JP5080625B2 - 通信システムにおいて逆方向リンク伝送に確認応答するための方法および装置 - Google Patents

Description

米国特許法第１１９条のもとでの優先権の主張
本特許出願は、２００３年９月８日に出願された仮出願第６０／５０１，５５５号（“Method and Apparatus for Acknowledging Reverse Link Transmissions in a Communication System”）に対して優先権を主張しており、仮出願第６０／５０１，５５５号は、本発明の譲受人に譲渡され、これにより、本明細書において参照によって明らかに取り入れられている。

発明の分野
本発明は、概ね、通信システム、とくに、通信システムにおける逆方向リンク伝送に確認応答するための方法および装置に関する。

無線通信技術は、最近の数年間に相当な成長を見た。この成長は、無線技術によって与えられた移動の自由と、無線媒体による音声およびデータ通信の非常に向上した品質とによって、ある程度、促された。音声サービスにデータサービスを追加したものの品質の向上は、通信社会に相当な影響を与え、これからも与え続けるであろう。

成長の恩恵を受けているサービスの１つのタイプは、携帯形通信デバイスによるデータサービス、とくに高速無線データの移動端末および固定端末への配信である。ＴＩＡ／ＥＩＡ／ＩＳ−８５６の“CDMA 2000 High Rate Packet Data Air Interface Specification”、すなわち１ｘＥＶ−ＤＯは、高速無線データを移動端末および固定端末へ配信するために最適化されたエアーインターフェイスである。

データ伝送は、いくつかの重要な観点において、音声伝送と異なる。音声伝送は、少ない、固定、および一定の遅延によって特徴付けられる。しかしながら、音声伝送は、１００ミリ秒を超える長い待ち時間をもつ遅延に対して、より弱く、許容できない。さらに加えて、音声伝送は、ビット誤りに対して、より強く、かつ順方向および逆方向において対称である傾向がある。

データ伝送は、音声伝送よりも、遅延および遅延の変化に対して、より強い。しかしながら、データ伝送は、ビット誤りに対して、より弱く、順方向および逆方向において非対称である。さらに加えて、データ伝送は、とくにデータがユーザにダウンロードされるとき、“バースティ（bursty）”である。

一般に、ユーザは、１ｘＥＶ−ＤＯのようなデータシステムを使用するとき、ウェブページのダウンロードのような情報を要求する。希望のデータのパケットを含むデータは、 “バースト”でユーザへ送られる。データは、伝送のために一連のパケットに配置される。要求されたデータを使用して、操作するのに、パケットの正確な受信は、非常に重大である。ユーザがデータを正確に受信するのを保証するために、一連の確認応答が、送信源へ送られる。これらの確認応答は、何れのパケットが、ユーザのユニットによって受信され、正確に復号されたかを示す。通常、確認応答チャネル（acknowledgement channel）またはＡＣＫチャネルは、これらの伝送に使用され、受信後に３スロットで確認応答される。パケットが正確に受信されないときは、再送要求が行われ、パケットが再送される。再送における遅延のために、正確に受信されたパケットを再び送ることになることがある。パケットの再送は、遅延を増加し、ユーザの経験に悪い影響を与え得る。したがって、通信システムにおいてパケット伝送に確認応答する効率的な方法が必要とされている。

本発明の１つの態様では、通信システムにおける伝送に確認応答する方法が与えられる。方法は、情報ビットを得ることと、情報ビットを反復することと、反復された情報ビットを符号でカバーすることであって、符号がＳ＝Ｍ^＊Ｎ^＊Ｒによって定められるフレーム長をもち、
Ｓは、フレーム長であり、
Ｍは、１スロット当りの符号シンボル数であり、
Ｎは、１フレーム当りのスロット数であり、
Ｒは、符号反復因数であることと、
電力制御伝送に対して利得を設定することと、結果のフレームを変調することと、指定チャネル上のフレームを、直角拡散を使用して拡散することと、その結果を確認応答として伝送することとを含む。

方法は、異なる行列構成技術を使用しても行われ得る。１つの実施形態は、長さ４の高速フーリエ変換の基底ベクトルで置換されたＨ_１２構成をもつ行列を使用する。別の実施形態では、ｍ系列構成から生成され、長さ３の高速フーリエ変換の基底ベクトルでインターリーブされた行列を使用する。

本発明の別の態様では、デバイスが与えられる。デバイスは、情報ビットを得て、情報ビットを反復して、反復された情報ビットを符号でカバーし、符号がＳ＝Ｍ^＊Ｎ^＊Ｒによって定められるフレーム長をもち、
Ｓは、フレーム長であり、
Ｍは、１スロット当りの符号シンボル数であり、
Ｎは、１フレーム当りのスロット数であり、
Ｒは、符号反復因数であり、
電力制御伝送に対して利得を設定し、結果のフレームを変調し、指定チャネル上の結果のフレームを、直角拡散を使用して拡散し、その結果を確認応答として伝送するプロセッサを含む。

本発明の別の態様では、移動端末が与えられる。移動端末は、情報ビットを得て、情報ビットを反復し、反復された情報ビットを符号でカバーし、符号がＳ＝Ｍ^＊Ｎ^＊Ｒによって定められるフレーム長をもち、
Ｓは、フレーム長であり、
Ｍは、１スロット当りの符号シンボル数であり、
Ｎは、１フレーム当りのスロット数であり、
Ｒは、符号反復因数であり、
電力制御伝送に対して利得を設定し、結果のフレームを変調し、指定チャネル上の結果のフレームを、直角拡散を使用して拡散し、その結果を確認応答として伝送するプロセッサを含む。

本発明の実施形態にしたがう例示的な通信システムの図。 本発明の実施形態にしたがう例示的な通信システムの基本的なサブシステムを示すブロック図。 本発明の実施形態にしたがう、データ最適化システムと通常の無線ネットワークとをオーバーレイしたものを示す図。 本発明の実施形態にしたがうデータ最適化システムにおける逆方向リンクチャネル構造を示す図。 本発明の実施形態にしたがうＡＣＫチャネルのチャネル構造を示す図。 本発明の実施形態にしたがうＡＣＫチャネルの構成を示す図。 本発明の実施形態にしたがう、ｍ系列行列を生成するのに必要なステップのフローチャート。

図１は、例示的な通信システム100を表している。１つのこのようなシステムは、ＩＳ−９５標準にしたがうＣＤＭＡ通信システムである。通信システムは、多数のセル102ａないし102ｇを含む。各セル102は、対応する基地局104によってサービスされる。種々の遠隔局106が、通信システム全体に分散している。都合の良い実施形態では、各遠隔局106は、順方向リンク上で０以上の基地局104と、各トラヒックチャネルフレームまたはフレームで通信する。例えば、順方向リンク上で、フレームｉで、基地局104ａは、遠隔局106ａおよび106ｊに伝送し、基地局104ｂは、遠隔局106ｂおよび106ｊに伝送し、基地局104ｃは、遠隔局106ｃおよび106ｈに伝送する。図１によって示されているように、各基地局104は、所与の瞬間に、０以上の遠隔局106にデータを伝送する。さらに加えて、データレートは、可変であり、受信遠隔局106によって測定される搬送波対干渉比（carrier-to-interference ratio, C/I）および要求される１ビット当りのエネルギ対雑音比（energy-per-bit-to-noise ratio, Eb/No）に依存し得る。遠隔局106から基地局104への逆方向リンク伝送は、簡潔化のために、図１に示されていない。

図２は、例示的な通信システムの基本的なサブシステムを表すブロック図を示している。基地局制御装置210は、パケットネットワークインターフェイス224、公衆交換電話網(Public Switched Telephone Network, PSTN)230、および通信システム内の全基地局104（簡潔化のために、図２には、１つのみの基地局104が示されている）とインターフェイスする。基地局制御装置210は、通信システム内の遠隔局106と、パケットネットワークインターフェイス224およびＰＳＴＮ230に接続された他のユーザとの間の通信を調整する。ＰＳＴＮ230は、標準電話網(図２は示されていない)によってユーザとインターフェイスする。

基地局制御装置210は、多くのセレクタ素子214を含んでいるが、図２には、１つのみが示されている。１つのセレクタ素子214は、１つ以上の基地局104と１つの遠隔局106との間の通信を制御するために割り当てられている。セレクタ素子214が遠隔局106に割り当てられていないときは、呼制御プロセッサ216が、遠隔局106を呼び出す要求について知らされる。その後で、呼制御プロセッサ216は、遠隔局106を呼び出すように、基地局104に指示する。

データ源220は、遠隔局106へ伝送されるデータを含んでいる。データ源220は、パケットネットワークインターフェイス224にデータを供給する。パケットネットワークインターフェイス224は、データを受信し、データをセレクタ素子214へルート設定する。セレクタ素子214は、遠隔局106と通信している各基地局104へデータを送る。各基地局は、データ待ち行列240を維持し、データ待ち行列240は、遠隔局106へ伝送されるデータを制御する。

データは、データパケットで、データ待ち行列240からチャネル素子242へ送られる。データパケットは、順方向リンクで、宛先遠隔局106へ１フレーム内で伝送される一定量のデータを指す。各データパケットに対して、チャネル素子242は、必要な制御フィールドを挿入する。次に、チャネル素子242はフォーマットされたパケットを符号化し、符号化されたパケット内のシンボルをインターリーブする。次に、インターリーブされたパケットは、長いＰＮ符号でスクランブルされ、ウォルシュカバーでカバーされ、拡散される。その結果は、ＲＦユニット244に供給され、ＲＦユニット244は、信号を直角変調し、フィルタにかけ、増幅する。順方向リンク信号は、エアスルーアンテナ246を介して順方向リンク250上で伝送される。

遠隔局106において、順方向リンク信号は、アンテナ260によって受信され、フロントエンド262内の受信機にルート設定される。受信機は、信号をフィルタにかけ、増幅し、直角復調し、量子化する。ディジタル化された信号は、復調器(demodulator, DEMOD)264に供給され、ＤＥＭＯＤ264において、逆拡散され、デカバーされ、デスクランブルされる。復調されたデータは、復号器266に供給され、復号器266は、基地局104で行われた信号処理機能の逆を行う。本発明の実施形態では、プロセッサ274は、本発明の方法にしたがって確認応答チャネルを生成するのに使用される。復号されたデータは、データシンク268に供給される。

通信システムは、逆方向リンク252上のデータおよびメッセージ伝送を支援する。遠隔局106内では、制御装置276は、データまたはメッセージを符号器272へルート設定することによって、データまたはメッセージ伝送を処理する。符号器272はメッセージをフォーマットし、次に、１組のＣＲＣビットを生成し、追加し、１組の符号テールビットを追加し、データおよび追加されたビットを符号化し、符号化されたデータ内のシンボルを再び順序付ける。インターリーブされたデータは、変調器(modulator, MOD)278に供給される。次に、データは変調され、フィルタにかけられ、増幅され、次に、逆方向リンク信号は、エアスルーアンテナ260を介して、逆方向リンク252上で伝送される。

基地局104では、逆方向リンク信号は、アンテナ246によって受信され、ＲＦユニット244に供給される。ＲＦユニット244は、信号をフィルタにかけ、増幅し、復調し、量子化し、チャネル素子242にディジタル化された信号を供給する。チャネル素子242は、ディジタル化された信号を逆拡散する。チャネル素子242は、遠隔局106で行われた信号処理に依存して、ウォルシュ符号のマッピングまたはデカバリングも行う。次に、チャネル素子242は、復調されたデータを再び順序付けて、デインターリーブされたデータを復号する。次に、復号されたデータは、セレクタ素子214に供給される。その後で、セレクタ素子214は、データおよびメッセージを適切な宛先へルート設定する。

上述のハードウエアは、順方向リンク上でのデータ、メッセージング、音声、ビデオ、および他の通信の伝送を支援する。データ別アーキテクチャは、この構造にオーバーレイして、可変データレートおよびデータの最適化を支援する。

スケジューラ212は、基地局制御装置210内の全てのセレクタ素子214に接続する。スケジューラ212は、順方向および逆方向リンク上での高速データ伝送をスケジュールする。スケジューラ212は、伝送されるデータ量を示す待ち行列のサイズを受信する。待ち行列のサイズを使用して、スケジューラ212は、最大データスループットのデータ伝送をスケジュールする。スケジューラ212は、全通信システム上での順方向および逆方向リンクの高速データ伝送を調整する。

順方向リンク上での高速データ転送に対する要求および必要が増加したことは、データ最適化アーキテクチャの開発につながった。代表的なアーキテクチャは、１ｘＥＶ−ＤＯである。データ最適化システムは、いくつかのシステム構成要素を含むアーキテクチャをもつ広域無線通信システムであり、システム構成要素は、無線デバイスまたは遠隔局（スタンドアローンデバイスであっても、または電話、パーソナルディジタルアシスタント(personal digital assistant, PDA)、またはコンピュータ内で統合されていてもよい）、アクセスネットワーク、基地局トランシーバサブシステム(Base Station Transceiver Subsystem, BTS)、パケット制御機能(Packet Control Function, PCF)、また基地局制御装置(Base Station Controller, BSC)、サービスネットワーク、移動交換局(Mobile Switching Center, MSC)、およびパケットデータ供給ノード(Packet Data Serving Node, PDSN)を含む。高速またはデータ最適化システムは、既に記載したＩＳ−９５システムと同じアーキテクチャ内で実施される。１つの相違点は、データ最適化システムは、移動交換局(ＭＳＣ)の資源を使用しないことである。データ最適化ネットワークの別の相違点は、順方向リンクのデータレートが高く、通常、３８．４キロビット秒ないし２．４メガビット秒であり、逆方向リンクのデータレートの範囲がより低く、９．６キロビット秒ないし１５３．７キロビット秒であることである。ユーザはデータコンテンツを高レートで受信し、それをレビューするが、多くの場合に、そのコンテンツに応答する必要はほとんどまたは全くなく、したがって逆方向リンクのデータレートがより低くなるために、異なるデータレートになる。１つの典型的な例は、受信放送を見ることである。遠隔局は、放送コンテンツのフローイングを維持するために、データ確認応答メッセージを自動的に送って応答する。

図３は、データ最適化システム300が既存の無線ネットワークに、どのようにオーバーレイしているかを示している。無線デバイスまたは遠隔局106は、２本の搬送波306および308を受信する。搬送波306は、データ最適化搬送波である。搬送波308は、通常の無線通信搬送波である。両者の搬送波は、統合されたＢＳＣ／ＰＣＦ310から送られる。ＢＳＣ／ＰＣＦは、ＰＤＳＮ312に接続され、ＰＤＳＮ312は、インターネット314に接続されている。

無線デバイス106は、セルサイトにおいてＢＴＳと空中で通信する。各ＢＴＳは、一般に、多数の周波数搬送波(例えば、１．２５メガヘルツ)を統合し、これは、従来の無線サービスまたはデータ最適化サービスの何れかに使用されることができる。セルサイト、塔、およびアンテナは、従来の無線システムとデータ最適化システムとの間で共有され、セル受信可能領域は、両システムにおいて同じである。

ユーザがデータを伝送しているとき、データパケットは無線デバイスから空中でＢＴＳに送られ、次に、基地局制御装置／パケット制御機能(ＢＳＣ／ＰＣＦ)310へ送られる。ＢＳＣは、データをＰＣＦ310へ送り、ＰＣＦ310はＢＳＣと統合される。次に、ＰＣＦは、ＰＤＳＮ312へデータを送る。ユーザがデータを受信しているとき、ユーザに宛てられたパケットは、プロバイダのＩＰネットワークに到達し、ＰＤＳＮ312は、パケットをＢＳＣ／ＰＣＦ310へ送り、その後で、ＢＳＣ／ＰＣＦ310は、それらをＢＴＳおよびユーザへ送る。

各ＢＴＳは、セルサイトにおける多数のＲＦ搬送波(例えば、１．２５メガヘルツ)のＲＦ成分およびディジタル成分の両者を含む。ＢＴＳは、エアーリンクを終端させ、迂回中継によってＢＳＣに無線リンクプロトコル(radio link protocol, RLP)／ユーザデータグラムプロトコル(user datagram protocol, UDP)の接続を与える。迂回中継は、パケット化される。ＲＦ搬送波(例えば、１．２５メガヘルツ)は全方向性アンテナあるいはセクタ化されたアンテナで展開され得る。各データ最適化セクタは、順方向リンク上では２．４メガビット秒まで、逆方向リンク上では１５３．６キロビット秒までのピークレートに達することができる。

多数の基地局トランシーバ(ＢＴＳ)が、所与のＢＳＣに接続される。遠隔局は、セルサイト間を移動するとき、１つのＢＴＳから別のＢＴＳへハンドオフされる。ＢＳＣは、セッションの制御、接続の制御、および選択の機能を行って、各遠隔局のセッションを支援する。

ＰＣＦは、パケットデータを処理する機能を備える。ＰＣＦは、ＰＤＳＮ312とＢＳＣの間のインターフェイスを管理する。ＰＣＦは、ＰＤＳＮ312への一般ルーティングカプセル化トンネル(Generic Routing Encapsulation Tunnel, GRE/IP)のインターフェイスの設定を管理し、ＰＤＳＮを選択し、全てのデバイスのアイドルのタイマを追跡し、この情報をＢＳＣに供給する。

ＰＤＳＮ312は、ポイント ツウ ポイントプロトコル(Point-to-Point Protocol, PPP)のような、従来のネットワークアクセスサーバ(Network Access Server, NAS)の機能を行う。ＩＳ−９５およびＩＳ−８５６の両者のデータ最適化サービスは、同じＰＤＳＮ312を使用する。

データ最適化システムの順方向リンク構造は、データおよび放送サービスを支援するのに高データレートが必要であるので、通常の無線通信システムの順方向リンク構造と異なる。順方向リンクの物理層は、搬送波に基づいて編成され、所与のサイズ(例えば、１．６６ミリ秒)のスロットに分割されたデータチャネルを与える。これらのチャネルは、パイロットチャネル、制御チャネル、およびユーザトラヒックチャネルについて時分割多重化される(time- division-multiplexed, TDM)。ユーザは、スケジューラを使用して、ＴＤＭトラヒックの特定の時間を割り当てられる。特定の時間スロットは、ページングおよび同期化機能を含む、パイロットおよび制御情報を送るのに使用される。割り当てられた時間期間中は、全出力が単一の遠隔局に確保される。電力が固定される一方で、伝送レートは可変であり、遠隔局によって逆方向リンク上で送られるフィードバックから判断される。ユーザへの順方向リンク上で使用される伝送レートは、逆方向リンク上で遠隔局によって要求されるのと同じレートであり、チャネル状態に応じて遠隔局によって判断される。したがって、データ最適化システムでは、各ユーザは、そのユーザのデータのみが順方向リンク上で全出力で伝送される時間期間を割り当てられる。

データ最適化システムでは、逆方向リンクは、順方向リンクと異なる。個々の遠隔局の逆方向リンク伝送は、ＩＳ−９５システムにおける逆方向リンク伝送のように符号分割多重化される（code division multiplexed, CDM）。逆方向リンクは、可変電力および可変レート伝送も使用し、そのレートは９．６キロビット秒ないし１５３．６キロビット秒までである。逆方向リンク上での電力制御は、ＩＳ−９５システムにおいて見られるソフトな、およびよりソフトなハンドオフを使用する。

図４は、逆方向リンクのチャネル構造を示している。逆方向リンク400は、２本の主要なチャネル、すなわちアクセスチャネル402およびトラヒックチャネル408をもつ。アクセスチャネル402は、ネットワークと通信している遠隔局によって、または遠隔局に宛てられたメッセージに応答して使用される。アクセスチャネル402は、２本のサブチャネル、すなわちパイロットチャネル404およびデータチャネル406から成る。パイロットチャネル404は、コヒーレントな復調およびタイミングの基準を与える。データチャネル406は、データ最適化システムを得るのに、遠隔局によって使用されるアクセスチャネルデータを搬送する。トラヒックチャネル408は、次のチャネル、すなわち、パイロットチャネル410、媒体アクセス制御チャネル412、確認応答チャネル418、およびデータチャネル420から成る。パイロットチャネル410は、コヒーレントな復調およびタイミングの基準を与える。媒体アクセス制御(Medium Access Control, MAC)チャネル412は、２本のサブチャネル、すなわち、逆方向リンク伝送のデータレートを示す逆方向レート表示（Reverse Rate Indicator, RRI）サブチャネル414と、データレート制御(Data Rate Control, DRC)チャネル416とから成る。ＤＲＣチャネルは、支援可能な順方向トラヒックチャネルのデータレートをネットワークに示すために、遠隔局によって使用される。確認応答（Acknowledgement, Ack）チャネル418は、正確に受信された順方向リンクパケットに確認応答する。データチャネル420は、ユーザデータおよび制御情報を含む。

図５は、ＡＣＫチャネルの構造を示す。ＡＣＫチャネルは、それにアドレス指定された全順方向トラヒックチャネルに応答して、Ｉチャネル上の各スロットの前半で送られ、さもなければ、ＡＣＫチャネルはゲートでオフにされる。ＡＣＫチャネル上のフルスロットは、１．６７ミリ秒を占める。

ＡＣＫチャネルは、順方向トラヒックチャネル上で送られたデータパケットが正確に受信されているかどうか示す。データパケットの受信が成功であるときは、ＡＣＫチャネルは‘０’のビットを伝送し、データパケットの受信が不成功であるときは、‘１’を伝送する。

図６は、ＡＣＫチャネルの物理的構造を示す。ＡＣＫチャネルは、１つのＡＣＫビットを用いて、このビットを１２８回反復し、結果の１２８シンボルを、そのＡＣＫチャネルに固有の符号でカバーすることによって生成される。次に、ＡＣＫチャネルの利得は、順方向トラヒックチャネルのパイロットの利得に対して設定され、Ｉチャネルに対する直角拡散によって、二相位相シフトキーイング（bi-phase-shift-keyed, BPSK）変調される。

ＡＣＫチャネルは、遠隔局によって検出された全ての順方向トラヒックチャネルのプリアンブルに応じて特定のレート（例えば、９．６キロビット秒）で伝送され、さもなければ、ＡＣＫチャネルはゲートでオフにされる。ＡＣＫチャネルは、図６に示されているように、スロットの前半で伝送され、１０２４チップの継続期間をもつ。パケットが受信された後で、ＡＣＫチャネルは、パケットを３スロットで確認応答する。

ＡＣＫチャネルは、伝送にフレームを使用する。種々の符号が、フレーム構造内で使用され得る。より長い符号語は、低減されたピーク電力要求をもち、より短い符号語よりも、より良く働く。符号を、フレーム構造に関係して、４つの変数の点から記載する：
Ｍを、１フレームスロット当りのＡＣＫチャネル符号シンボル数とする；
Ｎを、１フレーム当りの独立スロット数とする；
Ｒを、符号反復因数とする；
Ｓを、ＡＣＫチャネルシンボル数として表現される、ＡＣＫチャネルフレームの長さとする。

４つの変数間の関係性は、式（１）を使用して表現することができる。

Ｓ＝Ｍ^＊Ｎ^＊Ｒ （１）
上述の変数の各々は、ＡＣＫチャネルの性能を向上するように選択され得る。符号干渉を最小にし、一方でピークの性能を維持する値が選択されるべきである。例示的な符号を次に記載する。

ＡＣＫチャネルで使用される１つの例示的な符号は、次のように定義される。

Ｍ＝８、Ｎ＝６、Ｒ＝２、Ｓ＝９６
この符号は、４８ユーザまでを支援することができ、５ミリ秒のフレームになる。１スロット当りのＡＣＫ符号シンボル数は、行列によって表される。この符号において、符号は、Ｗ^８の反復によって生成され、なお、反復は４８シンボル離れている。

ＡＣＫチャネル符号の別の実施形態は、次のように定義される。

Ｍ＝１６、Ｎ＝３、Ｒ＝２、Ｓ＝９６
この符号も、４８ユーザまでを支援することができ、５ミリ秒のフレームになる。符号は、Ｍ^１６、すなわち長さ１６のｍ系列構成符号の反復によって生成され、なお、反復は４８シンボル離れている。

ＡＣＫチャネル符号の都合のよい実施形態は、次のように定義される。

Ｍ＝６４、Ｎ＝１、Ｒ＝２、Ｓ＝９６
この符号は、６４ユーザまでを支援することができ、６．６７ミリ秒のフレームになる。この符号は、Ｍ^６４、すなわち長さ６４のｍ系列構成符号の反復であり、なお、反復は６４シンボル離れている。

Ｍ^６４の第２の行を次に与える。

チャネル構造
可能なチャネル構造は、ＴＤＭのみ、ＣＤＭのみ、およびハイブリッドＴＤＭ／ＣＤＭとして分類されることができる。各潜在的なチャネル構造は、異なる長所および制限をもつ。

チャネル構造の仮定
確認応答チャネル構造を生成する際の問題は、厳格な復号誤り性能要件によって表される。目標誤り率は低く、偽警報(false alarm)に対して０．１％、失敗検出(missed detection)に対して１％程度である。本明細書では全ての記載されているチャネル構造において、５ミリ秒のフレーム長、Ｗ^６４のチャネル化符号、および４８までの支援されるユーザが仮定されている。Ｗ^６４では、１ＰＣＧ当りに２４の使用可能な符号シンボルがあるので、４ＰＣＧのフレーム長では、理論上では、９６ユーザ（または、ＩおよびＱの両者で１９２ユーザ）が支援される。反復因数２が、ＴＤＭおよびハイブリッドのＴＤＭ／ＣＤＭの場合に時間ダイバーシティを達成し、ＣＤＭのみの場合はクロストークを低減することを可能にすると、４８ユーザが支援されることになる。後者は、確認応答チャネルフレーム内で符号語を反復することによって達成される。確認応答チャネル(ＡＣＫ)におけるオン／オフの符号化、すなわちＡＣＫは‘＋１’にマップされ、一方で（否定の確認応答である）ＮＡＫは‘０’にマップされると仮定する。

ＴＤＭのみのアプローチ
ＡＷＧＮにおける要求ピーク確認応答チャネル電力の単純な推定は、次のように計算され得る。ＮＡＫとＡＣＫとの間の距離（distance）、ｄは、閾値から信号点への要求最短距離(各々は、雑音に対して正規化されている)の和として計算される。

なお、Ｐ_ｆａおよびＰ_ｍｄは、それぞれ、目標の偽警報および失敗検出の確率である。確認応答チャネルのＥ_ｂ／Ｎ_ｔの要求は、式（６）のように計算されることができる。

Ｅ_ｂ／Ｎ_ｔ（ＡＣＫ）＝ｄ^２／２ （６）
なお、位相推定が完璧であると仮定すると、コヒーレントなＢＰＳＫの復号のために、分母に２の因数が必要である。目標の復号誤り率の確率を代入すると、Ｅ_ｂ／Ｎ_ｔ＝１１．７デシベルが得られる。上述の仮定を使用すると、処理利得は、
６４^＊４＝１２８＝２１．１デシベル
として簡単に計算できる。０デシベルのＦＬの幾何学的配置では、要求される正規化されたピークのＦ−ＡＣＫＣＨの電力は、１１．７デシベル−２１．１デシベル＝−９．４デシベルであり、すなわち、１ユーザ当りに総ＢＳ電力の１１％である。−５デシベルのＦＬの幾何学的配置では、要求ピーク電力は、１ユーザ当りに総ＢＳ電力の３３％になるであろう。フェージングチャネルの場合では、要求ピーク電力は、より一層高い。基地局はこのピーク電力要求を支援できそうにないと考えられ、したがって、ＴＤＭのみのアプローチは実際的ではない。

ハイブリッドＴＤＭ／ＣＤＭおよびＣＤＭのみのアプローチ
ＣＤＭのみのアプローチは、ハイブリッドＴＤＭ／ＣＤＭのアプローチの副次的な場合であると考えられるので、これらの２つのアプローチは、一緒に検討される。１フレーム当りの時間スロットの正確な数は、別途記載される折り合いの最適化によって決定されるべきである。

Ｍを、１ＴＤＭスロット当りのＡＣＫＣＨの符号シンボル数とする。したがって、１フレーム当りの独立ＴＤＭスロット数、Ｎは、Ｎ＝９６／（２^＊Ｍ）であり、２の因数は、符号反復の結果である。(符号語は、ＣＤＭのみの場合においても反復されることに留意すべきである)。ＴＤＭのみアプローチは、Ｎ＝４８およびＭ＝１を用いた場合になり、一方でＣＤＭのみアプローチは、Ｎ＝１およびＭ＝４８を用いた場合である。

Ｎ(およびＭ)の選択は、次の因数間の折り合いである。

１．Ｍを増加すると、時間ダイバーシティが向上し、したがって、失敗検出率を低減する。全てのアプローチは、組み込まれた反復因数の２をもつと仮定されているので、スロットサイズを拡張することによって達成され得る追加の時間ダイバーシティ利得は、スロットサイズが示唆する差よりも小さい。例えば、Ｍ＝８およびＮ＝６(ハイブリッドＴＤＭ／ＣＤＭ)では、所与の符号語の符号シンボル間の最大の時間差は、８＋９６／２＝５２であり、一方でＭ＝４８およびＮ＝１（ＣＤＭのみ）では、所与の符号語の符号シンボル間の最大時間差は、９６である。したがって、この場合に、最大の差は、９６／５２＝１．８５倍増加し、これは、スロット長(Ｍ)の増加率、すなわち４８／８＝６よりも小さい。簡潔化のために、以下では、時間ダイバーシティが、幾分、より小さいスロット長の場合に有利に偏っていても、全てのアプローチが同じ時間ダイバーシティを達成すると仮定する。

２．Ｍを増加すると、１ユーザ当りのピーク電力要求を低減する。上述の因数に基づいて、全てのアプローチは、ほぼ同じＥ_ｂ／Ｎ_ｔの要求をもつはずである。スロットサイズを低減すると、１ユーザに基づくピーク電力要求は逆比例的に増加する。(個々の確認応答電力要求によって重み付けされた)ユーザが、スロット間で等しく分散されるとき、総ピーク電力要求は、ＭおよびＮにおいて同じであることに注意すべきである。しかしながら、Ｎが増加するのにしたがって、この条件が存在する確率は、急速に低減する。

３．Ｍを増加すると、クロスチャネル干渉を増加する。
ＣＤＭのための既存のＦ-ＡＣＫＣＨのチャネル化符号
解析およびシミュレーションの両者の結果は、最悪の符号の対が、

であることを示している。これは、その対の要素に関する積が、長い系列(実際には、長さＭ／２)の連続の‘＋’と、その後の、等しく長い系列(長さＭ／２)の連続の‘−’とをもつからである。これは、概して、対

の要素に関する積が、‘＋’および‘−’の交互のグループから成り、各グループの長さが２^ｋである、Ｗ^Ｍにおいて、真である。このチャネル化符号における最悪の符号の対は、ウォルシュ符号における最悪の符号の対のクロス乗積と同じクロス乗積を与える。したがって、このセクションでは、ウォルシュ符号のみを記載する。

直観的に、任意の符号語の対の相互相関の性能は、その対の要素に関する積における最も長い実行の長さ(すなわち、連続の‘＋’または‘−’の最大長)に密接に関係するであろう。

上述に基づいて、その符号語の各々が、対の片方の符号語をもち、それと共に、要素に関する積を形成し、可能な限り最悪の実行長を示すので、ウォルシュ符号はとくに悪い選択であると考えられる。

最良のコードブックを見付ける１つのやり方は、サーチを行うことであることに注意すべきである。任意の可能な二値直交行列から始めて、(符号語が行列の行を形成していると仮定して)列を置換し、次に、シミュレーションまたは解析方法の何れかによって、全ての可能な符号語の対のクロストーク特性を検査することができる。この検索は、等しくない直交行列の構成に対して、反復され得る。都合の悪いことに、このような検索の計算は、過度に複雑であると考えられる。

ＣＤＭのための可能な新しいＦ-ＡＣＫＣＨ符号
周知の二値直交行列構成は、２の冪であるＭにおいて、ｍ系列構成である。構成は、２段階の処理として、最も簡単に説明することができる。

１．長さＭ−１のｍ系列の全ての可能な循環シフトを、そのサブマトリックスの行として集めることによって、（Ｍ−１）×（Ｍ−１）のサブマトリックスを形成する；
２．全て‘＋’の行および全て‘＋’の列を加えることによって、サブマトリックスをＭ×Ｍの次元に拡張する。

同様に、行列要素Ｋ_ｉ，ｊを、式（７）のように表現することによって構成を定める。

なお、Ｔｒ（ｘ）は、式（８）にように定められる追跡関数であり、

αは、ＧＦ（Ｍ）における基本要素である。

任意の符号語の対の要素に関する積が、追加の‘＋’が挿入されたｍ系列でもあることを示すのは、自明である。したがって、最大実行長が、ｌｏｇ２（Ｍ）であることが分かり、ｌｏｇ２（Ｍ）は、Ｍが増加するとき、ウォルシュ符号の最大実行長(Ｍ／２に等しい)が増加するレートと比較して、相当により緩慢に増加する。上述に基づいて、ｍ系列構成は、ウォルシュ符号よりも相当により良く働くチャネル化符号を与える可能性が非常に高い。

図７は、本発明の実施形態で使用されるｍ系列行列を生成するのに使用されるステップを示している。ｍ系列行列を生成する方法700は、ステップ702、すなわち開始から始まる。ｉおよびｊが行列の行および列であるとき、ｉ＝０およびｊ＝０に設定する。ステップ706では、次のステートメント、すなわち（ｉ−１）・（ｊ−１）＝０であるかどうかを検査する。ステートメントが真であるときは、ステップ710において、Ｋ_ｉ，ｊ＝＋１である。続いて、ステップ712では、次のステートメント、すなわちｉ≧ｍであるかどうかを試験する。ステートメントが真であるときは、ステップ716へ進み、次のステートメント、ｊ≧ｍであるかどうかを試験する。ステートメントが真であるときは、処理は終了する。しかしながら、ステップ706においてステートメントが偽であるときは、ステップ708において特定されているように、

である。ステップ708の後で、処理はステップ712に戻る。ステップ712が偽になると、ｉはインクリメントされ、処理はステップ706に戻り、（ｉー１）・（ｊ−１）＝０であるかどうかを再び試験する。真の結果が得られるまで、処理のフローはステップ712を通り続ける。その後で、フローは、既に記載したステップ716に進む。ステップ716の結果が偽であるときは、ステップ718において、ｊはインクリメントされ、処理のフローは、再び、ステップ706に戻る。ステップ716において真の結果が得られた後で、処理のフローはステップ720において終了する。

反復間の符号語の置換
チャネル化符号を使用すると、異なる符号語の対の性能間に若干(ウォルシュ構成ではより多く、ｍ系列構成ではより少ない)の変化が予測される。ＣＤＭ方式の何れかにおける最悪の符号語の対の性能を向上することができ、その結果、ユーザの符号語の割り当てが、符号語の反復間で置換されると、相互相関の問題が低減される。これは、高い電力のＡＣＫチャネルが、特定のＣＤＭスロットにおいて、低い電力の確認応答チャネルを強く干渉するとき、反復スロットにおいて、同じ状態が生じ難くなることを保証するであろう。時間にしたがって変化する‘擬似ランダム’置換も使用され得るが、適切な規則正しい置換は、‘擬似ランダム’置換よりも、より良く働くと予測される。適切な規則正しい置換を検出することは、一般的な場合には、自明ではないが、これは、ｍ系列構成またはウォルシュ構成の場合の何れにおいても、比較的に簡単である。

１．ｍ系列構成:ｍ系列構成において任意の符号語の対の最大実行長が同じでも、要素に関する積において最大実行長が現れる場所に依存して、恐らくは、わずかな性能の差がある。例えば、‘＋’および‘−’の最長の実行が、互いに隣り合って現れる場合と比較して、それらがそれぞれ最初と最後に現れるときは、性能は幾分より悪いと予測される。符号語反復間でＭ／２によって全ての符号語を単に循環的にシフトすることによって、最悪の場合と最良の場合とを対にすることを達成することができる。

２．ウォルシュ構成：ウォルシュ符号の場合において、最悪の符号語の対は、結果のクロス乗積が、指数ｋ（ｋは、２の‘高い’冪）をもつウォルシュ符号である対である。(全てのクロス乗積はウォルシュ符号でもあることに留意すべきである)。直観的に、良好な置換は、２の‘高い’冪を２の‘低い’冪にマップする置換である。

なお、ｋ_ｉ、ｌ_ｉ、およびｊ_ｉは、それぞれ、ｋ、ｌ、およびｊの二値表現におけるｉ番目のビットである。したがって、良好な置換は、反復符号語の指数を得るために、第１の符号語の指数を二値の形で表現し、ビットを(ＭＳＢからＬＳＢの方向で)反転することによって達成される。言い換えると、ｋはｋ’にマップされ、なお、

であり、ｋ_ｉは、ｋの二値表現におけるｉ番目のビットである。

例として、長さ８のウォルシュ符号、Ｗ^８を用いる。置換しないときの、連接符号語(すなわち、反復符号語が第１の符号語に追加されたもの)を次に示す。

置換するときの、連接符号語を次に示す。

比較として、第１の符号語の実行長と、反復符号語の実行長とを加えたものが、計算される。置換のないＷ^８において、全て０以外の連接符号語に対する結果の値は、
２，４，４，８，４，８，４であり、
一方で、置換のあるＷ^８の結果は、
５，４，６，５，４，６，４である。

明らかに、置換は、結合された最大実行長を（８から６へ）予測通りに低減している。

復号の複雑さ
チャネル化符号選択の別の重要な態様は、受信信号を復号するとき、信号を相関させ易いことである。２つの場合が区別され得る。

１．受信機は、意図された符号のみを復号する。

２．受信機は、相互相関を検出するために、全ての確認応答チャネル符号を復号する。

上述の場合１では、チャネル化符号の局部的なコピーを生成することのみが複雑であり、これは、ウォルシュおよびｍ系列構成の場合において、等しく容易に行うことができる。

場合２では、ウォルシュ符号は、高速ウォルシュ変換を可能にするという利点をもち、要求される処理の数は、Ｍ２に比例する（これは、一般的な場合に当てはまる）のに対して、Ｍ^＊ｌｏｇ２（Ｍ）に比例する。ｍ系列構成によって得られる符号語は、等しく容易に復号可能である。これは、ｍ系列行列およびウォルシュ行列が同形である、すなわち、一方を他方に変換する行と列との置換があるからである。

列の置換は、式（１１）によって与えられる。

行の置換は、式（１２）によって与えられる。

このセクションに記載されている計算の何れも、復号処理中に行われる必要はなく、その代わりに、置換は、記憶されている置換テーブルに基づいて実行できることに注意すべきである。２つの置換テーブル（すなわち、行置換のためのテーブルと、列置換のためのテーブル）の各々を記憶するには、Ｍ^＊ｌｏｇ２Ｍビットのみのメモリサイズが必要であり、これは非常に適度である。例えば、符号長が６４シンボルである、すなわちＭ＝６４であるとき、要求されるメモリは、６４^＊６／８＝４８バイトになる。

要約すると、新しく提案された確認応答チャネル符号の復号は、本質的に、ウォルシュ符号の復号と同じ複雑さを表す。

このセクションでは、ｍ系列のＡＣＫＣＨ符号構造が記載された。到達した結論を次に示す。

１．ｍ系列のＡＣＫＣＨ符号は、ウォルシュのＡＣＫＣＨ符号よりも、フェージングチャネルにおいて、より良いクロストーク特性をもつ。

２．復号の複雑さは、ｍ系列符号およびウォルシュ符号の両者において、ほぼ同じである。

したがって、確認応答チャネル符号の１つの実施形態では、ＡＣＫＣＨの符号語が、ｍ系列構成を使用することによって得られる行列の行であるとき、２の反復因数のハイブリッドＴＤＭ／ＣＤＭ方式を使用する。さらに加えて、反復間の割り当てられた符号語の決定性の置換は、実施形態に含まれている。

ＴＤＭおよびＣＤＭ／ＴＤＭ方式の基本的な性能の比較
ＡＷＧＮチャネルおよび完璧なチャネル推定を仮定して、次の基本的な比較を行うことができる。約０．１％の偽警報率（false alarm rate, Pfa）では、決定閾値（threshhold, Th）は、Ｔｈ＝±２１／２^＊ｅｒｆ−１（１−Ｐｆａ）^＊σ＝３．２９^＊σに設定されるべきであり、一方で約１％の失敗検出率（missed detection, Pmd）では、信号振幅（signal amplitude, As）は、Ａｓ＝（Ｔｈ＋２１／２^＊ｅｒｆ−１（１−２^＊Ｐｆａ））^＊σ＝（Ｔｈ＋２．３３）^＊σ＝５．６２^＊σである。したがって、５．６２２／２＝１５．７９（＝１２デシベル）の確認応答チャネルのＥｂ／Ｎｏになる。なお、２の因数は、コヒーレントな復調による。

−５デシベルの最悪の場合の幾何学的配置、および６４^＊９６（＝３８デシベル）の拡散利得を仮定する。後者は、基本拡散のＷ^６４および５ミリ秒のＡＣＫシンボルの継続期間(すなわち、ＣＤＭのみのアプローチ)を使用した結果である。

上述の全てを用いると、単一の−５デシベルの幾何学的配置のユーザの確認応答チャネルの電力は、総ＢＳ電力に対して、１２デシベル＋５デシベル−３８デシベル＝−２１デシベル（＝０．８％）である。フェージングチャネルでは、要求電力は、これよりも相当に高く、例えば、１ユーザにおいて、チャネルモデルＤでは、要求電力は４％であり、チャネルＡでは、要求電力は１５％である。

明らかに、ＡＣＫシンボルの継続期間が低減されるとき、要求電力は、反比例関係で増加するであろう。例えば、長さ４８の確認応答チャネル符号の代わりに、長さ８の符号が使用されると、要求電力は６倍に増加するであろう。いくつかのチャネル状態の下では、−５デシベルの幾何学的配置の１ユーザが、総基地局電力を越える電力をとることがあり得る。明らかに、並列のＡＣＫチャネル間のクロストークを、管理可能なレベルで維持することができる限り、ＣＤＭのみのアプローチが好ましい選択である。

ＡＣＫチャネル間のクロストークを低減する方法
符号長の低減
１つの実施形態では、基本拡散ウォルシュ関数は、Ｗ^１２８ではなく、Ｗ^６４である。ＡＣＫシンボルは、２．５ミリ秒、すなわち、提案された５ミリ秒の確認応答チャネルスロットの半分に及ぶ。残りの半分において、ＡＣＫシンボルは反復されるであろう。

この設定を用いると、Ｗ^６４の符号チャネルは、９６ＲＬユーザ、Ｉアーム上で４８ユーザ、Ｑアーム上で４８ユーザを支援することができる。

Ｆ−ＡＣＫＣＨコードブックの選択
長さ４の高速フーリエ変換の基底ベクトルでインターリーブされた、置換されたＨ_１２が使用される。ＭＳにおけるメモリ要求を最小化するために、受信機は、次に記載される単純なアルゴリズムにしたがうことによって、実行中に行列要素を生成することができる。

ｊ番目の符号語のｋ番目のシンボルを生成することは、Ｈ_４８(ｊ，ｋ)として示される。ｊおよびｋを二値形式で表現すると、式（１３）および（１４）のようになる。

すなわち、ｊ＝３２・ｊ_５＋１６・ｊ_４＋８・ｊ_３＋４・ｊ_２＋２・ｊ_１＋ｊ_０ （１３）
および、ｋ＝３２・ｋ_５＋１６・ｋ_４＋８・ｋ_３＋４・ｋ_２＋２・ｋ_１＋ｋ_０ （１４）
したがって、符号シンボルは、式（１５）のように与えられ得る。

なお、〔ｊ５：ｊ２〕は、例えば、その二値表現が、ｊ_５ｊ_４ｊ_３ｊ_２によって与えられる整数を意味し、さらに加えて、

であり、Ｈ_１２は、行列（１６）である。

符号構成は、同様な意味合いで、次のように記載され得る。

・Ｈ_１２のクロネッカー積、および長さ４のフーリエ変換の(正規化されていない)基底ベクトルによって形成された行列とを用いる。

・４×１３の行列の行へ書き込み、列を読み出すことによってインターリーブする。

Ｈ_４８（ｊ）が、Ｉアーム上のｊ番目の符号語を表す行ベクトルであるとき、ｉ・Ｈ_４８（ｊ）は、Ｑアーム上のｊ番目の符号語を表す行ベクトルであることに注意すべきである。符号シンボルがＱＰＳＫのアルファベットからきたとしても、Ｆ−ＡＣＫＣＨのサブチャネルの数は、依然として、Ｗ^６４の符号チャネル当りに９６である。Ｉ−Ｑのクロストークは、２本のアームの独立のＰＮ拡散のために、重要な要素でないと予想される。

電力制御
各ユーザへの順方向確認応答チャネルの利得は、逆方向チャネルの品質表示チャネルのフィードバックに基づいて設定される。シミュレーションでは、完全なＣ／Ｉのフィードバックが仮定された。移動局におけるＣ／Ｉの平均をとることは、フィードバック遅延およびＣ／Ｉ量子化誤差の影響を弱めるので、これは、少なくとも、相当なクロストークのある最悪の場合のチャネルのチャネルに対して正当化され得る。

シミュレーションでは、受信機における目標のＥｂ／Ｎｏを設定するために、サブチャネルの利得が設定される。最悪の場合のチャネルの状態では、利得マージンは、７デシベルに設定される。確認応答チャネルのサブチャネルの何れかによって使用される最大電力は、総基地局電力の５％に制限された。

最悪の場合のクロストークは、低い幾何学的配置のユーザによって干渉されているときの、良好な幾何学的配置のユーザによって経験されるので、クロストークの影響は、確認応答チャネルのサブチャネルの利得間の最大の差を制限することによって緩和され得る。シミュレーションでは、ユーザは、同じスロット内の最大のサブチャネル利得よりも小さい１０デシベルよりも大きいサブチャネル利得をもたないと仮定された。

クロストークを低減する別のやり方では、ＡＣＫＣＨシンボル全体の継続期間においてチャネル利得を固定している。確認応答チャネルシンボルが、２．５ミリ秒、すなわち２ＰＣＧ続くとき、これは、先行する１つ置きのＣ／Ｉフィードバック値を意味する。もちろん、チャネルモデルＤの場合のような、いくつかの場合では、これは、増加した失敗検出率のために、実際には、性能を低減するであろう。

決定閾値の設定
既に記載したように、理想的な受信機における決定閾値は、３．２９^＊σに設定される。なお、σは、推定同相雑音分散である。シミュレーションでは、雑音推定誤差は、３デシベルの分散で、相関のない対数正規変数としてモデル化された。受信機がこれを補償するために、決定閾値は、

倍に増加される。

決定閾値の変更された設定
受信機においてクロストークの存在を検出するやり方がある。ユーザｊ_１への相関器の出力が、ユーザｊ_２に送られている確認応答チャネル信号によって影響を受けるかどうかを決定したいと仮定する。この場合に、クロストーク、Ｃ_{ｊ１，ｊ２}は、式（１７）のように表現されることができる。

は、Ｆ−ＡＣＫＣＨにおける複素ＰＮ拡散ウォルシュ符号の使用であり、ｐ（ｊ_２）は、ユーザｊ_２へのＦ−ＡＣＫＣＨの伝送電力であり、ｓ（ｋ）は符号シンボルｋにおける複合チャネル利得である。

クロストークは、式（１８）のように推定することができる。

当業者には、情報および信号が、種々の異なる科学技術および技術の何れかを使用して表され得ることが分かるであろう。例えば、これまでの記述全体で参照され得るデータ、命令、コマンド、情報、信号、ビット、シンボル、およびチップは、電圧、電流、電磁波、磁界または磁性粒子、光学場または光学粒子、あるいはこれらの組み合せによって表され得る。

当業者は、本明細書に開示されている実施形態に関連して説明されている様々な例示的な論理ブロック、モジュール、回路、およびアルゴリズムのステップは、電子ハードウエア、コンピュータソフトウエア、またはこの両者の組み合せとして実施され得ることも分かるであろう。ハードウエアおよびソフトウエアのこの互換性を明確に説明するために、種々の例示的なコンポーネント、ブロック、モジュール、回路、およびステップが、これらの機能性に関して、概ね上述されている。このような機能性がハードウエアまたはソフトウエアの何れで実施されるかは、システム全体に課される設計の制約および具体的な用途に依存する。熟練工は、特定の用途ごとに様々なやり方で記載された機能性を実施し得るが、このような実施上の決定は、本発明の範囲からの逸脱を招くものとして解釈されるべきではない。

本明細書に開示されている実施形態に関連して説明されている種々の例示的な論理ブロック、モジュール、および回路は、汎用プロセッサ、ディジタル信号プロセッサ（digital signal processor, DSP）、特定用途向け集積回路（application specific integrated circuit, ASIC）、フィールドプログラマブルゲートアレイ（field programmable gate array, FPGA）または他のプログラマブル論理デバイス、ディスクリートゲートまたはトランジスタロジック、離散ハードウエアコンポーネント、あるいは本明細書に説明されている機能を実行するように設計されているこれらの組み合せで実現または実行可能である。汎用プロセッサは、マイクロプロセッサであってもよいが、代替例においては、プロセッサは任意の従来のプロセッサ、制御装置、マイクロ制御装置、または状態機械であり得る。プロセッサは、計算機の組み合せとして、例えば、ＤＳＰとマイクロプロセッサの組み合せ、複数のマイクロプロセッサ、ＤＳＰコアと関連した１つ以上のマイクロプロセッサ、または任意の他のこのような構成としても実施され得る。

本明細書に開示されている実施形態に関連して説明されている方法またはアルゴリズムのステップは、ハードウエアにおいて、プロセッサによって実行されるソフトウエアモジュールにおいて、またはこの２つの組み合せにおいて直接に具現化され得る。ソフトウエアモジュールは、ＲＡＭメモリ、フラッシュメモリ、ＲＯＭメモリ、ＥＰＲＯＭメモリ、ＥＥＰＲＯＭメモリ、レジスタ、ハードディスク、リムーバブルディスク、ＣＤ−ＲＯＭ、または当技術において公知の任意の他の形態の記憶媒体に常駐していてもよい。例示的な記憶媒体は、プロセッサが記憶媒体から情報を読み取り、かつ情報を書き込むことができるようにプロセッサに結合される。代替例において、記憶媒体は、プロセッサと一体であってもよい。プロセッサおよび記憶媒体はＡＳＩＣに常駐していてもよい。ＡＳＩＣは、ユーザ端末に常駐してもよい。代替例において、プロセッサおよび記憶媒体は、ユーザ端末に別個のコンポーネントとして常駐していてもよい。

開示されている実施形態の上記説明は、当業者が本発明を構成または使用することを可能にすべく提供されている。これらの実施形態の種々の変形は当業者には容易に明らかであり、本明細書に定義されている一般的な原理は、本発明の主旨および範囲から逸脱することなく他の実施形態に適用され得る。したがって、本発明は本明細書に示されている実施形態に制限されることを意図されるものではなく、本明細書に開示されている原理および新規な特徴と合致する最大の範囲に一致すべきものである。
以下に本願出願の当初の特許請求の範囲について記載された発明を付記する。
［１］
二値直交行列である第１の行列に基づいて、伝送に確認応答するための第１のチャネルに対応する１組の符号語を生成することを含む方法。
［２］
第１の行列が、サブ行列の行として特定の長さの全ての可能な循環シフトを集めて、全て‘＋’の行と全て‘＋’の列とを加えることによってサブ行列を所定の次元へ拡張することによって形成されるｍ系列行列である［１］記載の方法。
［３］
第１の行列が、アダマール行列である［１］記載の方法。
［４］
第１の行列が、特定の長さの高速フーリエ変換の基底ベクトルでインターリーブされた置換されたＨ _１２ 行列である［１］記載の方法。
［５］
第１の行列が、特定の長さの高速フーリエ変換の基底ベクトルでインターリーブされた、ｍ系列構成から生成されるＨ _１６ である［２］記載の方法。
［６］
伝送に確認応答するのに使用されるチャネル間のクロストークを低減する方法であって、
二値直交行列である第１の行列に基づいて、伝送に確認応答するための第１のチャネルに対応する１組の符号語を生成することと、
第１の行列を形成することと、
第１の行列より小さい第２の行列を使用して、拡散関数を使用して拡散することとを含む方法。
［７］
第１の行列を形成することが、
サブ行列の行として特定の長さの全ての可能な循環シフトを集めて、全て‘＋’の行と全て‘＋’の列とを加えることによってサブ行列を所定の次元へ拡張することによって、ｍ系列構成を使用して、第１の行列を形成することを含む［６］記載の方法。
［８］
第１の行列が、アダマール行列である［６］記載の方法。
［９］
第１の行列が、特定の長さの高速フーリエ変換の基底ベクトルでインターリーブされた置換されたＨ _１２ 行列である［６］記載の方法。
［１０］
第１の行列が、特定の長さの高速フーリエ変換の基底ベクトルでインターリーブされた置換されたＨ _１２ 行列である［７］記載の方法。
［１１］
確認応答チャネルにおける符号長を低減する方法であって、
二値直交行列である第１の行列に基づいて、伝送に確認応答するための第１のチャネルに対応する１組の符号語の生成することと、
第１の行列を形成することと、
第１の行列より小さい第２の行列を使用して、拡散関数を使用して拡散することとを含む方法。
［１２］
第１の行列を形成することが、
サブ行列の行として特定の長さの全ての可能な循環シフトを集めて、全て‘＋’の行と全て‘＋’の列とを加えることによってサブ行列を所定の次元へ拡張することによって、ｍ系列構成を使用して、第１の行列を形成することを含む［１１］記載の方法。
［１３］
第１の行列が、アダマール行列である［１１］記載の方法。
［１４］
第１の行列が、特定の長さの高速フーリエ変換の基底ベクトルでインターリーブされた置換されたＨ _１２ 行列である［１１］記載の方法。
［１５］
第１の行列が、特定の長さの高速フーリエ変換の基底ベクトルでインターリーブされた置換されたＨ _１２ 行列である［１２］記載の方法。
［１６］
確認応答チャネルを生成する装置であって、
二値直交行列である第１の行列に基づいて、伝送に確認応答する第１のチャネルに対応する１組の符号語を生成する手段を含む装置。

100・・・通信システム、102・・・セル、104・・・基地局、106・・・遠隔局、210・・・基地局制御装置、250・・・順方向リンク、252・・・逆方向リンク、300・・・データ最適化システム、700・・・方法。

Claims (3)

1. 二値直交行列である第１の行列に基づいて、伝送に確認応答するための第１のチャネルに対応する１組の符号語を生成することを含み、前記第１の行列が、特定の長さの高速フーリエ変換の基底ベクトルでインターリーブされた置換されたＨ _１２ 行列である、方法。
2. 伝送に確認応答するのに使用されるチャネル間のクロストークを低減する方法であって、
   二値直交行列である第１の行列に基づいて、伝送に確認応答するための第１のチャネルに対応する１組の符号語を生成することと、
   第１の行列を形成することと、なお、前記第１の行列が、特定の長さの高速フーリエ変換の基底ベクトルでインターリーブされた置換されたＨ _１２ 行列である、
   前記第１の行列より小さい第２の行列を使用して、拡散関数を使用して拡散することとを含む方法。
3. 確認応答チャネルにおける符号長を低減する方法であって、
   二値直交行列である第１の行列に基づいて、伝送に確認応答するための第１のチャネルに対応する１組の符号語の生成することと、
   第１の行列を形成することと、なお、前記第１の行列が、特定の長さの高速フーリエ変換の基底ベクトルでインターリーブされた置換されたＨ _１２ 行列である、
   前記第１の行列より小さい第２の行列を使用して、拡散関数を使用して拡散することとを含む方法。

Images