JP2000049755A - 加速式コ―ド取得を有するスペクトル拡散電話器 - Google Patents
加速式コ―ド取得を有するスペクトル拡散電話器Info
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Abstract
に移動ユニットがすべきことを探索する手間を著しく低
減し、ハンドオフの際に新しい基地局をより速く得るこ
とができるスペクトル拡散方式を提供する。 【解決手段】 各基地局(BS)がその局のロングコー
ドによって拡散されたデータを送信するだけでなく、拡
散されていないコード識別データを間欠的に送信するよ
うに同時放送し、コード識別データの多重伝送が組合せ
でロングコードの少なくとも部分的な識別をもたらすよ
うに構成されている。
Description
を使用する無線電気通信システムに関する。
ペクトル拡散方法である。例えば、直接拡散方式のスペ
クトル拡散(DS−SS:direct−sequen
ce spread−spectrum)伝送におい
て、信号は送信機及び受信機の双方にとって既知のコー
ドワードによって変調される(コードワードは単に長い
擬似ランダム・ビットシーケンス、即ち、ランダムに現
れるビットのシーケンスであるが、発生器に対する入力
によって決定され、このため、再生可能である。このシ
ーケンスはカスタム・ハードウェアによって送信機及び
受信機の双方において全く同一に発生される。)。受信
端では、デジタルろ過方法を使用して、予期される擬似
ランダム・ビットシーケンスを用いてコード化された信
号のみを選択的に認識することができる。コードワード
は同一のスペクトル空間を共有する信号を分離するのに
使用されるため、これらの方法はコード分割多元接続
(CDMA:codo−division−multi
ple−access)としても既知である。コードワ
ードの各ビットとデータの各ビットとを区別するため
に、コードワードのビットは「チップ(chip)」と
呼ばれる。チップレートは通常、ビットレートに比して
はるかに速い。
ctrum)」という用語は2つの他の技術、即ち、受
信機が予測し得る或る方法で送信機周波数が変化する
「周波数ホッピング(frequency−hoppi
ng)」方式と、所定のパルス間隔の際にキャリアが広
帯域に渡ってスイープされる「チャープ(chir
p)」変調またはパルスFMとを言及するのに使用され
る。周波数ホッピング方式は民間の電気通信にとってそ
れ程重要ではない。
使用される。この種のシステムでは、隣接する基地局は
異なった拡散するシーケンス(ロング擬似ノイズ、即ち
「PN」コード)を有しなければならず、また移動ユニ
ットはインタフェースし得る各基地局に対する正確なロ
ングコード(拡散するシーケンス)にロックできなけれ
ばならない。移動ユニットは出会う可能ロングコードの
セットを既に知っていることとなるが、オンに切り換え
られたときにどのロングコードに出会うかを事前に知る
ことはない。大部分のシステムにおいて、移動ユニット
はまた受信したロングコード・オフセットが何であるか
を知ることはない。即ち、ロングコードの送信のタイミ
ングは既知ではない。しかしながら、移動ユニットが受
信したロングコードを迅速に収集することは非常に望ま
しい。このことは1つの基地局から別の基地局へのハン
ドオフにおける本質的段階である。基地局ハンドオフ
は、基地局の数が大きくなるにつれて特に問題となる。
際のロングコードの取得はクリティカルなボトルネック
である。このことを加速するための技術は、日本電信電
話移動通信網株式会社(NTT DoCoMo:Nip
pon Telegraph& TelephoneM
obile Communication Netwo
rk,Inc.)システムにおいて提案されてきた。こ
のシステムにおいて、各基地局は移動システムがこの基
地局に対する正確なロングコードを収集することを助け
る「パイロット(pilot)」(または「パーチ(p
erch)」上に信号を送信する。
より簡単にする幾つかの機能を導入した。DoCoMo
システムでは、PN取得は基地局のロングコードによ
ってコード化されていない記号を断続的に同時通信する
ことによって達成される。
共有される特別なショートコード(「SCo」)を単に
捜すことができる。移動ユニットがこのショートコード
を見つけるとき、移動ユニットはショートコードSCk
のうちのどれがSCoコードと同期して同時通信されて
いるのかを調べるのに注視することもできる。SCkコ
ードは基地局がどの送信機グループに属するかを示すこ
ととなる。受信機はこの情報を使用して、コードの完全
なセットを通した探索を短くする。この情報が一旦取得
されると、解決しなければならない2つの曖昧さが依然
としてある。即ち、受信機は可能性のあるロングコード
の削減されたグループの中のどのロングコードが同時通
信されているのかを識別しなければならず、また受信機
はロングコードのフェーズを決定しなければならない。
グアーキテクチャー内では、ロングコードマスク化記号
が10個の記号(シンボル)毎に1度同時通信される。
完全なロングコードには160個の記号があるので、ロ
ングコードが1回繰り返される前に、ロングコードマス
ク化記号は16回同時放送されることとなる。こうし
て、DoCoMo システムでは、受信機は(ロングコ
ード期間内の)ショートコードの16回の繰返しのうち
のどれが検出されたのかを発見しなければならない(ど
のロングコードが使用されている際中かは既知ではない
ので、可能ロングコードの低減されたセットの全ての可
能フェーズをチェックする必要がある。)。参照によっ
て本願に組み込まれる、ヒグチ他(Higuchi e
t al.)による「ロング拡散コードを使用したDS
−CDMA移動無線における高速セルリサーチ・アルゴ
リズム(Fast cell search algo
rithm in DS−CDMA mobile r
adio usinglong spreading
codes)」、1997年度アイトリプルイー第47
回車両技術会議(1997 IEEE 47th Ve
hicularTechnology Confere
nce)、第3巻、第1430頁から第1434頁を参
照されたい。
電話器 本出願は、各基地局がこの基地局のロングコードワード
によって拡散されたデータだけではなく、拡散されてい
ない(断続的な)コード識別データをも同時放送する改
良式移動通信アーキテクチャを開示する。コード識別デ
ータは多数の記号を含むブロックコードであり、この結
果、多数の間欠的送信にはコード識別データの送信を完
了することが要求される。この送信によって、移動局は
2つの方法、即ち、コード識別データがロングコード自
身についての少なくとも幾つかの情報を与える方法と、
ブロックコードのフェーズがロングコードワードのフェ
ーズについての少なくとも幾つかの情報を与える方法と
によって、基地局のロングコードワードに対する探索を
短くさせられる。
いて、新しい基地局に対する正確なコードを取得するの
に移動ユニットがしなければならないことを捜す手間の
量が著しく低減される。また、このことによって、ハン
ドオフの際に新しい基地局をより速く得ることができる
ことから更に有益である。
在の好ましい実施例について特に参照して説明すること
とする。しかしながら、このクラスの各実施例は、本願
での革新的な教示の多くの有益な使用のうちの数例を提
供するに過ぎないことを了知すべきである。一般に、本
出願の明細書で行われる各陳述は、種々の権利主張をし
ている発明の何れをも必ずしもその範囲を定めるもので
はない。また、幾つかの陳述は他のものではなく本願の
幾つかの発明力のある特徴に当てはまり得るものであ
る。
かである。 ブロックコード(Block Code):各コードが
多数の記号(またはワード)を含んでいるコード。 ボース−コールドウェル技術(Bose−Caldwe
ll technique):任意の周期的コードから
コンマのないワードを発生する手続き。 CDMA:コード分割多元接続。 コンマ無し(Comma−Free):内部繰返しを持
たない、即ち、コードワードの長さよりも短い任意のシ
フトによって自身にオーバレイすることができないコー
ドワード。 CSC:共通のショートコード。 ドップラーシフト(Doppler shift):送
信機と受信機の間の相対速度によって引き起こされる、
送信周波数と受信周波数の間の差。フィンガーズ(Fi
ngers):並列に動作できるサーチ相関器。 ガロア拡大体(Galois Field):有限オー
ダーのフィールド。 ガウスノイズ(Gaussian Noise):中心
周波数の回りにベル曲線分布(bell−curve
distribution)を表示するノイズ。 ゴールドコード(Gold Codes):CDMAの
使用に対する良好な相を相関及び良好な自己相関特性を
有するPNの特別なタイプ。 ロングコード(Long Code):長期間、例えば
40,960チップを有する擬似ノイズ拡散インジケー
タ。 Mシーケンスセット(M−Sequence se
t):例えばバランス、シフト及び加算、それに相関等
の或る一定の特性を有する線形フィードバック・シフト
レジスタによって発生される最大可能長さのシーケン
ス。 マルコフ連鎖(Markov Chain):確率のマ
ルコフプロセスを例示する状態マシーンに対する遷移グ
ラフ。 NTT DoCoMo:日本電信電話移動通信株式会
社。直交ゴールドコード(Orthogonal Go
ld Codes):エラー検出及び修正特性を有する
ゴールドコード。 擬似ノイズ(PN:Pseude−noise):擬似
乱数を使用して発生されるノイズ状の波形。 擬似ランダム・ビットシーケンス(Pseudo−ra
ndomBit Sequence):ランダムに現れ
るが発生に対する入力によって決定され、従って、再生
可能であるビットのシーケンス。 レイリーフェージング(Rayleigh Fadin
g):信号フェージングに対する標準的モデル。 リード−ソロモンコード(Reed−Solomon
code):良好な距離特性を有するブロック、非2進
数、エラー修正コードのカテゴリ。 SN比(SNR:Signal−to−Noise R
adio):バックグランドノイズに対する局によって
受信される信号レベルの比。 SIR:信号対混信比。 スライディング・ウインドー相関(Sliding W
indowCorrelation):特定のコードの
位置を見い出すのに使用する技術。受信コードがサンプ
リングされ比較されている時間は、相関が見い出される
までシフトする。 拡散シーケンス(Spreading Sequenc
e):擬似ノイズシーケンス情報を示すのに使用するロ
ングコード。 記号(Symbol):特定の長さのコード。他の記号
と共にアルファベットが形成される。 シンドローム多項式(Syndrome Polyno
mial):送信コード中のエラーまたはシフトの位置
を表わす等式。 ウェルシュ・シーケンス(Walsh Sequenc
e):セルラーCDMAシステムに使用する直交コー
ド。 WCDMA:広帯域CDMA。
使用することができる発明を開示するものである。Do
CoMo システムにおけるように、全ての基地局に共
通のロングコードマスク化記号、SCoは繰り返して同
時放送される。しかしながら、汎用ショートコード記号
と組み合わされる単一繰返し記号の代わりに、第2のロ
ングコード非マスク化チャンネル上で、記号づつロンガ
ーコードが同時放送される。このロンガーコードの各記
号は、移動受信機によって容易に認識することができ
る。例えば、第2のパーチ(perch)チャンネル上
のショートコードはおのおのが、DoCoMo システ
ムにおけるような4つの値のうちの1つを有することが
許されると共に、ブロックコードに対して8つの記号が
使用されれば、原理的に、16ビットの情報を第2のパ
ーチチャンネル上で送信し得ると思われる。しかしなが
ら、現在の好ましい実施例はこの多くの可能性を実際に
コード化しない。何故ならば、好ましいコード化はまた
受信機に受信中のコードのフェーズを知らせるからであ
る。このことは「コンマのない(Comma−fre
e)」ブロックコードを使用することによって達成され
る。
用語は、内部的に繰返しではないシーケンスについて言
及するときに達成される。例えば、おのおのが4つの値
を有することができる8つの記号の各ブロックに対し
て、以下のブロックは全て内部的繰返しを含み、コンマ
なしではない。 AAAAAAAAまたはBBBBBBBB(1つのシフ
トでの繰返し);ABABABABまたはCDCDCD
CD(2つのシフトでの繰返し);ABCDABCDま
たはCAAACAAA(4つのシフトの繰返し)。
性は可能ブロック記号の数を大幅に低減することはな
い。しかしながら、コンマのない特性は重要な付加的情
報をもたらす。
るかを知っている。こうして、第2のパーチチャンネル
上の記号のシーケンスを調べることによって、受信機は
受信基地局によって送り出されているブロックコードを
聞くことができる。一旦受信機が完全なブロックコード
を構成するのに十分な記号を聞くと、受信機は直ちに2
つの重要な情報を引き出す。先ず、移動局はDoCoM
o システムにて可能であるよりもはるかに特定の基地
局のロングコードについての情報を得ている。
返し内の汎用コードに関する繰返し回数に起因するフェ
ーズ曖昧さを除去している。再度、ロングコードがマス
クされない汎用コードの16回の繰返しを含む簡単な例
を挙げれば、DoCoMoシステムは16個の異なるシ
フト位置が各ロングコードに対して厳密に検討される必
要があることを要求する。これとは対照的に、コンマの
ないブロックコードの使用はシフト位置における曖昧さ
を低減する。前記の簡単な例において、ブロックコード
が8の長さである場合、一旦ブロックコードが認識され
たならば、ロングコードに対して2つの可能なシフト位
置があるに過ぎない。このことは要求される探索量を大
幅に低減する。
記号ブロックを形成する別の例を挙げれば、可能ブロッ
クの行数は48(4の8乗、即ち、65,536)であ
る。コンマがあるコードを除くことは44(256)個
のコードの除去を必要とする(何故ならば、1→または
2→のシフト下で循環するどのコードも4のシフト下で
も循環することとなるからである)。コンマのないコー
ドの残存総数である65280は8で割られる。何故な
らば、これらのコードの各可能シフトは依然として生じ
ることとなるからである。このことによって8160個
のユニークなコンマのないブロックが生じるが、この数
は依然として大きい数である。
ードオフがある。より長いブロックコードはロングコー
ドが識別される特定性を大幅に増大させることとなる
(アルファベットの4つの記号を有する8の長さのブロ
ックコード等のロングブロックコードに対して、ロング
コードを独自に識別することは可能であり得る。)。し
かしながら、使用するブロックコードが長ければそれだ
け、移動局がブロックコードの全ての記号を得るのによ
り多くの時間が要求される。更に、使用するコードワー
ドまたは記号の数が多くなればそれだけ、収集探索の複
雑さは大きくなる。
16個のロングコード・マスク化記号及び128個のロ
ングコードのセットを含むロングコードとに関する前述
した簡単な例を用いれば、8の長さのコンマのないブロ
ックコードのセットは、128個のロングコードのうち
の1個を独自に識別するのに必要とされるよりもはるか
に必要とされる。こうして、実際に探索しなければなら
ないケースの数は2個である(2個の可能シフトを有す
る1個のロングコード)。代替的に、4の長さのブロッ
クコードが万が一システムに使用されれば、コンマのな
いブロックコードの数は正確に44−42,即ち240
である。ここで、ブロックコード中の情報は、128個
の可能ロングコードのうちの1つを独自に識別するのに
十分過ぎる。この場合、ロングコードのフェーズにおけ
る曖昧さの数は4(16÷4)であり、この結果、ロン
グコード可能性の数は4に過ぎない。
ち、これらのコードワードの小さなサブセットだけが選
択される(例えば、(8,3)R.S.コードの例に対
するコードワードの長さは64に過ぎない)。この選択
を行い、この結果、選択されたコードワードは大きな最
小ハミング距離を有する。このことは性能を向上させる
こととなる。何故ならば、受信機が1個のコードワード
を識別し損う可能性はより長い最小距離においてより小
さくなるからである。リード−ソロモンコードは大きな
最小距離でコードワードのセットを決定する方法を提供
する。使用するコードは混同を最小化するように選択さ
れることが好ましい。以下において説明するように、リ
ード−ソロモンコードはこのことに対して特に有益であ
る。エラー修正コードとして最初は設計したにも拘ら
ず、リード−ソロモンコードのコンマのない特性はそれ
らをコードベースの取得目的に対して特に有益にする。
として企図されている。しかしながら、革新的な着想に
関する他の実施も勿論可能である。
スについての情報をCDMAシステムにおけるパーチチ
ャンネル(perch channel)を通して送出
する方法である。この方法は、基地局(BS:base
station)が同期されず、この結果、各BSが
異なる拡散シーケンス(即ち、「ロングコード(lon
g code)」)を使用する状況に関係している。こ
の種の場合、移動局(MS:mobile stati
on)は先ず移動体が十分に高い強度の信号を受信する
BSによってコードが使用されていることを決定しなけ
ればならない。取得時間を改善するために、短い(例え
ば256チップ)のゴールドコードから成るマーカが周
期的に送信される。ゴールドコードは、隣接するチャン
ネル干渉を小さく保つ良好な相互相関特性と、容易な受
信機同期化を支持する良好な自己相関とを有している。
このショートコードマーカはSCoと呼ばれる。また、
可能なロングコードの全セットは1からNのグループに
分割される。収集を促進するために、グループ識別子も
またパーチチャンネルを通して送信される。現在使用さ
れる1つの案(scheme)は、N個の直交ゴールド
コード(SC1からSCN)のうちの1つ、即ち、或る
一定のエラー修正及び取消し特性を有するゴールドコー
ドを、マーカSCo及びグループ識別子がちょうどオー
バーラップするように、グループ識別子としてパーチチ
ャンネルを通して送出する。
Coの位置を決定し、次いでSC1からSCNのうちの
どれが受信されている際中であるかを見い出すことによ
って、ロングコードグループを決定する。しかしなが
ら、グループ当り多くのロングコードがあるので、移動
体は依然として長い探索を行って、使用中である正確な
ロングコードを決定しなければならない。
送信する代わりに、パーチチャンネルを通して(n,
k)ブロックコードを送出することによってこの種の長
い探索を緩和する。コードのk個のデータ記号はロング
コードシーケンスIDをコード化する。ブロックコード
は繰り返し送出されるので、コンマのない特性を有しな
ければならない。即ち、コードワード毎の循環けた送り
はユニークでなければならない。この特性によって、一
旦コードの隣接する記号がパーチチャンネルから集めら
れると、コードを独自に復号化できることが保証され
る。N個のゴールドコードから或るアルファベットを有
する例えばリード−ソロモンコーード等のエラー修正コ
ードはクロックコードに対して使用される。MSはロン
グコードIDを得るのにソフト決定復号化(soft−
decision decoding)を使用する。即
ち、クロックコードによってもたらされる大きな最小距
離は等価のダイバーシティに再度帰着する。また、コン
マのないブロックコードが使用されるので、移動体はコ
ードワードの正確な循環けた送りを決定することもでき
る。この循環けた送り情報を使用してロングコードフェ
ーズを決定することができる。即ち、ロングコードの1
周期内でマーカが1回以上送信されて、マーカ位置に関
してロングコードの開始点が曖昧になる場合に、このこ
とが必要とされる。図6は移動局(MS)が基地局(B
S)から得られた信号を有する無線通信システムを図示
している。基地局は各セル604の中心に位置してい
る。BS信号を得たMSへのBS信号の経路は方向性信
号矢印602によって示されている。MSはこのMSに
伝播する間に経路損失が最小量であるBS信号を得る。
ればならないロングコードの数が低減され、この結果と
して、 1.所定量のハードウェアに対する取得時間が低減さ
れ、かつ 2.より大きなオーダーのダイバーシティ組合せが用い
られ、こうして、許容収集性能を得るのに必要なパーチ
SNRを低減することができるという事実に由来する。
このことは干渉がより少なくなると共に、システム容量
が増大することを意味している。
リーフェージングに対して0dBの平均パイロットSN
Rにて、GF(17)を通した(8,3)リードソロモ
ンコードからのコンマのないコードワードを使用するこ
の開示された方法は、既存のグループコードベースの方
法に対する取得時間の3分の1を下回る約1秒の平均収
集時間を生む。
ている。現在使用しているNTTシステムでは、トラフ
ィック及び制御チャンネルに対する記号は、40960
チップの周期を有すると共に、「M−シーケンス(M−
sequence)」セットから選択される「ロングコ
ード」によって拡散される。このセットは本質的に、相
互に相対的にシフトされ、共に排他的論理和(Xor)
演算される2つの最大長さシフトレジスタ・シーケンス
である。
間のコード再使用の可能性を有する個別ロングコードを
使用する。L個のロングコードの全セットは、おのおの
がL/N個のロングコードから成るN個のグループに分
割される。現行のNTT仕様はL=128でN=4を使
用している。ロングコードのこれらのセットは良好な自
己相関特性及び低い相互相関を有している。
長するために、2つの所謂「パーチ(perch)」チ
ャンネルが設けられる。各パーチチャンネルは、本質的
に625ms毎に周期的に現れるマーカである1つの
「ロングコードマスク化記号(long code m
asked symbol)」を有している。名称が示
唆するように、これらのマーカ記号(NTT仕様では2
56チップのロングゴールドコード)はロングコードに
よって拡散されず、全ての基地局に共通である。第1の
パーチチャンネル上のロングコードマスク化記号は、
「SCo」と称せられる。第1のパーチチャンネルは、
マスクされないと共にPN取得プロセスの最終段階にお
いて使用される他の256チップ記号から構成される。
トラフィック及び制御チャンネルは同一のロングコード
を使用して拡散されるが、256チップの直交ウェルシ
ュシーケンス(Walsh sequence)によっ
て多重化され、このためパーチ1チャンネルが拡散され
ない場合相殺となる。このために、トラフィックチャン
ネルは取得問題に対して無視することができる。しかし
ながら、トラフィックチャンネルはパーチチャンネルの
干渉エネルギーが計算されるときに考慮に入れなければ
ならない。何故ならば、受信信号の遅延した多重経路成
分に現れるトラフィックチャンネルはもはやパーチチャ
ンネルに対して直交してはいないからである。
スク化され、625ms毎に周期的に現れると共に、ち
ょうどSCoとオーバーラップする1つの記号のみから
構成される。この記号はロングコードグループをコード
化し、従って第2のパーチチャンネル上にN個の異なる
ロングコードマスク化記号(SC1からSCN)のうち
の1つがある。現行のNTTの提案では、SCoからS
CNは256チップの「ショート」ゴールドコードのセ
ットから選択される。
る。制御チャンネル(CCH:control cha
nnel)上のデータは、直角位相シフトキーイング
(QPSK:Quadrature Phase Sh
ift Keying)モジュールによって変調され
る。次いで、信号はセルサイト−ユニークロングコード
(LCj:cellsite−unique long
code)及び全てのセルサイトに共通する共通ショ
ートコード(CSC:common shortcod
e)の組合せによって拡散される。しかしながら、ロン
グコードシーケンスは、各セルのロングコードが属する
グループを識別するロングコードのグループ識別コード
(GICj:group:dentification
code)によって1つのデータ記号間隔(または、
ショートコード長さ)に渡って周期的にマスクされる。
直交ショートコードの全セットであり、またSCoはC
SCに割り当てられたショートコードであり、一方、他
のコードはトラフィックチャンネル(TCh:traf
ficchannel)に割り当てられている。SCo
以外のこれらのショートコードのうちの1つはGICと
して再使用される。2つのシーケンスを使用して、j番
目のセルライトの拡散コードを発生する。第1のシーケ
ンスは発生器シフトレジスタに全ての「1」をロードす
ることによって発生される。他方のシーケンスは発生器
シ ニークなシフト定数)の2値表現のものをロードするこ
とによって発生される。ロングコードLCjは、
発生 (A(#pg−1)はロングコードグループの数であ
り、各グループはシステムに使用するロングコードの総
数の1/A倍を含んでいる)として決定される。
ることができる。 段階1:受信機は先ず(SCoの局所的に発生したレプ
リカと受信信号のスライディングウインドー相関(sl
iding window correlation)
を実行すると共に、SCo位置での相関ピークを検出す
ることによって)SCoの位置を決定する。 段階2:受信機はSC1からSCNのうちのどれがSC
oのトップ上にて送信されたかを検出することによって
ロングコードグループを決定する(これは、段階1にて
決定したマーカ位置にて受信信号とSC1からSCNの
おのおのとの相関をとることによって行われる)。 段階3:各グループはL/N個のロングコードから構成
されるので、受信機は更にこれらの可能性を探索する。
また、マスクした記号は625ms毎に一度現れると共
に、ロングコードの周期は10msであるので、16個
のマスクした記号はロングコードの周期毎に現れる。こ
の結果、検出されたマスクした記号はロングコードの1
6個のオフセットの何れか1つと合わせられ得る。こう
して、段階3においては総数16(L/N)回の探索が
あり、各探索は受信信号と適切なオフセットのコードと
の相関から構成される。また、この探索はパーチ1のマ
スクされないロングコード部上で行われる。
ハードウェアを用いない限り明らかに極めて長いもので
あり、このことは受信機側で取得に多大な時間がかかる
ことを意味している。段階3にf個の探索「フィンガ
(finger)」、即ち探索を並行に行う相関器を割
り当てれば、探索を完了するのに必要な記号間隔の数S
は次式で表わされる。
記号間隔の間に受信信号に対して相関をとられること
(即ち、ダイバーシティは用いられないこと)と、各フ
ィンガは記号レートで動作して、記号間隔毎に1つの相
関出力を生成すること、とを仮定している。
28及びN=4であれば、この探索は32の記号間隔を
使い尽くす。即ち、パーチ1上のタイムスロット当り9
のマスクされない記号があるので、このことは殆んど4
つのタイムスロットである。512個のフィンガを使用
することによって、この時間が1つの記号のみにカット
される。しかしながら、512個の探索フィンガに関す
るオーバーヘッドはこの選択を非実用的なものにしてし
まう。
ている。この開示した方法は、ロングコードのセットを
より多数のグループに分割すると共に、相応じてより多
くのグループ情報を第2のパーチチャンネルを通して送
信することによって、現行の方法に関する諸問題を緩和
するものである。現行のNTT案はSC1からSCqの
うちの1つ、即ち、2ビットの情報をパーチ2を通して
送信する。パーチ2上で1つの記号長さであるグループ
コードを繰り返し送信する代わりに、開示した方法はグ
ループコードとしてのq個の記号から構成されるアルフ
ァベットに渡って長さnのブロックコードを使用する。
このことは記号C1C2,…,Cn(各C1はゴールド
コードSC1からSCqのうちの1つである)のシーケ
ンスを送出することに対応する。
の種の繰返しブロックコードを用いることによってコー
ド化することができる。Nがより大きいので(N個のグ
ループをコード化することは{log(N)}ビットを
必要とする)、段階3で探索すべきロングコードの数、
即ちL/Nはより小さい。
使用してブロックコードにコード化することもできる。
ブロックコードは繰り返し送信されるので、受信機はブ
ロックコードC1C2…Cnの任意の循環けた送りを得
ることができる。各コードワードは、ユニークなコード
の循環けた送りの数として定義されるその期間によって
特徴づけられる。例えば、2進コードに対して、全てが
1または全てが0のコードワードは1の期間を有してい
るのに対し、交互する0−1シーケンスは期間2を有す
ることとなる。明らかに、例えば長さnの長いコードに
対して、期間n、即ちCoからn−1の循環けた送りに
対応する)コードワードの全てのn回の循環けた送りを
有する幾つかのコードワードがあることとなる。長さn
のコードワードが期間Pを有すれば、Pはnを除する。
仮にnが素数であれば、可能性のある期間は1とnであ
る。例えば、長さ3の全ての2進数シーケンスに対し
て、{000,111}は期間1を有し、他の6個のシ
ーケンス{100,010,001,110,101,
011}はおのおのが期間3を有する。
に、コードワードの期間は搬送する情報のビット数に対
する関係を有する。このことは、コードワードの一意の
循環けた送りを使用して、ロングコードの可能オフセッ
トをコード化することができることによる。しかしなが
ら、真実であるべきこのことに対して、コードワードn
の長さは、この例では16であるロングコードマスク化
記号位置に関するロングコードの可能オフセットの数を
割らなければならない。図3はn=8のブロックコード
を図示している。
グコード期間の始めからスタートさせることができる。
8つのユニークな循環けた送りの全てを有する(即ち、
期間8を有する)コードワードのみを使用すると仮定す
れば、受信機はロングコードの2つの可能オフセットを
調べる必要があるに過ぎない。一方、8よりも短い期間
を有するコードワードはより少ない情報をコード化す
る。即ち、4の期間は4のオフセット曖昧さを意味し、
これらの4つのオフセットは依然として探索する必要が
ある。期間4を有する長さ8の2進数コードワードの例
は10111011である。
ロックコードを設計するために、ブロック長さnはこの
例では16の因数でなければならない。nを16の倍数
として選択するのも作業のうちであるが、このことは逆
に取得時間に影響を与えてしまう。何故ならば、受信機
はコードワードから全ての記号を集めるようにn個のタ
イムスロットを拡張しなければならないからである。ま
た、期間nを有するコードワードの大部分の情報をコー
ド化するため、この種のコードワードのみが使用される
こととなる。
合に対して、
解であるとすれば、コンマのないqに関するアルファベ
ットに渡るn個の要素から成る集合Mは、次式によって
与えられる。
を有する全てのコードワードの集合から成っているの
で、これらのコードワードはM/n個の互いに素のクラ
スに分割することができ、この際、各クラスは特定のコ
ードワードの全ての循環けた送り、即ち、M/n個の一
意のグループを含んでいる。前記等式はqnのn個の要
素から成る集合の大きな割合が実際にコンマがなく、次
の項は第1の項に比して指数関数的に小さいことを示し
ている。
素数である場合を考えると、M=qn−qn/pが成立
する。例えば、n=4でかつq=2であれば、12個の
コンマのないコード、即ち{0001,0010,01
00,1000,0111,1011,1101,11
10,1001,1100,0011,0110}があ
る。相互に循環けた送りである各コードから成る3つの
クラスは、{0001,0010,0100,100
0}、{0111,1011,1101,1110}、
及び{1001,1100,0011,0110}であ
る。こうして、3つの一意のグループがある。
つのコードワードを使用すれば、M/n個までのロング
コードグループをコード化することができる。また、各
コードワードはコンマがなく、かつ除算するのにn(こ
の例では16)が選択されるので、16/n個のオフセ
ットを探索しさえすればよい。段階3において、コンマ
のないコードベースのアプローチに対して(如何なるダ
イバーシティの組合せもなく)探索を完了するのに必要
な記号間隔の数は次の通りである。
間隔が必要となることに留意されたい。一方、nが16
を除算はするが、コンマのないコードを使用しないとす
れば、各コードワードはその期間に応じて異なる量の情
報を搬送し、この結果、復号化を複雑化する。
る。単一の記号グループコードの代わりに、n=2のコ
ンマのないコードを用いることができる。q=16を選
択すれば、M/nは結果を出し、これに対してq=17
はM/n=136を与える。こうして、サイズ17のア
ルファベットセットを使用する7ビットをコード化する
ことができ、このことはおのおのが4個のロングコード
を含む128個のロングコードグループ(N=128)
をコード化することになる。ショートコードSC1から
SC17を前述した長さが2のコードに対するアルファ
ベットとして使用すれば、コードワードは128対の並
べられた形式(SC1,SC2)、(SC1,SC3)
等となる。(SCi,SCj)をコードワードとして選
択すれば、(SCj,SCi)はコードワードとしては
使用されない。また、各コードワード(SCi,SC
j)に対して、保持するコンマのない特性上、iはjと
は等しくない。各コードの第1の要素は、図3の例に示
すように、ロングコード期間の開始に合わせられる。受
信機はパーチ2上の各コードワードの循環けた送り双方
を受信する。ここで、受信機での収集マスクを再度3つ
の段階に分ける。 段階1:前記と同じ 段階2:受信機は(SCi,SCj)のうちのどれをパ
ーチ2上の受信機によって送出するかを決定する。この
ことは、2つの連続したマスクした記号位置でのSC1
からSC17と相関をとることによって行われる。ダイ
バーシティに対して、幾つかの奇数及び偶数の決定変数
を組み合わせて、最終的な決定を行うことができる。コ
ードワード(SCi,SCj)は128個のグループの
うちのどの1つが送出中であるかを受信機に知られる。
また、所定のコードワード(SCi,SCj)に対し
て、SCiまたはSCjのうちの一方だけがロングコー
ドの始めと合わされるので、受信機は段階3における8
個のオフセットのみを通して探索する必要がある。 段階3:各グループは8つのオフセット曖昧さを有する
4個のロングコードから構成されるので、合計32個の
組合せを探索する必要がある。
器フィンガを使用すれば、2つの記号期間のみが全ての
可能性を通して探索するのに必要とされる。即ち、多数
の記号に渡って相関を行って、(ミス及びフォールスア
ラーム確率の点から)段階3全体の性能を向上すること
ができる。4つのタイムスロットを使用すれば、段階3
における18のダイバーシティを達成することができ
る。
コードを使用することによってコードダイバーシティを
活用して、パーチ2上のロングコード情報を送出するこ
とができる。リードソロモンコードは、前述したような
小さな探索空間の利益だけでなく、コードのエラー修正
特性による取得の第2の段階の改良した性能をも生む。
する。何故ならば、エラー修正コードは、全てのそのコ
ードワードがそれらの間に或る最小の距離を有するよう
に、即ち、tエラー修正コードが最小距離2t+1を有
するように設計されるからである。各コードワードの全
ての循環けた送りはまた受信機にて受信される。こうし
て、コードワードの全ての循環けた送りもまたコードワ
ードであるコードが必要とされる。換言すると、巡回コ
ードが必要とされる。このことは勿論のこと問題ではな
い。何故ならば、コード化理論文献の重要部分は事実巡
回コードを扱っているからである。
る任意のエラー修正巡回コードは、ロングコード識別の
ために使用することができる。この種のコードからのコ
ンマのないコードワードを選択しなければならない。即
ち、n個の一意の循環けた送りを有するコードワードを
使用して、ロングコードグループをコード化する。
に対するアルファベットとして使用することができるの
で、例えばq=17等の大きなアルファベットセットサ
イズを用いることができる。このことはリードソロモン
(RS:Reed Solomon)コードを開示した
方法のために好ましいものとする。何故ならば、これら
のコードはアルファベットセットサイズが大きいことを
要求するからである。また、リードソロモンコードはシ
ングルトン・バウンド(singletonboun
d)を満たす。即ち、(n,k)RSコードは最小距離
dmin=n−k+lを有し、これは任意の(n,k)
巡回コードに対する最小可能距離dminである。
GF(q)、即ち、オーダーqのガロア拡大体を通して
構成することができる。.がGF(q)の基本要素で、
かつ次式が成立すると仮定する。
任意にかつ通常は1に選択される。しかしながら、発生
したコードにおけるコンマのないコードワードの数を最
小化するために、Cに対する最適値は実際は0である。
こ を有する生成多項式を使用して構成される。前述のよう
に、次式がnの一意の因数分解であるとする。
次式によって与えられる。
合に対する前記等式と比較した場合、RSコード中のq
k個のコードワードの大きな割合はコンマなしと思われ
る。しかしな と言えて、Cが0に等しくないのであれば、コンマのな
いワードの数は次式のように変形される。
コードからコンマのないコードワードのサブセットを発
生する手続き、即ち、ボース−コールドウェル(Bos
e−Caldwell)技術が引き出されている。ダブ
リュー・ダブリュー・ピーターソン(W.W.Pete
rson)及びイー・ジェー・ウェルドン(E.J.W
eldon)著の、エラー修正コード(ERROR C
ORRECTING CODES)371〜91(19
72年)を参照されたい。この手続きをRSコードに適
用すれば、任意の(n,k)コードはnqk−1個のコ
ンマのないコードワードを発生することになる。換言す
れば、コンマのない特性は1つの情報記号を放棄するこ
とによって達成される。しかしながら、ボース−コール
ドウェル技術によって得られるnqk−1個のコードワ
ードに比して実際より多くのコンマのないコードワード
が所定のRSコードにあることを示すことができる。
コードワードの循環けた送りがあるとすれば、循環けた
送りを独自に決定するシンドローム多項式を構成できる
という点で別の特性を有する。こうして、復号化の際
に、受信機は受信したコードワードの全ての循環けた送
りを可能性のある送信したコードワードのおのおのと比
較することを回避する。しかしながら、コードベースの
アプローチから大部分のものを得るために、受信機にお
けるRSのソフト決定復号化が必要とされる。ソフト復
号化手段を使用すれば、RSコードの普通の復号化と同
様に循環けた送りを決定するのにも有効な効率的復号化
技術を使用することができるにも拘らず、考慮されてい
る短い長さ(n=8)のRSに対して複雑さは問題では
ない。
ワード コードベース収集案に対して、例えば16を除するブロ
ック長さnが選ばれる。GF(17)に渡るRSコード
がこれに対して最適である。何故ならば、これらのコー
ドは16を除するブロック長さを有しているからであ
る。(8,2)コードは、(ボース−コールドウェル技
術によって発生された136個のコードワードに対抗す
るものとして、マシーン探索によって見い出された)M
=272のコンマのないコードワードを有する。従っ
て、M/n=34のロングコードグループをこの種のコ
ードを用いてコード化することができる。
情報をコード化するのに使用することができる(8,
3)コードは、例えdmin=6を有するとしても好ま
しい。GF(17)における基本要素は3である。生成
多項式が以下のようであるとする。
のコードワードが得られる。極めて重要であるという訳
ではないが、興味あることは次式が成立するとする。
いコードワードが得られない。
コードにおける4896個のコンマのないコードワード
を、おのおのがコードワード当り8つの循環けた送りを
含む、4896/8=612クラスのコードワードに分
割し得る。こうして、612個までのロングコードグル
ープを、これらの612のクラスのおのおのから任意の
1つのコードワードを使用してコード化することができ
る。1例として、612のクラスのサブセットのみを使
用して、ロングコードグループの数を64にする。この
選択はRSコードベースのアプローチの性能を元々のN
TTのアプローチ及び単純な長さ2のコードと比較する
上で便利である。システムには512個のロングコード
があり、これらが64のグループ(N=64)に分割さ
れてグループ当り8個のロングコードが残されることを
仮定する。これら64個のコードワードのおのおのの第
1の記号は、図3におけるように、ロングコード期間の
開始に合わせられる。受信機は各コードワードのあらゆ
る循環けた送りを受信し、合計で64×8個のコードワ
ードを受信する。しかしながら、受信機は送信された特
定の循環けた送りを知っているので、2つのオフセット
の曖昧さに対してではあるが、ロングコード期間の開始
を決定する。
づつのオフセットを段階3において探索する必要があ
る。これらの16の可能性を受信機にて16個のフィン
ガを使用して1つの記号間隔において並行に探索するこ
とができる。このとき、受信機は、例えば4つのタイム
スロットにおいて非常に高いオーダーのダイバーシティ
を使用することができ、この際、4つのタイムスロット
において、受信機は最終の探索及び非常に正確なロング
コードの検査に対してこれらのスロットに現れる全ての
36個のシンボルを使用することができる。また、必要
であれば、段階3で探索すべき16個のコード及びオフ
セットを依然として必要としながらも、(最大612ま
での)64以上のロングコードグループを使用して、多
数のロングコードを支持することができる。
使用すれば、受信機によって以下の段階が行われる。 段階1:前記と同じ。 段階2:受信機はグループコードC1C2…C8のうち
のどれがパーチ2上の送信機によって送出されているか
を決定する(17のうちの各1≦C,≦17はショート
コードSC1,SC2,…,SC17のうちの1つに対
応している)。このことは受信信号の8つの連続したマ
スクされた記号位置にあるSC1からSC17との相関
をとることによって行われる。8回の決定毎のダイバー
シティに対して、変数を組み合わせて最終的決定を行う
ことができる(dのダイバーシティを得るのに8dのス
ロットを必要とする)。受信機は受信したコードワード
に関するハードまたはソフト復号化の何れかを実行す
る。
の連続したスロットのおのおのにおいて最大相関を生む
SCjを単に決定するに過ぎない。このことは標準RS
復号化アルゴリズムを使用して2つまでのエラー(何故
ならば、2t=n−k=8−3)を修正することができ
る各C1を決定する。受信したワードが64個のコード
ワードのどれに対応するのかは、ボース−コールドウェ
ルのアプローチを使用するか、または受信したワードを
64個のコードワードのおのおのの8つの循環けた送り
のおのおのと徹底的に比較することによって決定するこ
とができる。このことはDSPにとっては簡単なマスク
である。このことは受信した特定の循環けた送りは勿
論、送信したコードワードをも生む。
プロセスから得られた8×17の結果がセーブされる。
Diを、i番目のタイムスロット(1≦i≦8 18は
8つの連続したタイムスロットのおのおのを表わす)
と、ショートコードSCr(1≦r≦17,19)との
相関をとった結果とする。オーダーdのダイバーシティ
組合せが用いられれば、各Diはdのタイムスロットか
らの組み合わされた相関値を表わす。ここで、送信する
ことができた16個のコードワードの各1つの8つの循
環けた送りのおのおのに対して(総数512の候補)、
以下の決定変数を計算する。
ある512の可能な候補のおのおのである)。
環けた送りを決定することもできる。このことを効率的
に行うために、64個のコードワードC1C2…Cgの
おのおのに対して、そのおのおのとその循環けた送りの
ために.を計算し、得られる(8つの計算値のうちか
ら).の最大値を記憶し、かつこの最大値に対応する循
環けた送りを記憶する。このことは全ての64個のコー
ドワードに対して行われ、結局、恐らく送信したコード
ワードとその受信した循環けた送りを得る。コードワー
ドとそれらの循環けた送りの間の大きな最大距離によっ
て、誤ったコードワードを捨う確率が低減される。即
ち、コードダイバーシティがもたらされる。
ブルート・フォース・アプローチ(brute for
ceapproach)を使用するソフト決定復号化は
非常 の)相関計算はDSP外部のハードウェアで行われると
仮定すれば、前記計算を実行することは5−10K D
SPプロセッサ命令サイクル(例えば、テキサス・イン
スツルーメンツ社(Texas Instrument
s)によって製造されたティー・エム・エス320シー
50エックス(TMS320C54xDSP)の間で推
量される。この種の専用ハードウェアは現行の取得法に
対しても必要とされる。非常に多数のロングコードが必
要とされる場合に将来起こり得るより大きなブロック長
さに対して、よりスマートなソフト復号化技術もまた必
要とされることとなる。 段階3:各グループは2つずつのオフセット曖昧さを有
する8個のロングコードのみから構成されるので、NT
T方法の512通りの組合せ、及び単純な長さ2のコン
マなしのコードまたは(8,2)RSコードが使用され
る場合に必要とされる32通りの組合せと比較して、合
計16通りの組合せを探索する必要があるだけである。
得段階を共に調査することによって決定できるに過ぎな
い。探索空間が低減されるために取得プロセスの段階3
においては明瞭な利益があるが、より多くの情報が段階
2で送信される(n=2コードにつき1個の代わりに2
個の記号、及び前述したRSコードにつき8個の記
号)。こうして、関数のタイムスロットが双方の場合に
対して段階2で費されると仮定すれば、より多くのミス
が段階2において予期される。しかしながら、低いSI
Rに対して、段階3において高いオーダーのダイバーシ
ティ組合せを用いることは、検出の確率を十分に高く保
ちつつ、低い偽りロック確率(約10−5)を得るのに
必須であることを分析は示している。このことはシミュ
レーションからも確認される。コードベース法の探索空
間がより小さいために、一定数のタイムスロットが段階
3で拡張されれば、大きなオーダーのダイバーシティ組
合せが使用される。
ィンガを用いると共に、4つのタイムスロットを使用す
れば、長さ2のコンマのないコード当り18のダイバー
シティが得られる。何故ならば、タイムスロット当り9
個のマスクされない記号があり、16個のフィンガ上の
32通りのロングコード及びオフセット組合せを通して
探索するのに2個の記号を使用するからである。一方、
4つのタイムスロットを使用すれば、(8,3)RSコ
ードから得られるコンマのないコード当り36のダイバ
ーシティが得られるのに対して、NTTのアプローチで
は4つのタイムスロットが何らのダイバーシティ組合せ
も考慮していない。
ている。分析のために、独立した探索段階が仮定される
が、各探索段階内にて相関フェージングが考慮されてい
る。レイリーフェージング(Rayleigh fad
ing)に対して、また実際のドップラー周波数(Do
ppler frequency)に対して、独立性仮
定は保持されないが、各段階の間の依存性が考慮に入れ
られれば分析は複雑すぎる。
に、図4の状態図はマルコフ連鎖(Markovcha
in)である。このことは信号受信経路を得ることに相
当する。チャンネル推定量は取得の際に有効ではないの
で、非干渉性検出が用いられる。また、(マスクした記
号を除いて)パーティチャンネル上の各記号はデータ変
調されているので、単一の記号間隔に渡って相関をとる
ことによって逆拡散が行われる。決定変数を形成するの
に1つ以上の記号を組み合わせるべきであるのならば、
事後検出ダイバーシティを用いる必要がある。
入力の相関(スライディング・ウィンドー型相関)を実
行する。また、事後検出ダイバーシティ組合せを用いる
ことができる。即ち、T1スロットが段階1で組み合わ
されれば、u(0≦u≦5119 23)によって示さ
れるSCoの5120個の可能位置のおのおのに対し
て、実行される試験は次式で表わされる。
(複素数)サンプルであり、この際、yoは段階1が始
まるときに受信される第1のサンプルであり、(Co,
C2,…,C255)はショートコードSCoであり、
かつTは半分のチップで測定される連続したマスクした
記号間の間隔である。5120個の全ての仮説が段階1
で試験され、これらのうちの任意の1つが前記等式の試
験をパスすれば、探索の段階2に移行する。1つ以上の
仮説が試験をパスすれば、最大相関値を生む仮説が選ば
れる。何故ならば、関心は単一の受信経路を得ることに
あるからである。受信機は試験をパスする多数の仮説を
処理して、探索プロセスの1回の反復において1つ以上
の経路を並行して潜在的に得ることができる。一方、ど
の仮説も試験をパスしなければ、ミス状況であり段階1
に停まる。この段階における種々の統計量は以下の通り
である。 パスしない)確率。
及び段階1でのフォールスアラーム(状態S2b)のた
めに、段階2に入る。段階2では、元々のNTTの提案
に対して、ロングコードマスク化記号が(段階1から)
期得される位置において、受信信号yはショートコード
SC1からSCNと相関がとられる。選ばれた仮説は最
大相関を有する仮説である。この最大相関出力はまたし
きい値.2と比較され、このしきい値を超えた場合にの
みヒット(hit)が生じる。ヒットが生じた場合、段
階3に移行し、そうでない場合には段階1に戻る。この
ことによって段階1における誤りが低減される。再度、
T2タイムスロットに対する事後検出ダイバーシティ組
合せを行うことができる。要約すると、元々のNTT方
法に対するこの段階で実行される試験は以下の通りであ
る。
(複素数)サンプルであり、この際、ynは段階2が始
まるときに受信される第1のサンプルであり、段階1で
推量したマーカ位置と一致してなり、段階1が正確な仮
説を選択すれば、これは正確なマスクした記号位置であ
り、そうでなければ間違った位置である。シーケ ドグループをコード化するショートゴールドコードSC
1からSCNであり、Tは前述のように5120であ
る。しきい値.2を超えているとすれば、前記等式の試
験を最小化するrはグループコードとして選択され、さ
もなくば段階1に戻る。
て、受信機は次式で表わされる相関値を計算する。
るショートゴールドコードSC1からSCNであり、C
i(1≦Ci≦17 29)はショートコードSCiの
1つに対応し、かつi(1≦i≦n 30)はn個の連
続したタイムスロットのおのおのを表わす。グループコ
ード及びその受信した循環けた送 素から成る集合及び可能な送信したn個の要素から成る
集合のおのおのの間のユークリッド距離(Euclid
ean distance)に対応する)を計算するこ
とによって推量される。決定変数Λは次式で表わされ
る。
は段階2に対する統計量である。 た場合、段階2の正確の仮説を選ぶ確率。 た場合、段階2の試験がうまく行かなかった確率。 場合、段階2が間違ったグループコードを選ぶ確率。 に対して間違ってうまく行く確率。 に対してうまく行かない確率。
な決定及び段階1または段階2(状態S3b)の何れか
におけるエラーのために段階3に入る。段階3では、ロ
ングコードグループは既に決定されている。しかしなが
ら、そのグループの中のどのロングコードが使用中であ
るかということと、そのオフセットとを決定しなければ
ならない。(事後検出ダイバーシティ組合せを含み得
る)T3個のタイムスロットを使用して、受信した信号
と対応するロングコード及びオフセットとの相関をとる
と共に、どの仮説が最大相関出力につながるかを見い出
すことによって、ロングコード候補のおのおのを探索す
る。相関動作はパーチ1チャンネルのマスクされない部
分に対応する記号間隔に渡って実行されなければならな
い。
れば、タイムスロット当り9個のマスクされない記号が
あるので、次式で表わされるオーダーのダイバーシティ
組合せを利用することができる。
グループコード案に対してT3/4のダイバーシティを
意味し、前述した長さ2のコンマのないコード例に対し
ては9(T3/2)のダイバーシティを意味し、また
(8,3)RSコードから得られるコンマのないコード
に対しては、9Tのダイバーシティを意味する。
め、しきい値.3に対して相関値が試験される。このこ
とは非常に重要である。何故ならば、段階3はまた検査
段階として機能し、この段階3のために偽りロックの全
確率を低く保つことができ、即ち、一旦この段階がパス
されると、遅延ロックループが開始され、また偽りロッ
クに対するペナルティが非常に高いからである。こうし
て、この段階で実行される試験は次式で表わされる。
ードも複素数であるため共役が要求される)、かつ
ロングコードであり、かつ0≦S≦(16/n)−14
5は16/n個の可能なロングコードオフセットであ
る。段階1が正確な仮説を選択すれば、Gは正しいグル
ープである。即ち、これらの何れかが間違いであれば、
間違って段階3に入る(図4の段階S3bに対応す
る)。
ク化記号を考慮していない。相関プロセスは段階1で推
量されたマスクした記号位置に従ってこれらの記号をス
キップしなければならない。
る。 定した場合、段階3が正確な仮説を選ぶ確率。 定した場合、段階3の試験が任意のW及びSに対してう
まく行かない確率。 仮定した場合、段階3が間違ったロングコードまたはオ
フセットを選ぶ確率。 たと仮定した場合、段階3の試験が或るW及びSに対し
て間違ってうまく行く可能性。 たと仮定した場合、段階3の試験が任意のWまたはSに
対してうまく行かず、(正しく)段階1に戻る確率。
取得に対応する状態「S5」、または偽りロックに対応
する状態「S4」の何れかが現在の状態である。
コード及び(8,3)RSコードベーースのグループコ
ード案とを比較したシミュレーション結果について説明
する。各シミュレーションに対して使用される各パラメ
ータをリストする。即ち、T1,・1,T2,・2,T
3及び・3の各値がある。大きな拡散利得のために、全
受信信号エネルギーIoに近接し得る受信機での全付加
ガウスノイズの分散で以って各しきい値が正規化され
る。Ioの値は、幾つかの記号間隔に渡る受信信号の包
絡線を平均化することによって推量される。分析及びシ
ミュレーションは、ノイズ電力の完全な推定量が受信機
で既知であるということを仮定している。
及び・3は図4の状態図を分析することによって得られ
る。しかしながら、最終のパラメータ値及び対応するシ
ミュレーション結果のみを述べる。パラメータは最悪の
条件、即ち、経路SIR当り最低の期待平均及び80H
zの最大期待ドップラー周波数に対して最適化される。
より低いドップラー周波数はより良好な性能につなが
る。
T3≦48 51のタイムスロットの制約がある。ま
た、たとえT1>1の条件を使用するのが有益であるに
しても、この種の選択は大きなバッファ要求(10から
15Kバイトのメモリ)につながる。
コード(4つのロングコードグループで、グループ当り
32個のコード)を仮定しているのに対して、コードベ
ース案はこの数の4倍(512個のロングコード)を支
持している。また、シミュレーションは逆拡散記号の抽
象化(abstraction)レベルで行われる。こ
のことが意味していることは、受信信号が探索中のコー
ドを搬送している場合、また受信信号が局所的に発生し
たレプリカに合わされている場合、各逆拡散動作
号エネルギー(それ自体レイリー分布(Rayleig
h distribution)から選ばれた乱数)で
あり、Nは熱的ノイズ、相互及びセル内部干渉(int
er and intra−cell interfe
rence)、及び異なるPNシーケンス間の相互相
関、あるいはそれらのシフト量を表わす付加ガウスノイ
ズ(additiveGaussian noise)
の総分散量である。局所的に発生したコード(cj)が
受信コードと同一であるか、または受信コードと合わさ
れていなければ逆拡散記号
留意されたい。双方の場合における付加ノイズは記号間
で独立していると仮定される。しかしながら、特定した
ドップラー周波数でのレイリーフェージングに従う記号
間の信号エネルギーESの相関は考慮されている。実際
のシステムを厳密にモデル化するものではあるが、この
種の抽象化のレベルはシミュレーション時間を相当低減
する。また、異なるPNコード間の相互相関、またはP
Nコード及びそのランダムシフトの間の相関は良好な近
似にまで付加ガウスノイズとしてモデル化することがで
きる。
ると仮定した場合、かつ0dB及び1.5dBの経路平
均SIR(平均ES/Nとして定義される)当りに対し
て、以下の表は80Hzのドップラー周波数を有するレ
イリーフェージングに対する最終結果を示している。S
IR値は、不正確なサンプリングフェーズ、搬送周波数
エラー及びIo推定量エラーに起因する信号劣化を包含
すると仮定される。即ち、示したSIRは、受信したS
IRマイナス全ての劣化量である。これらの劣化は比較
される全ての取得案に対して同一となる。また、NTT
システムでは、マスクした記号エネルギーはマスクしな
い記号位置に比して3dB低い。表1に示すSIR値は
マスクした記号位置でのものであり、最初の2段階によ
って見られる平均SIRである。即ち、段階3における
SIRは示したSIRに比して3dB高い。
セスの段階2でハード決定復号化を使用したときの性能
が示されている。了知し得るように、ブロックコードの
ハード復号化は高いエラー確率につながるので、コード
は完全にブレーク 0dB平均SNR(レイリーフェージング下でのMに関
する直交シグナリング)にて、レイリーフェージング下
での単一の17に関する記号に対する検出確率である
0.22と比較して、シミュレーションから得られるよ
うに0.06である。
000回成功した取得に渡って平均化された「Tac
q」と名付ける。1つの経路だけが受信機にあると仮定
する。より多くの経路はTacqに帰着する。偽りロッ
クはどの方法に対しても観測されず、このことはパラメ
ータが10−5を下回る偽りロックの確率に対して設計
されているために期待される。ジェイクのフェージング
モデル(Jake’sfading model)(参
照によって本願に組み込まれるダブリュー・シー・ジェ
イクス(W.C.Jakes)の「マイクロ波移動通信
(MicrowaveMobile Communic
ations)」、アイトリプルイー出版部(IEEE
Press)、1974年を参照されたい)はチャン
ネルに対して使用され、シミュレーションはウルトラス
パーク2(Ultrasparc2)上のマトラブ(M
atlab)で行われた。各ラン(run)は近似的に
8時間を費した。
えるべきである。付加ノイズはホワイトガウスノイズで
あり、この結果、各逆拡散記号に加えられるノイズは独
立していることが仮定される。実際に、ノイズは受信機
の前端において行われる余弦整合フィルタリングによっ
てカラー化される。即ち、相関ノイズは取得性能を改良
することが期待されている。また、実際に、更なる性能
向上につながる受信機での1つ以上の経路があることと
なる。
るロングコード探索を低減する方法を開示している。こ
の方法は第2のパーチチャンネルを通して送信されるエ
ラー修正ブロックコードを使用すると共に、コードワー
ドのコンマのない特性を利用している。レイリーフェー
ジングチャンネルモデルを使用するシミュレーション結
果は、ロングコードの数を4倍に支持しながらNTT
DoCoMoの仕様で用いられている既存の案と比較し
て、取得時間の2から3の改良点の因子を示して、有効
なハードウェア及び偽のロックの確率を一定に保ってい
る。必要とされる余分な処理のみが取得プロセスの段階
2の際のグループコードの最大復号化のためのものであ
る。即ち、このことは(8,3)リードソロモンコード
例に対する10K DSPプロセッサ周期未満の期間を
費やすのに推量される。こうして、この方法は簡単なハ
ードウェアを使用して低いSIRで受信コードを得る時
間を低減するために使用することができる。
た、基地局が移動局を得るという使用に応用することが
できる。一旦取得が生じると、通信は従来の無線スペク
トル拡散システムにおけるように続行する。
た、周波数ホッピング(FH:frequency−h
opping)、ハイブリッドDS/FH、またはDS
/チャープ・スペクトル拡散方式に応用することができ
る。
ションに関する更なる詳細は以下の文献において見い出
すことができる:グロバー(Glover)のデジタル
通信(DIGITAL COMMUNICATION
S)(1998年);エス・グリシック(S.Glis
ic)及びビー・ヴァセテック(B.Vucetic)
の無線通信用のスペクトル拡散CDMA方式(SPRE
AD SPECTRUMCDMASYSTEMS FO
R WIRELESS COMMUNICATION
S)(1997年);エー・ヴィタービ(A.Vite
rbi)のCDMA:スペクトル拡散通信の原理(CD
MA:PRINCIPLES OF SPREADSP
ECTRUM COMMUNICATIONS)(19
95年);ケー・フィハー(K.Feher)の無線デ
ジタル通信、変調及びスペクトル拡散応用(WIREL
ESS DIGITAL COMMUNICATION
S,MODULATION AND SPREAD S
PECTRUM APPLICATIONS)(199
5年);アール・ピーターソン他(R.Peterso
n at al.)のスペクトル拡散通信への入門(I
NTRODUCTION TOSPREAD SPEC
TRUM COMMUNICATIONS)(1995
年);アール・ディクソン(R.DIXON)のスペク
トル拡散方式(SPREAD SPECTRUM SY
STEMS)(第3版 1994年);アール・イー・
ブラハット(R.E.Blahut)のエラー制御コー
ドの理論と実際(THEORY AND PRACTI
CEOF ERROR CONTROL CODE
S)、アディソン−ウェズレー出版社(Addison
−Wesley Publishing Compan
y)、1983年;ディー・チェース(D.Chas
e)のチャンネル測定情報を使用した復号化ブロックコ
ードのためのアルゴリズムのクラス(A CLASS
OF ALGORITHMSFOR DECODING
BLOCK CODES USING CHANNE
L MEASUREMENTINFORMATIO
N)、情報理論に関するアイトリプルイー会報(IEE
E Transactions on Informa
tion Theory)、第IT−18巻、1972
年7月発行;エー・ジー・ダバック(A.G.Daba
k)のWCDMA移動受信機構築のためのシステム工学
(SYSTEM ENGI−NEERING FOR
BUILDING WCDMA MOBILE REC
EIVER)、ティー・アイ技術アクティビティ報告
(TITechnical Activity Rep
ort)、1998年1月発行;ジー・ディ・フォーニ
ィ(G.D.Forney)の汎用最小距離復号化(G
ENERALIZED MINIMUM DISTAN
CE DECODING)、情報理論に関するアイトリ
プルイー会報(IEEETransactions o
n Information Theory)、第IT
−12巻、1996年4月発行;ダブリュー・シー・ジ
ェークス(W.C.Jakes)のマイクロ波移動通信
(MICROWAVEMOBILE COMMUNIC
ATIONS)、アイトリプルイー出版部(IEEE
Press)、1974年;ヴィ・エム・ジョヴァノヴ
ィック(V.M.Jovanovic)及びイー・エス
・ソーサ(E.S.Sousa)のDS/BPSKスペ
クトル拡散取得における非干渉性相関の分析(ANAL
YSIS OF NON−COHERENT CORR
ELATION IN DS/BPSKSPREADS
PECTRUM ACQUISITION)、通信に関
するアイトリプルイー会報(IEEE Transac
tions onCommunications)、第
43巻、第2/3/4号、1995年2月発行;ケー・
アール・マティス(K.R.Matis)及びジェー・
ダブリュー・マディスチノ(J.W.Modestin
o)の線型ブロックコードの低減状態ソフト決定トレリ
ス復号化(REDUCED−STATESOFT−DE
CISION TRELLISDECODING OF
LINEAR BLOCKCODES)、情報理論に
関するアイトリプルイー会報(IEEE Transa
ctions onInformation Theo
ry)、第IT−8巻、1982年1月発行;移動設備
のための仕様(SPECIFICATIONS FOR
MOBILE EQUIPMENT)、NTT移動通
信網株式会社(NTT MobileCommunic
ationsNetwork,Inc.)、1997年
4月17日発行;エー・パパスケラリュー(A.Pap
asskellariou)のIS−95Aのためのパ
イロットPN取得(PILOT PN ACQUISI
TIONFOR IS−95A)、ティーアイ技術アク
ティビティ報告(TITechnical Activ
ity Report)、1997年7月発行;ダブリ
ュー・ダブリュー・ピーターソン(W.W.Peter
son)及びイー・ジェー・ウェルドン(E.J.We
ldon)のエラー修正コード(ERROR CORR
ECTINGCODES)、第2版、マサチューセッツ
工科大学出版部(MIT Press)、1972年、
第374頁から第391頁;ジェー・ジー・プロアキス
(J.G.Proakis)のデジタル通信(DIGI
TAL COMMUNICATIONS)、マグロウヒ
ル・ブック・カンパニー(McGraw HillBo
ok Company)刊、1989年、ジェー・ケー
・ウォルフ(J.K.Wolf)のトレリスを使用した
線型ブロックコードの有効最大復号化(EFFICIE
NTMAXIMUM LIKELIHOOD DECO
DING OF LINEAR BLOCK CODE
SUSING A TRELLIS)、情報理論に関す
るアイトリプルイー会報(IEEETransacti
ons on InformationTheor
y)、第IT−24巻、1978年1月発行。これらの
全ての文献は参照によって本願に組み込まれる。
ば、第1のロングコードによって拡散された第1のデー
タと、間欠的に送信されると共に前記第1のロングコー
ドによって拡散されていない第2のデータとを少なくと
も間欠的に含む信号を送信し、前記第2のデータの多重
伝送が組合せで前記第1のコードの少なくとも部分的な
識別をもたらすこと、を特徴とするスペクトル拡散通信
の方法が提供される。
よれば、第1のロングコードによって拡散された第1の
データを含むと共に、前記第1のコードの少なくとも部
分的識別をもたらすコンマのないブロックコード、及び
前記第1のロングコードを部分的にさえも識別しない共
用コードの逐次的部分を間欠的ではあるが連続的にでは
なく含む信号を送信し、前記ブロックコード及び前記共
用コードが前記第1のロングコードによって拡散されな
いことを特徴とするスペクトル拡散通信の方法が提供さ
れる。
よれば、可能であれば、通信が確立されることが所望さ
れる新しい基地局の伝送にて、拡散されないコード識別
ブロックコードを検出する段階と、組合せの各記号の前
記ブロックから、ロングコードの可能な同一性について
の少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、前記ブロ
ックコードのフェーズから、前記ロングコードのフェー
ズについての少なくとも幾つかの情報を引き出す段階
と、を具備したことを特徴とする移動局を動作させる方
法が提出される。
よれば、第1のロングコードによって拡散された第1の
データと、間欠的に送信されると共に前記第1のロング
コードによって拡散されていない第2のデータとを少な
くとも間欠的に含む信号を伝送する段階を備えたスペク
トル拡散通信の方法を実行する複数の基地局と、通信が
確立されることが所望される新しい基地局の伝送にて、
可能であれば、拡散されないコード識別ブロックコード
を検出する段階と、組合せの各記号の前記ブロックか
ら、ロングコードの可能な同一性についての少なくとも
幾つかの情報を引き出す段階と、前記ブロックコードの
フェーズから、前記ロングコードのフェーズについての
少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、を備えた移
動局を動作させる方法を実行する複数の受信機と、を組
み合わせて具備し、前記第2のデータが、前記第1のコ
ードの少なくとも部分的識別をもたらすブロックコード
の部分を逐次的に定義してなること、を特徴とする通信
システムが提供される。
よれば、第1のロングコードによって拡散された第1の
データと、間欠的に送信されると共に前記第1のロング
コードによって拡散されていない第2のデータと、前記
第1のコードの少なくとも部分的識別をもたらすと共に
前記第2のデータによって少なくとも部分的に定義され
るブロックコードと、を備えた信号を少なくとも間欠的
に送信する基地局と、前記信号及び前記ブロックコード
を受信する受信機と、を具備したことを特徴とするスペ
クトル拡散通信のシステムが提供される。
よれば、第1のロングコードによって拡散された第1の
データと、前記第1のロングコードによって拡散されな
い間欠的には送信されるが連続的には送信されないコン
マのないブロックコードの逐次的部分であって、前記第
1のコードの少なくとも部分的識別をもたらす前記逐次
的部分と、前記第1のロングコードを部分的にさえも識
別しないと共に前記第1のロングコードによって拡散さ
れる共用コードと、を備えた信号を送信する基地局と、
前記信号を受信する受信機と、を具備したことを特徴と
するスペクトル拡散通信のシステムが提供される。
よれば、基地局と、通信が確立されることが所望される
前記基地局の伝送にて、可能であれば、拡散されないコ
ード識別ブロックコードを検出し、組合せの各記号の前
記ブロックから、前記基地局から送信されるロングコー
ドの可能な同一性についての少なくとも幾つかの情報を
引き出し、かつ前記ブロックコードのフェーズから、前
記ロングコードのフェーズについての少なくとも幾つか
の情報を引きす受信機と、を具備したことを特徴とする
スペクトル拡散通信のシステムが提供される。
新的概念は応用の広範囲に渡って変更及び変形すること
ができ、従って、特許権を主張する内容の範囲は与えら
れた特定の例示的教示の何れによっても限定されること
はないが特許請求の範囲によって規定されるだけであ
る。
ステムの類似物には全く制限されず、他の実施の詳細を
含むシステムにおいて使用することができる。
システムに厳密には制限されず、周波数または周波数ホ
ッピングパターンによる幾つかの割当てを含むハイブリ
ッドシステムにおいて使用することができる。
用されるリード−ソロモンコードは勿論、他のコードに
よって、好ましくはコンマのないブロックコードによっ
て置換することができる。この種のコードはBCH、ハ
ミングコードまたは他のよりパワフルなエラー修正コー
ドを含むことができる。この種のコードの長さは、ロン
グコードの長さに均等に分けるべきであることが好まし
い。代替的に、コードの長さはロングコードの長さの倍
数であり得る。
用されるゴールドコードは、他のコード、例えばウォル
シュコード(Walsh code)によって置換する
ことができる。
い実施例では、SCo)は全くグローバルである必要は
ない(SCoを見い出すための相関負担は、特に、開示
した発明によってどの程度相関時間がセーブされるかを
考慮すれば比較的軽い)。代わりに、予約共用コードの
小さなセット(例えば4または7)は、第1のパーチチ
ャンネル上のSCoの代わりに、第2のパーチチャンネ
ル上の前述したようなブロックコード化と一緒に使用す
ることができる。このことは、第2のパーチチャンネル
上のブロックコードによってもたらされるより広範な識
別及びフェーズ情報と共に、第1のパーチチャンネルに
おける少量の識別情報をもたらすこととなる。
ロングコードを一意に識別するのに十分大きい場合、フ
ェーズオフセットを得るのに他の方法を使用することが
できれば、スライディング相関器探索を行うことは必要
ではなくなる。
ブロックコードのセットが局の数の2倍を上回っている
別の代替実施例において、多数のブロックコードを各基
地局に割り当てることができる。このことによって、ロ
ングコードワードの1回の繰返しに対して要求されるよ
りも少ない時間内で局を一意に定義することが可能とな
る。例えば、前述した好ましい実施例の文脈内にて、2
つのコンマなしの8記号コードを各局に割り当てること
ができ(ABABABが送信され)、この結果、局がブ
ロックコードを認識するや否や、フェーズの曖昧さはな
い。このことはより短いブロックコードの使用をも考慮
している。
時間を黙許することができれば、パーチチャンネルにお
ける割り当てられた電力を低減することができる。この
ことは干渉を低減させると共に、システム容量を増大さ
せる。高速ハードウェア(例えば、相関器双対プロセッ
サ)が受信機に対して有効であれば、このコードベース
取得方法は、多数の経路及び基地局を並行して探索する
ハードウェアを用いることができるという利点を依然と
して有している。
ングコードを支持することができる。この大きなコード
ベースは、多数の小さな基地局を用いる「ピコセル(p
icocell)」アーキテクチャーに対して有益であ
る。
に対する結果は、以下の方法で、即ち、段階3において
必要とされる探索を更に低減すべくより多数のロングコ
ードグループを使用し、性能を向上すべくより長いエラ
ー修正コードを使用すると共にブロックコードを復号化
するための効率的な復号化技術を用い、かつ、段階1に
おいてダイバーシティ組合せを許容する技術を用いるこ
とによって更に改良することができる。
とが許容されているが、本願で示した結果に対して17
のタイムスロットのみを使用しているので、段階2にお
いてダイバーシティ組合せを用いることによって、性能
を一層向上させることができる。NTT方法は36個の
スロットを用いており、この数はコードベースアプロー
チで使用されるスロット数の2倍を上回っている。しか
しながら、コードベースの方法は一層効率的に成しとげ
る。
・ハンドオフ方法に組み込むことができる。この種の方
法はコンピュータの使用上激しいものではあるが、2つ
の基地局による移動体ユニットの取得を許容する。
ように、他の局トポロジは示した特定の局トポロジを置
換し、これに付加し、またはこれに代用することができ
る。
内で、異なる特性を有するコードを前述したコードに代
用することができる。
る。
て、第1のロングコードによって拡散された第1のデー
タと、間欠的に送信されると共に前記第1のロングコー
ドによって拡散されていない第2のデータとを少なくと
も間欠的に含む信号を送信し、前記第2のデータの多重
伝送が組合せで前記第1のコードの少なくとも部分的な
識別をもたらすことを特徴とする前記方法。
2のデータは前記第1のデータとの同期化情報をもたら
すのに使用されることを特徴とする前記方法。
2のデータは前記第1のロングコードのオフセットを決
定するのに使用されることを特徴とする前記方法。
1及び第2のパーチチャンネルは前記第1及び第2のデ
ータをそれぞれ送信するのに使用されることを特徴とす
る前記方法。
れた第1のデータを含むと共に、前記第1のコードの少
なくとも部分的識別をもたらすコンマのないブロックコ
ード、及び前記第1のロングコードを部分的にさえも識
別しない共用コードの逐次的部分を間欠的ではあるが連
続的ではなく含む信号を送信し、前記ブロックコード及
び前記共用コードが前記第1のロングコードによって拡
散されないことを特徴とするスペクトル拡散通信の方
法。
有コードは前記ブロックコードに対して同期化情報をも
たらすのに使用されることを特徴とする前記方法。
いて、前記第1及び第2のパーチチャンネルは前記第1
のコード及び前記ブロックコードをそれぞれ送信するの
に使用されることを特徴とする前記方法。
とが所望される新しい基地局の伝送にて、拡散されない
コード識別ブロックコードを検出する段階と、組合せの
各記号の前記ブロックから、ロングコードの可能な同一
性について少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、
前記ブロックコードのフェーズから、前記ロングコード
のフェーズについての少なくとも幾つかの情報を引き出
す段階と、を具備したことを特徴とする移動局を動作さ
せる方法。
いて、前記ロングコード及び前記ブロックコードはコン
マのないエラー修正コードであることを特徴とする前記
方法。
及び第2のパーチチャンネルは前記ロングコード及び前
記ブロックコードをそれぞれ送信するのに使用されるこ
とを特徴とする前記方法。
おいて、前記ロングコードは共用コードを含むことを特
徴とする前記方法。
おいて、前記ロングコードは繰り返して送信される共用
コードを含むことを特徴とする前記方法。
の方法において、前記ロングコードは最大最小距離を有
する線形コードであることを特徴とする前記方法。
された第1のデータと、間欠的に送信されると共に前記
第1のロングコードによって拡散されていない第2のデ
ータとを少なくとも間欠的に含む信号を伝送する段階を
備えたスペクトル拡散通信の方法を実行する複数の基地
局と、通信が確立されることが所望される新しい基地局
の伝送にて、可能であれば、拡散されないコード識別ブ
ロックコードを検出する段階と、組合せの各記号の前記
ブロックから、ロングコードの可能な同一性についての
少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、前記ブロッ
クコードのフェーズから、前記ロングコードのフェーズ
についての少なくとも幾つかの情報を引き出す段階と、
を備えた移動局を動作させる方法を実行する複数の受信
機と、を組み合わせて具備し、前記第2のデータが、前
記第1のコードの少なくとも部分的識別をもたらすブロ
ックコードの部分を逐次的に定義してなること、を特徴
とする通信システム。
された第1のデータと、間欠的に送信されると共に前記
第1のロングコードによって拡散されていない第2のデ
ータと、前記第1のコードの少なくとも部分的識別をも
たらすと共に前記第2のデータによって少なくとも部分
的に定義されるブロックコードと、を備えた信号を少な
くとも間欠的に送信する基地局と、前記信号及び前記ブ
ロックコードを受信する受信機と、を具備したことを特
徴とするスペクトル拡散通信のシステム。
ステムにおいて、前記ロングコード及び前記第2のデー
タはコンマのないコードであることを特徴とする前記シ
ステム。
ステムにおいて、前記第2のデータは前記第1のロング
コードのオフセットを決定するのに使用されることを特
徴とする前記システム。
て、第1及び第2のパーチチャンネルは第1及び第2の
データをそれぞれ送信するのに使用されることを特徴と
する前記システム。
された第1のデータと、前記第1のロングコードによっ
て拡散されない間欠的には送信されるが連続的には送信
されないコンマのないブロックコードの逐次的部分であ
って、前記第1のコードの少なくとも部分的識別をもた
らす前記逐次的部分と、前記第1のロングコードを部分
的にさえも識別しないと共に前記第1のロングコードに
よって拡散される共用コードと、を備えた信号を送信す
る基地局と、前記信号を受信する受信機と、を具備した
ことを特徴とするスペクトル拡散通信のシステム。
が所望される前記基地局の伝送にて、可能であれば、拡
散されないコード識別ブロックコードを検出し、組合せ
の各記号の前記ブロックから、前記基地局から送信され
るロングコードの可能な同一性についての少なくとも幾
つかの情報を引き出し、かつ前記ブロックコードのフェ
ーズから、前記ロングコードのフェーズについての少な
くとも幾つかの情報を引き出す受信機と、を具備したこ
とを特徴とするスペクトル拡散通信のシステム。
ステムにおいて、前記ロングコード及び前記ブロックコ
ードはコンマのないエラー修正コードであることを特徴
とする前記システム。
ステムにおいて、前記ブロックコードは前記第1のデー
タとの同期化情報をもたらすのに使用されることを特徴
とする前記システム。
ステムにおいて、第1及び第2のパーチチャンネルは前
記第1及びブロックコードをそれぞれ送信するのに使用
されることを特徴とする前記システム。
ステムにおいて、前記ロングコードは最大最小距離を有
する線形コードであることを特徴とする前記システム。
項に記載のシステムにおいて、前記検出は予め取得した
基地局の伝送において生じることを特徴とする前記シス
テム。
ングコードによって拡散されたデータだけではなく、拡
散されていないコード識別データを間欠的に同時放送す
る改良式移動通信アーキテクチャを開示する。このコー
ド識別データは多数の記号を含むブロックコードであ
り、この結果、コード識別データの送信を完了すること
が多数の間欠的送信に要求される。この送信は2つの方
法で、即ち、コード識別データがロングコード自身につ
いての少なくとも幾つかの情報を与える方法、及びブロ
ックコードのフェーズがロングコードワードのフェーズ
についての少なくとも幾つかの情報を与える方法で基地
局がロングコードワードを探索する時間を短くする。
3月9日付で出願された暫定出願第60/077,24
6号(代理人の事件整理番号T−27287PS)から
優先権を主張する。しかしながら、本出願の内容は優先
権出願の内容と同一ではない。
示す図である。
信システムを示す図である。
Claims (2)
- 【請求項1】 スペクトル拡散通信の方法において、 第1のロングコードによって拡散された第1のデータ
と、間欠的に送信されると共に前記第1のロングコード
によって拡散されていない第2のデータとを少なくとも
間欠的に含む信号を送信し、 前記第2のデータの多重伝送が組合せで前記第1のコー
ドの少なくとも部分的な識別をもたらすこと、を特徴と
する前記方法。 - 【請求項2】 第1のロングコードによって拡散された
第1のデータと、間欠的に送信されると共に前記第1の
ロングコードによって拡散されていない第2のデータと
を少なくとも間欠的に含む信号を伝送する段階を備えた
スペクトル拡散通信の方法を実行する複数の基地局と、 通信が確立されることが所望される新しい基地局の伝送
にて、可能であれば、拡散されないコード識別ブロック
コードを検出する段階と、 組合せの各記号の前記ブロックから、ロングコードの可
能な同一性についての少なくとも幾つかの情報を引き出
す段階と、 前記ブロックコードのフェーズから、前記ロングコード
のフェーズについての少なくとも幾つかの情報を引き出
す段階と、を備えた移動局を動作させる方法を実行する
複数の受信機と、を組み合わせて具備し、 前記第2のデータが、前記第1のコードの少なくとも部
分的識別をもたらすブロックコードの部分を逐次的に定
義してなること、を特徴とする通信システム。
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---|---|---|---|
JP17006199A Expired - Lifetime JP4234264B2 (ja) | 1998-04-27 | 1999-04-27 | 加速式コード取得を有するスペクトル拡散電話器 |
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JP (1) | JP4234264B2 (ja) |
KR (2) | KR19990083511A (ja) |
DE (1) | DE69940754D1 (ja) |
TW (1) | TW431075B (ja) |
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