JP2000022588A - ロングコード抽出装置 - Google Patents
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 周波数誤差、初期位相に影響されず、少ない
演算量でロングコードを抽出する。 【解決手段】 ロングコード、ショートコードで二重拡
散された複素ベースバンド信号Zn を、それぞれショー
トコードの整数倍の遅延量m,rだけ遅延量及び複素共
役をとる遅延手段43,45と47,49と乗算器4
2,44,46,48を用いて、Bn,m =Zn ・Z*
n+m ・(Zn+m ・Z* n+2m)* ,Bn,r =Zn・Z*
n+r ・(Zn+r ・Z* n+2r)* を求め、コードとn,r
で各一意に決る値j,iとk,pだけBn,m とBn+r を
それぞれ遅延し、Bn+j,m とBn+k,r の積、Bn+i,m と
Bn+p,r の積を求め、これらをそれぞれf,d遅延し
て、互いに積をとり、結果としてロングコードを得る。
演算量でロングコードを抽出する。 【解決手段】 ロングコード、ショートコードで二重拡
散された複素ベースバンド信号Zn を、それぞれショー
トコードの整数倍の遅延量m,rだけ遅延量及び複素共
役をとる遅延手段43,45と47,49と乗算器4
2,44,46,48を用いて、Bn,m =Zn ・Z*
n+m ・(Zn+m ・Z* n+2m)* ,Bn,r =Zn・Z*
n+r ・(Zn+r ・Z* n+2r)* を求め、コードとn,r
で各一意に決る値j,iとk,pだけBn,m とBn+r を
それぞれ遅延し、Bn+j,m とBn+k,r の積、Bn+i,m と
Bn+p,r の積を求め、これらをそれぞれf,d遅延し
て、互いに積をとり、結果としてロングコードを得る。
Description
【0001】
【発明の属する技術分野】この発明は送信データを、非
常に長い周期のランダム符号系列(ロングコード)と、
これに対し非常に短かい周期のランダム符号系列(ショ
ートコード)とにより二重拡散し、互いに異なるショー
トコードをチャネルとして多重化したCDMA信号か
ら、ロングコードを抽出する装置に関する。
常に長い周期のランダム符号系列(ロングコード)と、
これに対し非常に短かい周期のランダム符号系列(ショ
ートコード)とにより二重拡散し、互いに異なるショー
トコードをチャネルとして多重化したCDMA信号か
ら、ロングコードを抽出する装置に関する。
【0002】
【従来の技術】CDMA通信方式においては、図2に示
すように、入力端子11からの情報ビット(データ)は
2分され、それぞれ乗算器12,13で端子14からの
ロングコードにより乗算されてスペクトル拡散され、こ
れら乗算器12,13の出力はそれぞれ乗算器15,1
6で端子17,18からの第1、第2ショートコードと
乗算されてスペクトル拡散される。乗算器15,16の
出力はそれぞれ乗算器19,21で、端子22,23か
らの余弦搬送波cos(ωt)、正弦搬送波−sin
(ωt)と乗算され、これら乗算結果は加算器24で加
算されて、送信信号として出力端子25へ出力される。
情報ビットはテストモードのようなすべて一定値とす
る。また各チャネルは同一のロングコードを使用する
が、ショートコードはチャネルにより互いに直交した異
なる符号系列を用いるものとする。
すように、入力端子11からの情報ビット(データ)は
2分され、それぞれ乗算器12,13で端子14からの
ロングコードにより乗算されてスペクトル拡散され、こ
れら乗算器12,13の出力はそれぞれ乗算器15,1
6で端子17,18からの第1、第2ショートコードと
乗算されてスペクトル拡散される。乗算器15,16の
出力はそれぞれ乗算器19,21で、端子22,23か
らの余弦搬送波cos(ωt)、正弦搬送波−sin
(ωt)と乗算され、これら乗算結果は加算器24で加
算されて、送信信号として出力端子25へ出力される。
情報ビットはテストモードのようなすべて一定値とす
る。また各チャネルは同一のロングコードを使用する
が、ショートコードはチャネルにより互いに直交した異
なる符号系列を用いるものとする。
【0003】このようなスペクトラム拡散された送信信
号のロングコードと同期した局部ロングコードを得るに
は従来においては図3に示すようにして行っていた。前
記送信信号が複素ベースバンド信号に変換されメモリ2
7に格納され、そのメモリ27からの複素ベースバンド
信号と、局部ロングコード生成器28からの局部ロング
コードI−jQとの複素相関計算が相関計算器29で行
われ、その相関計算結果の絶対値の2乗が2乗算器31
で求められ、この2乗算器31の計算結果が最大である
かが最大値判定部32で判定され、最大でなければ、局
部ロングコードの位相を1チップシフトさせて、同様の
相関演算を行い、最大となる局部ロングコードの位相を
求め、その時の局部ロングコードが入力複素ベースバン
ドのロングコードに同期した状態である。
号のロングコードと同期した局部ロングコードを得るに
は従来においては図3に示すようにして行っていた。前
記送信信号が複素ベースバンド信号に変換されメモリ2
7に格納され、そのメモリ27からの複素ベースバンド
信号と、局部ロングコード生成器28からの局部ロング
コードI−jQとの複素相関計算が相関計算器29で行
われ、その相関計算結果の絶対値の2乗が2乗算器31
で求められ、この2乗算器31の計算結果が最大である
かが最大値判定部32で判定され、最大でなければ、局
部ロングコードの位相を1チップシフトさせて、同様の
相関演算を行い、最大となる局部ロングコードの位相を
求め、その時の局部ロングコードが入力複素ベースバン
ドのロングコードに同期した状態である。
【0004】
【発明が解決しようとする課題】図3に示した従来の方
法では、複素ベースバンド信号に周波数誤差がある場合
は、正しく同期させることができない。また、周期が長
いため、同期獲得までに時間がかかるという問題があっ
た。
法では、複素ベースバンド信号に周波数誤差がある場合
は、正しく同期させることができない。また、周期が長
いため、同期獲得までに時間がかかるという問題があっ
た。
【0005】
【課題を解決するための手段】この発明によれば入力複
素ベースバンド信号と、それをそのショートコードの周
期の整数倍遅延(第1の遅延値mと記す)したものとの
積をとり、第1の積を求めることを第1の手段により行
い、上記第1の積と、その第1の積を上記第1の遅延値
mだけ遅延させたものとの積をとり、第2の積Bn,m を
求めることを第2の手段により行い、上記第1の遅延値
mとは異なる第2の遅延値rにて、上記第1の手段と、
上記第2の手段とを上記入力複素ベースバンド信号に対
して行って第3の積Bn,r を求めることを第3の手段に
より行い、ロングコードと上記第2の遅延値rに依存し
た値(第3の遅延値jと記す)だけ上記第2の積Bn,m
を遅延させ、ロングコードと上記第1の遅延値mに依存
した値(第4の遅延値kと記す)だけ上記第3の積B
n,r を遅延させて互いの積を取り、第4の積Xn-f を求
めることを第4の手段により行い、ロングコードと上記
第2の遅延値rに依存した値(以下第5の遅延値i)だ
け上記第2の積Bn,m を遅延させ、ロングコードと上記
第1の遅延値mに依存した値(以下第6の遅延値Pと記
す)だけ上記第3の積Bn,r を遅延させて、互いの積を
取り、第5の積Yn-d を求めることを第5の手段により
行い、第4の積Xn-f を、ロングコードと上記第3乃至
第6の遅延値j,k,i,pに依存した値fだけ遅延さ
せ、上記第5の積Yn-d を、ロングコードと上記第3乃
至第6の遅延値j,k,i,pに依存した他の値dだけ
遅延させて互いの積をとることを第6の手段により行
う。
素ベースバンド信号と、それをそのショートコードの周
期の整数倍遅延(第1の遅延値mと記す)したものとの
積をとり、第1の積を求めることを第1の手段により行
い、上記第1の積と、その第1の積を上記第1の遅延値
mだけ遅延させたものとの積をとり、第2の積Bn,m を
求めることを第2の手段により行い、上記第1の遅延値
mとは異なる第2の遅延値rにて、上記第1の手段と、
上記第2の手段とを上記入力複素ベースバンド信号に対
して行って第3の積Bn,r を求めることを第3の手段に
より行い、ロングコードと上記第2の遅延値rに依存し
た値(第3の遅延値jと記す)だけ上記第2の積Bn,m
を遅延させ、ロングコードと上記第1の遅延値mに依存
した値(第4の遅延値kと記す)だけ上記第3の積B
n,r を遅延させて互いの積を取り、第4の積Xn-f を求
めることを第4の手段により行い、ロングコードと上記
第2の遅延値rに依存した値(以下第5の遅延値i)だ
け上記第2の積Bn,m を遅延させ、ロングコードと上記
第1の遅延値mに依存した値(以下第6の遅延値Pと記
す)だけ上記第3の積Bn,r を遅延させて、互いの積を
取り、第5の積Yn-d を求めることを第5の手段により
行い、第4の積Xn-f を、ロングコードと上記第3乃至
第6の遅延値j,k,i,pに依存した値fだけ遅延さ
せ、上記第5の積Yn-d を、ロングコードと上記第3乃
至第6の遅延値j,k,i,pに依存した他の値dだけ
遅延させて互いの積をとることを第6の手段により行
う。
【0006】
【発明の実施の形態】以下にこの発明の実施例を説明す
る。この実施例ではロングコードとしてgold符号が
用いられている場合であり、gold符号は相互相関が
小さい2種のM系列の積をとることにより生成される。
またM系列は、1つのM系列と、これを1乃至複数チッ
プシフトさせたものとをチップごとに掛合わせた系列
は、もとのM系列を何チップかずらしたものとなる性
質、いわゆるサイクル&アドの性質があり、この発明は
この性質を利用している。
る。この実施例ではロングコードとしてgold符号が
用いられている場合であり、gold符号は相互相関が
小さい2種のM系列の積をとることにより生成される。
またM系列は、1つのM系列と、これを1乃至複数チッ
プシフトさせたものとをチップごとに掛合わせた系列
は、もとのM系列を何チップかずらしたものとなる性
質、いわゆるサイクル&アドの性質があり、この発明は
この性質を利用している。
【0007】図1にこの発明の実施例を示す。入力端子
41からデータがロングコード及びショートコードによ
り二重拡散された複素ベースバンド信号Zn が入力され
る。この複素ベースバンド信号Zn は乗算器42へ直接
供給され、また遅延手段43を通じてmチップ遅延され
ると共にその複素共役として乗算器42へ供給される。
乗算器42の出力は乗算器44へ直接供給され、また遅
延手段45でmチップ遅延されると共にその複素共役と
して乗算器44へ供給される。
41からデータがロングコード及びショートコードによ
り二重拡散された複素ベースバンド信号Zn が入力され
る。この複素ベースバンド信号Zn は乗算器42へ直接
供給され、また遅延手段43を通じてmチップ遅延され
ると共にその複素共役として乗算器42へ供給される。
乗算器42の出力は乗算器44へ直接供給され、また遅
延手段45でmチップ遅延されると共にその複素共役と
して乗算器44へ供給される。
【0008】入力端子41からの複素ベースバンド信号
Zn は乗算器46へ直接続され、また遅延手段47でr
チップ遅延されると共にその複素共役として乗算器46
へ供給される。乗算器46の出力は、乗算器48へ直接
供給され、かつ遅延手段49でrチップ遅延されると共
にその複素共役として乗算器48へ供給される。ここで
遅延量m,rはそれぞれショートコードの整数倍であっ
てr≠mである。
Zn は乗算器46へ直接続され、また遅延手段47でr
チップ遅延されると共にその複素共役として乗算器46
へ供給される。乗算器46の出力は、乗算器48へ直接
供給され、かつ遅延手段49でrチップ遅延されると共
にその複素共役として乗算器48へ供給される。ここで
遅延量m,rはそれぞれショートコードの整数倍であっ
てr≠mである。
【0009】乗算器44の出力Bn,m は遅延手段51,
52により、ロングコードと遅延量rチップとにより一
意に決まる遅延量i,jチップづつそれぞれ遅延され
る。乗算器48の出力Bn,r は、遅延手段53,54に
より、ロングコードと遅延量mチップとにより一意に決
まる遅延量k,pづつそれぞれ遅延される。遅延手段5
1,53の各出力Bn+j,m 、Bn+h,r は乗算器55で乗
算され、その乗算出力Xn-f は遅延手段56でfチップ
遅延される。遅延手段52,54の各出力Bn+i,m 、B
n+p,r は乗算器57で乗算され、その乗算出力Yn-d は
遅延手段58でdチップ遅延される。遅延手段56,5
8の出力Xn ,Yn が乗算器59で乗算されて、抽出さ
れたロングコードLn が得られる。
52により、ロングコードと遅延量rチップとにより一
意に決まる遅延量i,jチップづつそれぞれ遅延され
る。乗算器48の出力Bn,r は、遅延手段53,54に
より、ロングコードと遅延量mチップとにより一意に決
まる遅延量k,pづつそれぞれ遅延される。遅延手段5
1,53の各出力Bn+j,m 、Bn+h,r は乗算器55で乗
算され、その乗算出力Xn-f は遅延手段56でfチップ
遅延される。遅延手段52,54の各出力Bn+i,m 、B
n+p,r は乗算器57で乗算され、その乗算出力Yn-d は
遅延手段58でdチップ遅延される。遅延手段56,5
8の出力Xn ,Yn が乗算器59で乗算されて、抽出さ
れたロングコードLn が得られる。
【0010】以上の処理をすればロングコードLn が抽
出されることを以下に数式で説明する。入力の複素ベー
スバンド信号Zn は次式で表わせる。iチャネルのI成
分のショートコードをSiI,n、Q成分のショートコード
をS iQ,nとすると、入力複素ベースバンドZn は次式で
表わせる。
出されることを以下に数式で説明する。入力の複素ベー
スバンド信号Zn は次式で表わせる。iチャネルのI成
分のショートコードをSiI,n、Q成分のショートコード
をS iQ,nとすると、入力複素ベースバンドZn は次式で
表わせる。
【0011】Zn =Σ(Ln ・SiI,n+jLn ・
SiQ,n)・exp(j(Δωn+θ0 )) Ln はロングコード(gold符号)であって、二つの
M系列X,Yの積Xn・Yn で表わせる。Δωは角周波
数誤差、θ0 は初期位相、Σはiについての加算を表わ
す。この式は下記のように変形できる。
SiQ,n)・exp(j(Δωn+θ0 )) Ln はロングコード(gold符号)であって、二つの
M系列X,Yの積Xn・Yn で表わせる。Δωは角周波
数誤差、θ0 は初期位相、Σはiについての加算を表わ
す。この式は下記のように変形できる。
【0012】 Zn =Ln Σ(SiI,n+jSiQ,n)・exp(j(Δωn+θ0 )) =Ln Σexp(jθi,n )・exp(j(Δωn+θ0 ))…(1) θi,n はiチャネルのショートコードのnチップ目の位
相である。乗算器42の出力はZn ・Z* n+m となり、
乗算器44の出力Bn,m は次式となる。
相である。乗算器42の出力はZn ・Z* n+m となり、
乗算器44の出力Bn,m は次式となる。
【0013】 Bn,m =Zn ・Z* n+m ・(Zn+m ・Z* n+2m)* …(2) 式(1)よりZn ・Z* n+m は次式となる。 Zn ・Z* n+m =Ln Σexp(jθi,n )・exp
(j(Δωn+θ0 ))・Ln+m (Σexp(j
θi,n+m ))* ・exp(−j(Δω(n+m)+
θ0 )) mはショートコードの整数倍であるから、 Zn ・Z* n+m =Ln ・Ln+m |Σexp(jθi,n )
|2 ・exp(−jΔωm) となる。従って|Σexp(jθi,n )|2 をAとおく
と、 (Zn ・Z* n+m )・(Zn+m ・Z* n+2m)* =Ln ・Ln+m ・A・exp(−jΔωm)・(Ln+m ・Ln+2m・A・ exp(−jΔωm)* =Ln ・Ln+2mA2 なおLn ,Ln+m はそれぞれ1又は−1であるから、L
n+m ・Ln+m =1である。またこの式から周波数誤差Δ
ω、初期位相θ0 が消去されたものとなっており、これ
らに影響されることなくロングコードを抽出することが
できる。
(j(Δωn+θ0 ))・Ln+m (Σexp(j
θi,n+m ))* ・exp(−j(Δω(n+m)+
θ0 )) mはショートコードの整数倍であるから、 Zn ・Z* n+m =Ln ・Ln+m |Σexp(jθi,n )
|2 ・exp(−jΔωm) となる。従って|Σexp(jθi,n )|2 をAとおく
と、 (Zn ・Z* n+m )・(Zn+m ・Z* n+2m)* =Ln ・Ln+m ・A・exp(−jΔωm)・(Ln+m ・Ln+2m・A・ exp(−jΔωm)* =Ln ・Ln+2mA2 なおLn ,Ln+m はそれぞれ1又は−1であるから、L
n+m ・Ln+m =1である。またこの式から周波数誤差Δ
ω、初期位相θ0 が消去されたものとなっており、これ
らに影響されることなくロングコードを抽出することが
できる。
【0014】Ln =Xn ・Yn であるから、 Ln ・Ln+2m=Xn ・Xn+2m・Ym ・Yn+2m 前記サイクル&アドの性質から Ln ・Ln+2m=Xn+p ・Yn+k となる。ただし、n,n+2mからpを求める計算式は
なく、Xn ・Xn+2mを演算した結果Xn+p のpが判明す
る。これらより、p,kはそれぞれロングコードとmに
依存して一意に決まる値であることがわかる。
なく、Xn ・Xn+2mを演算した結果Xn+p のpが判明す
る。これらより、p,kはそれぞれロングコードとmに
依存して一意に決まる値であることがわかる。
【0015】以上から乗算器44,48の各出力
Bn,m ,Bn,r を、A2 =aとおくとそれぞれ次式とな
る。 Bn,m =a・Ln ・Ln+2m=a・Xn+p ・Yn+k Bn,r =a・Ln ・Ln+2r=a・Xn+i ・Yn+j i,jはp,kと同様に、ロングコードとrとにより一
意に決る値である。
Bn,m ,Bn,r を、A2 =aとおくとそれぞれ次式とな
る。 Bn,m =a・Ln ・Ln+2m=a・Xn+p ・Yn+k Bn,r =a・Ln ・Ln+2r=a・Xn+i ・Yn+j i,jはp,kと同様に、ロングコードとrとにより一
意に決る値である。
【0016】遅延手段51の出力Bn+j,m と遅延手段5
3の出力Bn+k,r とを乗算した乗算器55の出力は次の
ようになる。Bn+j,m ・Bn+k,r =a2 Xn+p+j ・Y
n+k+j ・Xn+i+k ・Yn+j+k ・Yn+k+j ・Yn+k+j =1
であるから、 Bn+j,m ・Bn+k,r =a2 Xn+p+j ・Xn+i+k=a2 X
n-f fはサイクル&アドの性質によりロングコードとi,
j,k,pにより一意に決る値である。
3の出力Bn+k,r とを乗算した乗算器55の出力は次の
ようになる。Bn+j,m ・Bn+k,r =a2 Xn+p+j ・Y
n+k+j ・Xn+i+k ・Yn+j+k ・Yn+k+j ・Yn+k+j =1
であるから、 Bn+j,m ・Bn+k,r =a2 Xn+p+j ・Xn+i+k=a2 X
n-f fはサイクル&アドの性質によりロングコードとi,
j,k,pにより一意に決る値である。
【0017】同様にして、乗算器57の出力は次式で表
わせる。 Bn+i,m ・Bn+p,r =a2 ・Yn+i+k ・Yn+p+j=a2
Yn-d 遅延手段56,58の各出力はXn ,Yn となり、乗算
器59の出力は、ロングコードの定義から Xn ・Yn =Ln となる。つまりロングコードLn が抽出される。
わせる。 Bn+i,m ・Bn+p,r =a2 ・Yn+i+k ・Yn+p+j=a2
Yn-d 遅延手段56,58の各出力はXn ,Yn となり、乗算
器59の出力は、ロングコードの定義から Xn ・Yn =Ln となる。つまりロングコードLn が抽出される。
【0018】このように入力複素ベースバンド信号Zn
からそのロングコードLn を抽出でき、これを局部ロン
グコードとして用いれば、複素ベースバンド信号Zn の
ロングコードと完全に同期したものが得られる。例えば
ロングコードとして以下の2つの生成多項式から作られ
るgold符号を用いた場合、 X18+X7 +1 X18+X10+X7 +X5 +1 m=256,r=384とすると、p=183193,
k=114131,i=184452,j=11328
5,d=107634,f=94684となる。これら
p,k,i,j,d,fは生成多項式が決ったら、予め
求めておけばよい。
からそのロングコードLn を抽出でき、これを局部ロン
グコードとして用いれば、複素ベースバンド信号Zn の
ロングコードと完全に同期したものが得られる。例えば
ロングコードとして以下の2つの生成多項式から作られ
るgold符号を用いた場合、 X18+X7 +1 X18+X10+X7 +X5 +1 m=256,r=384とすると、p=183193,
k=114131,i=184452,j=11328
5,d=107634,f=94684となる。これら
p,k,i,j,d,fは生成多項式が決ったら、予め
求めておけばよい。
【0019】従来法の演算量と比較すると、約4300
分の1の演算量で同期獲得ができる。上述ではこの発明
の実施例をハードウェアで構成したが、コンピュータに
よりプログラムを読出し、解読実行して、同期抽出を行
うこともできる。
分の1の演算量で同期獲得ができる。上述ではこの発明
の実施例をハードウェアで構成したが、コンピュータに
よりプログラムを読出し、解読実行して、同期抽出を行
うこともできる。
【0020】
【発明の効果】以上述べたようにこの発明によれば、複
素ベースバンド信号を演算処理することにより、周波数
誤差、初期位相を除去するため、これらに影響されるこ
となく、正しくロングコードを抽出することができ、抽
出したロングコードを局部ロングコードとすることによ
り、複素ベースバンド信号のロングコードに正しく同期
したものを少ない演算量で得ることができる。
素ベースバンド信号を演算処理することにより、周波数
誤差、初期位相を除去するため、これらに影響されるこ
となく、正しくロングコードを抽出することができ、抽
出したロングコードを局部ロングコードとすることによ
り、複素ベースバンド信号のロングコードに正しく同期
したものを少ない演算量で得ることができる。
【図1】この発明の実施例を示すブロック図。
【図2】ロングコードとショートコードによる二重拡散
信号を作成する構成を示す図。
信号を作成する構成を示す図。
【図3】従来の同期装置を示すブロック図。
Claims (1)
- 【請求項1】 入力複素ベースバンド信号と、それをそ
のショートコードの周期の整数倍遅延(第1の遅延値と
記す)したものとの積をとり、第1の積を求める第1の
手段と、 上記第1の積と、その第1の積を上記第1の遅延値だけ
遅延させたものとの積をとり、第2の積を求める第2の
手段と、 上記第1の遅延値とは異なる第2の遅延値にて、上記第
1の手段と、上記第2の手段とを上記入力複素ベースバ
ンド信号に対して行って第3の積を求める第3の手段
と、 ロングコードと上記第2の遅延値に依存した値(第3の
遅延値と記す)だけ上記第2の積を遅延させ、ロングコ
ードと上記第1の遅延値に依存した値(第4の遅延値と
記す)だけ上記第3の積を遅延させて互いの積を取り、
第4の積を求める第4の手段と、 ロングコードと上記第2の遅延値に依存した値(以下第
5の遅延値)だけ上記第2の積を遅延させ、ロングコー
ドと上記第1の遅延値に依存した値(以下第6の遅延値
と記す)だけ上記第3の積を遅延させて、互いの積を取
り、第5の積を求める第5の手段と、 上記第4の積を、ロングコードと上記第3の遅延値と、
上記第4の遅延値と、上記第5の遅延値と上記第6の遅
延値に依存した値だけ遅延させ、上記第5の積を、ロン
グコードと、上記第3の遅延値と、上記第4の遅延値
と、上記第5の遅延値と、上記第6の遅延値とに依存し
た他の値だけ遅延させて互いの積をとる第6の手段と、 を具備するロングコード抽出装置。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP18256298A JP3809017B2 (ja) | 1998-06-29 | 1998-06-29 | ロングコード抽出装置 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
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