JP2001501789A - Arqシステムの誤り検出方式 - Google Patents
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Abstract
(57)【要約】
CRCフィールドを含む受信データパケットの複数の複写を互いに比較して一致しないビット位置を決定する、自動送信要求(ARQ)システムの誤り検出および訂正方式である。決定されたビット位置の数が或るしきい値より小さい場合は、一致しないビット位置での全ての可能な構成を有する仮のパケットについて、CRC検査により有効性を検査する。受信データパケットの複数の複写の間でヘッダフィールドが変化していることを明らかにするため、前記受信データパケットの複数の複写の少なくともいくつかの可変ヘッドフィールドを修正する前と後にCRCフィールドを計算する。
Description
【発明の詳細な説明】
ARQシステムの誤り検出方式
発明の分野
本発明は一般にデータ通信システムに関するもので、より特定すると、ビット
誤り率(BER)が高い伝送における自動再送要求(ARQ)システムの誤り検
出に関する。
発明の背景
ディジタル通信システムでは、送信するデータにブロックコードを用いて冗長
情報を加え、伝送中に起こる可能性のある誤りの検出および/または訂正を行う
。一般に用いられるコードの1つは巡回冗長検査(CRC)である。巡回冗長コ
ードは最小の冗長量で多数の誤りを検出することができるし、また簡単な論理回
路で実現することができる。このような利点があるので、CRCコードはディジ
タル通信システムに広範囲に用いられている。
CRC検査の1つの欠点は、CRC検査は誤りは検出するが誤りの順方向訂正
はできないことである。CRC検査は、受信モジュールが発信モジュールに応答
することができる自動再送要求(ARQ)によく用いられる。本質的に、受信モ
ジュールは、巡回冗長検査により生成され発信モジュールがパケットに付加した
フレーム検査シーケンスを検査することにより、入力パケットすなわちフレーム
の伝送誤りを検査する。到着した入力パケットに明らかな誤りがない場合は、終
端モジュールは発信モジュールにACKと呼ぶ肯定応答パケットを送る。入力パ
ケットに伝送誤りがある場合は、終端モジュールはそのパケットを廃棄してAC
Kを送らない(または、否定応答すなわちNACKを送る)。ACKを送らない
と、発信モジュールは終端モジュールがパケットを正しく受信しなかったと判断
して、発信モジュールはパケットを再送する。
上述の従来のARQシステムは長い歴史を持っており、その詳細はBertsekas
とGallagerが詳細に述べている(「データ網(Data Networks)」,Prentice-Hall
,1987,pp.58-73)。改善されたARQ方式については、米国特許第5,
241,548号に次のように開示されている。すなわち、到着したパケットに
伝送誤りがあるときは、終端モジュールはこれを廃棄せずバッファに記憶する。
欠陥のあるパケットが3個累積すると、終端モジュールはこの欠陥のあるパケッ
トの3個の反復に対してビット毎に多数決を行う。この裁定の結果から、終端モ
ジュールは新しい合成パケットを作成する。この合成パケットのフレーム検査シ
ーケンスが有効である場合は、終端モジュールは発信モジュールに肯定応答を送
る。有効でない場合は、バッファを消去し、新たに処理を開始し、終端モジュー
ルは問題のパケットが自動的に再送信されるのを待つ。
主として通常はBERが低い地上伝送リンクの要求に応えて種々の基本的なA
RQ方式が次々に生成され、チャンネル効率と処理能力は一般に高くなった。し
かしこれまで提示された種々の方式では、チャンネル誤りがあるときに、特に散
発的にBERが高くなる移動体無線伝送システムにおいて、チャンネル処理能力
と効率は完全には最適化されない。
より詳述すると、米国特許第5,241,548号に開示された方法は、多数
決という強化法(2個の受信パケットに基づく決定は信頼できない)を行う前に
3回反復してパケットを受信する必要がある。3回反復してもパケットを正しく
復号することができない場合は、全処理を再開始する唯一の方法は全部で5回の
反復を待つことであろう。その理由は、多数決論理で同点にならないようにする
には奇数の反復が必要だからである。しかし3回または5回の奇数の反復を行う
と、2回または4回の反復でパケットを正しく復号できる可能性のある場合に実
質的に無駄を行うことになる。
更に、モジュールを支援する物理層がダイバーシチ受信器を含むときは、奇数
のパケットが必要なのは特殊な場合である。一般に、ダイバーシチ受信器は2本
のアンテナを用いて入力信号の2つの推定値を得る。本質的にこの種の構造は、
検査のために偶数のパケット反復を供給する能力を有する。このようなダイバー
シチ受信器が、従来の機能で動作するARQモジュールを有する終端モジュール
を用いると、この能力が完全に無駄になる。なぜなら、従来のARQモジュール
は本質的に奇数のパケットの反復が必要であるという制約を有するからである。
従来のARQシステムの別の問題は、CRCにより保護される情報の一部が反
復の度に変化し、CRCにより保護される情報の別の部分は変化しない場合に起
こる。この状況は、例えばデータパケットがヘッダフィールドを含む場合に起こ
る。ヘッダーフィールドは、同期化、順序付け、アドレス指定、網管理、通信プ
ロトコルの低い層で用いられる他の情報などに関する情報を運ぶ。この場合は、
シーケンスメンバーなどのヘッダフィールド内の情報は反復の度に変化する可能
性があるが、テキストフィールドは変化しない。CRCはヘッダフィールドでも
テキストフィールドでも計算されるので、テキストフィールドが変化しなくても
、ヘッダが反復の度に変化するとCRCも変化することになる。
発明の概要
本発明はARQプロトコル用の終端モジュールに関するものである。1つの好
ましい実施の形態では、伝送誤りのある受信パケットを廃棄せずに記憶装置内に
保持する。送信パケットの欠陥のある反復が記憶装置内に偶数個ある場合は、一
致しない反復のビットの数を数える。この数と所定のまたは適応的なしきい値と
を比較する。この場合、しきい値のレベルの選択は、検出されない伝送誤りに対
するそのアプリケーションの許容範囲に従って、または利用可能なプロセッサ資
源の評価に従って、または携帯用端末の場合は利用可能な電池容量の評価に従っ
て行う。問題のビットの数がこのしきい値より小さい場合は、問題のないビット
は伝送誤りなしに受信されたものと仮定して、全ての可能な伝送ビットパターン
の集合を作成する。可能な各伝送ビットパターンのCRCを検査する。これらの
CRCの1つだけが有効と分かった場合は、終端モジュールはACKを送り、伝
送パケットの次の反復が到着するのを待つ。伝送されたパケットの欠陥のある反
復が記憶装置内に奇数個ある場合は、多数決により合成パケットを形成する。合
成パケットのCRCが有効な場合はACKを送る。ダイバーシチ受信器に関する
別の実施の形態では、上に述べた改善された終端モジュールを用いて欠陥のある
パケットのペアを処理して復号する。
本発明は終端モジュールの動作を改善して、チャンネル処理能力を最大にし、
チャンネル帯域幅を維持し、エンド・ツー・エンドのパケット遅れを最小にし、
ダイバーシチ受信器の性能を最適にする。これらの考慮は、通信チャンネルの物
理層資源の容量が限られていて誤りが起こりやすいときに特に重要である。例え
ば、セルラや、帯域移動体無線や、リンク余裕の少ない衛星伝送装置などで実現
される移動体無線リンクの場合や、移動体無線リンクが不透明な障害物で一時的
に妨害されたり、移動体無線リンクが厳しい天候により一時的に好ましくない条
件下にある場合などである。更に本発明の目的は、ARQプロトコルモジュール
専用のプロセッサ資源や電池資源が限られる場合や、変化する伝送チャンネル条
件に対して、または電池容量のレベルに対して、または検出されない誤りに対す
るアプリケーション層の許容範囲に対して適応する場合に、携帯無線端末に適用
できる方法を与えることである。
図面の簡単な説明
図1は、従来の技術における、データリンク接続で相互に接続される発信モジ
ュールと終端モジュールを示す。
図2は、従来の技術における、発信DLCモジュールから見た簡単なARQプ
ロトコルの動作を示す。
図3は、本発明における、ARQプロトコルの改善された終端モジュールの動
作を示す。
図4は、それぞれ10ビットの位置を持ち、その中の3位置が問題である2個
のパケットの例を示す。
図5は図4の例の続きであって、合成パケットの集合の作成を示す。
図6は、本発明の終端モジュールの物理層を支援する二重チェーンダイバーシ
チ受信器の基本構造を示す。
図7は、二重チェーンダイバーシチ受信器内に実現された本発明の終端モジュ
ールの動作を示す。
発明の詳細な説明
図面は、本発明の誤り制御システムを実現するデータ通信システムの略図を示
す。データ通信システムを一般に10で示す。データ通信システム10は通信リ
ンク130により終端モジュール120に接続する発信モジュール110を含む
。発信モジュール110はパケットすなわちデータのフレームを通信リンク13
0により終端モジュール120に送る。通信リンク130は移動体無線装置、ま
たは固定無線装置、または固定および移動体無線装置の組合わせ、または地上回
路
とデータ回路終端装置により実現してよい。
発信モジュール110は通信チャンネルで伝送するのに適した形式にデータを
書式化(formatting)する。チャンネルの要求に一致するようにデータを書式化す
ることをソースコーディングと言う。ソースコーディングの後、データストリー
ムに追加ビットを付加して符号化する。これにより、受信データストリーム内の
チャンネル誤りを検出することができる。追加のデータビットを冗長ビットと呼
ぶ。受信端で誤り検出ができるようにするためにデータストリームに冗長ビット
を加える処理を誤りコーディングと呼ぶ。
よく知られている誤り検出方法の一例は巡回冗長検査(CRC)である。ほと
んどのCRC符号は誤り検出用であって誤り訂正用ではない。他のブロック符号
や畳込み符号では誤り検出と誤り訂正が可能である。CRC符号を誤り検出に用
いるときは、終端モジュール120は伝送中に誤りが生じなかったかどうか受信
データを検査する。受信パケットに明らかな誤りがない場合は、受信モジュール
120はACKと呼ぶ肯定応答パケットを発信モジュール110に送る。受信パ
ケットにチャンネル誤りがある場合はACKを送らない。この(ACKを送らな
い)場合は、発信モジュール110は所定の時間が経った後にパケットを再送す
る。この方式のシステムを自動再送要求(ARQ)システムと呼ぶ。
図2は、ARQシステムにおける発信モジュール110の動作を示す。データ
送信の要求を受けると(ブロック200)、発信モジュール110はCRCを計
算してフレーム検査ビットをソース情報に付加する(ブロック210)。次にパ
ケットを通信リンク130により送信する(ブロック220)。次に発信モジュ
ール110はタイマを起動する(ブロック230)。タイマが満了する前に終端
モジュール120からACKを受けた場合は(ブロック240)、発信モジュー
ル110は終端モジュール120がパケットを正しく受信したと判断する。次に
発信モジュール110はパケット再送カウントを0にして(ブロック250)、
次のサービス要求を待つ。そうでない(すなわち、タイマ230が満了するまで
モジュール110からACKを受けない)場合は、発信モジュール110は終端
モジュール120がパケットを正しく受信しなかったと判断する。次に発信モジ
ュール110はパケット再送カウントを調べる(ブロック260)。このカウン
トは、パケットを再送信する回数を制限するために用いる。パケット再送カウン
トが最大許容値に達していない場合は、パケットを終端モジュール120に再送
し(ブロック270)、パケット再送カウントを増分する(ブロック280)。
そうでない(すなわち、パケット再送カウントが最大許容値に達している)場合
は、通信データリンク接続130を外すか、または従来の技術で用いられている
対策をとる(ブロック290)。
図3aと図3bは、本発明の改善された終端モジュールの動作を示す。パケッ
トを受信したとき(ブロック300)、終端モジュール120は各入力パケット
の巡回冗長検査(CRC)を計算してその結果を調べる(ブロック310)。C
RCが合格の場合は、終端モジュール120はACKを通信リンクでモジュール
110に送り、バッファを消去する(ブロック320)。このバッファの機能は
後で詳細に説明する。ここで終端モジュール120は次のパケットの到着を待つ
。そうでない(すなわち、CRCが不合格の)場合は、欠陥のあるパケットをバ
ッファに記憶する(ブロック330)。次に終端モジュール120はバッファ領
域を調べて、中にあるパケットの数を数える(ブロック340)。バッファ内に
あるパケットが1個(そこに入ったばかりのパケット)の場合は、モジュール1
20は次のパケットの到着を待つ(ブロック350)。
2個以上のパケットが記億されている場合は、終端モジュール120はバッフ
ァ内にあるパケットが奇数か偶数か判定する(ブロック360)。パケットの数
が奇数の場合は、多数決により1個の合成パケットを形成する(ブロック370
)。この方式を用いて、任意の問題のビット位置に各問題の位置での単純な多数
決で値を割り付ける。例えば、3個の反復で多数決を行った場合は、3個中の2
個の反復が同じ値を持ち、これを問題のビット位置に割り付ける。多数決の結果
が正しいビット値であることは可能性が高い。合成パケットを形成した後、多数
決のパケットのCRC検査を行う(ブロック380と390)。CRC検査が合
格の場合は、終端モジュールはACKを発信モジュールに送り(ブロック400
)、バッファを消去する。そうでない(すなわち、CRCが不合格の)場合は、
終端モジュール120は次のパケットを待つ(ブロック410)。
多数決論理方式は、偶数のパケットでは同数になる可能性があるのでうまく働
かない。したがって、欠陥のある反復が偶数であるときは代入法を用いて合成パ
ケットを作成する(ブロック360)。この場合は、終端モジュール120は問
題のビット位置の数を数える(ブロック420)。このため、バッファ内に記憶
されているパケットの反復をビット位置毎に比較する。全ての反復において、特
定のビット位置の内容が一致する場合はその位置は問題ない。そうでないときは
、そのビット位置を問題ありとして数える。図4は2つの反復を比較する例であ
って、各反復は10ビットを持ち、2つの反復が全部で3個の問題のビット位置
を有する場合である。
図3に示すように、問題のビット位置の数としきい値LMAXを比較する(ブロ
ック430)。問題のビット位置の数がLMAX以上の場合は、モジュール120
は次のパケットが到着するのを待つ(ブロック440)。そうでない(すなわち
、問題のビット位置の数がLMAXより少ない)場合は、モジュール120は合成
パケットを作成する(ブロック450)。問題のビット位置での全ての値の可能
な組合わせを含む一連の合成パケットを作成する。問題のビット位置が2個の場
合は4つの可能な組合わせがあり、間題のビット位置が3個の場合は8つの可能
な組合わせがある。
図5は、合成パケットの集合の構成を示す。図5に示すように、合成パケット
の集合の全ての構成要素は、バッファ内にある2個の受信パケットのビット値が
一致する全てのビット位置では、この2個の受信パケットと同じビット値を有す
る。2個の受信パケットのビット値が異なる各ビット位置(すなわち、問題のビ
ット位置)では、合成パケットの集合の1つの要素の問題のビット位置は「1」
とし、別の要素の問題のビット位置は「0」とする。このようにして、全ての可
能な送信ビットパターンを作成する。ただし、記憶されている2個のパケット内
の値が等しい受信ビット(すなわち、問題のないビット位置にあるビット)は、
全て誤りなしに受信したと仮定する。この2L要素の集合の中、記憶装置内に記
憶されている2個のパケットに相当するビットパターンは、伝送誤りを含むはず
なので除去する。
次に終端モジュール120は合成パケットの集合の各構成要素のCRCを計算
して調べ(ブロック460)、有効なフレーム検査シーケンスを有する合成パケ
ットの数を決定する(ブロック470)。1個だけが有効なフレーム検査シーケ
ンスを有する場合は、モジュール120はACKをモジュール110に送り、バ
ッファを消去する(ブロック400)。そうでない(すなわち、有効なフレーム
検査シーケンスを有する合成パケットの数が1でない)場合は、モジュール12
0はACKを送らず、次のパケットの到着を待つ(ブロック440)。
しきい値LMAXは、システムと性能を考慮に入れて計算して変える。ここに述
べる好ましい実施の形態では、CRCにより伝送誤りが検出されない可能性が限
られるようLMAXの値を選ぶ。この値は問題のビット数が増加するに従って増加
する。このような検出されない誤りの可能性を計算する分析方法は文献に示され
ている(例えば、Boudreau他の「巡回冗長検査の性能と、データスクランブラと
の相互作用(Performance of a Cyclic Redundancy Check and its Interaction
With a Data Scranbler)」、IBM Journal of Research and Development,v
ol.38,no.6(November 1994),pp.651-658を参照のこと)。
本発明の別の実施の形態では、利用可能なプロセッサのサイクルの関数として
LMAXの値を選びまたは変えることにより、合成パケットの集合を探すのに用い
るプロセッサ資源に上限を設ける。上限を設けまたは変える目的は、プロセッサ
資源を自由にして他の目的に用いるため、または環境の変化に応答して用いるた
めである。この実施の形態の1つの変形では、LMAXの値を次式で設定する。
ただし、
Tは合成パケットの集合を処理するのに現在利用可能なプロセッサ命令サイク
ルの全数、
Mはバッファ内に記憶されている欠陥のあるパケットの数、
Nは合成パケットの集合の1つの構成要素を処理するのに必要な命令サイクル
の数、
logは2を底とする対数で、最も近い整数に丸めたもの、
である。
本発明の更に別の実施の形態では、利用可能な電池容量の関数としてLMAXの
値を選びまたは変えることにより、合成パケットの集合を探すときにプロセッサ
が使うエネルギーに上限を設ける。エネルギーの消費は終端DLCモジュールを
実現する電池駆動の受信器にとって関心事である。この実施の形態の1つの変形
では、LMAXの値を次式に従って設定する。
ただし、
ETは合成パケットの集合を処理するのに利用可能な全電池容量、
Mはバッファ内に記憶されている欠陥のあるパケットの数、
ENは合成パケットの集合の1つの構成要素を処理するのに必要な電池容量、
logは2を底とする対数で、最も近い整数に丸めたもの、
である。本発明の別の実施の形態では、3個の受信パケットによる多数決の代わ
りに、合成パケットの集合を拡張し、それぞれのCRCを調べて、CRCが有効
である1個の要素を探す。この拡張では、受信情報の全ての可能な変形を計算す
る。ただし、記憶されている2個のパケット内の等しい受信ビットは正しいとし
、または記憶されている3個のパケット内の等しい受信ビットは正しいとし、ま
たは記憶されている2個または3個のパケット内の等しい受信ビットは正しいと
する。
受信パケット数が偶数のときに終端モジュール120が用いる代入法はダイバ
ーシチ受信器でも有用である。図6は、2チェーンのダイバーシチ受信器の構造
を示し、一般に500で表す。図6において、2つの受信器チェーンはそれぞれ
の入力パケットの2つの反復を生成する。チェーン510はアンテナ520と、
RF回路530と、復調器540を含む。チェーン550はアンテナ560と、
RF回路570と、復調器580を含む。アンテナ520および560は、受信
ダイバーシチを与えるために互いに空間的に離れて入力信号を受信する。RF回
路530および570と復調器540および580は最近の復調器に用いられて
いる既知の原理に従って機能するものであって、RF信号をディジタルビットス
トリームに変換し、それぞれの出力は入力パケットの反復である。復号器590
は終端モジュールを実現する。復号器590は入力パケットの反復を受けて、正
しいデータとACK承認を出力する。
図7aと図7bは、ダイバーシチ受信器内に実現された改善された終端モジュ
ールの動作を示す。受信器が2チェーンなので、これは本来パケットの反復をペ
アで作成する。
パケットのペアを受信すると(ブロック610)、ダイバーシチ受信器500
は第1のパケットのCRCを計算する(ブロック620)。第1のパケットのC
RCが有効な場合は(ブロック630)、ダイバーシチ受信器はACKを発信モ
ジュールに送り、バッファを消去する(640)。そうでない(すなわち、CR
C検査が不合格の)場合は、ペアの第2のパケットのCRCを計算する(ブロッ
ク650)。第2のパケットのCRCが合格の場合(ブロック660)は、ダイ
バーシチ受信器はACKを発信モジュールに送り、バッファを消去する(ブロッ
ク670)。どちらのパケットもCRC検査に合格しない場合は、このパケット
のペアをバッファに記憶する(ブロック680)。次にバッファに記憶されてい
る全てのパケットを比較して、問題のビット位置の数を決定する(ブロック69
0)。問題のビット位置の数としきい値LMAXを比較する(ブロック700)。
問題のビット位置の数がしきい値LMAX以上の場合はバッファを消去し、ダイバ
ーシチ受信器は新しいパケットのペアを待つ(ブロック710)。問題のビット
位置の数がしきい値LMAXより小さい場合は、前に述べた代入法を用いて一連の
合成パケットを作成する(ブロック720)。次にダイバーシチ受信器は各合成
パケットのCRCを計算する(ブロック730)。CRCが有効な合成パケット
が1つだけの場合は(ブロック740)、ダイバーシチ受信器はACKを発信モ
ジュールに送り、バッファを消去する(ブロック750)。CRCが有効である
合成パケットがない場合は(ブロック760)、バッファを消去して、ダイバー
シチ受信器は新しいパケットのペアが送られるのを待つ(ブロック780)。合
格した合成パケットが1個より多い場合は(ブロック760)、ダイバーシチ受
信器はACKを送らず、次のパケットを受信するのを待つ(ブロック770)。
この開示は、本発明の好ましいと考えられる実施の形態といくつかの変形を説
明してきた。これらの概念についての他の変形や修正は、本発明の基本概念が、
特にゴー・バックN ARQ(go-back-N ARQ)システム変形や、選択的な反復
ARQシステム変形や、ARPANET ARQシステム変形や、その他の関連
するARQシステム変形を含む本発明の拡張が理解できれば当業者には容易に思
い浮かぶものである。したがって、請求の範囲に含まれるものは説明のためのも
のであって制限するためのものではない。
これまでの本発明の説明では、発信モジュール110が終端モジュール120
に送信する種々のパケットが同一であると仮定した。しかし、再送信パケットが
、前に送信したが終端モジュール120が受信しなかったパケットと異なる場合
がある。或る通信プロトコルでは、ソース情報を再送信するとCRCで保護され
る情報の一部が変化する。例えば、データパケットは、同期化、順序付け、アド
レス指定、網管理、通信プロトコルの上部層で使わない他の情報などに関する情
報を運ぶヘッフィールドを含むことが多い。例えば、ヘッダフィールドはシーケ
ンス番号を含んでよいが、これは情報を再送信するときに変化する。CRCはヘ
ッダフィールドについても情報フィールドについても計算するので、2つの送信
のヘッダが変化すると、情報フィールドが同じでもCRCは変化する。したがっ
て、終端モジュール120が受信するデータパケットの種々の反復は、種々の反
復を相互に比較する前に変更しなければならない。
本発明は、送信される情報の一部が送信の度に変化する状況でここに述べた多
数決法と代替法を用いることができるように、終端モジュール120が受信パケ
ットを変更する方法を提供する。本発明は、巡回冗長検査の線形特性を利用して
データパケットを操作し、変更された情報の影響を打ち消す。この方法は任意の
誤り制御符号に適用できるものであって、組織的な巡回冗長検査だけに限られる
ものではない。
反復を変更する本発明の方法を説明するには、モジュロ2の係数を有する多項
式の操作を例にとるのが分かりやい。図8はデータパケットの概略を示す。デー
タパケットは情報フィールドと冗長フィールドを含む。情報フィールドはk1ビ
ットを含むヘッダフィールドとk2ビットを含むテキストフィールドに分かれ、
CRCフィールドはmビットを含む。ヘッダフィールドを多項式i1(x)で、
テキストフィールドを多項式i2(x)で表す。両者を合わせて、情報フィール
ドを多項式i(x)=i1(x)xk2+i2(x)で表す。送信符号語をc
(x)で表し、CRC検査を定義する発生多項式をg(x)で表すと、パリティ
検査ビットは次式で与えられる。
したがって、送信符号語はc(x)=i(x)xm+p(x)と書ける。重要な
ことは、線形符号ではp(x)はi1(x)とi2(x)の貢献の和で表せること
である。すなわち、パリティ検査ビットは次式で表される。
p(x)=p1(x)+p2(x)
ただし、p1(x)は可変情報フィールドi1(x)に関連する冗長度を表し、p2
(x)は固定情報フィールドi2(x)に関連するパリティ検査ビットを表す。
p1(x)は次式で表される。
p2(x)は次式で表される。
変化した情報を含むパケットを終端モジュール120が受信したときは、可変
情報フィールド内の何らかの変化に起因する受信データパケット内の差異を除か
なければならない。そのためには、全ての受信データパケット内のヘッダフィー
ルドを等しくすればよい。したがって、変化した反復内の冗長度フィールドを再
計算して、ヘッダ内の変化から生じた冗長ベクトルに起因する全ての変化を差し
引く。これらの操作は次式で表される。
上の式で、r(x)は受信パケットを表し、r’(x)は変化したパケットを表
す。この方法を用いると、テキストフィールドが同じであるデータパケットから
、
ヘッダの変化から生じる差が除かれる。したがって、奇数のパケットには多数決
法を用い、偶数のパケットには代替法を用いて、前に述べたように種々の変化し
た反復r’(x)を比較することができる。
以下に本発明の誤り検出法の例を示す。送信パケットは全部で7ビット(x0
−x6)を含むと仮定する。ただしx0は最下位ビットである。ビットx0−x2は
ベクトルp(x)で表されるパリティ検査ビットである。ビットx3とx4はベク
トルi2(x)で表されるテキストビットである。ビットx5とx6はベクトルi1
(x)で表されるヘッダビットである。発生多項式g(x)はx3+x+1であ
る。i1、(x)、i2(x)、p(x)の値は次の通りである。
i1(x)=1=01 (第1の送信)
i1(x)=x=10 (第2の送信)
i2(x)=x+1=11 (両送信)
p(x)=x=010 (第1の送信)
p(x)=0=000 (第2の送信)
したがって、第1の送信号語は0111010である。第2の送信符号語は10
11000である。
第1の送信中に誤りパターンx2を導入すると、第1の受信語r(x)は01
11110になる。パリティ検査で誤りがあるのでACKを送らず、受信語をバ
ッファ内に記憶する。第2の送信中に誤りパターンx4を導入すると、第2の受
信語r(x)は1001000になる。再びパリティ検査で誤りがあるのでAC
Kを送らない。第2の受信語もバッファ内に記憶する。
受信装置は代替法を用いて送信パケットの再構築を試みる。しかし第1の受信
語と第2の受信語は、テキストフィールドは同じであるがヘッドフィールドが送
信の間に変化しているので、両符号語を直接比較することができない。誤りを訂
正する第1のステップは、受信符号語を変更してヘッダフィールドの影響を除く
ことである。まず、ヘッダビットを差し引く。次に、ヘッドビットに属する冗長
ベクトルp1(x)を差し引く。これらの操作は次式で表される。
r’(x)を作成するには次式に従ってp1(x)を計算する必要がある。
第1の送信では、p1(x)はx2+x+1である。第2の送信では、p1(x)
はx2+1である。したがって、r’(x)は次のように計算される。第1の送信 第2の送信 ここで、2つの反復を直接比較して問題のビット位置を次のように決定するこ
とができる。
第1の反復 0011 001
第2の反復 0001 101
ビット位置x2とx4は2つの反復で問題がある。したがって、次のように値1と
0を問題の位置に代入して、合成パケットの集合を作成する。
合成1 → 0001001
合成2 → 0001101 −− 第2の反復
合成3 → 0011001 −− 第1の反復
合成4 → 0011101
第2および第3の合成反復は、誤りがあることが分かっている2つの受信した反
復の複写なので無視する。次に残りの2つの合成のパリティ検査を行う。
合成1
合成4
合成4は、有効なパリティ検査を含む唯一の合成である。したがって、合成4
が送信されたデキストフィールドを含むと想定する。
上の説明ではr(x)はハード出力受信パケットであると仮定した。本発明は
ソフト出力受信パケットにも用いることができる。ソフト出力受信パケットは実
数から成り、正の数は0を示し、負の数は1を示す。r(x)からi1(x)の
影響を差し引くため、i1(x)からI1(x)を作成する必要がある。ただし、
i1(x)内の0(1)はI1(x)内の+1(−1)になる。同様に、p1(x
)からP1(x)を作成する。ここで次の計算を行う。
この場合もr’(x)はi2(x)だけに依存する。最後に、従来のソフト組合
わせ法を用いてr’(x)のL個の反復を組み合わせることができる。得られる
ソフト出力語r”(x)は、正の値を0に、また負の値を1にすることにより、
通常の方法でハード出力語にすることができる。最後に、CRCを検査する。
もちろん本発明は、本発明の精神と本質的な特性から逸れることなく、ここに
述べたものとは異なる方法で行うことができる。例えば、本発明に従って作られ
た対流オーブンの原型を説明するのに用いた特定の寸法は、請求の範囲を制限す
るものではなく、単なる例である。したがって、この実施の形態はあらゆる点に
おいて例示であって制限するものではなく、全ての請求の範囲の意味と同等の範
囲内の変更はこれに含まれるものとする。
【手続補正書】特許法第184条の8第1項
【提出日】平成10年8月18日(1998.8.18)
【補正内容】
17. 前記所定のしきい値は利用可能なプロセッサ命令サイクルの関数である
、請求項14に記載の誤り訂正法。
【手続補正書】特許法第184条の8第1項
【提出日】平成10年8月24日(1998.8.24)
【補正内容】
請求の範囲
1. 可変情報フィールドと固定情報フィールドを含む送信パケットの欠陥のあ
る複数の反復内の誤りを訂正する方法であって、
a) 少なくとも1個の前記欠陥のある反復内の可変情報フィールドを変更し
て全ての反復内の可変情報フィールドを等しくし、
b) 前記変更された反復内の冗長フィールドを再計算して、前記可変情報フ
ィールド内の変化に起因する冗長ベクトルを差し引き、
c) 前記変更された反復を比較して前記問題のビット位置を決定し、
d) 前記欠陥のある反復の複数の繰返しの比較に基づいて少なくとも1個の
合成パケットを作成し、ただし前記複数の繰返しは少なくとも1個の変更された
反復を含み、
e) 前記合成パケットの有効性を決定する、
ことを含む、欠陥のある反復内の誤りを訂正する方法。
2. 前記合成パケットは前記問題のビット位置での多数決論理により作成され
る、請求項1に記載の欠陥のある反復内の誤りを訂正する方法。
3. 前記合成パケットは、前記問題のビット位置での全ての可能な値の組合わ
せを問題のないビットを含むストリングに代入することにより複数の合成パケッ
トを作成する代入法により作成される、請求項1に記載の欠陥のある反復内の誤
りを訂正する方法。
4. 可変情報フィールドと固定情報フィールドを含む送信パケットの欠陥のあ
る複数の反復内の誤りを訂正する方法であって、
a) 1個の反復を基準として選択し、
b) 残りの反復内の可変情報フィールドを変更して全ての反復内の可変情報
フィールドを等しくし、
c) 前記変更された反復内の冗長フィールドを再計算して、前記可変情報フ
ィールド内の変化に起因する冗長ベクトルを差し引き、
d) 前記反復を比較して前記問題のビット位置を決定し、
e) 前記合成パケットの有効性を決定する、
ことを含む、欠陥のある反復内の誤りを訂正する方法。
5. 前記合成パケットは前記問題のビット位置での多数決論理により作成され
る、請求項4に記載の欠陥のある反復内の誤りを訂正する方法。
6. 前記合成パケットは、前記問題のビット位置での全ての可能な値の組合わ
せを問題のないビットを含むストリングに代入することにより複数の合成パケッ
トを作成する代入法により作成される、請求項4に記載の欠陥のある反復内の誤
りを訂正する方法。
7. 可変情報フィールドと固定情報フィールドを含む送信パケットの欠陥のあ
る複数の反復内の誤りを訂正する方法であって、
a) 各反復内の可変情報フィールドを所定の値に変更し、
b) 前記反復内の冗長フィールドを再計算して、前記可変情報フィールド内
の変化に起因する冗長ベクトルを差し引き、
c) 前記変更された反復を比較して前記問題のビット位置を決定し、
d) 前記欠陥のある反復の複数の繰返しの比較に基づいて少なくとも1個の
合成パケットを作成し、ただし前記複数の繰返しは少なくとも1個の変更された
反復を含み、
e) 前記合成パケットの有効性を決定する、
ことを含む、欠陥のある反復内の誤りを訂正する方法。
8. 前記合成パケットは前記問題のビット位置での多数決論理により作成され
る、請求項7に記載の欠陥のある反復内の誤りを訂正する方法。
9. 前記合成パケットは、前記問題のビット位置での全ての可能な値の組合わ
せを問題のないビットを含むストリングに代入することにより複数の合成パケッ
トを作成する代入法により作成される、請求項7に記載の欠陥のある反復内の誤
りを訂正する方法。
10. 可変情報フィールドと、固定情報フィールドと、冗長フィールドを有す
る受信符号語を変更することにより、同じ固定情報フィールドを有する別の受信
符号語と比較することを可能にする方法であって、
a) 前記受信符号語内の前記可変情報フィールドを変更し、
b) 前記受信符号語内の冗長フィールドを再計算して、前記可変情報フィー
ルド内の変化に起因する冗長ベクトルを除く、
受信符号語を変更する方法。
11. 前記可変情報フィールドを変更して他の受信符号語内の可変情報フィー
ルドに等しくする、請求項10に記載の受信符号語を変更する方法。
12. 前記可変情報フィールドを変更して所定の値に等しくする、請求項10
に記載の受信符号語を変更する方法。
13. 送信データパケットの複数の複写を受信するダイバーシチ受信器内の誤
りを訂正する誤り訂正法であって、
a) 前記受信データパケットの複数の複写を比較して問題のビット位置を決
定し、
b) 前記問題のビット位置での値の全ての可能な組合わせを問題のないビッ
ト位置を含むストリングに代入することにより合成パケットの集合を作成し、
c) 各合成パケットの有効性を決定し、
d) 有効な合成パケットが1個だけの場合は、前記有効な合成パケットを出
力する、
ステップを含む、誤り訂正法。
14. 前記合成パケットを作成する前に問題のビット位置の数と所定のしきい
値を比較するステップを更に含む、請求項13に記載の誤り訂正法。
15. 問題のビット位置の数が前記所定のしきい値より少ないときだけ前記合
成パケットを作成する、請求項14に記載の誤り訂正法。
16. 前記所定のしきい値は電池容量の関数である、請求項14に記載の誤り
訂正法。
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フロントページの続き
(81)指定国 EP(AT,BE,CH,DE,
DK,ES,FI,FR,GB,GR,IE,IT,L
U,MC,NL,PT,SE),OA(BF,BJ,CF
,CG,CI,CM,GA,GN,ML,MR,NE,
SN,TD,TG),AP(GH,KE,LS,MW,S
D,SZ,UG,ZW),EA(AM,AZ,BY,KG
,KZ,MD,RU,TJ,TM),AL,AM,AT
,AU,AZ,BA,BB,BG,BR,BY,CA,
CH,CN,CU,CZ,DE,DK,EE,ES,F
I,GB,GE,HU,IL,IS,JP,KE,KG
,KP,KR,KZ,LC,LK,LR,LS,LT,
LU,LV,MD,MG,MK,MN,MW,MX,N
O,NZ,PL,PT,RO,RU,SD,SE,SG
,SI,SK,TJ,TM,TR,TT,UA,UG,
UZ,VN
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1. 可変情報フィールドと固定情報フィールドを含む送信パケットの欠陥のあ る複数の反復内の誤りを訂正する方法であって、 a) 少なくとも1個の前記欠陥のある反復内の可変情報フィールドを変更し て全ての反復内の可変情報フィールドを等しくし、 b) 前記変更された反復内の冗長フィールドを再計算して、前記可変情報フ ィールド内の変化に起因する冗長ベクトルを差し引き、 c) 前記変更された反復を比較して前記問題のビット位置を決定し、 d) 前記欠陥のある反復の複数の繰返しの比較に基づいて少なくとも1個の 合成パケットを作成し、ただし前記複数の繰返しは少なくとも1個の変更された 反復を含み、 e) 前記合成パケットの有効性を決定する、 ことを含む、欠陥のある反復内の誤りを訂正する方法。 2. 前記合成パケットは前記問題のビット位置での多数決論理により作成され る、請求項1に記載の欠陥のある反復内の誤りを訂正する方法。 3. 前記合成パケットは、前記問題のビット位置での全ての可能な値の組合わ せを問題のないビットを含むストリングに代入することにより複数の合成パケッ トを作成する代替法により作成される、請求項1に記載の欠陥のある反復内の誤 りを訂正する方法。 4. 可変情報フィールドと固定情報フィールドを含む送信パケットの欠陥のあ る複数の反復内の誤りを訂正する方法であって、 a) 1個の反復を基準として選択し、 b) 残りの反復内の可変情報フィールドを変更して全ての反復内の可変情報 フィールドを等しくし、 c) 前記変更された反復内の冗長フィールドを再計算して、前記可変情報フ ィールド内の変化に起因する冗長ベクトルを差し引き、 d) 前記反復を比較して前記問題のビット位置を決定し、 e) 前記合成パケットの有効性を決定し、 f) 前記合成パケットの有効性を決定する、 ことを含む、欠陥のある反復内の誤りを訂正する方法。 5. 前記合成パケットは前記問題のビット位置での多数決論理により作成され る、請求項4に記載の欠陥のある反復内の誤りを訂正する方法。 6. 前記合成パケットは、前記問題のビット位置での全ての可能な値の組合わ せを問題のないビットを含むストリングに代入することにより複数の合成パケッ トを作成する代入法により作成される、請求項4に記載の欠陥のある反復内の誤 りを訂正する方法。 7. 可変情報フィールドと固定情報フィールドを含む送信パケットの欠陥のあ る複数の反復内の誤りを訂正する方法であって、 a) 各反復内の可変情報フィールドを所定の値に変更し、 b) 前記反復内の冗長フィールドを再計算して、前記可変情報フィールド内 の変化に起因する冗長ベクトルを差し引き、 c) 前記変更された反復を比較して前記問題のビット位置を決定し、 d) 前記欠陥のある反復の複数の繰返しの比較に基づいて少なくとも1個の 合成パケットを作成し、ただし前記複数の繰返しは少なくとも1個の変更された 反復を含み、 e) 前記合成パケットの有効性を決定する、 ことを含む、欠陥のある反復内の誤りを訂正する方法。 8. 前記合成パケットは前記問題のビット位置での多数決論理により作成され る、請求項7に記載の欠陥のある反復内の誤りを訂正する方法。 9. 前記合成パケットは、前記間題のビット位置での全ての可能な値の組合わ せを問題のないビットを含むストリングに代入することにより複数の合成パケッ トを作成する代入法により作成される、請求項7に記載の欠陥のある反復内の誤 りを訂正する方法。 10. 可変情報フィールドと、固定情報フィールドと、冗長フィールドを有す る受信符号語を変更することにより、同じ固定情報フィールドを有する別の受信 符号語と比較することを可能にする方法であって、 a) 前記受信符号語内の前記可変情報フィールドを変更し、 b) 前記受信符号語内の冗長フィールドを再計算して、前記可変情報フィー ルド内の変化に起因する冗長ベクトルを除く、 受信符号語を変更する方法。 11. 前記可変情報フィールドを変更して他の受信符号語内の可変情報フィー ルドに等しくする、請求項10に記載の受信符号語を変更する方法。 12. 前記可変情報フィールドを変更して所定の値に等しくする、請求項10 に記載の受信符号語を変更する方法。 13. 送信データパケットの複数の複写を受信するダイバーシチ受信器内の誤 りを訂正する誤り訂正法であって、 a) 前記受信データパケットの複数の複写を比較して問題のビット位置を決 定し、 b) 前記問題のビット位置での値の全ての可能な組合わせを問題のないビッ ト位置を含むストリングに代入することにより合成パケットの集合を作成し、 c) 各合成パケットの有効性を決定し、 d) 有効な合成パケットが1個だけの場合は、前記有効な合成パケットを出 力する、 ステップを含む、誤り訂正法。 14. 前記合成パケットを作成する前に問題のビット位置の数と所定のしきい 値を比較するステップを更に含む、請求項13に記載の誤り訂正法。 15. 問題のビット位置の数が前記所定のしきい値より少ないときだけ前記合 成パケットを作成する、請求項14に記載の誤り訂正法。 16. 前記所定のしきい値は電池容量の関数である、請求項14に記載の誤り 訂正法。 17. 前記所定のしきい値は利用可能なプロセッサ命令サイクルの関数である 、請求項14に記載の誤り訂正法。
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