KR101968728B1 - 순방향 오류 정정 매체 접근 제어 시스템 - Google Patents

Abstract

본 발명은 통신 시스템에서 미수신 정보를 보상하기 위한 방법, 장치 및 시스템에 관한 것이다. 인코딩된 신호가 소스 신호로부터 순방향 오류 정정 기법을 사용하여 생성된다. 인코딩된 신호의 사전결정된 제1 파트가 전송된다. 인코딩된 신호의 사전결정된 제2 파트가 전송된다. 인코딩된 신호의 성공적인 디코딩의 결정이 이루어진 이후 상기 인코딩된 신호의 사전결정된 제2 파트의 전송이 종결된다.

Description

순방향 오류 정정 매체 접근 제어 시스템{FORWARD ERROR CORRECTION MEDIA ACCESS CONTROL SYSTEM}

관련 특허 출원에 대한 상호-참조

본 출원은 2010.04.29. 출원된 미국 특허 출원 12/770,630에 대하여 우선권을 주장하며, 상기 문헌은 참고로서 본 명세서에 수록된다.

기술 분야

본 출원의 구체 예는 통신 분야에 관한 것이다. 더욱 구체적으로, 대표적인 구체 예는 랜덤 위상 다중 접속(random phase multiple access, RPMA) 통신 인터페이스의 매체 접근 제어 시스템에서 순방향 오류 정정을 수행하기 위한 방법 및 시스템에 관한 것이다.

내용 없음

개요

본 발명은 통신 시스템에서, 소거(erasure)로서 알려진, 미수신 정보(information not received)를 효율적으로 보상하기 위한 방법, 장치 및 시스템에 관한 것이다.

통신 시스템에서 미수신 정보를 보상하기 위한 예시적인 방법이 개시된다. 인코딩된 신호가 순방향 오류 정정 기법을 사용하여 소스 신호로부터 생성된다. 인코딩된 신호의 사전결정된 제1 파트가 송신기에서 전송된다. 인코딩된 신호의 사전결정된 제2 파트가 전송된다. 인코딩된 신호의 사전결정된 제2 파트의 전송은 인코딩된 신호의 수신기에 의한 성공적인 디코딩의 결정 이후에 종결된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 성공적인 디코딩의 결정은 인코딩된 신호의 성공적인 디코딩의 확인응답(acknowledgement)을 수신하는 것에 부분적으로 기초한다. 본 방법의 또 다른 대안적인 구체 예에서, 확인응답은 예약 전송(scheduled transmission) 동안 수신된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 성공적인 디코딩의 결정은 인코딩된 신호의 성공적인 디코딩의 부정 확인응답(negative acknowledgement)을 수신하는 것에 부분적으로 기초하며, 여기서 상기 부정 확인응답은 수신기가 상기 인코딩된 신호를 디코딩하지 않았다는 것을 나타낸다. 본 방법의 또 다른 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 성공적인 디코딩의 결정은 제2 예약 전송의 결과에 부분적으로 기초한다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 성공적인 디코딩의 결정은 정지 목록(stop list)의 장치 식별자(device identification)를 수신하는 것의 결과에 부분적으로 기초한다.

본 방법의 또 다른 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 사전결정된 제1 파트는 시스템의 잡음 특성(noise characteristic)의 결과로서 결정된다. 본 방법의 또 다른 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 사전결정된 제1 파트는 성공적으로 완결된 선행 전송(prior transmission)의 결과로서 결정된다. 본 방법의 또 다른 대안적인 구체 예에서, 순방향 오류 정정 기법은 리드 솔로몬(Reed Solomon) 인코딩 기법을 포함한다.

본 방법의 또 다른 대안적인 구체 예에서, 확인응답은 슬롯 시작 시간 및 랜덤 타이밍 오프셋(random timing offset)으로부터 부분적으로 결정되는 시간에서 수신되며, 또한 확인응답은 제2 신호의 적어도 일부분이 제2 노드로부터 수신되는 동안 제1 노드로부터 수신된다. 본 방법의 또 다른 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 사전결정된 제1 파트 및 순환 중복 검사(cyclic redundancy check)가 전송된다.

통신 시스템에서 미수신 정보를 보상할 수 있는 예시적인 접속 지점(access point)이 개시된다. 예시적인 접속 지점은 프로세서 및 상기 프로세서와 작동적으로 연결된(operatively coupled) 송신기를 포함한다. 송신기는 인코딩된 신호의 사전결정된 제1 파트를 전송하도록 구성되며 여기서 상기 인코딩된 신호는 순방향 오류 정정 기법을 사용하여 소스 신호로부터 인코딩된다. 송신기는 또한 인코딩된 신호의 사전결정된 제2 파트를 전송하도록 구성된다. 송신기는 또한 인코딩된 신호의 수신기에 의한 성공적인 디코딩의 결정 이후 상기 인코딩된 신호의 사전결정된 제2 파트의 전송을 종결하도록 구성된다.

접속 지점의 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 성공적인 디코딩의 결정은 인코딩된 신호의 성공적인 디코딩의 확인응답을 수신하는 것에 부분적으로 기초한다. 접속 지점의 또 다른 대안적인 구체 예에서, 확인응답은 예약 전송 동안 수신된다

접속 지점의 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 성공적인 디코딩의 결정은 인코딩된 신호의 디코딩의 부정 확인응답을 수신하는 것에 부분적으로 기초하며, 여기서 상기 부정 확인응답은 수신기가 상기 인코딩된 신호를 디코딩하지 않았다는 것을 나타낸다.

접속 지점의 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 성공적인 디코딩의 결정은 정지 목록의 장치 식별자를 수신하는 것의 결과에 부분적으로 기초한다. 접속 지점의 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 사전결정된 제1 파트는 시스템의 잡음 특성의 결과로서 결정된다. 접속 지점의 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 사전결정된 제1 파트는 성공적으로 완결된 선행 전송의 결과로서 결정된다.

통신 오류를 정정할 수 있는 예시적인 시스템이 개시된다. 본 시스템은 인코딩된 신호를 디코딩하도록 구성된 수신기를 포함하는 노드(node)를 포함하며 여기서 상기 인코딩된 신호는 순방향 오류 정정 기법을 사용하여 소스 신호로부터 인코딩된다. 본 시스템은 또한 프로세서 및 상기 프로세서와 작동적으로 연결된 송신기를 포함하는 접속 지점을 포함한다. 송신기는 인코딩된 신호의 사전결정된 제1 파트를 전송하도록 구성된다. 송신기는 또한 인코딩된 신호의 사전결정된 제2 파트를 전송하도록 구성된다. 송신기는 또한 인코딩된 신호의 수신기에 의한 성공적인 디코딩의 결정 이후 상기 인코딩된 신호의 사전결정된 제2 파트의 전송을 종결하도록 구성된다.

본 시스템의 대안적인 구체 예에서, 접속 지점은 접속 지점 수신기를 더욱 포함하고 노드는 노드 송신기를 더욱 포함한다. 본 시스템의 대안적인 구체 예에서 인코딩된 신호의 성공적인 디코딩의 결정은 노드 송신기에 의해 전송된 인코딩된 신호의 디코딩의 확인응답을 접속 지점 수신기에서 수신하는 것에 부분적으로 기초한다.

본 시스템의 대안적인 구체 예에서, 인코딩된 신호의 사전결정된 제1 파트는 시스템의 잡음 특성의 결과로서 결정된다.

본 시스템의 이러한 특징 및 또 다른 특징, 양상, 및 장점은 이하의 설명 및 첨부된 청구항을 참조하여 더욱 잘 이해될 것이다.

도면의 간단한 설명
도 1은 접속 지점 및 노드를 갖는 단순화된 네트워크 맵의 도면이다.
도 2는 예시적인 전송부를 갖는 하나의 상향링크 슬롯을 나타내는 다이어그램이다.
도 3은 큰 확산 인자(spreading factor)가 사용될 때 상향링크 고속 슬롯 및 다중경로 및 RPMA 슬립 지연 블록(slip delay block)을 포함하는 예시적인 실시예에서 상향링크 통신의 프레임을 도시하는 다이어그램이다.
도 4는 대표적인 구체 예에 따라 상향링크 송신기를 도시하는 다이어그램이다.
도 5는 대표적인 구체 예에 따라 하향링크 송신기를 도시하는 다이어그램이다.
도 6은 대표적인 구체 예에 따라, 브로드캐스트 프리앰블, 브로드캐스트 슬롯, 및 데이터 슬롯을 포함하는 하향링크 프레임, 및 데이터 슬롯을 포함하는 상향링크 프레임의 대표적인 구조를 나타내는 다이어그램이다.
도 7은 한 예시적인 구체 예에서 슬롯 구조 및 할당을 도시하는 다이어그램이다.
도 8은 부분 로딩된 RPMA 시스템에서 주파수 사용을 도시하는 다이어그램이다.
도 9는 한 예시적인 구체 예에서 의사-잡음(PN) 역확산 어레이(despread array)를 도시하는 다이어그램이다.
도 10은 한 예시적인 구체 예에서 콜드 스타트(cold start)로부터의 브로드캐스트 채널의 태그 프로세싱(tag processing)에서 수행되는 작업(operation)을 도시하는 흐름도이다.
도 11은 한 예시적인 구체 예에서 웜 스타트(warm start)로부터의 전용 채널의 태그 프로세싱에서 수행되는 작업을 도시하는 흐름도이다.
도 12는 한 예시적인 구체 예에서 태그 수신 데이터 경로를 도시하는 다이어그램이다.
도 13은 한 예시적인 구체 예에서 시간 추적(time tracking)을 도시하는 다이어그램이다.
도 14는 한 예시적인 구체 예에서 자동 주파수 제어(automatic frequency control, AFC) 회전을 도시하는 다이어그램이다.
도 15는 한 예시적인 구체 예에서 전용 통신 핑거(communication finger)를 도시하는 다이어그램이다.
도 16은 한 예시적인 구체 예에서 접속 지점 수신 프로세싱 동안 수행되는 작업을 도시하는 흐름도이다.
도 17는 한 예시적인 구체 예에서 접속 지점 수신 데이터 경로를 도시하는 다이어그램이다.
도 18은 한 예시적인 구체 예에서 비동기식 초기 태그 전송 작업을 도시하는 다이어그램이다.
도 19는 대표적인 구체 예에 따라, 슬롯 모드(slotted mode)에서 접속 지점과 태그 사이의 상호작용을 도시하는 다이어그램이다.
도 20은 대표적인 구체 예에 따라, 접속 지점과 태그 사이의 데이터 전송을 도시하는 다이어그램이다.
도 21은 순방향 오류 정정 (FEC) 시스템의 데이터 구조를 도시하는 다이어그램이다.
도 22는 순방향 오류 정정 시스템을 사용하여 메시지를 전송하기 위한 시스템의 실시예를 수행하는 작업을 나타내는 흐름도이다.
도 23은 게이트웨이, 접속 지점, 및 노드가 있는 시스템을 도시하는 다이어그램이다.
도 24는 송신기가 확산 스펙트럼 시스템(spread spectrum system)에서 데이터 패킷을 다수의 수신기로 브로드캐스트(broadcast)하는 것을 가능하게 하는 작업을 도시하는 흐름도이다.
도 25는 상향링크 데이터 전송(2506) 및 하향링크 데이터 전송(2508)을 포함하여, 접속 지점(2502)과 노드(2504) 사이의 통신을 도시하는 다이어그램이다.
도 26은 접속 지점, 상기 접속 지점에서의 수신과 간섭하는 간섭 신호, 및 노드를 갖는 단순화된 시스템을 도시하는 다이어그램이다.
도 27은 접속 지점, 노드, 및 상기 노드에서의 수신과 간섭하는 간섭 신호를 갖는 단순화된 시스템을 도시하는 다이어그램이다.
도 28은 신호 전력을 측정하기 위한 부품(component)을 도시하는 블록도이다.
도 29는 접속 지점이 상향링크 확산 인자에 부분적으로 기초하여 하향링크 확산 인자를 결정하는 것을 가능하게 하는 작업을 도시하는 흐름도이다.
도 30은 외부 시간 소스(outside time source)에 의해 동기화되고 노드와 통신하는 접속 지점을 갖는 시스템을 나타내는 다이어그램이다.
도 31은 노드가 통신 시스템에서 접속 지점을 선택하는 것을 가능하게 하는 작업을 나타내는 흐름도이다.
도 32는 접속 지점, 간섭 신호, 및 노드를 갖는 단순화된 시스템을 도시하는 다이어그램이다.
도 33은 노드가 로밍 목록(roaming list) 내 각각의 파라미터 세트를 스캔하는 것을 가능하게 하는 작업을 나타내는 흐름도이다.
도 34는 외부 시간 소스에 의해 동기화되고 다중 노드와 통신하는 접속 지점을 갖는 시스템을 나타내는 다이어그램이다.
도 35는 시스템이 2개의 시한 이벤트(timed event) 사이의 상호관계를 결정하는 것을 가능하게 하는 작업을 나타내는 흐름도이다.
도 36은 시스템이 신호가 특정 송신기에 의해 전송되었는지 여부를 결정하도록 하는 작업을 나타내는 흐름도이다.
도 37은 접속 지점이 신호가 노드에 의해 전송되었는지 여부를 결정하도록 하는 작업을 나타내는 흐름도이다.
도 38은 다중 주파수 / 접속 지점이 있는 다중 골드 코드 시스템 토폴로지(multiple gold code system topology)를 도시하는 다이어그램이다.
도 39는 접속 지점이 송신기 및 수신기를 구성하도록 하는 작업을 나타내는 흐름도이다.
도 40은 접속 지점이 동적 프리앰블 전송 전력을 설정하도록 수행하는 작업을 나타내는 흐름도(4000)이다.

상세한 설명

예시적인 구체 예가 랜덤 위상 다중 접속 (RPMA) 통신 시스템의 프레임워크에서 제시된다. 예시적인 RPMA 시스템은 2010.08.04. 허여된 미국 특허 7,782,926(미국 특허 출원 12/189,609)에 개시되며, 이는 참고로서 본 명세서에 수록된다. 또 다른 통신 시스템 예를 들어 주파수 분할 다중 접속, 시간 분할 다중 접속 또는 코드 분할 다중 접속이 제시된 사상을 실행할 수 있다. 이하에서 설명되는 도 1-20은 예시적인 RPMA 시스템에 관한 것이다. 도 21-24는 효율적인 오류 허용 통신을 위한 순방향 오류 정정 사용 방법의 예에 관한 것이다. 도 25-29는 현실 세계 응용에서 RPMA 시스템의 사용을 개선하는 신호 측정을 위한 예시적인 기법에 관한 것이다. 도 30-33은 다중 접속 지점이 존재하는 RPMA 시스템의 사용에 관한 것이다. 도 34는 분산된 원격 시간 소스(distributed remote time source)에 의해 획득되는 일부 장점에 관한 것이다. 도 35-37은 잡음 및 간섭 신호의 존재 하에 강인성 시스템(robust system) 작업을 가능하게 하는 오류 검출에서의 개선점에 관한 것이다. 도 38은 독특한 RPMA 시스템 배열 기법의 예에 관한 것이다.

도 1은 접속 지점(1102) 및 노드(1104, 1106, 및 1108)를 갖는 단순화된 네트워크 맵(1100)의 도면이다. 접속 지점(1102)은 송신기(1110) 및 수신기(1112)를 포함하며, 이들 둘 모두는 프로세서(1114)에 작동적으로 연결된다. 노드(1104)는 송신기(1120) 및 수신기(1122)를 포함하며, 이들 둘 모두는 프로세서(1124)에 작동적으로 연결된다. 노드(1106 및 1108)는 유사한 요소를 포함하지만, 단순화를 위해 도시하지 않았다. 접속 지점(1102)은 확산 스펙트럼 통신 시스템을 통하여 노드(1104, 1106, 및 1108)와 통신한다. 접속 지점(1102)은 범위 내 모든 노드가 타이밍을 결정하고 접속 지점(1102)으로부터 신호를 수신할 수 있도록 전송한다. 노드(1104, 1106, 및 1108)는 접속 지점(1102)으로 전송할 수 있으며 이에 따라 전송된 신호가 서로 중첩되고 노드 송신기가 유사하게 작동한다. 노드(1104, 1106, 및 1108)로부터의 신호는 접속 지점(1102)에 의해 수신되고 복조될 수 있는데 왜냐하면 상기 신호가 서로에 대하여 준-직교성(quasi-orthogonal)이기 때문이다. 본 명세서에서 사용되듯이, 노드 또는 태그(tag)는 접속 지점으로부터 신호를 수신하거나 및/또는 접속 지점으로 신호를 송신하도록 구성된 임의 통신 장치를 의미할 수 있다. 접속 지점은 복수의 노드 또는 태그와 동시에 통신하도록 구성된 임의 통신 장치를 의미할 수 있다. 한 예시적인 구체 예에서, 노드는 배터리 또는 또 다른 저장 전력원으로 작동되는 휴대용, 저전력 장치일 수 있으며, 접속 지점은 중앙 지점(central location)에 위치할 수 있으며 전력원 예컨대 벽부 콘센트(wall outlet) 또는 발전기로부터 전력을 공급받을 수 있다. 그 대신에, 노드가 콘센트에 플러그인될 수 있거나 및/또는 접속 지점이 배터리 또는 또 다른 저장 전력원으로 작동될 수 있다.

통신 시스템에 있어서, 전송 동안, 신호는 주파수 영역을 점유한다. 직접 시퀀스 확산 스펙트럼 시스템에서, 신호는 의사-잡음 (PN) 신호에 의해 주파수 영역에서 확산될 수 있다. 신호의 확산(spreading)은 확산 폭, 또는 신호를 확산시키기 위해 사용된 비트 수에 따라서, 신호의 신호-대-잡음비를 증가시키는 처리 이득(process gain)를 도입시킨다. 이러한 개선된 신호-대-잡음비의 한 가지 효과는 확산 신호가 예컨대 확산 신호로서 공통 대역폭에서 브로드캐스트될 수 있는 또 다른 신호에 의해 도입된 간섭에 대하여 회복성(resilient)이라는 점이다. 이러한 효과는 확산 신호와 신호를 확산시키기 위해 사용된 PN 코드를 상호 관련시키는 수신기의 능력에 의존한다. 특정 PN 코드에 의해 확산되었고, (정정 타이밍 오프셋에서) 확산기(despreader)로 동기화된 신호만이 처리 이득을 수신한다. 모든 다른 신호는 이득을 거의 또는 전혀 수신하지 못하며 최소 간섭으로서 역할을 한다. 동일한 대역폭 내에서 다중 신호를 갖는 능력은 전송에서 사용된 특정 PN 코드의 상호-상관 특성(cross-correlation properties)에 부분적으로 의존한다.

완전 직교 코드가 사용되는 기술에서, 완전 직교 코드 사이의 상관성(correlation)이 없으나, 이러한 기술은 송신기가 어떤 코드를 사용하는지를 정확하게 알기 위해 그리고 송신기와 정확하게 시간 정렬되도록 하기 위해 수신기에 중점을 둔다. 완전하게 직교는 않지만 준-직교(quasi-orthogonal)로서 간주될 수 있는 PN 코드에 대하여, 일부 상관성이 존재한다. 전송된 신호 사이의 상관성이 낮게 유지되는 한, 수신된 신호의 신호-대-잡음비는 높게 유지될 수 있다. 서로 다른 PN 코드가 사용되는 시스템에서, 수신기는 여전히 송신기가 어떤 코드를 사용하는지를 정확하게 알아야 하고 수신기는 여전히 송신기와 정확하게 시간 정렬되어야만 한다. 동일한 PN 코드가 별개의 송신기에 의해 사용될 수 있음에도, 랜덤 위상 다중 접속 (RPMA) 시스템에서 랜덤 시간 요소가 PN 코드를 제시간에(in time) 오프셋 하기 위해 또는 전송 시간을 오프셋 하기 위해 도입될 수 있다. 랜덤 타임 오프셋은 동시에 수신되는 다중 확산 신호를 서로에 대해 준-직교성이 되도록 할 수 있다. 수신에서, 신호를 확산하기 위하여 사용된 송신기에서 시간 오프셋을 사용하여 역확산된 신호만이 처리 이득을 수신한다.

도 2는 전송부(transmissions)(1202, 1204, 1206, 및 1208)를 갖는 하나의 상향링크 슬롯(1200)을 나타내는 다이어그램이다. 전송부(1202, 1204, 1206, 및 1208)는, 모두 별개의 노드로부터 유래할 수 있으며, 모두 상향링크 슬롯의 시작점으로부터 랜덤 오프셋(1212, 1214, 1216, 및 1218)에서 시작한다. 전송부(1202, 1204, 1206, 및 1208)는 시간에서 중첩하며 그에 따라, 일부 시점에서, 송신기는 동시에 작동한다. 그렇지만, 모든 신호가 단일 수신기에 의해 분해(resolve)될 수 있는데, 왜냐하면 전송부는 서로에 대하여 준-직교성이기 때문이다. 전송부에 대한 시작점 및 종결점은 슬롯의 시작점으로부터의 랜덤 타임 오프셋으로 인하여, 엇갈리게 된다(staggered). 재전송 프로토콜이 오류를 교정하기 위해 사용될 수 있는데, 왜냐하면 노드가 또 다른 노드에 의해 이미 선택된 랜덤 타임 오프셋을 가끔 선택할 수 있기 때문이다. 이러한 다이어그램에서, 256개 심벌의 프레임 크기가 제시되며, 한편 또 다른 크기가 사용될 수도 있다. 또 다른 프레임 크기의 예는 100개 심벌, 128개 심벌, 및 512개 심벌을 포함한다. 프레임 전송 시간이 변할 수 있음에도, 프레임 크기는 모든 전송부에 대하여 동일하게 유지될 수 있다. 고속 슬롯은 확산 프레임의 일부를 전송하기 위하여 사용될 수 있는 상향링크 또는 하향링크 전송 스펙트럼의 일부이다. 고속 슬롯의 전체 수, 및 이에 따라 프레임을 전송하기 위해 사용되는 시간은 프레임을 확산하기 위하여 사용되는 가변적인 확산 인자에 의존한다.

RPMA 시스템에서, 접속 지점에 의해 관찰된 수신 전력은 또 다른 수신 신호에 대하여 접속 지점을 감도저하(desensing)시키는 것을 회피하기 위해 제어하는 것이 중요할 수 있다. 전력을 제어하는 한 가지 방법은 개방루프 전력제어(open loop power control)를 사용하는 것이다. 개방루프 전력제어에서, 노드는 접속 지점으로부터의 전송부의 수신된 특성에 기초하여 그 전력 출력을 조절한다. 노드는 최신 고속 슬롯에서 접속 지점으로부터 수신된 전력을 연속하여 측정할 수 있다. 측정된 전력이 감소할 때, 노드는 노드의 출력 전력을 증가시킴으로써 접속 지점의 수신기에서의 가능한 전력 손실을 보상한다. 유사하게, 수신된 전력이 증가할 때, 노드는 전송 매체의 대칭 특성이 접속 지점에서의 전력 증가를 유발한다는 가정하에 자신의 전력 출력을 감소시킨다. 이러한 보상은 접속 지점에서 노드가 또 다른 노드를 감도저하시키는 것을 방지하는 것을 도울 수 있으며 노드로부터의 전송이 심지어 변화하는 신호 전파 환경에서 연속적으로 수신되도록 하는 것을 도울 수 있다. 접속 지점에 의한 전송과 노드에 의한 전송 사이의 시간이 길면, 개방 루프 제어가 덜 유용할 수 있다. 접속 지점에 의해 관찰되는 수신된 전력은 접속 지점에 의한 전송과 노드에 의한 전송 사이의 시간을 짧게 함으로써 개방 루프 방법에서 제어될 수 있다.

도 3은 큰 확산 인자가 사용될 때 상향링크 슬롯(1302, 1304 및 1306) 및 다중경로 및 RPMA 슬립 지연 블록(1308, 1310, 및 1312)을 포함하는 예시적인 실시예에서 상향링크 통신의 프레임(1300)을 도시하는 다이어그램이다. 다중경로 및 RPMA 슬립 지연 블록(1308, 1310, 및 1312)(또한 지연 블록으로 불림)은 송신기가 랜덤 타임 오프셋을 전송부에 삽입시킬 수 있는 시간 기간이다. 전송은 랜덤 타임 오프셋에 의해 지연되며 이에 따라 전송 시간은 랜덤 타임 오프셋에 의존한다. 이러한 대표적인 구체 예에서, 각각의 지연 블록은 동일한 크기이나, 또 다른 크기가 사용될 수도 있다. 송신기는 모든 지연 블록에서 동일한 랜덤 타임 오프셋을 선택할 수 있다. 동일한 랜덤 타임 오프셋이 선택될 때, 이하에서 설명하는 수신기의 역확산 어레이가 각각의 슬롯에서 동기화되어 유지될 수 있다.

도 3의 다이어그램은 통신 시스템에서 노드의 관점에서 도시한 것이다. RPMA 시스템에서, 노드는 또 다른 노드에 의해 전송된 신호에게 준-직교성을 제공하기 위해 랜덤 지연을 사용한다. 노드는 RPMA 슬립 지연 블록 내 임의 시간에서 전송을 시작하도록 선택될 수 있다. 노드에 의한 전송과 접속 지점에 의한 전송 사이의 시간 기간이 짧게 유지되기 때문에, 개방루프 전력제어가 신호 전파 특성에서의 최신 변화를 보상할 수 있다. 이러한 전력 제어는 또 다른 노드에 의한 전송에 대하여 접속 지점에서 수신기를 감도저하(desensing)시키는 것을 회피하도록 노드에 의해 수행될 수 있다.

도 4는 예컨대 콘볼루션 인코더(convolution encoder), 인터리브 모듈(interleave module), 변조기, 의사-잡음 확산기, 필터, 탭의 뱅크, 자동 주파수 제어 (AFC) 회전기, 및 또 다른 구조물과 같은 구조물을 포함하는 상향링크 송신기(10)를 도시한다. 이러한 구조물은 블록(12, 14, 16, 18, 20, 및 22)에 도시된 작업을 수행한다. 상향링크 송신기(10)의 전송 경로는 코딩되고 확산된 스펙트럼 파형이다. 한 예시적인 구체 예에서, 상향링크 송신기(10)는 복조된 통신 채널을 사용하여 또 다른 태그와 함께 접속 지점과 통신하는 태그 내에 포함될 수 있다. 추가적인 작업, 더 적은 작업, 또는 또 다른 작업이 특정한 구체 예에 따라 상향링크 송신기(10)에 의해 수행될 수 있다. 작업은 또한 제시되고 설명된 것과 다른 순서로 수행될 수도 있다. 본 명세서에서 사용되듯이, 태그(tag)는 접속 지점으로부터 신호를 수신하거나 및/또는 접속 지점으로 신호를 송신하도록 구성된 임의 통신 장치를 의미한다. 접속 지점은 복수의 태그와 동시에 통신하도록 구성된 임의 통신 장치를 의미한다. 한 예시적인 구체 예에서, 태그는 배터리 또는 또 다른 저장 전력원으로 작동되는 휴대용, 저전력 장치일 수 있으며, 접속 지점은 중앙 지점에 위치할 수 있으며 전력원 예컨대 벽부 콘센트(wall outlet) 또는 발전기로부터 전력을 공급받을 수 있다. 그 대신에, 태그가 콘센트에 플러그인될 수 있거나 및/또는 접속 지점이 배터리 또는 또 다른 저장 전력원으로 작동될 수 있다.

블록(12)에서, 데이터 스트림이 콘볼루션 인코더 및 인터리브 모듈에 의해 수신된다. 한 구체 예에서, 데이터 스트림은 프리앰블을 포함하는 128 Bit이다. 그 대신에, 또 다른 크기의 데이터 스트림이 사용될 수 있다. 일단 수신되면, 데이터 스트림은 콘볼루션 인코더를 사용하여 인코딩된다. 한 예시적인 구체 예에서, 데이터 스트림은 1/2 레이트로 인코딩될 수 있다. 그 대신에, 또 다른 레이트가 사용될 수도 있다. 데이터 스트림은 또한 인터리브 모듈을 사용하여 삽입(interleaved)될 수 있다. 인코딩된 심벌 스트림은 블록(14)으로 출력되며 여기서 차동 이진 위상 편이 키잉(differential binary phase shift keying, D-BPSK) 변조기가 사용되어 인코딩된 심벌 스트림을 변조한다. 대안적인 구체 예에서, 또 다른 변조 방식이 사용될 수도 있다. 블록(16)에서, 변조된 스트림이 PN 확산기에 인가된다. 한 예시적인 구체 예에서, PN 확산기는 선택된 확산 인자를 사용하는 공통 네트워크 골드 코드 채널을 사용할 수 있다. 확산 인자는 다수의 세트 {64, 128, 256, ..., 8192} 일 수 있다. 그 대신에, 임의 또 다른 코드 및/또는 확산 인자가 사용될 수 있다. 소정의 확산 인자에서 태그 각각은 램덤하게 선택된 칩 오프셋을 갖는 동일한 PN 코드에 의해 확산된다. 가능한 램덤하게 선택된 칩 오프셋의 큰 범위는 특정 프레임이 또 다른 송신기로부터의 또 다른 프레임과 충돌(또는 환언하면, 접속 지점에서 동일한 칩 타이밍을 가짐)하지 않을 가능성을 증가시킨다. 접근 능력의 한계 내에서의 충돌 가능성은 무시 못할 정도일 수 있으며(~10% 또는 그 미만) 상이하게 유도된 랜덤 오프셋에서 동일 프레임의 재전송을 통하여 해결될 수 있다. PN 확산기는 도 9를 참조하여 이하에서 더욱 상세하게 설명된다. 한 예시적인 구체 예에서, 블록(18)으 출력은 1 메가-칩/초(mega-chip per second, Mcps)에서 1 bit의 레이트를 가질 수 있다. 그 대신에, 또 다른 레이트가 사용될 수도 있다.

블록(18)에서, 데이터 스트림이 4 x 오버샘플 필터(oversample filter)에 의해 업샘플링(upsample) 되며 시간 트래킹 로직이 사용되어 모든 프레임이 AP의 주파수 기준에 일치하는 동일한 샘플 레이트(sample rate)에서 랜딩(land)하는 것을 보장한다. 블록(18)은 입력으로서 샘플 슬립/반복 표시자를 수신한다. 한 구체 예에서, 블록(18)의 출력은 대략 4 메가헤르츠(MHz)의 리얼 주파수(real frequency)를 가질 수 있다. 블록(20)에서, 접속 지점의 타이밍 오프셋을 일치시키기 위하여 주파수 오프셋을 포함하는 자동 주파수 제어(automatic frequency control, AFC) 회전이 수행되며, 이는 모든 사용자로부터의 모든 프레임이 동일한 주파수 가설(frequency hypothesis) 근처에 랜딩하는 것을 보장한다. 한 구체 예에서, 블록(20)의 출력은 대략 4 MHz의 복소 주파수(complex frequency)를 가질 수 있다. 블록(22)에서, 교정 접근 슬롯이 발생할 때까지 출발 슬롯으로부터 지연(delay)이 부과된다. 또한, 랜덤 칩 지연이 신호에 부과된다. 한 예시적인 구체 예에서, 랜덤 칩 지연은 0 내지 확산 인자-1일 수 있다. 그 대신에, 상이한 랜덤 칩 지연이 사용될 수 있다. 슬롯 접근은 A(i,j)에 의해 기술될 수 있는데 여기서 i는 2^{^}(13-i)로서 확산 인자와 관계되며, j는 비-중첩 슬롯(non-overlapping slot)에 대응하는 서브-슬롯 수이다. 선택된 확산 인자에 의존하여, 일반적으로 주어진 슬롯 내에 다중 전송 기회(transmit opportunities)가 존재한다. 상향링크에 대하여, 접근 슬롯은 칩 오프셋에 따라 0 내지 확산 인자-1로 랜덤하게 선택될 수 있다. 이와 같이, 상향 링크 사용자들 사이의 충돌의 가능성이 최소화되며, 한편 충돌이 있는 케이스에 대한 재-선택이 가능하게 된다. 신호가 지연된 후, 신호는 접속 지점으로 전송될 수 있다.

도 5는 콘볼루션 인코더, 인터리브 모듈, 변조기, 의사-잡음 확산기, 필터, 탭의 뱅크, 및 또 다른 이러한 구조물과 같은 구조물을 포함하는 하향링크 송신기(30)를 나타낸다. 송신기(30)를 사용하여, 접속 지점(AP)은 각각 특정 태그 또는 사용자에게 지향된 다중 채널을 전송한다. 이러한 구조물은 블록(32 내지 54)에 도시된 작업을 수행한다. 블록(32 내지 40) 및 블록(42 내지 50)은 추가적인 데이터 흐름을 위하여 복제될 수 있는 구별되는 데이터 경로를 나타낸다. 한 예시적인 구체 예에서, 블록(32-38)은 제1 데이터 스트림 상에서 도 4를 참조하여 설명된 작업과 유사한 작업을 수행할 수 있다. 유사하게, 블록(42-48)은 n번째 데이터 스트림 상에서 도 4를 참조하여 설명된 작업과 유사한 작업을 수행할 수 있으며, 여기서 n은 임의 값이다. 블록(36)에 대한 입력은 제1 데이터 스트림을 수신하는 태그에 특정된 골드 코드일 수 있으며, 블록(46)에 대한 입력은 n번째 데이터 스트림을 수신하는 태그에 특정된 골드 코드일 수 있다. 그 대신에, 브로드캐스트 골드 코드, 비-골드 코드, 또는 또 다른 것과 같은 또 다른 코드가 제1 데이터 스트림 및/또는 n번째 데이터 스트림을 확산하기 위해 사용될 수 있다. 블록(38) 및/또는 블록(48)의 출력은, 제1 데이터 스트림 및 n번째 데이터 스트림에 대응하는 데이터 링크가 동등하지 않은 전력인 경우, 블록(40 및 50)에서 가중(weighted)될 수 있다. 일단 가중되면, 경로는 블록(52)에서 합쳐진다. 경판정(hard decision)이 또한 블록(52)에서 수행되며 여기서 모든 양수(positive number)가 0으로 맵핑되고 모든 음수(negative number)는 1로 맵핑된다. 그 대신에, 상이한 경판정이 수행될 수 있다. 한 구체 예에서, 블록(52)의 출력은 10 Mcps에서 1 bit의 레이트를 가질 수 있다. 그 대신에, 또 다른 레이트가 사용될 수도 있다. 블록(52)으로부터의 합계 출력이 블록(54)에서 4 x 칩 필터를 사용하여 업샘플링된다. 한 구체 예에서, 블록(54)의 출력은 40 MHz의 리얼 주파수를 가질 수 있다. 그 대신에, 또 다른 주파수가 사용될 수도 있다. 2048의 최대 하향링크 확산 인자에서 브로드캐스트 프레임의 단일 세트인 이웃하는 주파수에서의 전송은 도시되지 않았다. 그 대신에, 상이한 최대 하향링크 확산 인자가 사용될 수 있다.

도 6은 대표적인 구체 예에 따라, 브로드캐스트 프리앰블(1602), 브로드캐스트 채널(1604), 및 데이터 채널(1606)을 포함하는 하향링크 프레임(1600) 및 데이터 채널(1610)을 포함하는 상향링크 프레임(1608)의 구조를 나타내는 다이어그램이다. Y-축은 신호의 전송 전력을 나타낸다. X-축은 전송 시간을 나타낸다. 하향링크 프레임(1600) 및 상향링크 프레임(1608)은 하향링크 및 상향링크 고속 슬롯으로 분할되며, 하향링크 슬롯(1612) 및 상향링크 슬롯(1614)이 제시된다. 추가적인 하향링크 및 상향링크 슬롯이 또한 존재할 수 있다. 결합된 하향링크 슬롯(1612) 및 상향링크 슬롯(1614)은 본 명세서에서 설명된 바와 같이 반-이중(half-duplex) 통신 시스템을 생성한다. 한 예시적인 구체 예에서, 개별 슬롯의 수는 브로드캐스트 프리앰블(1602)에 대하여 16개 하향링크 슬롯 및 브로드캐스트 채널(1604) 및 데이터 채널(1606)에 대하여 256개 하향링크 슬롯일 수 있다. 하향링크 프레임(1600) 및 상향링크 프레임(1608)이 분할되는 개별 고속 슬롯의 수는 확산 인자 및 프레임 크기와 같은 요인을 포함하여 특정 실행에 의존한다. 프레임 크기는 시스템 내의 모든 프레임에 대하여 일정하게 유지될 수 있다. 2048의 하향링크 확산 인자 및 8192의 상향링크 확산 인자가 선택되는 경우, 한 슬롯에서, 4개의 하향링크 슬롯이 매 상향링크 슬롯마다에 대하여 전송될 수 있다. 이러한 경우, 모든 하향링크 고속 슬롯은 하나의 심벌을 함유하며 한편 모든 상향링크 고속 슬롯은 한 심벌의 1/4, 또는 2048 칩을 함유한다. 예시적인 구체 예에서, 하향링크 고속 슬롯(1612)은 전송하는데 2.048 밀리초(ms)가 걸린다. 상향링크 고속 슬롯(1614)은 RPMA 지연 블록(1616)과 쌍을 이룬다. RPMA 지연 블록(1616)은 상향링크 고속 슬롯(1614)의 전송이 RPMA 지연 블록(1616) 내 임의 시간에서 시작되도록 한다. 한 예시적인 구체 예에서, 상향링크 고속 슬롯(1614) 및 RPMA 지연 블록(1616)은 2.304 ms의 결합 전송 시간을 가진다. 예시적인 구체 예에서, 모든 상향링크 고속 슬롯, 하향링크 고속 슬롯, 및 RPMA 지연 블록은 동일한 크기가 되나, 대응하는 상향링크 및 하향링크 프레임은 상이한 확산 인자에 의해 확산될 수도 있다. 프레임의 상이한 확산 인자는 상향링크 및 하향링크 프레임을 전송하기 위한 가변 기간(variable duration )을 야기한다. 예를 들어, 전술한 2048의 하향링크 확산 인자 및 8192의 상향링크 확산 인자의 경우, 하향링크 프레임을 전송하는 것에 비하여 상향링크 프레임을 전송하는데 4배 더 오랜 시간이 걸린다.

한 예시적인 구체 예에서, 브로드캐스트 프리앰블(1602)은 브로드캐스트 채널(1604) 또는 데이터 채널(1606)을 사용하여 수행된 또 다른 전송에 비하여 부스트(boost)될 수 있다. 예로서, 브로드캐스트 프리앰블(1602)은 최대 전력(P_max)에서 전송될 수 있으며, 또 다른 전송은 최대 전력의 1/2(1/2 P_max)에서 이루어질 수 있다. 한 구체 예에서, 브로드캐스트 프리앰블(1602)은 브로드캐스트 채널(1604) 및/또는 데이터 채널(1606)을 통한 또 다른 전송에 비하여 3 데시벨(dB)만큼 부스트될 수 있다. 부스트된 프리앰블은 수신기가 노드에서 강건하게 칩 타이밍을 추정하고, 자동-주파수 제어를 수행하고, 접속 지점을 기준으로 하여 시간을 추적(track)하도록 한다. 브로드캐스트 프리앰블(1602)의 페이로드(payload)가 프로그래밍될 수 있다. 한 구체 예에서, 브로드캐스트 채널 프레임은 생성시에 데이터 채널 프레임과 동일할 수 있으나 다만 브로드캐스트 채널 골드 코드 발생기가 모든 심벌을 재설정(reset)할 수 있는 반면 데이터 채널 골드 코드 발생기가 재설정 이전에 데이터 채널 프레임의 종점까지 러닝(run)할 수 있는 점은 제외한다. 모든 심벌에서 브로드캐스트 채널 골드 코드 발생기를 재설정하는 것은 브로드캐스트 채널 프레임이 수신기에 의해 더욱 쉽게 획득하도록 한다. 한 구체 예에서, 채널 코딩, 삽입(interleaving), 또는 순환 중복 검사(CRC)가 브로드캐스트 프리앰블(1602)의 페이로드에 인가되지 않을 수 있다.

도 7은 슬롯 구조 및 할당을 나타낸다. 적어도 한 구체 예에서, 데이터 스트림(70)은 슬롯(72), 슬롯(74), 및 슬롯(76)을 포함한다. 슬롯(72)은 AP-대-태그 통신이며, 슬롯(74)은 태그-대-AP 통신이며, 슬롯(76)은 AP-대-태그 통신이다. 한 예시적인 구체 예에서, 슬롯 각각은 2.1초의 기간을 가질 수 있다. 그 대신에, 임의 다른 기간이 사용될 수 있거나 및/또는 상이한 슬롯이 상이한 기간을 가질 수 있다. 데이터 스트림(70)은 반-이중(half-duplex) 통신 방식에서 실행될 수 있으며 이에 따라 임의 주어진 시간에서, AP가 전송 중이고 태그가 수신 중이거나, 또는 태그가 전송 중이고 AP가 수신 중이다. 대안적인 구체 예에서, 또 다른 통신 방식이 사용될 수 있다. 도 7에 도시된 바와 같이, 데이터 채널(80)은 슬롯(72) 내 데이터에 대한 처리 이득 옵션(processing gain option)을 도시한다. 데이터 링크가 특정 이득에서 폐쇄되면, 태그는 단지 대응하는 이득을 갖는 슬롯의 기간 동안 (AP에서 태그 모드에 대하여) 수신할 준비를 하는 것이 필요하다. 전송 모드에서, 슬롯 선택이 태그로부터 접속 지점으로의 전송을 지배하며 이에 따라 태그는 전력 소모 전송 모드에서 자신의 온 타임(on time)을 최소화할 수 있다. 예를 들어, 18 dB의 이득은 단지 1.6 ms 슬롯(A_7,0)을 필요로 한다. 데이터 채널(82)은 슬롯(74) 내 데이터에 대한 처리 이득 옵션을 도시한다. 제시된 바와 같이, 태그에 의해 사용된 전력은 각각의 데이터 링크가 동일 전력으로 AP에 도달하도록 선택될 수 있다.

AP 측면상의 다수의 동시 파형(simultaneous waveform)을 처리하는 것과 태그 측면 상의 상대적으로 적은 파형의 처리 사이에는 대칭적인 점이 존재한다. 자동 주파수 제어 (AFC), 시간-추적 드리프트, 및 프레임 타이밍은 AP 측면에서 알려져 있는데 이는 AP가 이들 파라미터의 마스터이라는 사실 때문이다. 그렇지만, AFC, 시간-추적 드리프트, 및 프레임 타이밍은 태그 측면 상의 포착부(acquisition)에서 결정될 수 있다. PN 어레이 역확산기는 둘 모두와 관련된 브루트 포스(brute force) 작업을 수행하며, 이는 포착 가설(acquisition hypothesis) 탐구/복조를 위한 효율적인 실시이다. 이러한 것의 또 다른 양상은 이러한 대규모 전력-소모 회로(활성인 경우)가, 비록 AP에서 연속하여 작동하지만(이는 문제되지 않은데 왜냐하면 벽콘센트에 플러그인 될 수 있기 때문임), 거의 일어나서는 안 되는 태그 상의 "콜드(cold)" 포착 동안 단지 작동된다는 것이다. 콜드 포착(cold acquisition) 및 웜 포착(warm acquisition)은 각각 도 10 및 11을 참조하여 더욱 상세하게 설명된다.

도 8은 부분 로딩된 RPMA 시스템 내 주파수 사용을 도시하는 다이어그램이다. 다이어그램 내 수직 축은 수신된 전력을 나타내며, 뿐만 아니라 패킷이 동시에 수신된다. 수평 축은 시간을 나타내며 프레임 기간을 표시한다. 많은 개별 패킷이 제시되며, 각각은 자신의 확산 인자에 의해 표시된다. 패킷 내 에너지는 전력 x 시간이다. 이러한 예에서, 예컨대 패킷(1802)과 같은 각각의 개별 패킷의 접속 지점에서 수신된 에너지는 모든 다른 것과 동일하며, 또 다른 패킷에 의해 덮힌 동일한 면적에 의해 표현된다. 이러한 다이어그램은 3% 사용의 상향링크 용량을 나타내며, 또 다른 용량 또한 가능하다. 예를 들어, 상향링크 용량은 1% 사용에서 더욱 가볍게 로딩될 수 있거나 또는 75% 사용에서 더욱 무겁게 로딩될 수 있다. 제시된 패킷(1802)은 11 byte의 예시적인 패킷이며, 또 다른 크기가 가능하다. 본 실시예에서 프레임 기간은 2초이며, 또 다른 기간이 가능하다. 프레임 기간(frame duration)은 확산 인자에 의존하는데, 예를 들면, 1 초, 4 초의 프레임 기간, 또는 많은 또 다른 기간이 가능하다. 나열된 확산 인자는 본 시스템에서 작용하는 많은 가능한 확산 인자의 예이다. 랜덤 타임 오프셋은 각 전송부의 비교적 작은 부분이며 도시되지 않았다.

도 9는 PN (의사-잡음, pseudo-noise) 역확산 어레이를 나타내며, 이는 태그 상의 단일 파형의 포착, 및 AP 상의 다중 파형의 브루트-포스 복조 둘 모두를 촉진시킨다. 한 예시적인 구체 예에서, PN 역확산 어레이는 많은 칩-이격된 타이밍 가설(chip-spaced timing hypothese)의 1 bit 내적(dot product)을 동시에 수행할 수 있다.

PN 역확산 코어 요소는 입력이 0 또는 1인가 여부에 따라 각 클락(clock)에서 증가되거나 증가되지 않는 단순 계수기일 수 있다. 복소 데이터 경로이기 때문에, 2개의 계수기(counter)가 존재하는데, 하나는 I(동-위상(in-phase))를 위한 것이며 하나는 Q(직교-위상(quadrature-phase))를 위한 것이다. 복소 지수에 의한 곱셈은 일반적으로 복소 지수 테이블과 결합된 스칼라 곱셈기(4 x 1000 게이트가 전형적임) 보다 4 세트 더 크다. 이와 대조적으로, 1 bit 복소 곱셈기(Complex Multiplier)는 기본적으로 단순한 진리표이며, 예컨대 이하에 제시된 예시적인 표이며, 여기서 음(negative)은 전환(0 → 1 및 1 → 0)을 의미한다. 이러한 진리표는 단지 몇 개의 게이트를 사용하여 수행될 수 있다.

도 9는 PN 역확산 어레이(100)를 도시한다. 복소 역환산 작업(complex despread operation)을 위한 계수기 쌍들의 많은 인스턴스화(instantiation)(예컨대, 256 또는 한 구체 예에서 그 이상)가 존재한다. PN 역확산 어레이(100)에는, 떨어져 있는 칩인 타이밍 가설(timing hypothese) 상에서 작동하는 PN 확산 요소(102, 104, 및 106)의 인접한 인스턴스화가 칩 레이트에서 공급될 수 있다. 1 bit 복소 데이터가 블록(114)으로부터 요소(102, 104, 및 106)로 보내지며 여기서 이는 PN 발생기(110)로부터의 PN 신호와 결합된다. PN 신호 발생기(110)는 0 및 1의 동일 시퀀스를 출력하는 하드웨어일 수 있으며 상기 시퀀스를 사용하여 AP가 데이터를 확산한다. 요소(102)의 경우, 역회전된 데이터(derotated data)가 결합기(combiner)(122a)에서 PN 신호와 결합된다(더욱 구체적으로, 1 bit 복소 곱셈된다). 이러한 결합의 실수(real) 및 허수(imaginary) 부분은 계수기(118a 및 120a)로 별도로 입력된다. 계수기(118a 및 120a)는 재설정 신호(reset signal)(112)를 수신하는 즉시 상기 비트(bit) 스트림을 쉬프트-아웃(shift-out) 시킨다. 더욱 구체적으로, 계수기 내의 데이터는 재설정 신호 직전에 유요하다. 재설정 신호는 0을 두 계수기 모두에 도입시킨다. 멀티플렉서(108)는 해당 특정 클락에서 역확산 작업을 독특하게 종결한 해당 핑거에 대한 현재 유효한 계수기의 출력을 허용한다. PN 역확산 어레이(100) 내 또 다른 요소들은 유사하게 작동한다. 요소(104)는 역회전된 데이터를 블록(114)으로부터 수신하고, 요소(102) 내에서 지연 블록(116a)에 의해 지연이 부과된 이후 상기 역회전된 데이터를 PN 신호와 결합시킨다. 결합치는 계수기(118b 및 120b)로 들어가고, 여기서 이들은 지연 블록(124a)으로부터 부과된 지연과 함께 재설정 신호(112)로부터의 신호에 따라 계수기로부터 쉬프트-아웃된다. 유사하게, 요소(106)는 역회전된 데이터를 블록(114)으로부터 수신하고 요소(104) 내에서 지연 블록(116b)에 의해 지연이 부과된 이후 상기 역회전된 데이터를 PN 신호와 결합시킨다. 결합치는 계수기(118c 및 120c)로 들어가고, 여기서 이들은 지연 블록(124b)으로부터 부과된 지연과 함께 재설정 신호(112)로부터의 신호에 따라 계수기로부터 쉬프트-아웃된다.

확산 인자에 대응하는 다수의 클락 이후, PN 역확산 요소(102)는 멀티플렉서(108)에 의한 출력을 위하여 선택되는 유효 데이터를 가진다. 그 후 모든 클락에서, 인접한 역확산 요소(104 또는 106)가 모든 데이터가 출력될 때까지 활용가능하며 이는 확산 인자에 대응하는 클락의 수와 다수의 PN 역확산 인스턴스화의 합 동안 일어날 수 있다. 이러한 메커니즘의 작업을 지배하는 PN 코드는 수치에 의해 파라미터화된 골드 코드일 수 있다. 대안적인 구체 예에서, 또 다른 PN 코드가 사용될 수도 있다.

도 10은 접속 지점의 전송 파형을 복조하기 위한 브로드캐스트 채널의 태그 모뎀 프로세싱 내에서 수행되는 작업을 나타낸다. 또한, 더 적은, 또는 상이한 작업이 특정 구체 예에 따라 수행될 수도 있다. 작업은 또한 제시되고 설명된 것과 다른 시퀀스로 수행될 수도 있다.

태그의 최초 파워-업(power-up)시에, 브로드캐스트 채널 PN 시퀀스(예컨대, 특정 골드 코드 또는 또 다른 코드 파라미터)를 제외하고는 파형에 관하여 알려진 파라미터가 없다. 또한, AP와 태그 사이의 발진기 분산으로 인하여, 어떠한 상대 주파수 오프셋이 AP와 태그 사이에 존재하는지를 태그는 충분히 정확하게 알지 못할 수 있다. 도 10은 스캐닝 모드를 도시하는데 여기서 AP와 태그 사이의 ppm(parts-per-million) 드리프트의 불확정성의 범위가 탐구된다. 작업(150)에서, 태그를 브로드캐스트 채널에 동조(tune)하기 위하여 2개의 슬롯에 대하여 반복(iteration)이 수행된다. 예를 들어, 프로세싱은 슬롯 타이밍에 대하여 비동기적으로 시작될 수 있다. 가설의 절반의 탐사 동안, 브로드캐스트 채널은 활성일 수 있으며, 가설의 나머지 반의 탐사 동안, 브로드캐스트 채널은 비활성일 수 있다. 첫 번째 반복에서, 모든 가설이 비동기식 출발 포인트를 갖는 첫 번째 슬롯 타이밍을 사용하여 탐사될 수 있다. 만약 에너지가 이러한 첫 번째 반복에서 발견되지 않으면, 두 번째 반복이 수행된다. 이러한 두 번째 반복에서, 비동기식 출발 포인트는 첫 번째 반복에서 사용된 비동기식 출발 포인트로부터 하나의 슬롯 오프셋을 가질 수 있다. 이와 같이, 브로드캐스트 채널이 활성인 동안 탐사된 가설은 브로드캐스트 채널이 활성인 동안 탐사될 수 있다. 일단 에너지가 발견되면, 태그는 브로드캐스트 채널에 동조될 수 있다. 한 예시적인 구체 예에서, 작업(150)은 '콜드 포착'에 대한 출발 포인트를 나타낼 수 있다. 작업(152)에서, 개략(coarse) 자동 주파수 제어(AFC)가 개시된다. 한 구체 예에서, 이러한 초기 값은 -10 ppm 오프셋과 같이 대부분 음의 값으로 설정된다. 브로드캐스트 채널을 위한 알려진 골드 코드 생성된 PN 시퀀스를 사용하여, 작업(154)에서, 주어진 개략 AFC 가설에 대한 모든 Cx4 이격된 가설을 위한 비-간섭 메트릭(non-coherent metric)이 계산된다. 예를 들어, 확산 인자가 2048의 길이를 갖는 경우, 8192 가설에 대한 비-간섭 메트릭이 계산될 수 있다.

작업(156 및 158)에서, 개략 AFC 가설은 ppm 범위의 종점까지 증가된다. 각각의 개략 AFC 가설에 대하여, 도 4에 도시된 하드웨어가 사용되어 현재 가설에 의해 표현되는 주파수 오프셋을 원상태로 돌린다. PN 역확산 어레이가 사용되어 8개의 연속 심벌의 역확산 출력을 생성한다. 그 대신에, 또 다른 수의 심벌이 사용될 수도 있다. 이러한 8개 심벌의 비-간섭(non-coherent) 합이 그 후 계산된다. N개 (한 구체 예에서 8개) 탑 메트릭의 세트가 관련된 파라미터와 함께 데이터 구조 내에서 유지된다. 도 10의 흐름도가 나타내듯이, 칩 x 4 분해능(resolution)에서 모든 타이밍 가설에 따른 발진기 ppm 불확정성의 전체 범위가 탐사되나 다만 예외적으로 성공된(winning) (즉, 유효한) 하나가 데이터 구조 내에서 표현될 것이다. 대부분 유효한 가설에 따라, 다중-경로 반사, 인접한 AFC 개략 주파수 가설-여기서 평가 가능한 에너지 축적이 여전히 존재함, 뿐만 아니라 잡음 분산으로 인하여 이례적으로 큰 메트릭을 생성한 전체적인 비-유효 가설이 되는 경향성이 덜하다.

각각의 개략 AFC에 대한 모든 칩 x 4 타이밍 가설을 위한 비-간섭 메트릭이 데이터 구조와 통신될 수 있다. 작업(160)에서, 데이터 구조는 가장 큰 비-간섭 메트릭(예컨대, 개략 AFC 값, 칩 x 4 타이밍 가설, 비-간섭 메트릭 값)의 트랙을 유지한다. "최종치(finalists)"가 작업(162)에서 N개 전용 핑거에 할당된다. 각각의 핑거는 PN 역확산 어레이를 지배하는 현재 개략 AFC 가설에 독립적인 개략 AFC 가설 및 칩 x 4 타이밍 값에 의해 독특하게 파라미터화될 수 있다. 프레임 타이밍이 초기에는 알려지지 않기 때문에, 전용 핑거에 의해 출력되는 각각의 역확산 심벌은 프레임 내 마지막이 되도록 가정된다. 따라서, 버퍼된 256 심벌은, 작업(164 및 166)에 제시된 바와 같이, 차동 복조 및 섬세 AFC 교정을 수행하기 위해 일정한 복소 값으로의 곱셈에 기초한 추가 반복 세트를 수행한다. 작업(164)의 출력은 각각의 전용 핑거로부터의 복소 외적(complex cross product)일 수 있다. 작업(166)에서, 일정한 복소 회전(섬세 AFC 가설에 의해 결정됨)에 의한 심벌 x 심벌 곱셈이 복소 회전 상수 값의 선택 중 어떤 것이 순환 중복 검사(CRC)를 거치는 프레임을 노출(uncover)시키는지를 결정하기 위해 정보의 가정 프레임(postulated frame)에 반복적으로 적용될 수 있다. 이는 브루트-포스 작업일 수 있는데 여기서 순환 중복 검사(CRC)가 각각의 가설을 위하여 수행될 수 있다. 임의 유효 CRC에 대하여, 신호로부터의 페이로드가 MAC로 보내질 수 있으며, 네트워크 파라미터는 알려진 것으로 간주된다.

작업(168)에서, 또 다른 슬롯 타이밍 가설이 시도된다. 한 예시적인 구체 예에서, 가장 성공적인 CRC와 관련된 개략 AFC 가설은 공칭(nominal) 출발 개략 AFC 가설일 수 있다. 개략 AFC 가설의 전체 범위가 탐사되면, 태그는 변수 호출된(variable called) 공칭_개략_AFC(Nominal_Coarse_AFC)를 기록하며 이는 개략 AFC 가설 조사 범위를 매우 좁히는 장래 트랜잭션(transaction)에서 사용되는 적절한 상태 정보인데, 왜냐하면 발진기 ppm 편차의 부분-대-부분 변화(part-to-part variation)가 1분 등의 개략적인 것에 대한 발진기 드리프트보다 훨씬 더 크기 때문이다.

도 11은 적절한 상태 정보가 알려진 곳인 웜 스타트로부터 전용 채널의 태그 프로세싱에서 수행되는 작업이다. 예를 들어, 프레임 타이밍이 알려질 수 있고 개략 AFC 가설의 훨씬 더 좁은 범위가 탐사될 수 있다. 모뎀은 유효 핑거 할당이 9개 심벌 프리앰블의 종점 이전에 수행되도록 충분히 일찍 그 프로세싱을 시작한다. 그 대신에, 임의 또 다른 수의 심벌이 사용될 수 있다.

작업(200)에서, 2개 슬롯 타이밍 가설에 대하여 반복할 필요가 없는데 왜냐하면 프레임 타이밍이 알려져 있기 때문이다. 브로드캐스트 채널을 사용하는 대신, 전용 채널이 사용된다. 작업(202)에서, 개략 AFC 가설이 스캔 된다. 한 예시적인 구체 예에서, 개략 AFC는 마지막 시간에 접근한 이후 작은 주파수 드리프트를 설명하기 위하여 작은 범위에 대하여 스캔 될 수 있다. 태그에 대하여 독특한 알려진 골드 코드 발생된 PN 시퀀스를 사용하여, 작업(204)에서, 모든 칩 x 4 이격된 가설에 대한 비-간섭 메트릭이 계산된다. 작업(206 및 208)에서, 개략 AFC 가설은 작은 ppm 범위의 종점까지 증가된다. 작업(210)에서, 데이터 구조는 가장 큰 비-간섭 메트릭(예컨대, 개략 AFC 값, 칩 x 4 타이밍 가설, 비-간섭 메트릭 값, 등)을 계속 기억한다. 작업(212)에서, 전용 핑거가 데이터 구조에 기초하여 할당된다. 작업(214)에서, 심벌 외적(cross product)이 현재 DBPSK 및 이전 DBPSK를 사용하여 생성된다. 작업(214)의 출력은 각 전용 핑거로부터의 복소 외적일 수 있다. 작업(216)에서, 프레임이 삽입되고 디코딩된다. 임의 유효 CRC에 대하여, 페이로드가 매체 접근 제어(medium access control, MAC) 계층으로 보내질 수 있다. 작업(218)에서, 또 다른 슬롯 타이밍 가설이 시도된다. 한 예시적인 구체 예에서, 가장 성공적인 CRC와 관련된 개략 AFC 가설은 공칭(nominal) 출발 개략 AFC 가설일 수 있다.

도 12는 대표적인 구체 예에 따라 태그의 복조 프로세싱을 도시하는 태그 수신 데이터 경로를 나타낸다. 제시된 바와 같이, 1-bit 복소 샘플이 샘플 버퍼(220)에서 버퍼링되고 이에 따라 유효 에너지의 신뢰할만한 검출을 가능하게 하는 충분한 데이터가 존재한다. 대표적인 값들이 샘플 버퍼 블록(220)에서 제공된다. 예를 들어, 한 구체 예는 9개 심벌을 버퍼링한다. 대안적인 구체 예에서, 또 다른 값이 사용될 수 있다. 샘플은 I 채널 및 Q 채널로부터 칩 x 2 또는 2 MHz의 동기식 샘플 레이트에서 이러한 핑-퐁 버퍼(ping-pong buffer) 방식으로 입력될 수 있다. 그 대신에, 또 다른 레이트가 사용될 수 있다. 고속 비동기식 클락에서, 이러한 샘플들은 다양한 개략 AFC 가설을 탐사하기 위하여 사용된다. 현재 개략 AFC 가설에 기초하여, 시간-추적(time-tracking)이 칩 x 4 분해능에서 수행된다. 타이밍 기준(timing reference)이 AP 및 태그 둘 모두 상에서 캐리어 주파수 및 샘플 클락을 구동하기 위하여 사용되기 때문에, 알려진 캐리어 주파수를 갖는 개략 AFC 가설이 시간 추적의 알려진 레이트에 독특하게 맵핑될 수 있다.

샘플 버퍼(220)는 I 채널 및 Q 채널을 통하여 통신 신호를 수신한다. 이러한 신호는 시간 트래킹 로직(222) 및 전용 핑거(234)로 보내진다. 시간 트래킹 로직(222)은 또한 개략 AFC 가설을 수신하고 로직(222)은 칩 x 4 패리티에서 0으로 재설정된다. 시간 트래킹 로직(222)은 2개의 블록을 가질 수 있는데, 하나는 하나는 짝수 칩 x 4 패리티를 위하여 0으로 초기화된 계수기를 갖는 것이며, 하나는 홀수 칩 x 4 패리티를 위하여 중간범위(midrange)(즉, 2^{^}25)로 초기화된 계수기를 갖는 것이다. 시간 트래킹 로직(222)의 출력은 블록(224)에 제공되고 여기서 가상 칩 x 4 위상이 적용된다. 블록(224)은 또한 포착 상태 머신으로부터의 패리티를 수신할 수 있다. 자동 주파수 제어 (AFC) 회전 로직(226)이 블록(224)의 출력에 적용된다.

도 13은 도 12를 참조하여 설명된 시간 트래킹 로직(222)의 2개의 블록의 대표적인 구체 예를 나타낸다. 스트림(250)은 짝수 칩 x 4 패리티를 갖는 통신 스트림이다. 스트림(252)은 홀수 칩 x 4 패리티를 갖는 통신 스트림이다. 도 13은 시간-추적 작업을 도시하는데 여기서 각각의 상이한 음영(shading)은 상이한 칩 x 4 이격된 시퀀스를 나타낸다. 샘플은 어느 현재 AFC 가설이 탐사 중이며, 샘플 레이트와 캐리어 주파수 사이의 알려진 비율에 의해 곱셈되는지에 직접적으로 의존하는 레이트에서 반복되거나 삽입된다. 이는 2-차원 공간을 단일 차원으로 붕괴시키기 위한 고정 클락 가정(locked clock assumption)으로서 사용될 수 있다. 도시된 값 N은 충분한 시간-추적 정확도를 가능하게 하기 위해 예약-유지(book-kept)되는 단편 성분을 가진다. 4개의 가능한 칩 x 4 위상의 특정 패리티가 주어진 시간에서 선택된다. 산출된 칩 레이트 시퀀스는 그 후 도 14에 도시된 바와 같이 1-bit 데이터 경로에서 역회전된다.

도 14는 주어진 시간에서 4개 가상 칩 x 4 위상(224)의 어느 하나 상에서 작동하는 도 12의 AFC (자동 주파수 제어) 회전 로직(226)의 기능을 도시한다. 도 14는 1-bit 역회전 메커니즘을 도시한다. 이러한 역회전 메커니즘은 가정된(postulated) 개략 AFC 가설을 위하여 수신기와 송신기 사이의 상대적인 캐리어 드리프트로 인하여 AFC 회전을 되돌리도록 설계된다. 자신의 1-bit 변환(앞서 제시된 진리표에 제시됨)으로 인하여, 프로세스의 90도 분해능은 상대적인 발진기 오프셋으로부터의 AFC 드리프트로 인하여, 위상 값의 연속체(continuum)에 비하여 +/- 45도이다.

AFC 회전 로직(226)은 또한 입력으로서 개략 AFC 가설을 수신할 수 있다. PN 역확산 어레이(228) (도 12)는 칩 이격된 가설을 위한 자신의 역확산 작업을 수행한다. PN 역확산 어레이(228)는 현재 개략 AFC 가설, 타이밍 패리티, 타이밍 위상, 확산 인자, 및/또는 골드 코드 선택을 입력으로서 수신할 수 있다. 값들이 주어진 심벌에 대한 출력이기 때문에, 합은 비-간섭 축적 버퍼(230)에 저장된 러닝 합(running sum )을 갖는 더 나은 메트릭 신뢰성을 위하여 비-간섭적으로 축적된다. 버퍼의 크기는 역확산 요소의 수에 기초한다. 한 예시적인 구체 예에서, PN 역확산 어레이(228)는 256개 역확산 요소를 가질 수 있으며 이에 따라 샘플 버퍼를 통한 통과가 256개 가설을 위한 비-간섭 메트릭을 완성한다. 그 대신에, 또 다른 수의 역확산 요소가 사용될 수 있으며, 메트릭은 또 다른 수의 가설에 대하여 완료될 수 있다. 신호-대-잡음비(SNR) 메트릭이 AP에 대한 전력 제어 피드백을 위하여 태그의 전송 전력 제어에서 사용될 수 있다. 가장 큰 메트릭을 갖는 가설이 최상 N개 경로 데이터 구조(232)에 저장되며 이는 전용 핑거(234)의 할당을 제어하기 위하여 사용된다. 최상 N개 경로는 타이밍 가설, 타이밍 패리티, 개략 AFC 가설, 등을 포함하는 N개 레코드일 수 있다.

도 15는 전용 통신 핑거를 나타낸다. 각 전용 핑거는 핑거 할당의 파라미터의 일부로서 설정된 칩 x 4 선택기(260)에 의해 칩 x 4 샘플의 4개 위상의 각각에 접근한다. 각 핑거는 각자 역확산하기 위하여 사용되는 AFC 발생기(264) 및 전용 PN 발생기(262)를 가진다. 전용 핑거는 개략 AFC 가설에 기초하여 심벌 축적기(266)로 자신의 칩 x 4 타이밍 위상, 시간-추적 레이트의 종속 변수를 축적하며, 그 후 클락의 복소 가변적 모든 확산 인자 수를 출력한다. 도 12를 참조하여 제시된 전용 핑거(234)는 또한 샘플 버퍼(220)로부터의 입력, 및 PN 코드 선택을 수신할 수 있다.

도 12를 참조하면, 전용 핑거(234)로부터의 출력은 희생작업 수행 없이 프레임 버퍼(238)에서의 효율적인 저장을 위한 bit-폭을 감소시키는 bit-폭 스퀴저(squeezer)(236)를 통하여 지나간다. bit-폭 스퀴저(236)로부터의 출력은 프레임 버퍼(238)에 제공되며, 이는 마치 현재 심벌이 프레임의 마지막 심벌인 것처럼 256 심벌 프레임을 프로세싱하는 일반적인 경우를 가능하게 하는 원형 버퍼 메커니즘(circular buffer mechanism)일 수 있다. 프레임 타이밍이 알려진 때, 이러한 메모리 구조는 알려진 마지막 심벌을 갖는 프레임의 특정 프로세싱을 지원할 수 있다.

프레임 버퍼(238)는 가설된 프레임을 수신 체인의 나머지로 출력한다. 외적(cross product) 곱셈 블록(240)은 현재 심벌과 D-BPSK 복조에 대한 전통적인 메트릭인 이전 심벌의 복소 공액(complex conjugate)과의 곱셈을 수행한다. 잔류 주파수 드리프트는 D-BPSK 성상(constellation)이 고정 위상에 의해 회전되도록 할 수 있다. 섬세 AFC 곱셈 블록(242)의 역할은 브루트-포스 접근을 하고 상이한 가능한 위상 회전을 시도하여 그 결과, 디-인터리버(de-interleaver) 및 비터비 디코더(viterbi decoder)(244)를 통하여 지나갈 때 적어도 하나의 섬세 AFC 가설이 유효 CRC를 산출하도록 하는 것이다. 섬세 AFC 곱셈 블록(242)은 또한 섬세 AFC 가설을 입력으로서 수신할 수 있다. 디-인터리버 및 비터비 디코더(244)로부터의 출력은 CRC 체커(checker)(246)에 제공된다. CRC가 유효하면, 페이로드가 MAC 계층으로 보내진다.

도 16은 접속 지점 수신 프로세싱 동안 수행된 대표적인 작업을 도시한다. 추가적인, 더 적은, 또는 상이한 작업이 구체 예에 따라 수행될 수 있다. 또한, 작업은 여기서 설명된 것과 다른 순서로 수행될 수 있다. AP는 모든 가능한 칩 x 2 타이밍 가설, 확산 인자, 및 확산 인자 내 접근슬롯을 체크하는 브루트-포스 작업을 수행한다. 이는 태그에 의한 비조정된 접근(uncoordinated access)을 허용한다. 다행스럽게도, AP가 프레임-타이밍 및 AFC 캐러이 기준의 마스터이기 때문에(모든 태그가 AP의 타이밍을 충족하기 위해 이들의 캐리어 드리프트 및 샘플 클락을 보상할 수 있음), AP에 부과된 프로세싱은 그게 감소되는데 왜냐하면 AP가 개략 AFC 가설 또는 미지의 프레임 타이밍의 차원을 탐사할 필요가 없기 때문이다.

도 16의 흐름도는 모든 가능한 칩 x 2 타이밍 오프셋, 세트 [8192,4096, ... ,64]로부터의 확산 인자, 및 최대값 미만의 확산 인자에 대한 접근슬롯 수에 대한 반복 순서의 예를 나타낸다. AP는, 태그와 AP의 타이밍 소스 사이의 소량의 주파수 드리프트가 마지막 트랜잭션 이래로 발생하도록 태그가 수행하는 것과 유사한 섬세 AFC 조사를 수행한다. 모든 유효 CRC가 MAC 계층으로 이동된다. 도 16의 흐름도는 다차원 공간의 조사를 도시한다. 최외각 루프에서, 모든 가능한 확산 인자가 조사된다. 한 예시적인 구체 예에서, 8개의 확산 인자[64, 128, 256, 512, 1024, 2048, 4096, 8192]가 존재할 수 있다. 그 대신에, 또 다른 확산 인자 및/또는 또 다른 수의 확산 인자가 사용될 수 있다. 두 번째 루프에서, 소정의 확산 인자를 위한 모든 가능한 서브-슬롯이 조사된다. 예를 들어, 64 칩 확산 인자에 대한 128개 가능한 서브-슬롯 및 8192 칩 확산 인자에 대한 단일 축퇴 서브-슬롯이 존재할 수 있다. 세 번째 루프에서, 주어진 서브-슬롯 내 모든 가능한 칩 x 2 타이밍 위상이 조사된다. 이하에서 더욱 상세하게 설명되듯이, 다양한 루프가 도 16에서 화살표로 표시된다.

작업(270)에서, 하나의 개략 AFC 값이 사용된다. 한 예시적인 구체 예에서, 하나의 개략 AFC 값은 0일 수 있는데 왜냐하면 보상이 태그에 의해 수행되기 때문이다. 작업(272)에서, 가장 큰 확산 인자(예컨대, 8192)가 출발 포인트로서 사용된다. 대안적인 구체 예에서, 가장 큰 확산 인자는 8192보다 더 크거나 또는 더 작을 수 있다. 작업(274)에서, 접근슬롯은 확산 인자 내에서 프로세싱된다. 이러한 프로세스는 8192 확산 인자가 존재하는 경우 축퇴일 수 있다. 작업(276)에서, 역확산이 현재 확산 인자에서 모든 칩 x 2 이격된 가설에 대하여 수행된다. 예를 들어, 확산 인자가 8192의 길이를 갖는 경우, 16,384 역확산 작업이 수행될 수 있다. 확산 인자가 프레임 버퍼 수(예컨대, 256)보다 작지 않은 경우, 역확산이 모든 요소에 대하여 수행된다. 작업(278)에서, 확산 인자는 절반으로 감소되고 프로세싱이 계속된다. 작업(280)에서, 확산 인자가 64로 감소되었는지 여부에 대한 결정이 이루어진다. 대안적인 구체 예에서, 또 다른 사전결정된 값이 사용될 수 있다. 확산 인자가 64 (또는 또 다른 사전결정된 값)까지 감소되지 않은 경우, 프로세싱은 작업(276)에서 계속된다. 확산 인자가 64까지 감소된 경우, 시스템은 작업(282)에서 그 다음 샘플 버퍼가 충전하기를 대기한다. 일단 그 다음 샘플 버퍼가 작업(282)에서 충전되며, 제어가 작업(272)으로 되돌아간다. 작업(284)에서, 역확산 요소의 프레임 버퍼가 획득된다. 한 예시적인 구체 예에서, 프레임 버퍼는 256 심벌이 PN 역확산 어레이에 의해 단일 통과로부터 출력된 이후에 완결될 수 있다. 한 구체 예에서, 256 스테이지 PN 역확산 어레이에 대하여, 패스 스루(pass through)가 각각 256 심벌을 갖는 256 타이밍 가설을 생성할 수 있다. 대안적인 구체 예에서, PN 역확산 어레이는 더 많거나 더 적은 스테이지를 가질 수 있다. 이전 심벌과 현재 역확산 DBPSK 심벌과의 외적(cross product)이 작업(286)에서 계산된다. 한 구체 예에서, 외적(cross product)은 최대 256 프레임에 대하여 256 심벌을 포함할 수 있다. 그 대신에, 또 다른 수의 심벌 및/또는 프레임이 사용될 수 있다. 작업(288)에서, 현재 프레임이 디코딩되고 AFC 가설에 기초하여 위상 곱셈 된다. 작업(290)에서, CRC이 체크되고 임의 유효 CRC에 대하여, 페이로드가 물리 계층(PHY)으로부터 매체 접근 제어(MAC)로 보내진다. 예로서, CRC는 256 역확산 어레이의 각 통과에 대해 섬세 AFC 가설의 수의 256배에 대하여 체크될 수 있다. 주어진 슬롯에 대한 프로세스가 완료되면, 프로세스는 블록(282) 내지 블록(272)에서 화살표로 제시된 바와 같이 후속 슬롯에 대하여 수행된다.

도 17은 데이터 경로를 수신하는 접속 지점(AP)를 도시한다. 태그와는 달리, 가장 큰 확산 인자에서 전체 프레임은 샘플 버퍼(300) 내 핑-퐁 버퍼 방식으로 저장될 수 있다. 이러한 버퍼 방식은 메모리의 실질적인 양(예컨대, 16.8 Mbits)일 수 있으며 적어도 한 구체 예에서, 전용 오프-칩 메모리 장치(off-chip memory device)에 저장될 수 있다. 샘플 버퍼 블록(300)은 대표적인 값을 포함한다. 대안적인 구체 예에서, 또 다른 값이 사용될 수 있다. 태그와 달리, 시간 트래킹 로직 및 AFC 회전 로직이 사용되지 않을 수 있는데 왜냐하면 AP는 마스터 시간 기준이기 때문이다. 샘플 버퍼(300)는 프레임을 PN 역확산 어레이(302)로 이동시키며, 이는 본 명세서에서 전술한 바와 같이 브루트 포스 시험을 수행할 수 있다. PN 역확산 어레이(302)는 256개 역확산 요소를 포함할 수 있다. 그 대신에, 임의 또 다른 수의 역확산 요소가 사용될 수 있다. PN 역확산 어레이(302)는 또한 현재 타이밍 패리티(이는 단지 칩 x 2 분해능일 수 있음), 가설 위상, 및/또는 확산 인자를 입력으로서 수신할 수 있다. PN 역확산 어레이(302)로부터의 출력은 bit-폭 스퀴저(304)에 공급된다. bit-폭 스퀴저(304)는 프레임의 크기를 감소시키고, 이는 그 후 프레임 버퍼(306)로 보내진다. 프레임 버퍼 블록(306)은 대표적인 값을 포함한다. 대안적인 구체 예에서, 또 다른 값이 사용될 수 있다. 구체 예에 따라, 프레임 버퍼(306)는 또한 전용 오프-칩 메모리 장치에 저장될 수 있다. 시스템의 나머지는 태그의 수신 프로세싱과 유사하며 여기서 섬세 AFC 가설이 AP의 MAC로 이동되는 유효 CRC(작업 (314 및 316))를 갖는 모든 페이로드에 의해 반복된다(작업(310 및 312). 비간섭 축적(308)이 태그로의 전송 전력-제어 피드백에서의 사용을 위한 예컨대 신호 강도와 같은 SNR 메트릭을 결정하기 위하여 사용된다.

도 18은 비동기식 초기 태그 전송 작업을 나타내는데, 2가지 유형의 상호작용을 포함하며 이는 태그로부터 AP로의 데이터 전송을 야기한다. 예시 및 논의 목적을 위하여, 슬롯(320)은 태그 슬롯을 나타내며 슬롯(322)은 접속 지점 슬롯을 나타낸다. "콜드 스타트"는 임의 적절한 상태 정보 없이 태그가 시스템으로 들어오는 경우이며, "웜 스타트(warm start)"는 탐사될 개략 AFC 가설의 감소된 범위 및 슬롯 타이밍과 같은 시스템의 정보를 태그가 인지하는 경우이다.

"콜드 스타트" 양상에서, 태그는 슬롯-비동기식 시점에서 접속을 찾는 것을 시작한다. 도 18은 AP가 전송하지 않을 때 태그가 브로드캐스트 채널을 획득하기 위한 시도를 시작하는 시간을 도시한다(슬롯 1). 최종적으로, 태그의 프로세싱은 AP가 브로드캐스트 프레임을 전송하는 시간 기간 동안 유효 개략 AFC 가설을 탐사한다. 도 18은 슬롯 2 동안 일어나는 것을 도시한다. 이러한 지점에서, 비-간섭 에너지 메트릭은 전용 핑거가 교정 칩 x 4 타이밍 및 개략 AFC 가설을 탐사하도록 한다. 교정 가설을 갖는 핑거는 연속하여 각각의 신규 심벌을 프레임의 마지막 심벌로서 처리하고 이러한 가설된 프레임을 수신 체인을 통하여 보내고 여기서 CRC 체크가 실패를 지시한다. 슬롯 4의 종점에서, 유효 프레임 타이밍이 CRC 체크가 성공을 표시함에 따라 달성된다. 이러한 지점에서, 태그는 "웜-스타트"에서 도입된 태그가 가졌던 것과 동일한 적절한 상태 정보를 가지며 계속하여 "웜-스타트" 태그가 수행하였던 것과 동일한 프로세싱을 완료한다.

태그는 "콜드 스타트" 과정을 통한 전이에 의하거나 또는 적절한 상태 정보가 적절하게 유지되는 경우 태그 웨이크-업(wake-up) 즉시, 슬롯 6에 도시된 상호작용을 겪게 된다("웜 스타트"). 이러한 지점에서, 태그는 브로드캐스트 프레임의 수신된 강도의 측정을 수행하고 이러한 정보를 전송 전력 및 확산 인자를 결정하는데 사용하며 태그는 이를 후속하여 슬롯 7에서 전송한다. 태그는 그 메시지를 다음에 기초하여 전송한다: 1) 측정된 수신된 브로드캐스트 채널 신호 강도를 사용하여 링크를 폐쇄하기 위하여 사용될 수 있는 최소 확산 인자를 선택하는 것, 이는 태그의 온 타임(on time)을 최소화하며 전력 소모를 최소화하는데 최선임; 2) 측정된 수신된 브로드캐스트 채널 신호 강도 및 사전 선택된 확산 인자를 사용하는 것, 태그는 AP에서 수신의 최적 상태에서 전송하며 이는 스펙트럴 잡음 밀도에 대한 비트 당 에너지의 비율(Eb/No)의 매우 유사한 값에서 AP에 의해 수신되는 모든 사용자의 것임; 3) 최대 확산 인자를 제외한 모든 것에 대하여, 슬롯 접근 파라미터 j를 랜덤하게 선택하는 것; 및 4) 칩 오프셋 값을 0 내지 확산 인자 -1로부터 랜덤하게 선택하여 AP에서의 "충돌(collision)"이 최소화되며 각 전송부에서의 랜덤 선택이 "충돌"이 후속 전송 기회에서 해결되도록 하는 것.

슬롯 8 및 9 동안, AP는 슬롯 7 동안 수신한 모든 신호를 프로세싱하고 슬롯 10 동안 양성 확인응답을 돌려 보낸다. AP는 몇몇 ACK를 골드 코드에 의해 특징된 단일 채널로 응집시키거나, 또는 전용 메시지를 전용 골드 코드 채널을 사용하여 태그로 보낸다. 종래 방법은 채널을 할당하기 위하여 일부 등록 과정(도시되지 않음)을 요구한다는 것을 주목하라. 두 경우에서, 태그는 메시지의 프리앰블을 사용하여 칩 x 4 타이밍을 업데이트 한다.

도 19는 슬롯 모드에서 접속 지점과 태그 사이의 단순한 상호작용을 도시한다. 한 예시적인 구체 예에서, 단순 상호작용은 태그 및 비교적 정적 채널(static channel)을 위한 데이터를 포함하지 않는다. 예시 및 논의 목적을 위하여, 타임라인(330)은 슬롯 동안 태그 프로세싱을 나타내며 타임라인(332)은 슬롯 동안 접속 지점 프로세싱을 나타낸다. 시스템의 성질은 태그가 저-전력 상태에서 최대 가능한 시간을 소모하는 것이며, 여기서 상기 저-전력 상태는 시스템 타이밍이 전형적으로 32 kHz인 저-전력, 저-주파수 크리스탈 발진기를 통하여 유지되는 상태이다. 이를 지원하기 위하여, AP가 상호작용을 초기화할 때의 최대 필요한 지연(tolerable latency)이 식별된다(즉, 이는 임의 AP 작용이 진행 중인지 여부를 체크하기 위하여 태그에 대한 저 전력 상태의 입출력을 사이클링하는 레이트이다). 도 19는 AP가 트랜잰션을 초기화하는 것을 원하는지 여부를 체크하기 위해 저 전력 상태로부터 이탈하는 태그의 비교적 단순 상호작용을 나타낸다. 이는 등록 동안 AP와 태그 사이에 동의된 레이트 및 슬롯 위상에서 일어난다.

태그는 전형적으로 "웜 스타트"로 들어가는데 여기서 프레임 타이밍 및 개략 AFC 가설이 엄격한 범위 내에서 알려져 있다. 태그는 수신된 브로드캐스트 채널 전력을 측정한다. 도 19는 AP와의 최종 상호작용 이래로 전력이 상당히 변하지 않은 양상을 나타낸다. 이는 AP가 전송한 마지막 전송 전력/확산 인자가 링크를 폐쇄하기에 충분하다는 것을 의미한다. 슬롯 3에서, 태그는 프리앰블 상에서 획득하려고 시도하며 그 후 전용 골드 코드를 사용하여 프레임을 복조한다. 전형적인 양상은 정보를 송신하지 않은 AP이며 태그는 즉시 휴지상태(sleep)로 되돌아간다.

도 20은 대표적인 구체 예에 따라, 데이터 전송 및 접속 지점과 태그 사이의 다이내믹하게 변화하는 전파를 포함하는 상호작용의 더욱 상세한 도면을 도시한다. 예시 및 논의 목적을 위하여, 타임라인(340)은 슬롯 동안 태그 프로세싱을 나타내며 타임라인(342)은 슬롯 동안 접속 지점(AP) 프로세싱을 나타낸다. 여기서, AP는 송신할 정보를 갖고 채널의 전파는 최종 AP 트랜잭션 이후 상당히 변했다. 현재 브로드캐스트 채널 전력 측정은 변화하였으며 이에 따라 태그는 최종 시간으로서 동일한 전송 전력/확산 인자에서 전송하는 경우 후속하는 전송이 적절하지 않을 것이라는 것을 안다. 따라서, 태그는 현재 채널 상태에 적합한 새로운 전송 전력/확산 인자를 사용하도록 AP를 경고하기 위하여 도 18에서 설명된 프로토콜을 사용하여 재-등록 메시지를 보낼 것이다. 새로운 정보는 슬롯 N+5에서 일어나는 프레임의 송신 및 수신을 지배한다. 태그는 성공적인 전송을 표시하기 위하여 도 18의 프로토콜에 의해 지배되는 확인응답 (ACK) 메시지를 생성한다. ACK가 성공적으로 수신되면, 트랜잭션은 완료된 것으로 간주된다. 그렇지 않으면, 태그는 재전송을 시도한다.

통신 시스템에서, 게이트웨이, 접속 지점, 및 노드(또한 태그로 알려져 있음)가 매체 접근 제어(MAC) 계층에서 순방향 오류 정정 (FEC) 시스템으로서 리드 솔로몬(Reed Solomon, RS) 시스템을 실행할 수 있다. RS 시스템에서, 송신기는 N 바이트(byte)를 포함하는 신호로부터 인코딩된 신호를 생성하며, 여기서 K 바이트는 시스템 데이터 바이트이며 나머지 (N- K) 바이트는 패리티 바이트이다. 시스템 데이터 바이트는 인코딩되는 신호와 동일하다. 패리티 바이트는 시스템 데이터 바이트로부터 인코딩된다. N 및 K 파라미터의 특정 값은 실시 특이성이며 신호 상태에 기초하여 조절될 수 있다. 한 실시예에서, K가 71 byte이고 N이 255 byte이며, 또 다른 조합이 시스템이 어떻게 동조되는가에 따라 가능하다. 예를 들어, 잡음이 더 심한 환경에서, 시스템은 K가 20 byte이고 N이 255 byte이도록 설계된다. 잡음이 덜한 환경에서, 시스템은 K가 200 byte이고 N이 255 byte이도록 설계될 수도 있다. 동조는 시스템 구성 동안 이루어지거나 또는 시스템이 작동하는 동안 다이내믹하게 수행될 수 있다.

RS 시스템의 소거 기반 시스템(erasure based system)이 해당 분야의 통상의 기술자에게 공지된 바와 같이 소정의 인코딩된 바이트의 수로 교정될 수 있는 바이트의 전체 수를 개선하기 위해 사용될 수 있다. 소거 기반 시스템에서, 수신기는 특정 RS 코드 워드(codeword) 내에서 소거하는 바이트를 교정한다. 소거(erasure)는 수신되지 않은 바이트이다. 바이트는 수신 동안의 오류 때문에 또는 바이트가 전송되지 않았기 때문에 수신되지 않을 수 있다. 소거 기반 시스템을 사용하여, 수신기는 수신된 매 N 바이트에 대해 (N - K) 바이트를 교정한다. 소거 기반 시스템 없이, 수신기는 ((N - K) / 2) 바이트를 교정할 수 있다.

도 21은 예시적인 FEC 시스템의 데이터 구조를 도시하는 다이어그램이다. 데이터 구조에서, 6개의 RS 코드 워드(2102, 2104, 2106, 2108, 2110 및 2112)가 표로 함께 그룹핑된다. 표의 각 열(row)은 단일 RS 코드 워드를 나타낸다. RS 코드 워드는 수신기로 전송될 데이터로 채워진다. RS 코드 워드(2102)의 대표적인 바이트(2120, 2122, and 2124)가 명명된다. 표의 각 칼럼(column)은 각각의 RS 코드 워드로부터 1 byte를 포함한다. 대표적인 바이트(2120, 2126, 2128, 2130, 2132 및 2134)는 전송된 메시지로부터의 메시지 바이트로 순서대로 채워진다. 후속 메시지 바이트는 표의 후속 칼럼을 채운다. 바이트(2120, 2126, 2128, 2130, 2132 및 2134)가 프로토콜 데이터 유닛(PDU)(2136)의 일부로서 전송된다. 표의 각각의 후속 칼럼은 후속 PDU를 채운다. PDU는 또한 시퀀스 수(2138) 및 PDU의 전체 수(2140)를 포함한다. 시퀀스 수(2138)은 특정 PDU가 표의 어느 칼럼에 속하는지를 나타낸다. PDU의 전체 수(2140)은 신호를 재조합시키기에 충분한 PDU의 수를 나타낸다. 또한, PDU는 성공적으로 전송된 패킷을 나타내는 순환 중복 검사(CRC)와 함께 전송될 수 있다. 올바르지 않은 CRC와 함께 도착한 PDU는 매체 접근 제어(MAC) 계층에 대한 프로토콜 스택으로 이동하기 전에 버려지며 최종적으로 RS 코드 워드를 채우는데 기여하지 않는다. CRC는 도면에 도시되지 않는데 왜냐하면 CRC는 물리 계층에서 부가될 수 있기 때문이다.

예시적인 구체 예에서, MAC 계층이 프로토콜 데이터 유닛을 전송으로부터 수신할 때, 물리 계층은 PDU가 유효한지 여부를 결정하기 위해 CRC를 체크한다. 수신기가 또한 사전결정된 임계 신호-대-잡음비에 기초하여 PDU가 유효한지 여부를 계측한다. 이러한 기법은 하나의 PDU로부터의 오류가 코드 워드의 다중 바이트에 영향을 미치는 것을 방지하고 수신되지 않은 바이트의 단순화된 식별을 가능하게 한다. PDU가 유효한 경우, 수신기는 RS 코드 워드의 6 byte를 버퍼로 모으기 위해 시퀀스 수를 사용한다. 수신기는 또한 소거 마스크를 업데이트 한다. 소거 마스크는 RS 코드 워드의 어떤 바이트가 도달하였는가를 지시하는 데이터 구조이다. 소거 마스크는 또한 RS 코드 워드의 어떤 바이트가 소거되고 성공적으로 도달하지 않았는가를 지시한다. 수신기를 수신된 PDU를 계측하고 이러한 수를 전송이 완료되는데 충분한 PDU의 전체 수와 비교한다. 수신된 PDU의 수가 전송이 완료되는데 충분한 PDU의 전체 수와 동일한 경우, 수신기는 해당 분야의 통상의 기술자에게 공지된 바와 같이 코드 워드를 소거 마스크로 리드 솔로몬(Reed Solomon) 디코더를 사용하여 프로세싱한다. 리드 솔로몬(Reed Solomon) 디코더의 출력이 인코딩되었던 바이트이다.

FEC 시스템을 실행하는 송신기는 일반적으로 모든 N 바이트를 송신하지 않는다. FEC 시스템은 최초 K 바이트를 재구성하기 위해 사용될 N 바이트의 K 바이트의 임의 세트를 허용한다. 송신기는 바이트의 초기 세트를 보내며 여기서 초기 세트는 적어도 K 바이트 크기이다. 송신기는 또한 이하에서 설명하는 시스템에 기초하여 더 많은 바이트를 송신할 것인가를 결정한다. 송신기는 수신기가 모든 K 바이트가 디코딩 되었음을 지시할 때까지 바이트를 계속 송신할 수 있다. 수신기는, K 바이트가 디코딩 되었음을 지시하는 짧은 메시지를 송신함으로써 또는 K 바이트가 디코딩되지 않았다는 연속 표시를 종결함으로써 모든 K 바이트가 디코딩 되었음을 표시할 수 있다. 그 대신에, 송신기는, 수신기가 더 많은 바이트가 송신되어야 함을 표시할 때까지 첫 번째 세트의 바이트 이후 전송을 중지할 수 있다. 수신기는 짧은 메시지를 송신함으로써 더 많은 바이트가 송신되어야 함을 표시할 수 있다. 짧은 메시지는 송신기로 되돌아가는 단일 비트(bit)를 포함할 수 있다.

더 많은 PDU가 전송되어야 하거나 또는 더 이상 PDU가 필요하지 않음을 나타내는 메시지는, 도입되는 FEC 인코딩된 메시지에 대한 응답으로 송신되기 보다 오히려 스케줄링 될 수 있다. 스케줄링된 메시지의 전송에 있어서, PDU의 수신기는 초기에 송신기가 응답을 수신할 때 시간 지시자(indicator)를 송신한다. 송신기는 초기 용량의 PDU를 보내는데 전송이 얼마나 오래 걸릴 것인지 여부를 지시하는 시간 길이를 결정한다. 송신기는 상기 시간 길이를 송신기가 응답을 수신할 때의 시간으로부터 차감함으로써 전송 시간을 생성한다. 송신기는 또한 상기 초기 용량의 PDU를 프로세싱하기 위한 시간 길이에 대응하는 시간의 양을 차감할 수 있다. 송신기는 예약 응답을 수신하기 위하여 정시에 그 전송을 시작한다. 송신기는 더 많은 PDU를 계속 전송하거나 또는 응답에 기초하여 전송을 종결지을 수 있다.

수신기는 임의 특정 메시지에 대하여 둘 이상의 응답을 스케줄링 할 수 있다. 예를 들어, 수신기는 초기 응답 및 2차 응답을 스케줄링 할 수 있다. 그렇지만, 효율성을 위하여, 예약 응답 이후, 수신기는 정지 목록(stop list)을 생성 및 전송할 수 있다. 정지 목록은 모든 노드에 브로드캐스트 될 수 있다. 정지 목록은 어느 노드가 전송을 성공적으로 완료하였는지 여부를 지시한다. 수신 시에, 정지 목록상에 지시된 노드는 PDU 전송을 중지할 수 있다.

도 22는 도 21을 참조하여 앞서 설명한 바와 같이 메시지를 전송하기 위한 시스템의 예를 실행하는 작업을 나타내는 흐름도이다. 추가적인, 더 적은, 또는 상이한 작업이 구체 예에 따라 수행될 수 있다. 작업의 정확한 순서는 특정 응용분야에 적용하기 위해 조정될 수 있다. 작업(2202)에서, 노드는 최초 K개 PDU를 전송한다. 전송은 노드가 전송을 스케줄링 한 이후에 시작할 수 있다. 그 대신에, 전송은 최초 K개 PDU의 수신에 대하여 접속 지점이 응답하기에 충분한 시간으로 노드가 계산하는 시간에서 시작할 수 있다. 작업(2204)에서, 노드는 더 많은 PDU가 전송되어야 하는지 여부를 결정하기 위해 예약 응답을 체크한다. 응답은 완전한 메시지가 수신되었음을 지시하는 확인응답(ACK)을 포함할 수 있다. 그 대신에, 응답은 더 많은 PDU가 전송되어야 함을 나타내는 부정 확인응답(NACK)을 포함할 수 있다. 더 많은 PDU가 전송되어야 하는 경우, 노드는 작업(2206)으로 이동하여 여기서 추가 X개 PDU가 전송된다. 전송되는 PDU의 정확한 수는 활용가능한 PDU의 전체 수 및 두 번째의 예약 응답이 일어날 때까지의 시간에 의존한다. X개 PDU의 전송 이후, 작업(2208)에서, 노드는 두 번째의 예약 응답을 체크한다. 작업(2204)과 유사하게, 더 많은 PDU가 전송되어야 하는 경우, 노드는 작업(2210)으로 이동한다. 작업(2210)에서, 노드는 정지 메시지가 수신될 때까지 또는 모든 N개 PDU가 전송될 때까지 모든 나머지 PDU를 전송한다. 정지 메시지가 수신되면, 가능하면 모든 N개 PDU가 전송된 이후, 또는 예약 응답 중 임의 것이 K개 PDU가 수신되었음을 나타내는 경우, 전송이 완료된다. 메시지가 수신되지 않았지만 모든 N개 PDU가 전송된 경우, 전송은 완료하는데 실패한다.

모든 N개 PDU의 수신 이후, 적어도 K개 오류없는 PDU가 없고 전송이 완료하는데 실패한 경우, 노드는 K개 PDU가 성공적으로 수신될 때까지 PDU를 재전송할 수 있다. 그렇지만, 노드는 어느 PDU가 성공적으로 수신되었는지 여부에 대한 지시를 갖지 않으며, 이에 따라 일부 반복이 일어날 수 있다. 노드는 코드 워드를 구성하는 모든 PDU를 단지 재전송할 수도 있다. 그 대신에, 노드는 어떤 코드 워드가 오류 났는지 여부에 대한 지시를 수신할 수 있다. 노드는 오류가 발생한 이러한 코드 워드만을 전송할 수 있다.

FEC 시스템은 반드시 접속 지점에서보다 오히려 게이트웨이 또는 노드로 전송될 데이터의 또 다른 소스에서 실행될 수 있다. FEC 시스템은 특히 예컨대 코드 로드를 분포하는 것과 같이 네트워크 내 모든 장치에 보내져야 하는 데이터의 임의 시간 크기 패킷에서 유용할 수 있다. 도 23은 게이트웨이(2302), 접속 지점(2304 및 2306), 및 노드(2308)를 갖는 시스템(2300)을 도시하는 다이어그램이다. 도 23에서, 각각의 전송 접속 지점(2304 및 2306)과 통신하는 게이트웨이(2302)가 서비스 데이터 유닛 (SDU) 상에서 전술한 FEC 시스템을 실행한다. 인코딩된 SDU의 일부로 구성된 페이로드 데이터 유닛(PDU)이 접속 지점(2304 및 2306)으로 보내지고 여기서 PDU가 그 후 노드(2308)로 보내진다. PDU가 다중 경로를 통하여 보내지기 때문에, 노드(2308)는 우수한 임의 신호 상에서의 PDU를 자유롭게 수신한다. 노드(2308)는 제어 정보, 예컨대 더 많은 인코딩된 데이터에 대한 요청을 접속 지점(2304) 또는 접속 지점(2306)을 통하여 보낸다. 노드(2308)로부터의 메시지는 게이트웨이(2302)로 전달된다. 게이트웨이(2302)로 보내진 가능한 메시지는 완료 메시지 또는 더 많은 인코딩된 데이터에 대한 요청을 포함할 수 있다. 게이트웨이(2302)는 노드(2308)로부터의 더 많은 인코딩된 데이터에 대한 요청에 대하여 인코딩된 SDU의 더 많은 부분을 송신함으로써 응답한다. 게이트웨이(2302)는 요청된 부분을 (i) 추가 전달을 위한 모든 접속 지점으로의 브로드캐스트로서, 또는 (ii) 가능한 최선을 경로를 통한 노드(2308)로의 직접 메시지로서 송신할 수 있다. FEC 시스템을 수행하는 것은 집중식 분포 시스템을 가능하게 하는데 이는 노드가 주어진 시간에서 최선의 링크를 갖는 모든 접속 지점을 릿슨(listen)할 수 있는 것을 보장하는 것을 돕는다. 노드는 부분적으로 다운로드 된 SDU를 반복할 필요가 없는데 왜냐하면 활성 접속 지점에 대한 링크를 사용할 수 없기 때문이다.

일부 경우에 있어서, 게이트웨이(2302)는 사전결정된 신뢰도 수준을 얻기 위하여 소스 신호의 충분한 순방향 오류 정정 데이터를 전송할 수 있으며 그 후 추가 전송을 중지한다. FEC 시스템에서, 소스 신호가 순방향 오류 정정 데이터를 함유하는 인코딩된 신호로 인코딩된다. 특정 잡음 조건에서의 신뢰도는 사전결정된 수의 PDU를 송신하여 인코딩된 신호의 일부를 전송함으로써 달성될 수 있으며 여기서 각각의 PDU는 인코딩된 신호의 유닛을 함유한다. 사전결정된 신뢰도 수준에서, 노드(2308)를 포함하여 각각의 노드가 각각의 노드에 의해 수신되는 인코딩된 신호로부터 소스 신호를 성공적으로 디코딩하는 사전결정된 가능성이 존재한다. 전체 전력 예산은 특정 잡음 조건의 함수이며 이하에서 더욱 설명된다. 사전결정된 수의 PDU는 요구되는 소정의 신뢰도 수준 및 전체 전력 예산의 함수이다. 사전결정된 수의 PDU는 시스템 수준에서 또는 특정 시스템의 측정 동안 경험적으로 결정될 수 있다. 게이트웨이(2302)는 사전결정된 수의 PDU를 접속 지점(2304 및 2306)으로 전송하고 이는 상기 사전결정된 수의 PDU를 노드(2308)를 포함하는 노드에 전송한다. 일단 게이트웨이(2302)가 소정의 신뢰도 수준을 얻기 위하여 충분한 순방향 오류 정정 데이터를 전송하였으면, 게이트웨이(2302)는 추가 인코딩된 신호의 전송을 방지할 수 있다. 게이트웨이(2302)는 노드(2308)를 포함하여 어떤 노드가 상기 인코딩된 신호를 성공적으로 디코딩하지 않았는가를 결정할 수 있다. 게이트웨이(2302)는 소스 신호를 완전하게 전송하기 위하여 이들 노드에 더 많은 데이터를 전송할 수 있다. 게이트웨이(2302)는 예컨대 어느 노드가 모든 PDU를 수신하는 것을 실패하였는지와 같은 시스템 인자에 기초하여 추가 데이터를 브로드캐스트 또는 유니캐스트(unicast)할 것인지를 결정할 수 있다.

노드(2308)는 또한 게이트웨이(2302)와 통신하기 위하여 유사한 시스템을 사용할 수 있다. 노드(2308)는 순방향 오류 정정 기법을 사용하여 소스 신호로부터 인코딩된 신호를 생성할 수 있다. 노드(2308)는 인코딩된 신호를 사전결정된 수의 PDU로 분류하고 여기서 각각의 PDU는 인코딩된 신호의 유닛을 함유한다. 노드(2308)는 상기 유닛을 접속 지점, 예를 들어, 접속 지점(2304) 또는 접속 지점(2306)으로 전송하며, 이들은 상기 유닛을 게이트웨이(2302)로 재전송한다. 노드(2308)는 전술한 바와 같은 방식으로 소정의 신뢰도 수준에 도달하기 위한 충분한 상기 유닛을 전송한다. 노드(2308)는 접속 지점, 즉 접속 지점(2304 또는 2308)을 이하에서 설명하는 프로세스를 통하여 선택한다. 노드(2308)가 소정의 신뢰도 수준에 도달하기 위한 충분한 상기 유닛을 전송한 이후, 게이트웨이(2302)가 상기 인코딩된 신호를 성공적으로 디코딩하지 않았다는 것을 노드(2308)가 결정하는 경우 노드(2308)는 더 많은 유닛을 전송할 수 있다. 예컨대 제시된 것과 같은 전송 방식에 의해, 노드(2308)는 인코딩된 신호의 전송 동안 임의 시간에서 새로운 접속 지점을 자유롭게 선택한다. 노드(2308)는 신호 전파 특성을 변화시키는 것에 적용될 수 있고 게이트웨이(2302)와의 전송을 완결할 수 있다.

송신기는 데이터 패킷을 확산 스펙트럼 시스템 내에서 많은 수신기로 브로드캐스트 할 수 있다. 예를 들어, 접속 지점 또는 게이트웨이는 브로드캐스트 채널 상의 코드 로드를 분포시키며, 이는 모든 수신기에 대하여 동일하여야 한다. 그렇지만, 수신기는 각각 수신기에서의 개별 신호 조건에 따라 상이한 오류를 경험할 수도 있다. 활용가능한 대역폭을 가능한 한 효율적으로 사용하기 위하여, 송신기는 개별 수신기에 의해 요청 받을 때 FEC 인코딩된 신호의 더 많은 바이트를 송신할 수 있다. 그 대신에, 송신기는 각각의 수신기가 데이터 패킷이 완료되었음을 보고할 때까지 FEC 인코딩된 신호를 계속하여 송신하도록 설정될 수도 있다.

도 24는 송신기가 데이터 패킷을 확산 스펙트럼 시스템 내에서 많은 수신기로 브로드캐스트 하도록 하는 작업을 나타내는 흐름도(2400)이다. 추가적인, 더 적은, 또는 상이한 작업이 구체 예에 따라 수행될 수 있다. 작업의 정확한 순서는 특정 응용분야에 적용하기 위해 조절될 수 있다. 작업(2402)에서, 소스 신호가 순방향 오류 정정 기법을 사용하여 인코딩된 신호로 인코딩된다. 리드 솔로몬(Reed Solomon) 인코딩 기법은 순방향 오류 정정 기법의 한 예이며, 또 다른 기법이 가능하다. 예를 들어, 해밍(hamming), 골레이(Golay), 다차원 패리티 코드, 또는 해당 분야의 통상의 기술자에게 공지된 또 다른 코드가 순방향 오류 정정 기법으로서 사용될 수 있다. 작업(2404)에서, 인코딩된 신호는 복수의 유닛으로 분류된다. 작업(2406)에서, 복수의 유닛 중 하나의 유닛이 확산 코드(spreading code)를 사용하여 확산된다. 상기 유닛은 확산 인자로 확산된다. 작업(2408)에서, 확산된 상기 유닛은 다중 수신기로 전송된다. 작업(2410)에서, 송신기가 사전결정된 수의 유닛이 전송되었는지 여부를 시험하며, 그렇지 않은 경우, 송신기는 더 많은 유닛을 전송하기 위해 루프 백(loop back)한다. 리드 솔로몬(Reed Solomon) 시스템에서 상기 사전결정된 수는 K만큼 적을 수 있으며, 이는 소스 신호를 디코딩하기 위하여 필요한 최소한의 유닛 수이다. 그렇지만, 시스템은 오류 패킷이 예상되는 경우 더 큰 사전결정된 수를 갖도록 설계될 수 있다. 예를 들어, 잡음 스펙트럼상에서의 전송에 대하여, 여기서 K는 71이며 N은 255인데, 상기 사전결정된 수는 모든 수신기가 완전한 패킷을 재조합하는데 필요한 최소한의 수보다 더 큰 유닛을 갖는 것을 보장하기 위해 90이 되도록 선택될 수 있다. 일반적으로, 송신기는 최악-상황의 링크(worst-case link)를 서비스하기 위하여 패킷의 워드-케이스(word-case) 수를 전송한다. 이러한 기본적인 메커니즘은 수신기로부터의 피드백을 통하여 정정될 수 있다.

접속 지점과 노드는 접속 지점과 노드 사이의 구성 차이 때문에 외부 소스로부터의 서로 다른 간섭을 직면할 수 있다. 이러한 비대칭 간섭은 접속 지점으로부터 노드까지의 통신을 완성하는데 사용될 수 있는 최소 전력이 노드로부터 접속 지점까지의 통신을 완성하는데 사용될 수 있는 최소 전력과 다를 수 있음을 의미한다. 예를 들어, 접속 지점은 일반적으로 예컨대 언덕 상단에서와 같이, 많은 송신기의 시선을 갖도록 위치된다. 접속 지점을 볼 수 있는 노드에 부가하여 간섭 송신기가 존재한다. 그렇지만, 노드는 간섭 송신기를 보지 않을 수 있으며 여전히 심지어 간섭이 존재하는 경우에도 접속 지점이 노드의 신호를 수신하도록 전송하여야 한다. 이는 특히 ISM(Industrial, Scientific and Medical) 대역에서 브로드캐스트 및 송신하는 장비에 대하여도 해당된다.

도 25는 상향링크 데이터 전송(2506) 및 하향링크 데이터 전송(2508)을 포함하는, 접속 지점(2502)과 노드(2504) 사이의 통신을 도시하는 다이어그램이다. 상향링크 데이터 전송(2506)은 측정된 접속 지점 간섭 신호(AP_ INTERFERENCE)를 노드(2504)로 브로드캐스트 채널을 통하여 전송하는 접속 지점(2502)에서 시작한다. 노드(2504)는 AP_INTERFERENCE에 의해 정규화된 측정된 수신 신호 강도 지시자에 기초하여 전송 전력 및 확산 인자를 갖는 상향링크 데이터 전송(2506)을 전송한다. 하향링크 데이터 전송(2508)은 노드(2504)에 의해 되돌아온 정보에 의해 조절된다. 접속 지점(2502)은 AP_INTERFERENCE를 노드(2504)에 브로드캐스트 채널을 통하여 전송한다. 노드(2504)는 측정된 노드 간섭 신호(NODE_INTERFERENCE)를 AP_INTERFERENCE에 의해 정규화된 측정된 수신 신호 강도 지시자(RSSI)에 기초하여 전송 전력 및 확산 인자를 갖는 접속 지점(2502)에 전송한다. 접속 지점(2502)은 노드 전송 전력 및 확산 인자, 접속 지점 및 노드 전력 델타(예를 들어, 7 dB), 및 AP_INTERFERENCE - NODE_INTERFERENCE에 기초하여 이하에서 설명되듯이 결정된 확산 인자를 갖는 하향링크 데이터 전송(2508)을 전송한다. 이들 작업의 상세사항은 이하에서 고려된다.

도 26은 접속 지점(2602), 접속 지점에서 수신과 간섭하는 간섭 신호(2604), 및 노드(2606)를 갖는 단순화된 시스템(2600)을 도시하는 다이어그램이다. 접속 지점(2602)은 간섭 신호(2604)(AP_INTERFERENCE)로 인한 신호 감쇠를 측정할 수 있다. 접속 지점(2602)은 AP_INTERFERENCE를 노드(2606)를 포함하여 모든 리스닝 노드(listening node)에 브로드캐스트 할 수 있다. 노드(2606)를 포함하여 모든 노드는 그 후 전송 확산 인자를 증가시키거나 또는 전송 전력을 직접 증가시킴으로써 신호 감쇠를 극복하기 위해 더 많은 전력으로 정송할 수 있다.

노드는 다중 접속 지점에 의해 보고된 AP_INTERFERENCE에 기초하여 통신하는 접속 지점이 어느 접속 지점인가를 선택할 수 있다. 노드는 주어진 접속 지점과의 통신을 완료하기 위한 특정 전력 예산을 가진다. 전력 예산은 접속 지점에 도달하기 위한 전력 및 또한 접속 지점에 의해 보고된 간섭을 극복하기 위한 전력 둘 모두의 함수이다. 접속 지점에 의해 측정된 간섭을 극복하는 임계 전력은 상향링크 전력 마진(power margin)이다. 접속 지점은 AP_INTERFERENCE를 노드에 전송함으로써 간섭을 극복하기 위한 전력을 보고한다. 노드는 요구된 상향링크 전력 마진을 포함하여 최저 전체 에너지 예산을 갖는 접속 지점을 선택한다. 노드가 최저 전체 전력 예산을 갖는 접속 지점과 통신할 때, 노드는 통신을 완료하기 위하여 더 작은 확산 인자 및/또는 더 작은 전송 전력을 사용할 수 있다. 더 작은 확산 인자가 사용될 수 있는데 왜냐하면 더 작은 확산 인자는 노드에 의해 전송되는 에너지를 낮추기 때문이다. 더 작은 확산 인자는 증가된 에너지 절약과 관련되는데 왜냐하면 노드가 더 짧은 시간 동안 전송하기 때문이다.

전술한 바와 같이, 노드는 데이터를 AP_INTERFERENCE에 의해 정규화된 측정된 수신 신호 강도 지시자(RSSI)에 기초하여 전송 전력 및 확산 인자를 갖는 접속 지점에 전송한다. 그렇지만, 간섭 재밍 신호(jamming signal)의 존재에서 RSSI를 측정하는데 어려움이 야기되는데 왜냐하면 단순 전력 측정이 재밍 신호를 포함할 것이기 때문이다. 이러한 문제점이 도 27을 참조하여 제시된다. 도 27은 접속 지점(2702), 간섭 신호(2704) 및 노드(2706)를 갖는 단순화된 시스템(2700)을 도시하는 다이어그램이다. 접속 지점(2702) 및 간섭 신호(2704)로부터 수신된 전력은 통상 노드(2706)에서의 전력 측정과 조합한다. 그렇지만, 조합된 전력 측정은 노드(2706)에 의한 접속 지점(2702)으로의 전송의 전력 제어와 간섭한다. 접속 지점으로부터 수신된 신호 전력을 결정하는 방법을 이하에서 설명한다.

동일-채널(co-channel) 또는 인접-채널(adjacent-channel)이며 접속 지점으로부터의 전송과 간섭하는 시간-가변 재머(time-varying jammer)가 존재하는 경우에도, 노드는 접속 지점으로부터 수신된 신호 전력을 측정할 수 있다. 도 28은 신호 전력을 측정하기 위한 성분을 도시하는 블록도이다. 블록(2802)에서, 노드는 수신된 신호 및 골드 코드와 같은 알려진 시퀀스로부터 상관 메트릭(correlation metric, CM)을 결정하며, 이하에서 더욱 설명한다. 블록(2804)에서, 노드는 주파수 상의 전체 전력의 샘플로부터 고에너지 메트릭(high energy metric, HEM)을 결정하며, 이하에서 더욱 설명한다. 블록(2806)에서, 신호 전력은 상관 메트릭 x 고에너지 메트릭으로서 결정될 수 있다.

노드는 신호 수신 동안 상관 메트릭을 결정한다. 먼저, 수학적으로 선형 기간에서,

이다. S_LIN은 신호 전력이며 P_TOT_LIN은 전체 전력이며, 둘 모두 선형 영역 내에 있다. 노드는 아프리오리(apriori) 알려진 전송된 시퀀스에 대한 수신된 디지털 시퀀스 및 심벌 기간 동안의 합을 상관시키고, 이에 따라 역확산 심벌을 생성한다. 노드는 또한 비간섭적으로(noncoherently) 이들 역확산 심벌의 수를 함께 평균하여 결과를 생성한다. 한 예에서, 이들 역확산 심벌의 16개가 함께 평균화된다. 결과는 수학적으로 상관 메트릭과 관계되며, 결과는 경험적으로 정확한 상관 메트릭에 맵핑될 수 있다.

노드는 또한 신호 수신 동안 고에너지 메트릭을 결정한다. 노드는 규칙적으로 이격된 간격에서 역확산 프로세스 이전에 전체 전력의 샘플을 측정한다. 이러한 프로세스는 샘플링된 측정치의 과정 전반에서 출입하는 짝수 펄스 잡음 소스(even pulsed noise source)를 포획한다. 노드는 또한 고에너지 메트릭(HEM)을 계산한다.

. 여기서 P_i는 시간 기간 동안 샘플링된 각각의 샘플링된 전력 측정치이다. 전력이 측정된 시간 기간은 상관 메트릭을 계산하는데 사용된 수신된 디지털 시퀀스가 도달하는 시간 기간과 중첩된다. 신호 전력은 전술한 상관관계에 따라 계산될 수 있으며, S = CM * HEM이다. 로그 영역에서, S_ dB = HEM_dB + CM_dB이다.

노드는 전술한 바와 같이 간섭 재머의 신호 전력을 결정함으로써 노드 간섭 신호(NODE_INTEFERENCE)를 결정할 수 있다. 노드는 NODE_INTERFERENCE를 접속 지점에 전송할 수 있다. 접속 지점은 그 후 NODE_INTERFERENCE에 부분적으로 기초하여, 유니캐스트 전송을 포함하여 전송에 대한 전체 에너지를 선택할 수 있으며, 본 명세서에서 더욱 설명된다. NODE_INTERFERENCE는 간섭 재머(interfering jammer)의 신호 전력을 극복하기 위하여 요구되는 전력의 양에 대응하며, 여전히 허용가능한 성능을 유지한다. NODE_INTERFERENCE는 유효 잡음(N_EFF) - 간섭 없는 바탕 잡음(N_NO_INTERFERENCE)으로서 로그 범주에서 계산될 수 있다. NODE_INTERFERENCE = N_EFF - N_NO_INTERFERENCE. N_EFF는 신호 전력(앞서 결정됨) - 유효 신호-대-잡음비 이다. 유효 신호-대-잡음비는 측정을 통한 다중 역확산 출력의 비간섭적 부가의 출력으로부터 결정될 수 있다. N_NO_INTERFERENCE는 노드의 측정 동안 결정될 수 있으며 노드로 프로그램화될 수 있다. 채널 변화는 NODE_INTERFERENCE를 프레임 바이 프레임 기초 상에서 요동치게 만든다. 따라서, 노드는 다중 판독으로부터 NODE_INTERFERENCE를 평균화한다. 노드는 또한 평균화된 NODE_INTERFERENCE 내로 채널 페이딩(channel fading)에 대한 전력 마진, 측정 값의 부정확성, 및 전송 전력 제어의 부정확성을 포함시킬 수 있다. 이러한 추가된 마진은 경험적으로, 예를 들어 특정 환경에서의 현장 시험을 통하여 결정될 수 있다.

일반적으로, 접속 지점은 특정 확산 인자를 갖도록 설정된 특정 전력에서 브로드캐스트 한다. 그렇지만, 접속 지점은 노드와의 연결을 방금 완성한 더 작은 확산 인자를 사용함으로써 하향링크 데이터 채널 대역폭을 보존할 수 있다. 접속 지점은 접속 지점 간섭 신호(AP_INTERFERENCE), 상향링크 확산 인자, 및 NODE_INTERFERENCE에 기초하여 하향링크 확산 인자를 선택한다. 접속 지점은 이하에서 설명되듯이 간섭을 극복하기 위하여 사용된 에너지로부터 부분적으로 AP_INTERFERENCE를 결정한다. 접속 지점은 신호 복조 동안 노드에 의해 선택된 상향링크 확산 인자를 결정한다. 접속 지점은 전술한 바와 같이 RSSI 측정의 결과로서 노드로부터 NODE_INTERFERENCE를 수신한다. 접속 지점은 특정 노드에 지향된 통신을 위한 선택된 하향링크 확산 인자를 사용한다.

접속 지점은 하향링크 확산 인자를 결정하기 위하여 알고리즘을 사용할 수 있다. 모든 계산은 다른 표시가 있는 것을 제외하고는 로그 범주(logarithmic scale)에서 수행된다. 도 29는 노드(2902)와 통신하는 접속 지점(2901)이 상향링크 확산 인자에 부분적으로 기초하여 하향링크 확산 인자를 결정하도록 하는 작업을 나타내는 블록도(2900)이다. 추가적인, 더 적은, 또는 상이한 작업이 구체 예에 따라 수행될 수 있다. 작업의 정확한 순서는 특정 응용분야에 적용하기 위해 조절될 수 있다. 블록도(2900)는 앞서 계산된 변수에 대한 변수의 의존성을 나타내며, 그렇지만 작업의 정확한 순서는 특정 응용분야에 적용하기 위해 조절될 수 있다. 작업(2903)에서, 접속 지점(2901) 간섭 신호(AP_INTERFERENCE)는 유효 잡음 - 바탕 잡음으로부터 측정되며, 이하에서 더욱 설명된다. AP_INTERFERENCE는 또한 간섭 신호를 극복하기 위하여 노드로부터의 전송에 의해 사용된 상향링크 전력 마진 계산의 성분이다. 작업(2904)에서, 노드 간섭 신호(NODE_INTERFERENCE) 및 상향링크 확산 인자는 특정 노드로부터 수신된 패킷으로부터 결정된다. 이러한 세 가지 값은 작업(2906)에서 델타 전력 마진을 계산하기 위해 사용되며, 이하에서 더욱 설명된다. 델타 전력 마진은 작업(2908)에서 전력 내 활용가능한 노드 하향링크 마진을 계산하기 위해 부분적으로 사용된다. 최종 하향링크 전력 마진은 작업(2910)에서 계산된다. 작업(2912)에서, 하향링크 확산 인자가 최종 하향링크 전력 마진으로부터 계산된다. 이러한 하향링크 확산 인자는 작업(2914)에서 데이터를 접속 지점으로부터 노드로 전송하기 위해 사용된다. 이러한 알고리즘은 이하에서 더욱 설명된다.

접속 지점은 다음 식으로부터 델타 전력 마진을 계산한다: DELTA_MARGIN = AP_INTERFERENCE - NODE_INTERFERENCE. AP_INTERFERENCE는 노드가 접속 지점에서의 온-주파수 간섭을 극복하기 위해 필요한 전력의 양이며, 이하에서 더욱 설명된다. NODE_INTERFERENCE는 노드에 의해 계산된 NODE_INTERFERENCE 계산의 평균이며 이하에서 더욱 설명된다. AP_INTERFERENCE와 유사하게, NODE_INTERFERENCE는 노드에서의 온-주파수 간섭을 극복하기 위해 접속 지점에 의해 전송된 전력의 양이다. 접속 지점에 의해 사용된 NODE_INTERFERENCE는 노드에 의해 접속 지점으로 전송된다.

AP_INTERFERENCE는 유효 잡음(N_EFF)의 접속 지점 계산의 결과로서 유도된다. 로그 범주에서, AP_INTERFERENCE는 유효 잡음(N_EFF) - 간섭 없는 바탕 잡음(N_NO_INTERFERENCE)이다. AP_INTERFERENCE = N_EFF - N_NO_INTERFERENCE. 접속 지점에서 N_EFF 계산은 노드에서 사용된 계산보다 다소 더 어렵다. 접속 지점에서, N_EFF는 노드로부터의 전송이 수신되지 않는 기간 동안 측정될 수 있다. 전송이 수신되지 않기 때문에, 각 샘플(N_i)에서의 전력 측정은 샘플링 기간 동안 잡음의 순간 평균이다. 그 대신에, N_EFF는 많은 노들가 전송하는 동안 측정될 수 있다. 이러한 대안적인 접근법은 자체-간섭으로 인하여 잡음 플로어(noise floor)의 증가를 포획한다. N_EFF는 다음과 같이 계산된다:

N_NO_INTERFERENCE는 접속 지점의 측정 동안 결정될 수 있으며 접속 지점으로 프로그램화될 수 있다. 채널 변화는 AP_INTERFERENCE를 프레임 바이 프레임 기초 상에서 요동치게 만든다. 따라서, 접속 지점은 다중 판독으로부터 AP_INTERFERENCE를 평균화한다. 접속 지점은 또한 평균화된 AP_INTERFERENCE 내로 채널 페이딩(channel fading)에 대한 마진, 측정 값의 부정확성, 및 전송 전력 제어의 부정확성을 포함시킬 수 있다. 이러한 추가된 마진은 경험적으로, 예를 들어 특정 환경에서의 현장 시험을 통하여 결정될 수 있다.

접속 지점은 또한 델타 전력 측정(DELTA_POWER)을 계산한다. DELTA_POWER = AP_TX_POWER - MAX_NODE_TX_POWER - DATA_CHAN_CONSTANT. 접속 지점은 AP_TX_POWER 전력에서 전송한다. AP_TX_POWER는 전체 시스템 전반에서 일정할 수 있다. AP_TX_POWER에 대한 하나의 가능한 값은 29.5 dBm이며, 서로 다른 시스템이 서로 다른 전송 전력으로 설정될 수 있기 때문에 또 다른 값이 가능하다. MAX_NODE_TX_POWER는 시스템 내 임의 특정 노드가 전송할 수 있는 최대값이다. MAX_NODE_TX_POWER는 측정 과정에서 경험적으로 결정될 수 있다. 하나의 통상적인 구성에서, 이는 21 dBm이다. 또 다른 값이 특정 측정에 의존하며 25 dBm 또는 15 dBm일 수 있다. DATA_CHAN_CONSTANT는 접속 지점 송신기의 특정 구성을 설명하기 위해 도입된 상수이다. 한 구성에서, 접속 지점은 데이터 채널을 전체 전송 전력의 절반에서 전송하는데 왜냐하면 데이터 채널이 2개 채널 변조기의 하나의 채널 상에서 전송되기 때문이다. 따라서, 로그 범주에서, DATA_CHAN_CONSTANT는 3 dB인에 왜냐하면 3 dB이 전송 전력의 분류를 설명하기 위해 AP_TX_POWER로부터 차감되어야 하기 때문이다.

접속 지점은 또한 UL_NODE_DELTA_SNR을 계산하는데 이는 노드로부터 수신된 신호-대-잡음비와 수신을 위한 최소 신호-대-잡음비 사이의 차이이다. UL_NODE_DELTA_SNR = NODE_SNR - MIN_DECODE_SNR. NODE_SNR은 노드에 의한 전송의 신호-대-잡음비의 판독이다. MIN_DECODE_SNR은 노드가 전송하는 특정 확산 인자에 대한 상향링크 상의 최소 신호-대-잡음비 이다. UL_NODE_DELTA_SNR은 노드가 최소 신호-대-잡음비를 초과하는 양에 대응한다.

접속 지점은 노드에 대한 활용가능한 하향링크 마진을 더욱 계산한다(AVAIL_NODE_DL_MARGIN). AVAIL_NODE_DL_MARGIN = DELTA_MARGIN + DELTA_POWER + UL_NODE_DELTA_SNR. AVAIL_NODE_DL_MARGIN은 상향링크 및 하향링크 둘 모두가 동일한 확산 인자를 사용한다는 가정 하에 하향링크 상에서 활용가능한 전체 전력 마진이다. 그렇지만, 서로 다른 확산 인자를 사용하는 것이 유리한데 왜냐하면 더 작은 확산 인자가 전체 하향링크 대역폭을 덜 사용하고, 노드가 수신하는데 전력이 덜 들고, 더 빨리 전송될 수 있기 때문이다.

AVAIL_NODE_DL_MARGIN으로부터, 접속 지점은 최종 하향링크 마진(FINAL_DL_MARGIN) 및 하향링크 확산 인자를 계산할 수 있다. FINAL_DL_MARGIN은 노드에 의한 수신을 위한 최소 신호-대-잡음비 이상으로 접속 지점이 노드로 전송하는 추정된 전력 차이이다. 접속 지점은 상향링크 확산 인자(UL_SF)와 하향링크 확산 인자(DL_SF) 사이의 확산 인자 델타(SF_DELTA)를 계산한다. SF_DELTA = log2(UL_SF) - log2(DL_SF). 예컨대, UL_SF가 8192이고 DL_SF가 2048이면, SF_DELTA는 2이다. FINAL_DL_MARGIN이 계산될 수 있다. FINAL_DL_MARGIN = AVAIL_NODE_DL_MARGIN - 3*SF_DELTA. SF_DELTA 변수에 대한 인자 3의 곱셈기가 도입되는데 왜냐하면 확산 인자가 2만큼 감소된 모든 전력은 노드에서 수신된 신호 전력보다 3 dB 적은 것에 대응한다. 목표는 FINAL_DL_MARGIN이 양수가 되는 것이며, 그렇지만 가능한 한 작게 되는 것이다. 음수의 FINAL_DL_MARGIN은 수신을 위한 최소 신호-대-잡음비를 얻기 위한 충분한 에너지보다 작은 에너지를 갖는 패킷을 송신하는 것에 대응한다. 따라서, SF_DELTA = 플로어(AVAIL_NODE_DL_MARGIN / 3). 하향링크 확산 인자가 이제 계산될 수 있다. DL_SF = 2^{^}( log2(UL_SF) - 플로어( AVAIL_NODE_DL_MARGIN / 3 ) ). 알고리즘은 접속 지점이 전술한 DL_SF에 대한 상호관계를 만족시킴으로써 데이터 채널 상의 노드에 도달하기 위한 전력의 최소량 및 가장 짧은 전송 시간을 갖는 확산 인자를 선택하게 한다.

노드는 다중 접속 지점으로부터 수신된 전력을 동시에 측정할 수 있다. 도 30은 접속 지점(3002 및 3004)을 갖는 시스템(3000)을 도시하는 다이어그램이며, 상기 접속 지점은 외부 시간 소스(3006)에 의해 동기화되고 노드(3008)와 통신한다. 접속 지점(3002) 및 접속 지점(3004)은 상이한 브로드캐스트 채널 확산 코드, 예컨대 골드 코드로 전송한다. 노드(3008)는 노드(3008)의 역확산기의 다중 통과를 통하여 인입 데이터(incoming data)의 하나의 세트를 프로세싱함으로써 주파수 상에서 전송하는 접속 지점(3002 및 3004)으로부터 수신된 전력을 측정한다. 노드(3008)는 가능한 골드 코드의 세트로부터 선택된 골드 코드를 이용하여 인입 데이터를 역확산시킬 수 있다.

도 31은 노드가 가능한 접속 지점의 목록으로부터 통신을 위하여 접속 지점을 선택하도록 하는 작업을 나타내는 흐름도(3100)이다. 추가적인, 더 적은, 또는 상이한 작업이 구체 예에 따라 수행될 수 있다. 작업의 정확한 순서는 특정 응용분야에 적용하기 위해 조절될 수 있다. 일반적으로, 역확산 프로세스는 골드 코드에 의해 주파수 상에서 전송될 수 있는 가능한 접속 지점의 목록으로부터 특정 접속 지점에 대한 신호-대-잡음비를 생성한다. 접속 지점으로부터의 확산 신호가 수신되고 프레임 버퍼에 놓인다. 작업(1302)에서, 확산 신호는 확산 코드, 예컨대 골드 코드에 의해 역확산되어, 데이터의 프레임을 생성한다. 작업(3104)에서, 전체 전력 측정이 수행된다. 전체 전력 측정은 확산 신호가 접속 지점으로부터 수신되는 시간 기간 동안 측정된다. 노드는 작업(3106)에서와 같이, 여기서 설명되는 바와 같이 절대 신호 전력 측정치를 결정하기 위하여, 또는 신호 강도 지시자(RSSI)를 수신하기 위하여 각각의 신호-대-잡음비 및 전체 전력 측정을 사용할 수 있다. 작업(3108)에서, 노드는 접속 지점 간섭 신호(AP_INTERFERENCE)를 각각의 접속 지점으로부터 수신한다. AP_INTERFERENCE는 전술한 바와 같이 노드가 접속 지점에서의 온-주파수 간섭을 극복하기 위해 필요한 전력의 양에 대응한다. 각각의 접속 지점은 접속 지점이 전술한 바와 같이 결정할 수 있는 AP_INTERFERENCE를 브로드캐스트 할 수 있다. 작업(3110)에서, 노드는 각각의 접속 지점에 대한 RSSI - AP_INTERFERENCE의 값을 계산한다. 이러한 값은 적어도 통신을 위한 노드로부터의 전송 전력의 양을 사용하는 접속 지점에 대하여 최대화된다. 작업(3112)에서, 노드는 가능한 접속 지점의 목록 상의 모든 접속 지점이 측정되었는지 여부를 결정하기 위해 시험한다. 시험될 접속 지점이 남아있는 경우, 노드는 작업(3102 및 3104)에서 계속 시험한다. 그 대신에, 접속 지점이 RSSI - AP_INTERFERENCE의 특정 임계 값을 만족하는 경우 노드는 가능한 접속 지점의 목록 상의 접속 지점을 시험하는 것을 중지할 수 있다. 예를 들어, 노드는 100 dBm의 RSSI - AP_INTERFERENCE를 발견한 경우 시험을 중지할 수 있다. 작업(3114)에서, 노드는 RSSI - AP_INTERFERENCE의 가장 큰 값을 갖는 접속 지점을 찾음으로써 어느 접속 지점과 통신할 것인지 여부를 결정한다.

노드는 다중 접속 지점에 의해 동시에 브로드캐스트된 신호를 수신할 수 있는데 왜냐하면 접속 지점이 함께 동기화되기 때문이다. GPS와 같은 외부 시간 소스에 의해 동기화된 접속 지점에 의해, 접속 지점 사이의 칩 타이밍의 변화가 수신 경로의 차이로 인하여 존재할 것이다. 이러한 변화는 일반적으로 노드에 의한 수신을 방지할 만큼 충분히 크지 않다. 그렇지만, 이러한 차이는 동기화된 타이밍으로부터 다중 칩 오프셋에서 인입 데이터를 역확산함으로써 보상될 수 있다.

더 큰 시스템에서, 다중 접속 지점이 노드와 통신할 수 있다. 접속 지점은 외부 시간 소스에 의해 동기화될 수 있다. 하나의 가능한 외부 시간 소스는 GPS(global positioning satellite receiver)이다. 동기화된 타이밍은 예컨대, 노드에 의한 포착(acquisition)을 더 빨리 생성하고, 핸드오프 프로세스를 개선하고, 노드 상의 전력 소비를 최소화함으로써 시스템의 특성을 개선할 수 있다. 포착 시간(acquisition time) 및 전력 소비가 개선되는데 왜냐하면 이전에 타이밍을 획득한 노드가 후속 전송에서 타이밍을 재획득하도록 강요되지 않기 때문이다. 핸드오프 프로세스(handoff process)가 개선되는데 왜냐하면 두 접속 지점(접속 지점 및 새로운 접속 지점)이 서로 동기화되는 한 노드가 새로운 접속 지점과 일정 정도에서 이미 동기화되기 때문이다.

도 32는 접속 지점(3202), 간섭 신호(3204, 3206, 및 3208), 및 노드(3210)를 갖는 단순화된 시스템(3200)을 도시하는 다이어그램이다. 간섭 신호(3204, 3206, 및 3208)는 접속 지점(3202)이 사용할 수 있는 주파수 상에서 브로드캐스트 한다. 그렇지만, 주파수의 사용은 간섭 신호(3204, 3206, 및 3208)에 의한 온-주파수 간섭으로 인하여 접속 지점(3202)으로의 전송을 위하여 노드(3210)에 의해 사용되는 전력 예산을 증가시킨다. 그 대신에, 접속 지점(3202)은 통신을 위한 최선의 주파수를 찾기 위한 사이트 서베이(site survey)를 수행한다. 사이트 서베이에서, 시스템 내 접속 지점은 특정 주파수 상의 잡음 신호를 측정한다. 접속 지점은 또한 주파수 시퀀스를 통하여 각 주파수 상의 잡음 신호를 측정하는 것을 반복한다. 잡음 신호가 낮은 유리한 주파수가 발견되면, 접속 지점의 송신기 주파수는 상기 유리한 주파수가 되도록 선택된다. 접속 지점은, 선택된 특정 주파수에 부분적으로 기초하여 유도된 특정 확산 코드를 구체화하는 구성에 기초하여, 예컨대 골드 코드와 같은 브로드캐스트 채널 확산 코드를 설정한다. 접속 지점은 그 후 선택된 주파수에서 확산 코드를 갖는 신호 확산을 브로드캐스트 하고, 이는 노드가 획득 및 시스템에 등록하도록 한다.

자동 사이트 서베이가 네트워크 개발 동안 이상적인 주파수를 발견하기 위해 사용될 수 있다. 간섭 잡음 및 신호 전파 특성이 자동화된 시스템에서 측정될 수 있으며 이는 특정 사이트에서 통신을 위한 이상적인 주파수를 제공한다. 이러한 과정은 특정 주파수가 유리하지 않게 될 때 접속 지점에서 반복될 수 있다. 접속 지점은 상기 접속 지점과 통신하고 주파수 변화를 지시하는 모든 노드에게 메시지를 전달하기 위해 불리한 주파수로 되돌아갈 수 있다.

GPS 동기화는 노드가 네트워크 정지(네트워크 outage)를 인식 못하는 것을 가능하게 한다. 네트워크 부품이 재설정(reset)될 때, 일반적으로 타이밍이 상실된다. 네트워크 부품이 회복될 때, 노드는 네트워크 부품과 통신하기 위하여 타이밍을 재획득한다. 그렇지만, GPS 동기화에 의해, 네트워크 부품은 네트워크 부품이 재설정(reset)되기 이전에 가졌던 것과 동일한 타이밍을 재요청할 수 있다. 네트워크 부품의 타이밍을 추적하고 있었던 노드는 타이밍 재획득 과정을 수행하여야만 하는 것은 아니다. 노드가 타이밍을 재획득할 필요가 없는 경우, 노드는 네트워크 대역폭을 절약하고 전체적인 전력 소비를 감소시킨다.

노드는 핸드오버 프로세싱(handover processing) 및 검색의 과정을 통하여 어느 접속 지점과 통신할 것인가를 결정할 수 있다. 노드가 통신을 위한 최초 접속 지점을 선택할 때 그리고 노드가 접속 지점을 포기하고 다른 접속 지점에 참여하기로 결정할 때, 노드는 이러한 결정을 할 수 있다. 노드에는 구성 메모리 내의 로밍 목록으로 불리는 통신 파라미터의 목록이 제공될 수 있다. 로밍 목록 내 엔트리는 파라미터 세트이고 브로드캐스트 확산 코드, 예컨대 골드 코드, 중심 주파수 및 확산 인자를 포함할 수 있다. 대안적인 구체 예에서, 로밍 목록은 추가적인, 상이한 및/또는 더 적은 엔트리를 포함할 수 있다. 노드는 또한 시스템 선택 휴지 타이머(sleep timer)로 구성될 수 있다.

노드가 통신을 위한 알려진 시스템을 검색하는 것을 시작할 때, 노드는 로밍 목록 내 각각의 파라미터 세트를 스캔한다. 도 33은 노드가 로밍 목록 내 각각의 파라미터 세트를 검색하도록 하는 작업을 나타내는 흐름도(3300)이다. 추가적인, 더 적은, 또는 상이한 작업이 구체 예에 따라 수행될 수 있다. 작업의 정확한 순서는 특정 응용분야에 적용하기 위해 조절될 수 있다. 작업(3302)에서, 노드는 브로드캐스트 확산 코드, 예컨대 골드 코드, 중심 주파수 및 확산 인자를 포함하는 로밍 목록의 각각의 엔트리를 갖는 수신기를 설정한다. 작업(3304)에서, 노드는 각각의 파라미터 세트에 대한 수신 신호 강도 지시자 (RSSI) 메트릭을 측정한다. 시스템의 RSSI 메트릭은 하향링크 RSSI - AP_INTERFERENCE이다. 하향링크 RSSI는 여기서 더욱 설명된다. AP_INTERFERENCE는 후보 시스템의 브로드캐스트 채널의 성공적인 복조에 의해 획득되며 여기서 더욱 설명된다. 작업(3306)에서, 노드는 로밍 목록 상의 엔트리의 나머지에 대해 반복한다. 작업(3308)에서, 로밍 목록의 모든 엔트리가 스캔되고 그리고 측정되거나 또는 측정에 실패한 이후, 노드는 가장 큰 RSSI 메트릭을 갖는 시스템에 참여하려고 시도한다.

검색을 위한 대안적인 접근법이 또한 가능하다. 로밍 목록은 골드 코드 목록을 포함할 수 있으며 또 다른 파라미터는 활용가능한 주파수 공간 및 가능한 확산 인자를 검색함으로써 결정될 수 있다. 그 대신에, 로밍 목록은 알려진 시스템에 의해 전송될 수 있다. 그 대신에, 우선순위화된 검색(prioritized search)이 우선순위 목록 내 알려진 시스템을 스캔할 수 있다. 우선순위 목록은 예컨대 종전 최선의 알려진 RSSI 메트릭의 순서와 같은 특정 순서의 로밍 목록이다. 우선순위 목록 상의 임의 시스템이 이상적인 임계 RSSI 메트릭을 만족하는 경우, 노드는 나머지 시스템을 스캔하지 않고 즉시 시스템에 참여하려고 시도할 수 있다. 이상적인 임계 RSSI 메트릭을 만족하는 시스템이 발견되지 않는 경우, 노드는 차선의 RSSI 메트릭을 갖는 시스템에 참여하려고 시도할 수 있다.

노드는 재선택으로 불리는 과정에서 새로운 시스템을 선택할 수 있다. 재선택은 물리 계층에서 네트워크 동기화의 손실이 있는 경우, MAC 계층에서 고장이 있는 경우, 또는 현재 시스템이 시간 기간 동안 임계 값 미만으로의 측정된 RSSI 메트릭 강하를 갖는 경우 일어날 수 있다. 예를 들어, RSSI 메트릭은 5회 연속 프레임 동안 -132 dBm 미만으로 강하할 수 있으며 재선택이 일어날 수 있다. 재선택의 한 가지 방법은 우선순위 목록의 마지막에 있는 현재 시스템에 대하여 우선순위화된 검색을 수행하는 것이다. 우선순위화된 검색에서, 노드는 임계 값 이상의 측정된 RSSI 메트릭를 갖는 새로운 시스템이 발견될 때까지 노드는 우선순위 목록를 통하여 반복한다.

검색 과정은 이전 검색으로부터 주파수 추정 및 타이밍 추정을 추적함으로써 최적화될 수 있다. 주파수 추정 및 타이밍 추정은 브로드캐스트 채널의 성공적인 복조가 일어난 이후 기록된다. 로밍 목록의 후속 스캔이 더욱 신속하게 완료되도록 하기 위하여 이러한 추정을 물리 계층에 씨드(seed)할 수 있다. 주파수 추정은 특정 포착 실패(failure)에서 폐기될 수 있다. 예를 들어, 물리 계층이 2회의 연속 콜드 포착 시도에서 시스템을 획득하는 것을 실패하는 경우 주파수 추정은 폐기될 수 있다. 연속 콜드 포착 실패 횟수는 예컨대 깊은 휴지 기간으로부터 깨어난 이후 검색에 대한 방해(interruption)가 있는 경우 재설정(reset)될 수 있다. 유사하게, 타이밍 추정이 또한 폐기될 수 있다. 타이밍 추정은, 휴지 기간으로부터 깨어난 이후, 또는 다수의 연속 실패 검색 이후에, 공회전 상태로부터 네트워크 엔트리 동안 노드에 의해 폐기될 수 있다.

핸드오버는 노드가 통신하는 접속 지점을 떠나서 또 다른 통신을 위하여 또 다른 접속 지점에 참여하는 노드의 작용이다. 핸드오버는 접속 지점이 노드가 네트워크를 나가고 들어오도록 요청하고 상이한 접속 지점이 로밍 목록의 후속 검색 동안 선택되도록 할 때 일어난다. 핸드오버는 또한 앞서 나열한 바와 같은 재선택을 위한 이유 중 하나가 일어날 때 일어날 수 있다.

핸드오버 프로세싱 및 검색은 외부 루프 검색을 다중 골드 코드를 검색하는 포착 프로세스(acquisition process)에 부가함으로써 달성된다. 로밍 목록이 어느 골드 코드와 주파수 조합이 검색되는지 여부를 결정하기 위해 사용된다. 단일 주파수 검색으로부터의 데이터가 다중 골드 코드에서 한 번에 검색될 수 있다. 다중 검색은 프레임 버퍼 내에 데이터를 남겨두고 로밍 목록으로부터 상이한 골드 코드로 데이터를 역확산시켜 수행될 수 있다. 일단 타이밍이 시스템에 대하여 결정되면, 동일한 타이밍이 포착을 위하여 사용되는 시간을 잠재적으로 단축시키는 또 다른 주파수 상에서 검색된다.

노드는 로밍 목록 내 나열된 모든 골드 코드와 주파수 조합을 검색한다. 노드가 검색하면서, 노드는 어느 조합이 최선의 신호 전력 - AP_INTERFERENCE 값을 갖는지를 기록한다. 노드는 통신을 위하여 최선의 조합을 사용하지만 새로운 검색이 수행될 때 추후 사용을 위하여 신호를 생성한 또 다른 조합을 기억한다.

로밍 목록의 검색이 연합 시도(join attempt)를 산출하지 않는 경우, 노드는 다시 검색하려고 시도한다. 일정 횟수의 검색 이후, 예컨대 2, 3, 또는 4회 검색 이후, 노드는 시스템 선택 휴지 타이머의 기간을 위해 깊은 휴지기로 들어갈 수 있다. 깨어난 이후, 노드는 검색을 다시 시작할 수 있다. 그 대신에, 노드는 통신할 접속 지점에 대한 검색을 계속 할 수 있다.

핸드오버는 전술한 바와 같이 접속 지점에 대한 최초 참여 과정과 일반적으로 동일할 수 있다. 그렇지만, 상향링크 및 하향링크 통신은 핸드오버가 일어날 때 진행 중일 수 있다. 진행 중이었던 상향링크 통신은 중지되고 노드의 호스트에 대한 통지가 생성될 수 있다. 진행 중이었던 하향링크 통신은 새로운 접속 지점 상의 성공적인 참여 이후 중지될 수 있다.

노드는 다중 등록을 한 번 저장할 수 있다. 노드가 전송을 보내려고 깨어날 때, 노드는 노드가 종래에 통신하였던 임의 접속 지점에 등록하지 않음으로써 시간을 절약한다.

다중 접속 지점 설치에 있어서, 골드 코드 및 주파수 정보를 노드에 브로드캐스트하는 것이 바람직할 수 있다. 골드 코드 및 주파수 정보를 브로드캐스트하는 한 가지 방법은 모든 접속 지점이 사전정렬된 골드 코드와 주파수 조합에 하루 중 사전정렬된 시간에서 동조하도록 하는 것이다. 접속 지점은 그 후 업데이트된 정보를 브로드캐스트 한다. 접속 지점에 의한 통신은 단-방향성이며, 이에 따라 접속 지점에서의 임의 잡음은 노드에 의한 수신이 가능하더라도 매우 부적절하다.

원격 타이밍 장치, 예컨대 GPS가 정확한 타이밍을 노드에 제공하기 위해 사용될 수 있다. 도 34는 외부 시간 소스(3406)에 의해 동기화되고 노드(3408 및 3410)와 통신하는 접속 지점(3402 및 3404)을 갖는 시스템(3400)을 도시하는 다이어그램이다. 원격 장치는 시간을 노드에 전송한다. 예를 들어, 접속 지점(3402 및 3404)은 타이밍을 노드(3408 및 3410)에 시스템 프레임 넘버(SFN)를 통하여 제공할 수 있다. 노드(3408 및 3410)는 전송된 시간을 사용하여 내부 클락을 조절한다. 일반적으로, 서로 동기화된 노드에 의해, 시간 동기화된 데이터가 노드로부터 측정치의 수집에 의해 제공될 수 있다. 이는 예를 들어 잡음의 소스를 핀 포인트(pin point) 하기 위해 사용될 수 있는 음향 삼각법 데이터(acoustic triangulation data)를 제공하기 위해 사용될 수 있다.

온도 제어된 크리스탈 발진기(TCXO)의 장기간의 변화가 추적되고 설명될 수 있다. TCXO는 접속 지점에 의해 제공되는 예컨대 GPS 타이밍 신호와 같은 원격 타이밍 소스의 출력에 기초하여 조절될 수 있다. 이는 송신기 및 수신기에 의해 사용되는 주파수 특성을 개선하기 위하여 사용될 수 있다. 장치가 특정 온도 및 전압 설정에서 TCXO의 실제 성능을 측정할 수 있다. 이러한 값은 시간에 따른 변화를 추적하기 위하여 이력 데이터(historic data)와 비교될 수 있다. 후속하는 초기화 이벤트에서, 장치는 특정 결과를 생성하는 것으로 알려진 TCXO 파라미터를 회복할 수 있다. 예를 들어, 장치는 4볼트(V)의 제어 전압에서 45도씨가 되도록 TCXO를 측정할 수 있으며 출력 주파수는 원격 타이밍 소스에 대응할 수 있다. 재-초기화에서, 장치가 측정을 위하여 활용가능한 원격 타이밍 소스를 갖지 않을 때, 장치는 45도씨가 되도록 TCXO를 측정할 수 있으며 제어 전압을 4볼트로 설정할 수 있다. 시간 경과에 따라, 장치는 TCXO와 원격 타이밍 소스를 동기화시키는데 요구되는 제어 전압을 측정할 수 있는데 이는 4.01 V까지 증가하면 한편 TCXO는 45도씨이다. 장치는 TCXO가 45도씨일 때 4.01 볼트에서 시작하는 후속하는 초기화를 구체화하기 위해 구성 메모리를 조절할 수 있다.

도 35는 시스템이 2개의 시한 이벤트 사이의 상호관계를 결정하도록 하는 작업을 나타내는 흐름도(3500)이다. 추가적인, 더 적은, 또는 상이한 작업이 구체 예에 따라 수행될 수 있다. 작업의 정확한 순서는 특정 응용분야에 적용하기 위해 조절될 수 있다. 작업(3502)에서, 시스템은 제1 노드로부터 제1 값 및 제1 시간 스탬프를 수신한다. 제1 시간 스탬프는 원격 타이밍 소스로부터 제1 노드에 제공된 타이밍 신호에 기초한다. 작업(3504)에서, 시스템은 제2 노드로부터 제2 값 및 제2 시간 스탬프를 수신한다. 제2 시간 스탬프는 원격 타이밍 소스로부터 제2 노드에 제공된 시간 신호에 기초한다. 작업(3506)에서, 시스템은 제1 시간 스탬프 및 제2 시간 스탬프에 기초하여 제1 값과 제2 값 사이의 상호관계를 결정한다. 이러한 상호관계는 이러한 2개의 값 사이의 상대 시간을 결정하기 위해 사용될 수 있다. 2개의 값이 단일 이벤트에 대응하는 경우, 상호관계는 제1 값을 스탬핑하는 시간과 제2 값을 스탬핑하는 시간 사이의 시간 지연에 대응한다. 일부 시스템에서, 이러한 시간 지연은 제1 값 및 제2 값을 유발하는 이벤트로부터 제1 노드 및 제2 노드가 떨어져 있는 거리의 차이에 대응할 수 있다. 이러한 시스템은 이벤트가 발생하는 위치를 결정하기 위한 삼각법 기법에 적용될 수 있다.

예를 들어, 2개의 노드는 기체 파이프라인의 맞은편 끝단에 존재할 수 있다. 노드는 예컨대 누출과 같이, 기체 파이프라인 상에서 일어나는 이벤트로부터 생성된 소리를 등록할 수 있는 변환기를 가질 수 있다. 음파는 알려진 속도로 파이프라인의 길이를 따라 전파된다. 2개의 노드는 소리의 측정으로부터 시간 스탬프를 생성할 수 있다. 노드는 시간 스탬프를 원격 시스템에 전송할 수 있다. 음파가 전파되는 속도를 알기 때문에, 원격 시스템은 얼마나 멀리 떨어져 있는지 계산할 수 있고 파이프의 어느 방향에서 이벤트가 일어나는지 계산할 수 있다. 원격 시스템은, 파이프라인의 지도가 주어진 경우, 예컨대 누출과 같은 이벤트가 발생한 정확한 위치를 핀포인트 할 수 있다. 이러한 시스템의 한 가지 장점은 삼각법 기법을 수행하는데 사용되는 부품의 비용을 최소화할 수 있다는 것이다.

많은 골드 코드로 전송하는 확산 스펙트럼 시스템에 있어서, 골드 코드들은 일부 상호-상관 특성을 가진다. 상호-상관은 하나의 골드 코드가 또 다른 골드 코드에 관여할 때, 역확산 동안 일어난다. 상호-상관 특성은 신호의 거짓 수신(false reception)을 산출할 수 있다. 특히, 접속 지점은 모든 심벌에서 재설정하는 골드 코드를 사용하여 브로드캐스트 채널을 전송한다. 브로드캐스트 채널 골드 코드가 모든 심벌에서 반복하기 때문에, 이러한 효과는 프레임의 기간 동안 일정하게 유지할 것이다. 따라서, 접속 지점이 또 다른 접속 지점의 브로드캐스트 채널 골드 코드에 대해 상당한 상호 상관을 갖는 골드 코드를 사용하는 경우, 노드는 노드가 정기적으로 통신하는 것이 아닌 접속 지점을 아마도 디코딩할 수 있을 것이다.

이러한 프레임이 노드에 의해 사용되는 것을 방지하기 위하여, 송신기는 송신기의 식별자(identification)에 기초하는 값을 갖는 해시 함수(hash function), 예컨대 순환 중복 검사(CRC)를 초기화할 수 있다. CRC는 신호의 오류를 검출하도록 설계된 해시 함수이다. 송신기는 해당 분야의 통상의 기술자에게 공지된 방법을 통하여 신호로부터 계산된 CRC를 생성할 수 있다. 그렇지만, 송신기는 송신기의 식별자에 기초한 값으로 해시 함수를 초기화할 수 있다. 예를 들어, 선택된 해시 함수가 CRC인 경우, 송신기는 계산된 CRC 및 노드에 대하여 바운드된 데이터로 구성된 신호를 노드에 전송한다. 노드가 특정 송신기로부터 예상된 신호를 디코딩하는 경우, 노드는 인입 데이터의 프레임에서 CRC를 재계산 한다. 송신기와 유사하게, 노드는 그 CRC 계산을 송신기의 식별자에 기초하는 값으로 초기화한다. 노드는 수신된 CRC에 대하여 재계산된 CRC를 체크한다. 불일치가 있는 경우, CRC는 실패이며 프레임은 노드의 매체 접근 제어 계층으로 이동되지 않는다.

도 36은 신호가 특정 송신기에 의해 전송되었는지 여부를 시스템이 결정하도록 하는 작업을 나타내는 흐름도(3600)이다. 추가적인, 더 적은, 또는 상이한 작업이 구체 예에 따라 수행될 수 있다. 작업의 정확한 순서는 특정 응용분야에 적용하기 위해 조절될 수 있다. 작업(3602)에서, 시스템은 송신기로부터 데이터 및 CRC를 갖는 신호를 수신한다. 신호는 송신기에 대하여 특성화된 골드 코드로 확산된다. CRC는 송신기의 식별 코드로 인코딩 되었다. 작업(3604)에서, 시스템은 송신기의 식별 코드로 시험 값을 초기화하고 CRC를 시험 값으로 계산한다. 계산된 시험 값이 전송된 CRC와 일치하는 경우, CRC는 통과한다. 작업(3606)에서, 시스템은 CRC가 통과하지 않는 경우 신호를 폐기한다. 이러한 기법은 실제로 전송이 예상된 송신기로부터 유래하였는지 여부를 노드가 결정하도록 한다.

접속 지점은 유효 페이로드를 찾으면서 들어오는 수신된 신호를 계속하여 역확산하고 디코딩한다. 통상, CRC 계산은 디코딩된 데이터가 신호의 유효 페이로드로부터 기인하는지에 대한 신뢰할만한 지시를 제공한다. 그렇지만, 32 bit CRC 및 시간 기간 전반의 수억만의 가능한 디코드를 고려하면, 거짓 유효 CRC 메시지가 발생될 수도 있다. 접속 지점은 진실된 유효 CRC 메시지로부터 이러한 거짓 유효 CRC 메시지를 구별하는 방법을 필요로 한다.

진실된 유효 CRC 메시지로부터 거짓 유효 CRC 메시지를 구별하는 한 가지 기법은 수신 동안 신호의 비간섭 에너지 메트릭을 측정하는 것이다. 본 명세서에서 제시된 상관 메트릭과 유사하게, 비간섭 에너지 메트릭은 역확산 동안 발생된다. 노드는 아프리오리(apriori) 알려진 전송된 시퀀스에 대한 수신된 디지털 시퀀스 및 심벌 기간 동안의 합을 상관시키고, 이에 따라 역확산 심벌을 생성한다. 노드는 또한 비간섭적으로(noncoherently) 이들 역확산 심벌의 수를 함께 평균하여 비간섭 에너지 메트릭를 생성한다. 거짓 유효 CRC 메시지는 전술한 바와 같이 신호의 비간섭 에너지를 측정함으로써 검출될 수 있다. 유효 페이로드는 없으나 램덤하게 우수한 CRC를 갖는 신호는 그럼에도 불구하고 낮은 비간섭 에너지 메트릭을 가진다. 수신기는 비간섭 에너지 메트릭이 일정 임계 값 미만인 경우 통신을 쓰로우-아웃(throw out)할 수 있다.

도 37은 접속 지점이 신호가 노드에 의해 전송되었는지 여부를 결정하도록 하는 작업을 나타내는 흐름도(3700)이다. 추가적인, 더 적은, 또는 상이한 작업이 구체 예에 따라 수행될 수 있다. 작업의 정확한 순서는 특정 응용분야에 적용하기 위해 조절될 수 있다. 작업(3702)에서, 접속 지점은 데이터 부분 및 상기 데이터 부분에 대하여 인코딩된 CRC를 갖는 신호를 수신한다. CRC는 접속 지점에 의해 교정되도록 계산된다. 작업(3704)에서, 접속 지점은 신호의 역확산 동안 비간섭 에너지 메트릭을 측정한다. 작업(3706)에서, 접속 지점은 비간섭 에너지 메트릭이 임계 값 미만인 경우 신호를 폐기한다. 이러한 기법은 데이터 신호에 복잡성 또는 오버헤드를 부가하지 않으면서 유효하지 않은 데이터 신호를 검출한다.

접속 지점 전개를 위하여 합당한 다중 토폴로지가 존재한다. 토폴로지는 재사용 패턴과 다르다. 재사용 패턴은 주파수 및 확산 코드, 예컨대 골드 코드가 어떻게 사용되는가를 정의한다.

다중-주파수 네트워크에서, 재사용 패턴은 단지 주파수 선택에 기초한다. 각각의 접속 지점은 서로 다른 주파수를 사용한다. 멀티-주파수 네트워크는 노드가 접속 지점의 주파수에 동조되지 않을 때 노드가 접속 지점을 감도저하 시키지 않는다는 장점을 갖는다.

단일-주파수 / 다중 골드 코드 네트워크에서, 재사용 패턴은 단지 골드 코드 선택에 기초한다. 단일-주파수 / 다중 골드 코드 네트워크는 많은 조정안된(uncoordinated) 중첩 네트워크를 가능하게 하는 장점을 갖는다.

일반화된 다중-주파수 및 다중 골드 코드 네트워크에서, 재사용 패턴은 주파수 선택 및 골드 코드 선택 둘 모두에 기초한다. 일반화된 다중-주파수 및 다중 골드 코드 네트워크는 많은 조정안된(uncoordinated) 중첩 네트워크를 가능하게 하는 장점을 갖는다.

단일 주파수 / 단일 골드 코드 네트워크에서, 모든 접속 지점은 동일한 주파수 및 동일한 골드 코드를 사용하여 전송한다. 노드에서, 모든 접속 지점은 단일 접속 지점처럼 보인다. 접속 지점 사이의 핸드오버는 접속 지점이 동기화될 때 심리스(seamless)이다. 포착(acquisition)은 단순한데 왜냐하면 검색할 노드에 대한 단지 하나의 주파수 및 골드 코드가 존재하기 때문이다. 노드는 접속 지점으로부터 가장 강력한 신호를 갖는 RSSI를 수신하고 측정한다.

다중 주파수 / 다중 골드 코드 시스템 토폴로지에서, 하향링크 브로드캐스트 채널 골드 코드 및 주파수 할당은, 포착 동안 노드가 검색하는 다수의 골드 코드 및 주파수를 최소화하기 위해 시스템 전반에서 재사용된다. 서로 매우 근접한 접속 지점은 서로 다른 하향링크 브로드캐스트 채널 골드 코드 및 주파수를 사용한다. 서로 더욱 떨어진 접속 지점은 동일한 하향링크 브로드캐스트 채널 골드 코드 및 주파수를 사용할 수 있다. 인접한 접속 지점 및 먼 접속 지점에 의해 공유되는 골드 코드를 노드가 획득하는 경우, 노드는 인접한(더 강한 신호 수준) 접속 지점에 조준될 것이다. 예시적인 시스템이 골드 코드를 확산 코드로서 사용하지만, 또 다른 확산 코드가 가능하다.

도 38은 접속 지점(3802, 3804, 3806, 3808, 3810, 3812, 및 3814)을 갖는 다중 주파수 / 다중 골드 코드 시스템 토폴로지를 도시하는 다이어그램이다. 접속 지점(3802)은 인접하는 노드와 통신하기 위하여 특정 주파수 및 골드 코드를 사용할 수 있다. 접속 지점(3804, 3814, 및 3812)은 접속 지점(3802)과 동일한 주파수 및 골드 코드를 사용하지 않는다. 일부 재사용 패턴에서, 접속 지점(3806, 3808, 및 3810)은 접속 지점(3802)의 주파수 및 골드 코드를 자유롭게 재사용한다. 접속 지점이 특정 주파수 및 골드 코드를 재사용할 수 있는지 여부는 특정 재사용 프로토콜 및 신호 전파 특성에 의존한다.

접속 지점은 시스템 ID, 접속 지점 ID (AP ID), 재사용 코드(Reuse Code) 및 주파수에 의해 독특하게 식별된다. 접속 지점 ID는 메시지 내에서 브로드캐스트되고 노드에 의해 디코딩된다. 노드는 노드의 상향링크 골드 코드를 선택하기 위하여 표적 접속 지점의 접속 지점 ID를 사용한다.

상이한 시스템은 동일 주파수 상에서 브로드캐스팅하는 중첩 커버리지 영역에서 작동할 수 있다. 시스템-대-시스템 간섭을 방지하기 위하여, 독특한 시스템 ID가 주어진 시스템을 위한 골드 코드의 독특한 세트를 생성하기 위하여 사용될 수 있다.

도 39는 접속 지점이 송신기 및 수신기를 구성하도록 하는 작업을 나타내는 흐름도(3900)이다. 추가적인, 더 적은, 또는 상이한 작업이 구체 예에 따라 수행될 수 있다. 작업의 정확한 순서는 특정 응용분야에 적용하기 위해 조절될 수 있다. 작업(3902)에서, 접속 지점은 접속 지점의 위치에 기초하여 하향링크 브로드캐스트 채널 골드 코드를 선택한다. 작업(3904)에서, 접속 지점은 접속 지점 식별자에 기초하여 하향링크 데이터 채널 골드 코드를 선택한다. 접속 지점의 송신기는 하향링크 브로드캐스트 채널 골드 코드를 사용하여 전송을 브로드캐스트 하도록 구성된다. 접속 지점의 송신기는 또한 하향링크 데이터 채널 골드 코드를 사용하여 데이터를 노드로 전송하도록 더욱 구성된다. 작업(3906)에서, 접속 지점은 접속 지점 식별자에 기초하여 상향링크 골드 코드를 선택한다. 접속 지점의 수신기는 상향링크 콜드 코드에 의해 전송된 패킷을 수신하도록 구성된다.

일반적으로, 접속 지점은 전술한 바와 같이 브로드캐스트 채널 또는 데이터 채널보다 3 dB 더 높은 전력에서 프리앰블 신호를 전송한다. 그렇지만 프리앰블 신호는 수신 노드가 상이하게 작동하도록 하기 위해 규모가 정해질 수 있다. 프리앰블 신호가 감소되는 경우, 수신 노드는 전송 확산 인자를 증가시킬 수 있으며, 이에 따라 수신 노드가 접속 지점과 통신할 수 있는 가능성을 개선한다. 그 대신에, 수신 노드는 전술한 바와 같이 다른 접속 지점을 찾기 위한 새로운 검색을 수행할 수 있으며, 이에 따라 접속 지점이 관찰하는 주파수 상의 트래픽 혼잡(traffic congestion)을 감소시킨다.

도 40은 접속 지점이 동적 프리앰블 전송 전력을 설정하는 작업을 나타내는 흐름도(4000)이다. 작업(4002)에서, 접속 지점은 전술한 바와 같이 접속 지점 간섭 신호를 측정한다. 접속 지점 간섭 신호가 임계치 미만인 경우, 접속 지점은 작업(4004)으로 이동한다. 접속 지점 간섭 신호에서 측정되는 하나의 가능한 임계 값은 40 dBm 초과일 수 있다. 접속 지점 간섭 신호가 임계치 이상인 경우, 접속 지점은 작업(4006)으로 이동한다. 작업(4004)에서, 접속 지점은 트래픽 오버로드를 검출한다. 접속 지점은 상향링크 데이터 채널의 전체 이용을 측정하여 트래픽 오버로드를 검출할 수 있으며 전체 이용이 임계치 초과인 경우 접속 지점이 오버로드 되었음을 결정한다. 가능한 오버로드 임계치는 상향링크 트래픽을 위하여 사용되는 상향링크 데이터 채널의 80%일 수 있다. 접속 지점이 트래픽 오버로드를 검출하는 경우, 접속 지점은 작업(4006)으로 이동한다. 작업(4006)에서, 접속 지점은 프리앰블 신호를 전송하는 동안 전송 전력을 감소시킨다. 예를 들어, 접속 지점은 프리앰블 신호를 전송하는 동안 전송 전력을 10 dB만큼 감소시킬 수 있다.

접속 지점은 더 큰 상향링크 마진을 갖는 더 잡음 많은 환경에 적응할 수 있다. 예를 들어, 접속 지점은 상향링크 마진이 10 dB일 때 적응할 수 있다. 상향링크 마진이 임계치 초과일 때, 접속 지점은 프리앰블 전송 전력을 감소시켜 적응할 수 있다. 예를 들어, 단지 상향링크 마진이 10 dB 초과일 때 프리앰블 전송 전력이 감소될 수 있다. 임계치는 규칙적인 기간으로, 예를 들어 매일 밤 12시에 다이내믹하게 결정되고 조절될 수 있다.

전술한 방법은 확산 스펙트럼 통신 시스템에서 실행될 수 있다. 전술한 방법은 노드, 접속 지점 및 시스템 내에서 통신하는 임의 또 다른 장치를 포함하여, 시스템 내의 모든 장치에서 실행될 수 있으며, 제시된 실시예는 단지 시스템 내의 특정 장치를 구체화하는 것이다. 노드, 접속 지점 및 시스템 내에서 통신하는 임의 또 다른 장치를 비롯하여 시스템 내 각각의 장치는 프로세서, 수신기, 및 송신기를 포함할 수 있다. 프로세서는 일반적인 목적의 프로세서 또는 전술한 방법을 실행하기 위해 설계된 실행 특이성 로직 회로로 구성될 수 있다. 수신기는 랜덤 타이밍 오프셋을 포함할 수 있는 확산 스펙트럼 통신을 수신하도록 구성될 수 있다. 통신 중인 장치 상의 대응하는 송신기는 또한 랜덤 타이밍 오프셋을 포함할 수 있는 확산 스펙트럼 통신을 전송할 수 있다. 프로세서 또는 수신 장치 상의 또 다른 제어 로직은 따라서 수신을 개선하고 전송 방법 및 전력 제어를 개선하기 위해 본 명세서에서 개시된 작업을 수행할 수 있다. 프로세서는 컴퓨터 판독가능 매체 상에 저장된 소프트웨어 명령에 기초하여 관리될 수 있다.

대표적인 구체 예의 전술한 설명은 예시 및 설명의 목적을 위하여 제시되었다. 개시된 특정 형태로 본 발명을 제한하거나 한정하는 것으로 의도되지 않으며, 수정 및 변형이 전술한 시사점과 관련하여 가능하거나 또는 본 발명의 실시로부터 이루어질 수 있다. 구체 예는 본 발명의 원리를 설명하기 위해 선택되고 설명되며 또한 고려된 특정 용도에 적용되는 다양한 변형 및 다양한 구체 예에서 해당 분야의 통상의 기술자가 본 발명을 실시하도록 하기 위하여 선택되고 설명된다. 상향링크에서 사용된 프로세스는 상향링크에 한정되지 않고 하향링크에도 적용될 수 있다. 유사하게, 하향링크에서 사용된 프로세스는 하향링크에 한정되지 않고 또한 상향링크에도 적용될 수 있다. 또한, 하나 이상의 흐름도가 본 명세서에서 사용되었다. 흐름도의 용도는 작업이 수행되는 순서에 관하여 한정적으로 의도되지 않는다.

한편, 이하는 제시된 기법의 예시적인 실시예이다.

통신 시스템에서 미수신 정보를 보상하기 위한 예시적인 방법이 개시된다. 인코딩된 신호가 순방향 오류 정정 기법을 사용하여 소스 신호로부터 생성된다. 인코딩된 신호는 복수의 유닛으로 분류된다. 복수의 유닛 중 제1 유닛이 송신기에서 수신기로 제1 경로를 통하여 전송된다. 복수의 유닛 중 제2 유닛이 송신기에서 수신기로 제2 경로를 통하여 전송된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 제1 경로는 제1 유닛을 제1 노드로 전송하는 지시(designation)에 의해 게이트웨이로부터 접속 지점으로 전송하는 것을 포함한다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 게이트웨이는 제1 노드로부터의 메시지에 기초하여 접속 지점을 선택한다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 제1 노드로부터의 메시지는 슬롯 시작 시간 및 랜덤 타이밍 오프셋에 기초하는 시간에서 수신된다. 제1 노드로부터의 메시지는 제2 신호의 적어도 일부분이 제2 노드로부터 수신되는 동안 수신된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 제1 경로는 제1 유닛을 게이트웨이로 전송하는 지시에 의해 노드로부터 접속 지점을 전송하는 것을 포함한다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 노드는 접속 지점으로부터 수신된 하향링크 신호의 특성에 기초하여 접속 지점을 선택한다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 순방향 오류 정정 기법은 리드 솔로몬(Reed Solomon) 인코딩 기법을 포함한다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 하나 이상의 노드 중 어느 노드가 인코딩된 신호를 성공적으로 디코딩하지 않았는가가 결정된다. 하나 이상의 노드 중 인코딩된 신호를 디코딩하지 않은 노드로 복수의 유닛 중 제3 유닛이 전송된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 복수의 유닛 중 제1 유닛의 전송이 소정의 신뢰도 수준으로의 신호의 디코딩을 보장하는 경우, 복수의 유닛 중 제2 유닛의 전송은 방지된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 복수의 유닛 중 제1 유닛은 순환 중복 검사를 포함한다.

통신 시스템에서 미수신 정보를 보상하는 예시적인 방법이 개시된다. 인코딩된 신호가 순방향 오류 정정 기법을 사용하여 소스 신호로부터 송신기에서 생성된다. 인코딩된 신호는 복수의 유닛으로 분류된다. 복수의 유닛 중 제1 유닛이 확산된다. 복수의 유닛 중 제1 유닛이 제1 수신기 및 제2 수신기로 전송된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 전송되어야 하는 유닛의 사전결정된 수에 부분적으로 기초하여 복수의 유닛 중 제1 유닛이 전송되어야 하는지 여부가 결정된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 전송되어야 하는 유닛의 사전결정된 수는 소스 신호를 디코딩하기 위해 필요한 유닛의 최소한의 수이다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 순방향 오류 정정 기법은 복수의 정보 심벌(systematic symbol) 및 복수의 패리티 심벌을 사용한다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 복수의 유닛 중 제1 유닛이 전송되어야 하는지 여부가 제1 수신기로부터의 제1 수신된 확인응답 메시지 및 제2 수신기로부터의 제2 수신된 확인응답 메시지에 부분적으로 기초하여 결정된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 제1 수신된 확인응답 메시지는 슬롯 시작 시간 및 랜덤 타이밍 오프셋에 기초하는 시간에서 수신되며, 더욱이 제1 수신된 확인응답 메시지는 제2 신호의 적어도 일부분이 제2 노드로부터 수신되는 동안 수신된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 순방향 오류 정정 기법은 리드 솔로몬(Reed Solomon) 인코딩 기법을 포함한다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 소스 신호는 코드 로드의 성분이다.

통신 시스템에서 전송 전력을 결정하는 예시적인 방법이 개시된다. 송신기로부터 노드에서 수신된 제1 신호의 신호 전력이 결정된다. 접속 지점 간섭 신호가 송신기로부터 수신된다. 전송 전력은 접속 지점 간섭 신호에 부분적으로 기초하여 결정된다. 제2 신호가 노드로부터 전송 전력에서 전송된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 제1 신호가 간섭 신호와 함께 확산되고 수신된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 접속 지점 간섭 신호는 유효 잡음 측정 및 바탕 잡은 측정에 부분적으로 기초한다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 유효 잡음 측정은 전송이 수신되지 않는 동안 측정된 복수의 평균 전력 측정에 기초한다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 유효 잡음 측정은 전송이 수신되는 동안 측정된 복수의 평균 전력 측정 및 신호-대-잡음 비에 기초한다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 바탕 잡음 측정은 계측 동안 결정된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 접속 지점 간섭 신호는 채널 페이딩에 대한 마진에 부분적으로 기초한다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 전송 전력은 부분적으로 신호 전력으로부터 결정된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 제2 신호가 송신기로부터 노드에서 수신된 제1 신호 및 접속 지점 간섭 신호의 신호 전력에 부분적으로 기초하여 선택된 접속 지점으로 전송된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 제2 신호는 슬롯 시작 시간 및 랜덤 타이밍 오프셋에 기초하는 시간에서 전송되며, 더욱이 제2 신호는 제3 신호의 적어도 일부가 제2 노드로부터 전송될 때 전송되며 이에 따라 제2 신호 및 제3 신호 둘 모두가 수신된다.

통신 시스템에서 전력을 제어하는 예시적인 방법이 개시된다. 수신기에서 하향링크 신호가 알려진 시퀀스와 상관되어 상관 메트릭을 결정한다. 하향링크 신호의 전력 수준이 고에너지 메트릭을 결정하기 위해 샘플링된다. 상관 메트릭과 고에너지 메트릭을 곱하여 신호 전력을 결정한다. 상향링크 신호가 전송 전력으로 송신기에서 전송되며 여기서 전송 전력은 신호 전력에 부분적으로 기초한다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 상관 메트릭이 복수의 역확산 심벌의 평균을 계산하여 부분적으로 결정된다. 복수의 역확산 심벌의 각각의 역확산 심벌은 하향링크 신호와 알려진 시퀀스를 상관시켜 부분적으로 계산된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 알려진 시퀀스는 골드 코드이다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 전력 수순의 샘플인 제1 시간 기간이 하향링크 신호가 수신기에 도착하는 제2 시간 기간과 중첩한다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 하향링크 신호는 브로드캐스트 채널 상에서 수신된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 상향링크 신호는 슬롯 시작 시간 및 랜덤 타이밍 오프셋에 기초하는 시간에서 전송된다. 상향링크 신호는 제2 신호의 적어도 일부가 제2 노드로부터 전송되는 동안 전송되며 이에 따라 상향링크 신호 및 제2 신호 둘 모두가 수신된다.

통신 시스템에서 전력을 제어하는 예시적인 방법이 개시된다. 전송 확산 인자는 수신기에서 수신된 확산 인자에 부분적으로 기초하여 결정된다. 신호 확산은 전송 확산 인자에 의해 전송된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 전송 확산 인자는 접속 지점 간섭 신호에 부분적으로 기초하는데 여기서 접속 지점 간섭 신호는 외부 송신기가 수신기에서 온-주파수 간섭을 극복하기 위해 필요한 전력의 양으로부터 부분적으로 결정된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 전송 확산 인자는 노드 간섭 신호에 부분적으로 기초한다

통신 시스템에서 접속 지점을 선택하는 예시적인 방법이 개시된다. 프레임 버퍼는 제1 송신기 및 제2 송신기로부터 수신기에서 수신된다. 프레임 버퍼는 제1 송신기 및 제2 송신기로부터의 조합된 신호인 확산 신호를 함유한다. 프레임 버퍼는 제1 확산 코드로 역확산되어 제1 프레임으로 간다. 제1 수신 신호 강도 지시자가 제1 프레임으로부터 결정된다. 프레임 버퍼는 제2 확산 코드로 역확산되어 제2 프레임으로 간다. 제2 수신 신호 강도 지시자가 제2 프레임으로부터 결정된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 접속 지점은 제1 수신 신호 강도 지시자 및 제2 수신 신호 강도 지시자에 부분적으로 기초하여 선택된다. 접속 지점은 수신된 제1 접속 지점 간섭 신호 및 수신된 제2 접속 지점 간섭 신호에 부분적으로 기초하여 선택된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 제1 확산 코드는 제1 골드 코드이며 제2 확산 코드는 제2 골드 코드이다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 제1 수신 신호 강도 지시자는 제1 확산 코드로 프레임 버퍼를 역확산하는 동안 결정된 신호-대-잡음비 및 프레임 버퍼가 수신된 시간 기간 동안 측정된 전체 전력 측정에 기초한다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 제1 송신기 및 제2 송신기는 외부 시간 소스에 의해 동기화된다. 제1 송신기 및 제2 송신기의 타이밍 변화는 복수의 칩 오프셋에서 제1 확산 코드로 프레임 버퍼를 역확산시킴으로써 보상된다.

통신 시스템에서 시스템 변화에 적응하는 예시적인 방법이 개시된다. 잡음 신호가 수신 주파수에서 측정된다. 확산 코드 및 전송 주파수가 상기 측정된 잡음 신호에 부분적으로 기초하여 선택된다. 선택된 확산 코드로 확산된 신호가 전송 주파수에서 전송된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 제2 잡음 신호가 제2 주파수 상에서 측정된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 확산 코드는 골드 코드이다.

핸드오버 프로세싱의 예시적인 방법이 개시된다. 로밍 목록이 복수의 수신 파라미터를 갖도록 구성된다. 로밍 목록의 현재 엔트리 상의 측정 작업이 수행된다. 측정 작업은 현재 엔트리에 기초하여 수신기를 설정하고, 수신기에서 RSSI 메트릭을 측정하고, 그리고 RSSI 메트릭을 기록한다. 측정 작업은 로밍 목록의 각각의 엔트리에 대하여 반복된다. 로밍 목록의 하나의 엔트리가 가장 큰 RSSI 메트릭에 부분적으로 기초하여 선택된다. 수신기가 로밍 목록의 선택된 엔트리에 기초하여 설정된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 로밍 목록의 엔트리는 중심 주파수 및 골드 코드를 포함한다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 로밍 목록은 선행 전송 동안 수신기에 의해 수신된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 로밍 목록은 특정한 사전정렬된 시간에서 수신기에 의해 수신된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 로밍 목록은 특정한 사전정렬된 주파수 및 특정한 사전정렬된 골드 코드에서 수신기에 의해 수신된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, RSSI 메트릭은 하향링크 RSSI 측정 - 접속 지점 간섭 신호에 부분적으로 기초한다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 측정 작업은 브로드캐스트 채널의 성공적인 복조에 기초하여 주파수 추정 및 타이밍 추정을 로밍 목록에 기록하는 것을 더욱 포함한다. 수신기는 기록된 주파수 추정 및 기록된 타이밍 추정에 기초하여 설정된다. 선택된 엔트리는 우선순위 목록의 마지막으로 이동된다. 측정 작업은 우선순위 목록 내 각각의 엔트리에 대하여 반복된다. 우선순위 목록의 제2 엔트리가 가장 큰 RSSI 메트릭에 부분적으로 기초하여 선택된다. 수신기는 로밍 목록의 선택된 제2 엔트리에 기초하여 설정된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 로밍 목록은 측정 작업의 선행 반복에 기초하여 우선순위 목록에 순위 매겨진다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 로밍 목록의 각각의 엔트리에 대한 측정 작업의 반복은 임계 RSSI 메트릭이 검출될 때 중단된다.

통신 시스템에서 동기화를 제공하는 예시적인 방법이 개시된다. 제1 값 및 제1 시간 스탬프가 제1 노드로부터 장치에서 수신된다. 제1 시간 스탬프는 원격 타이밍 소스로부터의 전송에 기초한다. 제2 값 및 제2 시간 스탬프가 제2 노드로부터 장치에서 수신된다. 제2 시간 스탬프는 원격 타이밍 소스로부터의 전송에 기초한다. 제1 값과 제2 값 사이의 상호관계가 제1 시간 스탬프 및 제2 시간 스탬프에 기초하여 결정된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 원격 타이밍 소스는 GPS이다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, TXCO가 원격 타이밍 소스와 동기화된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 제1 값 및 제1 시간 스탬프는 슬롯 시작 시간 및 랜덤 타이밍 오프셋에 기초하는 시간에서 수신된다. 제1 값 및 제1 시간 스탬프는 신호의 적어도 일부분이 제3 노드로부터 수신되는 동안 수신된다.

통신 시스템에서 오류 검출을 개선하는 예시적인 방법이 개시된다. 신호가 송신기로부터 수신기에서 수신된다. 수신된 신호는 데이터 부분 및 순환 중복 검사(CRC)를 함유한다. CRC는 송신기 식별 코드로부터 부분적으로 계산된다. CRC가 데이터 부분과 송신기의 송신기 식별 코드 둘 모두와 일치하는지 여부가 결정된다. 수신된 신호는 CRC가 데이터 부분과 송신기의 송신기 식별 코드 둘 모두와 일치하지 않는 경우 폐기된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 수시된 신호는 송신기에 대하여 특정된 골드 코드로 확산된다. CRC는 골드 코드로부터 부분적으로 계산된다. 수신된 신호는 수신기에서 수신된 CRC가 골드 코드와 일치하지 않는 경우 폐기된다.

통신 시스템에서 오류 검출을 개선하는 예시적인 방법이 개시된다. 신호가 송신기로부터 수신기에서 수신되며 여기서 상기 신호는 데이터 부분 및 순환 중복 검사(CRC)를 함유한다. 비간섭 에너지 메트릭이 신호에 대하여 측정된다. 신호는 CRC가 데이터 부분과 일치하지만 비간섭 에너지 메트릭이 임계 값 미만인 경우 폐기된다.

통신 시스템에서 접속 지점을 구성하는 예시적인 방법이 개시된다. 접속 지점의 위치에 기초하여 하향링크 브로드캐스트 채널 골드 코드가 선택된다. 접속 지점 식별자에 기초하여 하향링크 데이터 채널 골드 코드가 선택된다. 접속 지점 식별자에 기초하여 상향링크 골드 코드가 선택된다.

통신 시스템에서 노드를 구성하는 예시적인 방법이 개시된다. 브로드캐스트 채널 상에서 접속 지점 식별자가 수신된다. 접속 지점 식별자에 기초하여 하향링크 데이터 채널 골드 코드가 선택된다. 접속 지점 식별자에 기초하여 상향링크 골드 코드가 선택된다.

통신 시스템에서 노드를 구성하는 방법의 대안적인 구체 예에서, 데이터 메시지가 상향링크 골드 코드로 전송 및 확산된다. 본 방법의 대안적인 구체 예에서, 데이터 메시지는 하향링크 데이터 채널 골드 코드로 수신 및 확산된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 데이터 메시지가 접속 지점 식별자에 대응하는 것은 순환 중복 검사에 대한 씨드(seed)로서 접속 지점 식별자를 사용하여 데이터 메시지에 대한 순환 중복 검사를 계산함으로써 검증된다.

본 방법의 대안적인 구체 예에서, 접속 지점 식별자는 하향링크 브로드캐스트 골드 코드로 확산된 메시지에서 수신된다. 하향링크 브로드캐스트 골드 코드는 수신기가 동조된 주파수에 기초하여 선택된다.

Claims (20)

1. 통신 시스템에서 미수신 정보를 보상하는 방법에 있어서, 상기 방법은
   N개의 프로토콜 데이터 유닛 중 임의의 것을 전송하기 전에, 순방향 오류 정정 기법을 사용하여, K개의 프로토콜 데이터 유닛을 포함하는 소스 신호로부터, N개의 프로토콜 데이터 유닛을 포함하는 인코딩된 신호를 생성하는 단계 - N은 K보다 크고, K는 1보다 크며, 소스 신호는 임의의 K개의 프로토콜 데이터 유닛으로부터 디코딩될 수 있음 - 와,
   적어도 K개이고 N개보다 작은 상기 인코딩된 신호의 프로토콜 데이터 유닛을 포함하는 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛을 송신기에서 전송하는 단계 - 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛 내의 각각의 프로토콜 데이터 유닛은 수신기가 인코딩된 신호를 디코딩하기 위해 전체 수의 프로토콜 데이터 유닛을 수신기에 알려주는 지시를 포함하고, 각각의 프로토콜 데이터 유닛은 다른 전송된 프로토콜 데이터 유닛과 독립적으로 전송됨 - 와,
   수신기로부터 확인응답의 미수신에 기초하여, 수신기가, 전송된 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛으로부터 소스 신호를 성공적으로 디코딩하지 못한 것을 결정하는 단계 - 수신기는 개개의 프로토콜 데이터 유닛보다는 성공적으로 디코딩된 소스 신호만 확인응답함 - 와,
   수신기가 전송된 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛으로부터 소스 신호를 성공적으로 디코딩하지 못한 것을 결정하는 단계에 기초하여, 인코딩된 신호의 미전송 프로토콜 데이터 유닛을 포함하는 제2 세트의 프로토콜 데이터 유닛을 송신기에서 전송하는 단계와,
   제2 세트의 프로토콜 데이터 유닛을 전송한 이후에, 수신기가 소스 신호를 성공적으로 디코딩한 것을 지시하는 확인응답을 수신기로부터 수신하는 단계와,
   수신기로부터 확인응답의 수신에 기초하여 프로토콜 데이터 유닛의 전송을 종료하는 단계 - 인코딩된 신호의 적어도 하나의 프로토콜 데이터 유닛은 수신기로 전송되지 않고, 소스 신호로 전송되는 프로토콜 데이터 유닛의 전체 수는 N보다 작음 - 를 포함하는, 통신 시스템에서 미수신 정보를 보상하는 방법.
2. 제 1 항에 있어서, 상기 확인응답은 예약 전송(scheduled transmission) 동안 수신됨을 특징으로 하는, 통신 시스템에서 미수신 정보를 보상하는 방법.
3. 제 1 항에 있어서, 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛은 송신기와 수신기를 포함하는 시스템의 잡음 특성의 결과로서 결정됨을 특징으로 하는, 통신 시스템에서 미수신 정보를 보상하는 방법.
4. 제 1 항에 있어서, 성공적으로 완료된 선행 전송에 기초하여 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛을 결정하는 단계를 더 포함하는, 통신 시스템에서 미수신 정보를 보상하는 방법.
5. 제 1 항에 있어서, 상기 순방향 오류 정정 기법은 리드 솔로몬(Reed Solomon) 인코딩 기법을 포함함을 특징으로 하는, 통신 시스템에서 미수신 정보를 보상하는 방법.
6. 제 1 항에 있어서, 상기 확인응답은 슬롯 시작 시간 및 제1 랜덤 타이밍 오프셋에 기초하는 제1 시간에서 수신되며, 더욱이 상기 확인응답은, 제2 신호의 적어도 일부분이 제2 노드로부터 수신되는 동안 제1 노드로부터 수신되고, 제2 신호는 슬롯 시작 시간 및 제2 랜덤 타이밍 오프셋에 기초하는 제2 시간에서 수신됨을 특징으로 하는, 통신 시스템에서 미수신 정보를 보상하는 방법.
7. 제 1 항에 있어서, 상기 인코딩된 신호의 사전결정된 제1 파트 및 순환 중복 검사를 전송하는 단계를 더욱 포함함을 특징으로 하는, 통신 시스템에서 미수신 정보를 보상하는 방법.
8. 노드에 있어서, 상기 노드는,
   N개의 프로토콜 데이터 유닛 중 임의의 것을 전송하기 전에, 순방향 오류 정정 기법을 사용하여, K개의 프로토콜 데이터 유닛을 포함하는 소스 신호로부터, N개의 프로토콜 데이터 유닛을 포함하는 인코딩된 신호를 생성하도록 구성된 프로세서 - N은 K보다 크고, K는 1보다 크며, 소스 신호는 임의의 K개의 프로토콜 데이터 유닛으로부터 디코딩될 수 있음 - 와,
   상기 프로세서와 작동적으로 연결된 송신기를 포함하며, 상기 송신기는,
   적어도 K개이고 N개보다 작은 상기 인코딩된 신호의 프로토콜 데이터 유닛을 포함하는 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛을 전송하도록 구성되고, 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛 내의 각각의 프로토콜 데이터 유닛은 수신기가 인코딩된 신호를 디코딩하기 위해 전체 수의 프로토콜 데이터 유닛을 수신기에 알려주는 지시를 포함하고, 각각의 프로토콜 데이터 유닛은 다른 전송된 프로토콜 데이터 유닛과 독립적으로 전송되며,
   상기 프로세서는,
   수신기로부터 확인응답의 미수신에 기초하여, 수신기가, 전송된 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛으로부터 소스 신호를 성공적으로 디코딩하지 못한 것을 결정하도록 구성되고, 수신기는 개개의 프로토콜 데이터 유닛보다는 성공적으로 디코딩된 소스 신호만 확인응답하고, 송신기는, 수신기가 전송된 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛으로부터 소스 신호를 성공적으로 디코딩하지 못한 것의 결정에 기초하여, 인코딩된 신호의 미전송 프로토콜 데이터 유닛을 포함하는 제2 세트의 프로토콜 데이터 유닛을 수신기로 전송하도록 더욱 구성되고,
   제2 세트의 프로토콜 데이터 유닛이 전송된 이후에, 수신기가 소스 신호를 성공적으로 디코딩한 것을 지시하는 확인응답을 수신기로부터 수신하도록 구성되고,
   수신기로부터 확인응답의 수신에 기초하여, 프로토콜 데이터 유닛의 전송을 종료하도록 구성되고, 인코딩된 신호의 적어도 하나의 프로토콜 데이터 유닛은 수신기로 전송되지 않고, 소스 신호로 전송되는 프로토콜 데이터 유닛의 전체 수는 N보다 작은 것을 특징으로 하는, 노드.
9. 제 8 항에 있어서, 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛은 송신기와 수신기를 포함하는 시스템의 잡음 특성의 결과로서 결정됨을 특징으로 하는, 노드.
10. 제 8 항에 있어서, 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛은 성공적으로 완료된 선행 전송의 결과로서 결정됨을 특징으로 하는, 노드.
11. 제 8 항에 있어서, 확인응답은 예약 전송 동안 수신됨을 특징으로 하는, 노드.
12. 제 8 항에 있어서, 상기 순방향 오류 정정 기법은 리드 솔로몬 인코딩 기법을 포함함을 특징으로 하는, 노드.
13. 제 8 항에 있어서, 상기 확인응답은 슬롯 시작 시간 및 제1 랜덤 타이밍 오프셋에 기초하는 제1 시간에서 수신되며, 더욱이 상기 확인응답은, 제2 신호의 적어도 일부분이 제2 노드로부터 수신되는 동안 제1 노드로부터 수신되고, 제2 신호는 슬롯 시작 시간 및 제2 랜덤 타이밍 오프셋에 기초하는 제2 시간에서 수신됨을 특징으로 하는, 노드.
14. 제 8 항에 있어서, 송신기는 순환 중복 검사를 더욱 전송하도록 구성된, 노드.
15. 시스템에 있어서, 상기 시스템은,
    인코딩된 신호를 디코딩하도록 구성된 수신기를 포함하는 접속 지점과,
    노드를 포함하되, 상기 노드는,
    N개의 프로토콜 데이터 유닛 중 임의의 것을 전송하기 전에, 순방향 오류 정정 기법을 사용하여, K개의 프로토콜 데이터 유닛을 포함하는 소스 신호로부터, N개의 프로토콜 데이터 유닛을 포함하는 인코딩된 신호를 생성하도록 구성된 프로세서 - N은 K보다 크고, K는 1보다 크며, 소스 신호는 임의의 K개의 프로토콜 데이터 유닛으로부터 디코딩될 수 있음 - 와,
    상기 프로세서와 작동적으로 연결된 송신기를 포함하며, 상기 송신기는,
    적어도 K개이고 N개보다 작은 상기 인코딩된 신호의 프로토콜 데이터 유닛을 포함하는 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛을 전송하도록 구성되고, 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛 내의 각각의 프로토콜 데이터 유닛은 수신기가 인코딩된 신호를 디코딩하기 위해 전체 수의 프로토콜 데이터 유닛을 수신기에 알려주는 지시를 포함하고, 각각의 프로토콜 데이터 유닛은 다른 전송된 프로토콜 데이터 유닛과 독립적으로 전송되며,
    상기 프로세서는,
    접속 지점으로부터 확인응답의 미수신에 기초하여, 접속 지점이, 전송된 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛으로부터 소스 신호를 성공적으로 디코딩하지 못한 것을 결정하도록 구성되고, 수신기는 개개의 프로토콜 데이터 유닛보다는 성공적으로 디코딩된 소스 신호만 확인응답하고, 송신기는, 수신기가 전송된 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛으로부터 소스 신호를 성공적으로 디코딩하지 못한 것의 결정에 기초하여, 인코딩된 신호의 미전송 프로토콜 데이터 유닛을 포함하는 제2 세트의 프로토콜 데이터 유닛을 수신기로 전송하도록 더욱 구성되고,
    접속 지점이 전송된 제1 세트의 유닛으로부터 소스 신호를 성공적으로 디코딩하지 못한 것을 결정하도로 구성되고, 접속 지점이, 전송된 제1 세트의 유닛으로부터 소스 신호를 성공적으로 디코딩하지 못한 결정에 기초하여, 정보심벌을 사용하지 않고, 패리티심볼의 제2 부분을 접속 지점으로 전송하도록 더욱 구성되고,
    제2 세트의 프로토콜 데이터 유닛이 전송된 이후에, 접속 지점이 소스 신호를 성공적으로 디코딩한 것을 지시하는 확인응답을 접속 지점으로부터 수신하도록 구성되고,
    접속 지점으로부터 확인응답의 수신에 기초하여, 프로토콜 데이터 유닛의 전송을 종료하도록 구성되고, 인코딩된 신호의 적어도 하나의 프로토콜 데이터 유닛은 접속 지점으로 전송되지 않고, 소스 신호로 전송되는 프로토콜 데이터 유닛의 전체 수는 N보다 작은 것을 특징으로 하는, 시스템.
16. 제 15 항에 있어서, 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛은 시스템의 잡음 특성의 결과로서 결정됨을 특징으로 하는, 시스템.
17. 제 15 항에 있어서, 확인응답은 예약 전송 동안 수신됨을 특징으로 하는, 시스템.
18. 제 15 항에 있어서, 제1 세트의 프로토콜 데이터 유닛은 성공적으로 완료된 선행 전송에 기초하여 결정됨을 특징으로 하는, 시스템.
19. 제 15 항에 있어서, 상기 순방향 오류 정정 기법은 리드 솔로몬 인코딩 기법을 포함함을 특징으로 하는, 시스템.
20. 제 15 항에 있어서, 송신기는 순환 중복 검사를 더욱 전송하도록 구성된, 시스템.

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