって拡散されていない第2のデータと、前記第1のコードの少なくとも部分的識別をもたらすと共に前記第2のデータによって少なくとも部分的に定義されるブロックコードと、を備えた信号を少なくとも間欠的に送信する基地局と、前記信号及び前記ブロックコードを受信する受信機と、を具備したことを特徴とするスペクトル拡散通信のシステム。
【0142】
(16)第14項または第15項記載のシステムにおいて、前記ロングコード及び前記第2のデータはコンマのないコードであることを特徴とする前記システム。
【0143】
(17)第14項または第15項記載のシステムにおいて、前記第2のデータは前記第1のロングコードのオフセットを決定するのに使用されることを特徴とする前記システム。
【0144】
(18)第15項記載のシステムにおいて、第1及び第2のパーチチャンネルは第1及び第2のデータをそれぞれ送信するのに使用されることを特徴とする前記システム。
【0145】
(19)第1のロングコードによって拡散された第1のデータと、前記第1のロングコードによって拡散されない間欠的には送信されるが連続的には送信されないコンマのないブロックコードの逐次的部分であって、前記第1のコードの少なくとも部分的識別をもたらす前記逐次的部分と、前記第1のロングコードを部分的にさえも識別しないと共に前記第1のロングコードによって拡散される共用コードと、を備えた信号を送信する基地局と、前記信号を受信する受信機と、を具備したことを特徴とするスペクトル拡散通信のシステム。
【0146】
(20)基地局と、通信が確立されることが所望される前記基地局の伝送にて、可能であれば、拡散されないコード識別ブロックコードを検出し、組合せの各記号の前記ブロックから、前記基地局から送信されるロングコードの可能な同一性についての少なくとも幾つかの情報を引き出し、かつ前記ブロックコードのフェーズから、前記ロングコードのフェーズについての少なくとも幾つかの情報を引き出す受信機と、を具備したことを特徴とするスペクトル拡散通信のシステム。
【0147】
(21)第19項または第20項記載のシステムにおいて、前記ロングコード及び前記ブロックコードはコンマのないエラー修正コードであることを特徴とする前記システム。
【0148】
(22)第19項または第20項記載のシステムにおいて、前記ブロックコードは前記第1のデータとの同期化情報をもたらすのに使用されることを特徴とする前記システム。
【0149】
(23)第19項または第20項記載のシステムにおいて、第1及び第2のパーチチャンネルは前記第1及びブロックコードをそれぞれ送信するのに使用されることを特徴とする前記システム。
【0150】
(24)第19項または第20項記載のシステムにおいて、前記ロングコードは最大最小距離を有する線形コードであることを特徴とする前記システム。
【0151】
(25)第14項、第19項または第20項に記載のシステムにおいて、前記検出は予め取得した基地局の伝送において生じることを特徴とする前記システム。
【0152】
(26)本出願は、各基地局がその局のロングコードによって拡散されたデータだけではなく、拡散されていないコード識別データを間欠的に同時放送する改良式移動通信アーキテクチャを開示する。このコード識別データは多数の記号を含むブロックコードであり、この結果、コード識別データの送信を完了することが多数の間欠的送信に要求される。この送信は2つの方法で、即ち、コード識別データがロングコード自身についての少なくとも幾つかの情報を与える方法、及びブロックコードのフェーズがロングコードワードのフェーズについての少なくとも幾つかの情報を与える方法で基地局がロングコードワードを探索する時間を短くする。
【0153】
関連出願に対するクロス・リファレンス
この出願は参照によって本願に組み込まれる1998年3月9日付で出願された暫定出願第60/077,246号(代理人の事件整理番号T−27287PS)から優先権を主張する。しかしながら、本出願の内容は優先権出願の内容と同一ではない。
【図面の簡単な説明】
【図1】コードベース取得の開示方法を示す図である。
【図2】現行のNTT DoCoMoチャンネル構造を示す図である。
【図3】n=8のブロックコードを図示する図である。
【図4】3段階探索に対する状態図である。
【図5】基地局セルの伝送構造を示す図である。
【図6】多くの移動局及び多くの基地局を有する無線通信システムを示す図である。
【符号の説明】
604:セル
MS:移動局
BS:基地局
Claims (17)
- スペクトラム拡散通信方法であって、
第1のロングコードによって拡散されたシンボルのシーケンスと、ロングコードマーカーシンボルを含む第1信号を送信するステップであって、前記ロングコードマーカーシンボルは、前記第1信号の中に周期的に現れ、前記第1のロングコードによって拡散されていないステップと、
ショートコードシンボル繰り返しシーケンスを含む第2信号を送信するステップであって、各ショートコードシンボルは前記ロングコードマーカーシンボルの1つと同期して基地局によって送信され、シーケンス内の各ショートコードシンボルはそのシーケンスが特有の循環シフトを持ち、シーケンス内の他のショートコードシンボルと異なり、ショートコードシンボルのシーケンスが前記第1のロングコードを含むロングコードのグループを識別するステップ、
を含む方法。 - 請求項1に記載の方法において、前記ショートコードシンボルのシーケンスはコンマ無しエラー修正コードのセットから選択される前記方法。
- 請求項1に記載の方法において、前記ショートコードシンボルのシーケンスはコンマ無し符号のセットから選択される前記方法。
- 請求項1に記載の方法において、前記ショートコードシンボルのシーケンスはリードソロモン符号のセットから選択される前記方法。
- 請求項1から4のいずれか1つに記載の方法において、前記ロングコードマーカーシンボルの繰り返しシーケンスが前記第1ロングコードの長さに相当し、前記第1のロングコードのオフセットが前記ショートコードシンボルから算出される、前記方法。
- 請求項1に記載の方法において、前記ロングコードは共用コードを含む、前記方法。
- 請求項1に記載の方法において、前記ロングコードは最大最小距離を有する線形コードである、前記方法。
- 請求項1に記載の方法において、前記ロングコードはn-k+1の最小距離を有する線形コード(n,k)であることを特徴とする前記方法。
- 移動局を動作させる方法であって、
通信を確立すべき基地局から、第1チャネル上の前記基地局に割り当てられたロングコードにしたがってスクランブルされたシンボルの中から、周期的に送信される複数の拡散されていないロングコードマーカーシンボルを検出するステップと、
ショートコードシンボルのシーケンスを検出するステップであって、各ショートコードシンボルは前記ロングコードマーカーシンボルと同期して前記基地局により送信され、シーケンス内の各ショートコードシンボルはそのシーケンスが特有の循環シフトを持ち、シーケンス内の他のショートコードシンボルと異なるステップと、
ショートコードシンボルの前記検出したシーケンスの組合せから、前記ロングコードの属するロングコードのサブセットの識別を得るステップと、
シーケンス内の前記検出したショートコードシンボルの位置からロングコードのフレームタイミングを得るステップ、
を含む、方法。 - 請求項9に記載の方法において、前記ショートコードシンボルのシーケンスはコンマ無しエラー修正コードのセットから選択される前記方法。
- 請求項10に記載の方法において、前記ロングコードは最大最小距離を有する線形コードである、前記方法。
- スペクトル拡散通信のシステムであって、
基地局であって、
第1のロングコードによって拡散された第1のデータと、
間欠的に送信されると共に前記第1のロングコードによって拡散されていない第2のデータと、
前記第2のデータに同期して送信されるブロックコードシンボルのシーケンスから成るブロックコードであって、シーケンス内の各シンボルはそのブロックコードシンボルのシーケンスが特有の循環シフトを持ち、シーケンス内の他のブロックコードシンボルと異なり、前記第1のロングコードを少なくとも部分的に識別し、前記第2データによって少なくとも部分的に定義される、ブロックコードと
を含む信号を、少なくとも断続的に送信する基地局と、
前記信号を受信し、前記ブロックコードから前記第1のロングコードを識別する受信機、
を含む、前記システム。 - 請求項12記載のシステムにおいて、前記ショートコードシンボルのシーケンスはコンマ無しエラー修正コードのセットから選択される前記システム。
- 請求項12記載のシステムにおいて、前記第2データの繰り返しシーケンスが前記第1のロングコードの長さに相当し、前記ロングコードのオフセットが前記ブロックコードシンボルから算出される、前記システム。
- 請求項12に記載のシステムにおいて、前記第1のロングコードは最大最小距離を有する線形コードである、前記システム。
- スペクトル拡散通信のシステムであって、
基地局と、
通信の確立を希望する前記基地局によって周期的に送信された複数の拡散されていないロングコードマーカーシンボルを、前記基地局に割り当てられたロングコードにしたがってスクランブルされたシンボルの中から検出する受信機であって、
ショートコードシンボルのシーケンスを検出し、各ショートコードシンボルは前記ロングコードマーカーシンボルと同期して前記基地局により送信され、シーケンス内の各ショートコードシンボルはそのシーケンスが特有の循環シフトを持ち、シーケンス内の他のショートコードシンボルと異なり、
ショートコードシンボルの前記検出したシーケンスの組合せから、前記ロングコードの属するロングコードのサブセットの識別を得て、
シーケンス内の前記検出したショートコードシンボルの位置からロングコードのフレームタイミングを算出する受信機、
を含むシステム。 - 請求項16記載のシステムにおいて、前記ショートコードシンボルのシーケンスはコンマ無しエラー修正コードのセットから選択される前記システム。
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