JP2005244770A - インターリーブパラメータ演算方法／プログラム／プログラム記録媒体／装置、携帯電話機 - Google Patents
インターリーブパラメータ演算方法／プログラム／プログラム記録媒体／装置、携帯電話機 Download PDFInfo
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Abstract
【課題】 ＩＭＴ２０００の標準規格３ＧＰＰ ＴＳ２５．２１２で規定されるターボ符号のインターリーバで使用されるパラメータである行内入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]を、素数ｐ、ベースシーケンスｓ[ｊ]、行間入れ替えパターンＴ[ｉ]、素数列ｑ[ｉ]から求める際に、中間値として求められるｙ[ｉ]＝ｑ[ｉ]×ｍｏｄ（ｐ−１）を簡単に計算する。
【解決手段】 パラメータ演算装置は、ステップ３２で、ｉ、ｄｉｖを０に初期化する。ステップ３３で、ｑ[ｉ]≧ｄｉｖ＋ｐ−１の場合、ステップ３４で、ｄｉｖの値にｐ−１を加算する。ｑ[ｉ]＜ｄｉｖ＋ｐ−１の場合、そのままステップ３５に進む。ステップ３５で、ｙ[ｉ]＝ｑ[ｉ]−ｄｉｖから、ｙ[ｉ]を求める。ステップ３６で、ｉをインクリメントし、ｉがＲになるまで、ステップ３３からステップ３６の処理を繰り返す。以上により、多くのクロック数を要する剰余演算を行わなくて済む。
【選択図】 図２
【解決手段】 パラメータ演算装置は、ステップ３２で、ｉ、ｄｉｖを０に初期化する。ステップ３３で、ｑ[ｉ]≧ｄｉｖ＋ｐ−１の場合、ステップ３４で、ｄｉｖの値にｐ−１を加算する。ｑ[ｉ]＜ｄｉｖ＋ｐ−１の場合、そのままステップ３５に進む。ステップ３５で、ｙ[ｉ]＝ｑ[ｉ]−ｄｉｖから、ｙ[ｉ]を求める。ステップ３６で、ｉをインクリメントし、ｉがＲになるまで、ステップ３３からステップ３６の処理を繰り返す。以上により、多くのクロック数を要する剰余演算を行わなくて済む。
【選択図】 図２
Description
本発明は、第３世代の移動通信システム（ＩＭＴ２０００）の無線アクセス方式（ＲＡＮ）の１つとして標準化されている広域ＤＳ−ＣＤＭＡ（Ｗ−ＣＤＭＡ）において規格化されている、素数インターリーバと呼ばれるターボコーディング用の内部インターリーバに関する。
広域ＤＳ−ＣＤＭＡ（Ｗ−ＣＤＭＡ）は、第３世代の移動通信システム（ＩＭＴ２０００）の無線アクセス方式（ＲＡＮ）の１つとして標準化され、その中で、素数インターリーバと呼ばれるターボコーディング用の内部インターリーバが規格化されている。その詳細な説明が、「３ｒｄ Ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ Ｐａｒｔｎｅｒｓｈｉｐ Ｐｒｏｊｅｃｔ； Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ Ｓｐｅｃｉｆｉｃａｔｉｏｎ Ｇｒｏｕｐ Ｒａｄｉｏ Ａｃｃｅｓｓ Ｎｅｔｗｏｒｋ； Ｍｕｌｔｉｐｌｅｘｉｎｇ Ａｎｄ Ｃｈａｎｎｅｌ Ｃｏｄｉｎｇ （ＦＤＤ） （Ｒｅｌｅａｓｅ １９９９） ３ＧＰＰ ＴＳ２５．２１２ Ｖ３．１０．０ （２００２−０６） ４．２．３．２．３章 Ｔｕｒｂｏ Ｃｏｄｅ Ｉｎｔｅｒｎａｌ Ｉｎｔｅｒｌｅａｖｅｒ １６頁〜１９頁」（非特許文献１）に開示されている。以下の説明は、非特許文献１の記載にもとづく。
ＩＭＴ２０００（Ｗ−ＣＤＭＡ）の標準規格３ＧＰＰ ＴＳ２５．２１２で規定されるターボ符号のインターリーバにおいて、送信するデータを符号化するのに必要不可欠な行内の入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]は、素数ｐ、ベースシーケンスｓ[ｊ]、後述のように定義されるｒ[ｉ]を用いて、次のように定義されている。
（数１）
Ｕ[ｉ][ｊ]＝ｓ[（ｊ×ｒ[ｉ]）×ｍｏｄ（ｐ−１）]＝ｓ[ｘ[ｉ][ｊ]]
ただし、ｘ[ｉ][ｊ]＝（ｊ×ｒ[ｉ]）×ｍｏｄ（ｐ−１）。
Ｕ[ｉ][ｊ]＝ｓ[（ｊ×ｒ[ｉ]）×ｍｏｄ（ｐ−１）]＝ｓ[ｘ[ｉ][ｊ]]
ただし、ｘ[ｉ][ｊ]＝（ｊ×ｒ[ｉ]）×ｍｏｄ（ｐ−１）。
ここで、ｒ[ｉ]は、行間の入れ替えパターンＴ[ｉ]と、後述のように定義される素数列ｑ[ｉ]を用いて、次のように定義されている。
（数２）
ｒ[Ｔ[ｉ]]＝ｑ[ｉ]。
ｒ[Ｔ[ｉ]]＝ｑ[ｉ]。
素数列ｑ[ｉ]は、インターリーバの行数Ｒ、素数pを用いて、次のように定義されている。
（数３）
ｑ[０]＝１
ｑ[ｉ]（ｉ＝１，２，・・・，Ｒ−１）は、ｇ．ｃ．ｄ（ｑ[ｉ]，ｐ−１）＝１かつｑ[ｉ]＞６かつｑ[ｉ]＞ｑ[ｉ−１]を満たす最小の素数。
ただし、ｇ．ｃ．ｄ（ｘ，ｙ）は、ｘとｙの最大公約数。
ｑ[０]＝１
ｑ[ｉ]（ｉ＝１，２，・・・，Ｒ−１）は、ｇ．ｃ．ｄ（ｑ[ｉ]，ｐ−１）＝１かつｑ[ｉ]＞６かつｑ[ｉ]＞ｑ[ｉ−１]を満たす最小の素数。
ただし、ｇ．ｃ．ｄ（ｘ，ｙ）は、ｘとｙの最大公約数。
表１を参照すると、インターリーバの行数Ｒ＝２０のときの、素数ｐの各値に対する素数列ｑ[ｉ]の値が例示されている。
ＩＭＴ２０００における携帯電話機などでは、まず、送信を行うデータのデータ長が求められる。そして、求められたデータ長（または、送信を行うデータを格納する行列の大きさ）にしたがって、素数ｐ、ベースシーケンスｓ[ｊ]、行間の入れ替えパターンＴ[ｉ]、素数列ｑ[ｉ]が求められ、これらをもとに、行内の入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]が計算される。そして、計算された行内の入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]と、行間の入れ替えパターンＴ[ｉ]をもとに、送信データが符号化され、符号化された送信データは携帯電話網に送出される。この符号化されたデータを受信した別の携帯電話機は、同じく計算された行内の入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]と、行間の入れ替えパターンＴ[ｉ]をもとに、符号化されている受信データを復号化する。
素数ｐ、ベースシーケンスｓ[ｊ]、素数列ｑ[ｉ]は、送信を行うデータのデータ長（または、送信を行うデータを格納する行列の大きさ）から、一義的に求められるようになっている。素数列ｑ[ｉ]に関しては、（数３）および[表１]で示した。また、ベースシーケンスｓ[ｊ]の効率的な計算方法が、本出願人により、すでに出願されている（特願２００３−２９８４９３）。また、行間の入れ替えパターンＴ[ｉ]には、４つの固定化されたパターンが存在し、いずれか１つが選択される。
以上のように、行内の入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]は、素数ｐ、ベースシーケンスｓ[ｊ]、行間の入れ替えパターンＴ[ｉ]、素数列ｑ[ｉ]を用いて計算されるが、計算の簡略化のため、行内の入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]を求めるための中間値として、次のように定義されるｙ[ｉ]を求めたうえで、行内の入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]を計算することが通常である。
（数４）
ｙ[ｉ]＝ｗ[ｉ][１]＝ｑ[ｉ]×ｍｏｄ（ｐ−１）。
ｙ[ｉ]＝ｗ[ｉ][１]＝ｑ[ｉ]×ｍｏｄ（ｐ−１）。
ここで、ｗ[ｉ][ｊ]は、次のように定義される。
（数５）
ｗ[ｉ][ｊ]＝ｘ[Ｔ[ｉ]][ｊ]＝（ｊ×ｒ[Ｔ[ｉ]]）×ｍｏｄ（ｐ−１）＝（ｊ×ｑ[ｉ]）×ｍｏｄ（ｐ−１）。
ｗ[ｉ][ｊ]＝ｘ[Ｔ[ｉ]][ｊ]＝（ｊ×ｒ[Ｔ[ｉ]]）×ｍｏｄ（ｐ−１）＝（ｊ×ｑ[ｉ]）×ｍｏｄ（ｐ−１）。
以下、具体例を用いて、従来技術による、行内の入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]の計算方法を説明する。
まず、送信を行うデータのデータ長から、素数ｐ、ベースシーケンスｓ[ｊ]、行間の入れ替えパターンＴ[ｉ]、素数列ｑ[ｉ]が求められる。例えば、次のような、ｐ、ｓ[ｊ]、Ｔ[ｉ]、ｑ[ｉ]が得られたとする。
（設定パラメータ）
ｐ＝７
ｓ[ｊ]＝[１，３，２，６，４，５]（ｊ＝０〜５）
Ｔ［ｉ］＝[４，３，２，１，０]（ｉ＝０〜４）（Ｒ＝５）
ｑ[ｉ]＝[１，７，１１，１３，１７]（ｉ＝０〜４）（Ｒ＝５）。
ｐ＝７
ｓ[ｊ]＝[１，３，２，６，４，５]（ｊ＝０〜５）
Ｔ［ｉ］＝[４，３，２，１，０]（ｉ＝０〜４）（Ｒ＝５）
ｑ[ｉ]＝[１，７，１１，１３，１７]（ｉ＝０〜４）（Ｒ＝５）。
まず、中間値ｙ[ｉ]が、（数４）、ｐ、ｑ[ｉ]をもとに、次のように計算される。図４を参照すると、ｙ[ｉ]を求めるためのフローチャートが示されている。
（計算プロセス１）
ｙ[０]＝ｑ[０]×ｍｏｄ（７−１）＝ １×ｍｏｄ６＝１
ｙ[１]＝ｑ[１]×ｍｏｄ（７−１）＝ ７×ｍｏｄ６＝１
ｙ[２]＝ｑ[２]×ｍｏｄ（７−１）＝１１×ｍｏｄ６＝５
ｙ[３]＝ｑ[３]×ｍｏｄ（７−１）＝１３×ｍｏｄ６＝１
ｙ[４]＝ｑ[４]×ｍｏｄ（７−１）＝１７×ｍｏｄ６＝５。
ｙ[０]＝ｑ[０]×ｍｏｄ（７−１）＝ １×ｍｏｄ６＝１
ｙ[１]＝ｑ[１]×ｍｏｄ（７−１）＝ ７×ｍｏｄ６＝１
ｙ[２]＝ｑ[２]×ｍｏｄ（７−１）＝１１×ｍｏｄ６＝５
ｙ[３]＝ｑ[３]×ｍｏｄ（７−１）＝１３×ｍｏｄ６＝１
ｙ[４]＝ｑ[４]×ｍｏｄ（７−１）＝１７×ｍｏｄ６＝５。
次に、ｘ[ｉ][１]が、（計算プロセス１）で求められたｙ[ｉ]、Ｔ[ｉ]、（数４）、（数５）をもとに、次のように求められる。
（計算プロセス２）
ｙ[ｉ]＝ｗ[ｉ][１]＝ｘ[Ｔ[ｉ]][１]
ｙ[０]＝ｗ[０][１]＝ｘ[Ｔ[０]][１]＝ｘ[４][１]＝１
ｙ[１]＝ｗ[１][１]＝ｘ[Ｔ[１]][１]＝ｘ[３][１]＝１
ｙ[２]＝ｗ[２][１]＝ｘ[Ｔ[２]][１]＝ｘ[２][１]＝５
ｙ[３]＝ｗ[３][１]＝ｘ[Ｔ[３]][１]＝ｘ[１][１]＝１
ｙ[４]＝ｗ[４][１]＝ｘ[Ｔ[４]][１]＝ｘ[０][１]＝５
よって、ｘ[ｉ][１]＝[５，１，５，１，１]（ｉ＝０〜４）（Ｒ＝５）。
ｙ[ｉ]＝ｗ[ｉ][１]＝ｘ[Ｔ[ｉ]][１]
ｙ[０]＝ｗ[０][１]＝ｘ[Ｔ[０]][１]＝ｘ[４][１]＝１
ｙ[１]＝ｗ[１][１]＝ｘ[Ｔ[１]][１]＝ｘ[３][１]＝１
ｙ[２]＝ｗ[２][１]＝ｘ[Ｔ[２]][１]＝ｘ[２][１]＝５
ｙ[３]＝ｗ[３][１]＝ｘ[Ｔ[３]][１]＝ｘ[１][１]＝１
ｙ[４]＝ｗ[４][１]＝ｘ[Ｔ[４]][１]＝ｘ[０][１]＝５
よって、ｘ[ｉ][１]＝[５，１，５，１，１]（ｉ＝０〜４）（Ｒ＝５）。
次に、ｘ[ｉ][ｊ]が、（計算プロセス２）で求められたｘ[ｉ][１]、ｐをもとに、次のように（数１）を参考にして、剰余演算を行わずに求められる。
（計算プロセス３）
ｘ[０][０]＝０
ｘ[０][１]＝５
ｘ[０][２]＝ｘ[０][１]＋ｘ[０][１]−(ｐ−１)＝５＋５−６＝４
ｘ[０][３]＝ｘ[０][２]＋ｘ[０][１]−(ｐ−１)＝４＋５−６＝３
ｘ[０][４]＝ｘ[０][３]＋ｘ[０][１]−(ｐ−１)＝３＋５−６＝２
ｘ[０][５]＝ｘ[０][４]＋ｘ[０][１]−(ｐ−１)＝２＋５−６＝１
（ｘ[０][１]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][２]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][３]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][４]＋ｘ[０][１]がｐ−１より大きいので、ｐ−１だけ減算される。）
ｘ[１][０]＝０
ｘ[１][１]＝１
ｘ[１][２]＝ｘ[１][１]＋ｘ[１][１]＝１＋１＝２
ｘ[１][３]＝ｘ[１][２]＋ｘ[１][１]＝２＋１＝３
ｘ[１][４]＝ｘ[１][３]＋ｘ[１][１]＝３＋１＝４
ｘ[１][５]＝ｘ[１][４]＋ｘ[１][１]＝４＋１＝５
（ｘ[０][１]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][２]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][３]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][４]＋ｘ[０][１]がｐ−１より小さいので、そのまま出力される。）
ｘ[２][０]＝０
ｘ[２][１]＝５
ｘ[２][２]＝ｘ[２][１]＋ｘ[２][１]−(ｐ−１)＝５＋５−６＝４
ｘ[２][３]＝ｘ[２][２]＋ｘ[２][１]−(ｐ−１)＝４＋５−６＝３
ｘ[２][４]＝ｘ[２][３]＋ｘ[２][１]−(ｐ−１)＝３＋５−６＝２
ｘ[２][５]＝ｘ[２][４]＋ｘ[２][１]−(ｐ−１)＝２＋５−６＝１
（ｘ[０][１]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][２]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][３]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][４]＋ｘ[０][１]がｐ−１より大きいので、ｐ−１だけ減算される。）
ｘ[３][０]＝０
ｘ[３][１]＝１
ｘ[３][２]＝ｘ[３][１]＋ｘ[３][１]＝１＋１＝２
ｘ[３][３]＝ｘ[３][２]＋ｘ[３][１]＝２＋１＝３
ｘ[３][４]＝ｘ[３][３]＋ｘ[３][１]＝３＋１＝４
ｘ[３][５]＝ｘ[３][４]＋ｘ[３][１]＝４＋１＝５
（ｘ[０][１]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][２]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][３]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][４]＋ｘ[０][１]がｐ−１より小さいので、そのまま出力される。）
ｘ[４][０]＝０
ｘ[４][１]＝５
ｘ[４][２]＝ｘ[４][１]＋ｘ[４][１]−(ｐ−１)＝５＋５−６＝４
ｘ[４][３]＝ｘ[４][２]＋ｘ[４][１]−(ｐ−１)＝４＋５−６＝３
ｘ[４][４]＝ｘ[４][３]＋ｘ[４][１]−(ｐ−１)＝３＋５−６＝２
ｘ[４][５]＝ｘ[４][４]＋ｘ[４][１]−(ｐ−１)＝２＋５−６＝１
（ｘ[０][１]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][２]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][３]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][４]＋ｘ[０][１]がｐ−１より大きいので、ｐ−１だけ減算される）。
ｘ[０][０]＝０
ｘ[０][１]＝５
ｘ[０][２]＝ｘ[０][１]＋ｘ[０][１]−(ｐ−１)＝５＋５−６＝４
ｘ[０][３]＝ｘ[０][２]＋ｘ[０][１]−(ｐ−１)＝４＋５−６＝３
ｘ[０][４]＝ｘ[０][３]＋ｘ[０][１]−(ｐ−１)＝３＋５−６＝２
ｘ[０][５]＝ｘ[０][４]＋ｘ[０][１]−(ｐ−１)＝２＋５−６＝１
（ｘ[０][１]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][２]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][３]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][４]＋ｘ[０][１]がｐ−１より大きいので、ｐ−１だけ減算される。）
ｘ[１][０]＝０
ｘ[１][１]＝１
ｘ[１][２]＝ｘ[１][１]＋ｘ[１][１]＝１＋１＝２
ｘ[１][３]＝ｘ[１][２]＋ｘ[１][１]＝２＋１＝３
ｘ[１][４]＝ｘ[１][３]＋ｘ[１][１]＝３＋１＝４
ｘ[１][５]＝ｘ[１][４]＋ｘ[１][１]＝４＋１＝５
（ｘ[０][１]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][２]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][３]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][４]＋ｘ[０][１]がｐ−１より小さいので、そのまま出力される。）
ｘ[２][０]＝０
ｘ[２][１]＝５
ｘ[２][２]＝ｘ[２][１]＋ｘ[２][１]−(ｐ−１)＝５＋５−６＝４
ｘ[２][３]＝ｘ[２][２]＋ｘ[２][１]−(ｐ−１)＝４＋５−６＝３
ｘ[２][４]＝ｘ[２][３]＋ｘ[２][１]−(ｐ−１)＝３＋５−６＝２
ｘ[２][５]＝ｘ[２][４]＋ｘ[２][１]−(ｐ−１)＝２＋５−６＝１
（ｘ[０][１]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][２]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][３]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][４]＋ｘ[０][１]がｐ−１より大きいので、ｐ−１だけ減算される。）
ｘ[３][０]＝０
ｘ[３][１]＝１
ｘ[３][２]＝ｘ[３][１]＋ｘ[３][１]＝１＋１＝２
ｘ[３][３]＝ｘ[３][２]＋ｘ[３][１]＝２＋１＝３
ｘ[３][４]＝ｘ[３][３]＋ｘ[３][１]＝３＋１＝４
ｘ[３][５]＝ｘ[３][４]＋ｘ[３][１]＝４＋１＝５
（ｘ[０][１]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][２]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][３]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][４]＋ｘ[０][１]がｐ−１より小さいので、そのまま出力される。）
ｘ[４][０]＝０
ｘ[４][１]＝５
ｘ[４][２]＝ｘ[４][１]＋ｘ[４][１]−(ｐ−１)＝５＋５−６＝４
ｘ[４][３]＝ｘ[４][２]＋ｘ[４][１]−(ｐ−１)＝４＋５−６＝３
ｘ[４][４]＝ｘ[４][３]＋ｘ[４][１]−(ｐ−１)＝３＋５−６＝２
ｘ[４][５]＝ｘ[４][４]＋ｘ[４][１]−(ｐ−１)＝２＋５−６＝１
（ｘ[０][１]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][２]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][３]＋ｘ[０][１]、ｘ[０][４]＋ｘ[０][１]がｐ−１より大きいので、ｐ−１だけ減算される）。
最後に、ｘ[ｉ][ｊ]、ｓ[ｉ]、（数１）をもとに、Ｕ[ｉ][ｊ]が求められる。
（計算プロセス４）
Ｕ[０][０]＝ｓ[ｘ[０][０]]＝ｓ[０]＝１
Ｕ[０][１]＝ｓ[ｘ[０][１]]＝ｓ[５]＝５
Ｕ[０][２]＝ｓ[ｘ[０][２]]＝ｓ[４]＝４
Ｕ[０][３]＝ｓ[ｘ[０][３]]＝ｓ[３]＝６
Ｕ[０][４]＝ｓ[ｘ[０][４]]＝ｓ[２]＝２
Ｕ[０][５]＝ｓ[ｘ[０][５]]＝ｓ[１]＝３
Ｕ[１][０]＝ｓ[ｘ[１][０]]＝ｓ[０]＝１
Ｕ[１][１]＝ｓ[ｘ[１][１]]＝ｓ[１]＝３
Ｕ[１][２]＝ｓ[ｘ[１][２]]＝ｓ[２]＝２
Ｕ[１][３]＝ｓ[ｘ[１][３]]＝ｓ[３]＝６
Ｕ[１][４]＝ｓ[ｘ[１][４]]＝ｓ[４]＝４
Ｕ[１][５]＝ｓ[ｘ[１][５]]＝ｓ[５]＝５
Ｕ[２][０]＝ｓ[ｘ[２][０]]＝ｓ[０]＝１
Ｕ[２][１]＝ｓ[ｘ[２][１]]＝ｓ[５]＝５
Ｕ[２][２]＝ｓ[ｘ[２][２]]＝ｓ[４]＝４
Ｕ[２][３]＝ｓ[ｘ[２][３]]＝ｓ[３]＝６
Ｕ[２][４]＝ｓ[ｘ[２][４]]＝ｓ[２]＝２
Ｕ[２][５]＝ｓ[ｘ[２][５]]＝ｓ[１]＝３
Ｕ[３][０]＝ｓ[ｘ[３][０]]＝ｓ[０]＝１
Ｕ[３][１]＝ｓ[ｘ[３][１]]＝ｓ[１]＝３
Ｕ[３][２]＝ｓ[ｘ[３][２]]＝ｓ[２]＝２
Ｕ[３][３]＝ｓ[ｘ[３][３]]＝ｓ[３]＝６
Ｕ[３][４]＝ｓ[ｘ[３][４]]＝ｓ[４]＝４
Ｕ[３][５]＝ｓ[ｘ[３][５]]＝ｓ[５]＝５
Ｕ[４][０]＝ｓ[ｘ[４][０]]＝ｓ[０]＝１
Ｕ[４][１]＝ｓ[ｘ[４][１]]＝ｓ[５]＝５
Ｕ[４][２]＝ｓ[ｘ[４][２]]＝ｓ[４]＝４
Ｕ[４][３]＝ｓ[ｘ[４][３]]＝ｓ[３]＝６
Ｕ[４][４]＝ｓ[ｘ[４][４]]＝ｓ[２]＝２
Ｕ[４][５]＝ｓ[ｘ[４][５]]＝ｓ[１]＝３。
「３ｒｄ Ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ Ｐａｒｔｎｅｒｓｈｉｐ Ｐｒｏｊｅｃｔ； Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ Ｓｐｅｃｉｆｉｃａｔｉｏｎ Ｇｒｏｕｐ Ｒａｄｉｏ Ａｃｃｅｓｓ Ｎｅｔｗｏｒｋ； Ｍｕｌｔｉｐｌｅｘｉｎｇ Ａｎｄ Ｃｈａｎｎｅｌ Ｃｏｄｉｎｇ （ＦＤＤ） （Ｒｅｌｅａｓｅ １９９９） ３ＧＰＰ ＴＳ２５．２１２ Ｖ３．１０．０ （２００２−０６） ４．２．３．２．３章 Ｔｕｒｂｏ Ｃｏｄｅ Ｉｎｔｅｒｎａｌ Ｉｎｔｅｒｌｅａｖｅｒ １６頁〜１９頁」
Ｕ[０][０]＝ｓ[ｘ[０][０]]＝ｓ[０]＝１
Ｕ[０][１]＝ｓ[ｘ[０][１]]＝ｓ[５]＝５
Ｕ[０][２]＝ｓ[ｘ[０][２]]＝ｓ[４]＝４
Ｕ[０][３]＝ｓ[ｘ[０][３]]＝ｓ[３]＝６
Ｕ[０][４]＝ｓ[ｘ[０][４]]＝ｓ[２]＝２
Ｕ[０][５]＝ｓ[ｘ[０][５]]＝ｓ[１]＝３
Ｕ[１][０]＝ｓ[ｘ[１][０]]＝ｓ[０]＝１
Ｕ[１][１]＝ｓ[ｘ[１][１]]＝ｓ[１]＝３
Ｕ[１][２]＝ｓ[ｘ[１][２]]＝ｓ[２]＝２
Ｕ[１][３]＝ｓ[ｘ[１][３]]＝ｓ[３]＝６
Ｕ[１][４]＝ｓ[ｘ[１][４]]＝ｓ[４]＝４
Ｕ[１][５]＝ｓ[ｘ[１][５]]＝ｓ[５]＝５
Ｕ[２][０]＝ｓ[ｘ[２][０]]＝ｓ[０]＝１
Ｕ[２][１]＝ｓ[ｘ[２][１]]＝ｓ[５]＝５
Ｕ[２][２]＝ｓ[ｘ[２][２]]＝ｓ[４]＝４
Ｕ[２][３]＝ｓ[ｘ[２][３]]＝ｓ[３]＝６
Ｕ[２][４]＝ｓ[ｘ[２][４]]＝ｓ[２]＝２
Ｕ[２][５]＝ｓ[ｘ[２][５]]＝ｓ[１]＝３
Ｕ[３][０]＝ｓ[ｘ[３][０]]＝ｓ[０]＝１
Ｕ[３][１]＝ｓ[ｘ[３][１]]＝ｓ[１]＝３
Ｕ[３][２]＝ｓ[ｘ[３][２]]＝ｓ[２]＝２
Ｕ[３][３]＝ｓ[ｘ[３][３]]＝ｓ[３]＝６
Ｕ[３][４]＝ｓ[ｘ[３][４]]＝ｓ[４]＝４
Ｕ[３][５]＝ｓ[ｘ[３][５]]＝ｓ[５]＝５
Ｕ[４][０]＝ｓ[ｘ[４][０]]＝ｓ[０]＝１
Ｕ[４][１]＝ｓ[ｘ[４][１]]＝ｓ[５]＝５
Ｕ[４][２]＝ｓ[ｘ[４][２]]＝ｓ[４]＝４
Ｕ[４][３]＝ｓ[ｘ[４][３]]＝ｓ[３]＝６
Ｕ[４][４]＝ｓ[ｘ[４][４]]＝ｓ[２]＝２
Ｕ[４][５]＝ｓ[ｘ[４][５]]＝ｓ[１]＝３。
「３ｒｄ Ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ Ｐａｒｔｎｅｒｓｈｉｐ Ｐｒｏｊｅｃｔ； Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ Ｓｐｅｃｉｆｉｃａｔｉｏｎ Ｇｒｏｕｐ Ｒａｄｉｏ Ａｃｃｅｓｓ Ｎｅｔｗｏｒｋ； Ｍｕｌｔｉｐｌｅｘｉｎｇ Ａｎｄ Ｃｈａｎｎｅｌ Ｃｏｄｉｎｇ （ＦＤＤ） （Ｒｅｌｅａｓｅ １９９９） ３ＧＰＰ ＴＳ２５．２１２ Ｖ３．１０．０ （２００２−０６） ４．２．３．２．３章 Ｔｕｒｂｏ Ｃｏｄｅ Ｉｎｔｅｒｎａｌ Ｉｎｔｅｒｌｅａｖｅｒ １６頁〜１９頁」
携帯電話機などに使用されるプロセッサでは、その回路規模が抑えられているため、剰余演算を１桁ずつ行うものが多く、プロセッサのデータ幅が１６ｂｉｔの場合、（計算プロセス１）のｙ[ｉ]の各行の演算（図４のステップ４３）には１６クロックを要することになる。さらに、図４の条件分岐（ステップ４５）に２クロック、その以外の処理（ステップ４４）に１クロックを要するとすると、図４のステップ４３からステップ４５の１回の繰り返し当たり、１９クロックを要する。その結果、（計算プロセス１）には、合計で（１９×Ｒ）クロック（Ｒの最大値は２０なので、最大３８０クロック）を要することになる。
本発明の目的は、（計算プロセス１）のｙ[ｉ]を求めるのに要するクロック数を大幅に減らし、（計算プロセス１）の処理時間を削減することにある。
上記目的を達成するために、本発明は、（計算プロセス１）のｙ[ｉ]を求める際に剰余演算を行わずに、代わりに加算と減算のみで、ｙ[ｉ]を計算する。具体的には、以下のように計算する。
[表１]を参照すると、すべてのｐにおいて、ｑ[ｉ＋１]−ｑ[ｉ]＜ｐ−１なので、
（数６）
ｚ[ｉ]＝ｆｌｏｏｒ（ｑ[ｉ]／（ｐ−１））
ただし、ｆｌｏｏｒ（ｑ[ｉ]／（ｐ−１））は、ｑ[ｉ]／（ｐ−１）の商
と、ｚ[ｉ]を定義すると、
（数７）
ｚ[ｉ]×(ｐ−１)≦ｑ[ｉ]＜（ｚ[ｉ]＋１）×(ｐ−１)
ｚ[ｉ]×(ｐ−１)≦ｑ[ｉ]＜ｑ[ｉ＋１]＜ｑ[ｉ]＋ｐ−１＜（ｚ[ｉ]＋２）×(ｐ−１)
となる。よって、ｚ[ｉ]は、
（数８）
ｚ[０]＝０
ｑ[ｉ]＜ｚ[ｉ−１]＋ｐ−１の場合、ｚ[ｉ]＝ｚ[ｉ−１]
ｑ[ｉ]≧ｚ[ｉ−１]＋ｐ−１の場合、ｚ[ｉ]＝ｚ[ｉ−１]＋ｐ−１
ただし、ｉ＝１，・・・，Ｒ−１
で表される。これを、ｉ＝１から順に計算することで、剰余演算を行わずに、加算と減算のみで、ｚ[ｉ]を求めることができる。そして、
（数９）
ｙ[ｉ]＝ｑ[ｉ]−ｚ[ｉ]
により、剰余演算を行わずに、加算と減算のみで、ｙ[ｉ]を求めることができる。
（数６）
ｚ[ｉ]＝ｆｌｏｏｒ（ｑ[ｉ]／（ｐ−１））
ただし、ｆｌｏｏｒ（ｑ[ｉ]／（ｐ−１））は、ｑ[ｉ]／（ｐ−１）の商
と、ｚ[ｉ]を定義すると、
（数７）
ｚ[ｉ]×(ｐ−１)≦ｑ[ｉ]＜（ｚ[ｉ]＋１）×(ｐ−１)
ｚ[ｉ]×(ｐ−１)≦ｑ[ｉ]＜ｑ[ｉ＋１]＜ｑ[ｉ]＋ｐ−１＜（ｚ[ｉ]＋２）×(ｐ−１)
となる。よって、ｚ[ｉ]は、
（数８）
ｚ[０]＝０
ｑ[ｉ]＜ｚ[ｉ−１]＋ｐ−１の場合、ｚ[ｉ]＝ｚ[ｉ−１]
ｑ[ｉ]≧ｚ[ｉ−１]＋ｐ−１の場合、ｚ[ｉ]＝ｚ[ｉ−１]＋ｐ−１
ただし、ｉ＝１，・・・，Ｒ−１
で表される。これを、ｉ＝１から順に計算することで、剰余演算を行わずに、加算と減算のみで、ｚ[ｉ]を求めることができる。そして、
（数９）
ｙ[ｉ]＝ｑ[ｉ]−ｚ[ｉ]
により、剰余演算を行わずに、加算と減算のみで、ｙ[ｉ]を求めることができる。
以上説明したように、本発明によれば、ｙ[ｉ]を求めるために、クロック数を多く要する剰余演算を行わなくてもよいので、プロセッサの動作時間を削減することができる。また、プロセッサの動作時間の削減により、プロセッサの消費電力を削減することができる。また、剰余演算器を用いて装置を構成していた場合と比べて、剰余演算器が不要となることで、その分、装置の回路規模を削減できる。また、装置の回路規模の削減により、装置の消費電力が削減できる。
次に、本発明の実施の形態について、図面を参照して詳細に説明する。
本発明のｙ[ｉ]の計算方法は、[課題を解決するための手段]で説明した通りであるが、ここでは、具体例を用いて説明する。
ここでも、[背景技術]で用いた（設定パラメータ）を用いる。（設定パラメータ）、（数８）、（数９）をもとに、[背景技術]の（計算プロセス１）に対応するｙ[ｉ]の計算を行う。
まず、（数８）、ｑ[ｉ]、ｐをもとに、ｚ[ｉ]が計算される。
（ｚ[ｉ]の計算）
ｚ[０]＝ ０
７＝ｑ[１]≧ｚ[０]＋ｐ−１＝ ６なので、ｚ[１]＝ｚ[０]＋ｐ−１＝ ６
１１＝ｑ[２]＜ｚ[１]＋ｐ−１＝１２なので、ｚ[２]＝ｚ[１] ＝ ６
１３＝ｑ[３]≧ｚ[２]＋ｐ−１＝１２なので、ｚ[３]＝ｚ[２]＋ｐ−１＝１２
１７＝ｑ[４]＜ｚ[３]＋ｐ−１＝１８なので、ｚ[４]＝ｚ[３] ＝１２。
ｚ[０]＝ ０
７＝ｑ[１]≧ｚ[０]＋ｐ−１＝ ６なので、ｚ[１]＝ｚ[０]＋ｐ−１＝ ６
１１＝ｑ[２]＜ｚ[１]＋ｐ−１＝１２なので、ｚ[２]＝ｚ[１] ＝ ６
１３＝ｑ[３]≧ｚ[２]＋ｐ−１＝１２なので、ｚ[３]＝ｚ[２]＋ｐ−１＝１２
１７＝ｑ[４]＜ｚ[３]＋ｐ−１＝１８なので、ｚ[４]＝ｚ[３] ＝１２。
次に、（ｚ[ｉ]の計算）で求められたｚ[ｉ]、ｑ[ｉ]、（数９）をもとに、ｙ[ｉ]が求められる。
（ｙ[ｉ]の計算）
ｙ[０]＝ｑ[０]−ｚ[０]＝ １− ０＝１
ｙ[１]＝ｑ[１]−ｚ[１]＝ ７− ６＝１
ｙ[２]＝ｑ[２]−ｚ[２]＝１１− ６＝５
ｙ[３]＝ｑ[３]−ｚ[３]＝１３−１２＝１
ｙ[４]＝ｑ[４]−ｚ[４]＝１７−１２＝５。
ｙ[０]＝ｑ[０]−ｚ[０]＝ １− ０＝１
ｙ[１]＝ｑ[１]−ｚ[１]＝ ７− ６＝１
ｙ[２]＝ｑ[２]−ｚ[２]＝１１− ６＝５
ｙ[３]＝ｑ[３]−ｚ[３]＝１３−１２＝１
ｙ[４]＝ｑ[４]−ｚ[４]＝１７−１２＝５。
得られた結果は、[背景技術]の（計算プロセス１）で得られた結果と一致している。
以降、Ｕ[ｉ][ｊ]を求めるために、[背景技術]の（計算プロセス２）から（計算プロセス４）と全く同じ計算を行う。（計算プロセス２）から（計算プロセス４）には、剰余演算は含まれていない。
以下、このｙ[ｉ]の計算方法を採用したインターリーブパラメータ演算装置について、詳細に説明する。
図１を参照すると、本発明の一実施例の構成が示されている。１は、インターリーブパラメータ演算装置１であり、プロセッサ１１と、ｑ[ｉ]メモリ１２と、ｙ[ｉ]メモリ１４を含む。２は、インターリーバである。インターリーブパラメータ演算装置１と、インターリーバ２は、携帯電話機などに搭載される。
インターリーブパラメータ演算装置１は、送信を行うデータを受信し、そのデータ長を求める。プロセッサ１１が、求められたデータ長から、ｐ、ｓ[ｊ]、Ｔ[ｉ]、ｑ[ｉ]、次いで中間値ｙ[ｉ]、次いでＵ[ｉ][ｊ]を計算する。プロセッサ１１は、計算したｑ[ｉ]、ｙ[ｉ]を、それぞれｑ[ｉ]メモリ１２、ｙ[ｉ]メモリ１４に格納する。そして、インターリーブパラメータ演算装置１は、インターリーバ２に、Ｕ[ｉ][ｊ]、Ｔ[ｉ]を出力する。
インターリーバ２は、送信を行うデータを受信し、インターリーブパラメータ演算装置１から受信したＵ[ｉ][ｊ]、Ｔ[ｉ]をもとに、送信を行うデータを符号化し、これを出力する。
図２を参照すると、プロセッサ１１が行う計算のうち、上述した本発明のｙ[ｉ]の計算をルーチン化したフローチャートが示されている。
ステップ３２で、ｉ、ｄｉｖを０に初期化する。ここで、変数ｄｉｖは、ｚ[ｉ]に対応する。ステップ３３で、（数８）に対応する判定を行い、ｑ[ｉ]≧ｄｉｖ＋ｐ−１の場合、ステップ３４で、ｄｉｖの値にｐ−１を加算する。ｑ[ｉ]＜ｄｉｖ＋ｐ−１の場合、そのままステップ３５に進む。ステップ３５で、ｙ[ｉ]＝ｑ[ｉ]−ｄｉｖから、ｙ[ｉ]を求める。ステップ３６で、ｉをインクリメントし、ｉがＲになるまで、ステップ３３からステップ３６の処理を繰り返す。
ここで、条件分岐（ステップ３３、３７）は２クロック、それ以外の処理（ステップ３４、３５、３６）は１クロックに相当するので、ステップ３３からステップ３７の１回の繰り返し当たり、７クロックを要する。これは、[発明が解決しようとする課題]で検討したように、従来の方法が、１回の繰り返し当たり１９クロックを要していたので、結局、１２クロック分の処理量削減効果が得られたことになる。Ｒの最大値が２０なので、最大２４０クロックの処理量削減が可能となる。
図３を参照すると、インターリーブパラメータ演算装置１の実装例が示されている。
１２は、ｑ[ｉ]の値を格納するメモリである。７２は、−(ｐ−１)の値を有する定数ブロックである。７３は、−ｄｉｖの値を有するレジスタである。７４は、メモリアドレスを生成するカウンタである。１４は、ｙ[ｉ]の値を格納するメモリである。７６は、メモリ１２のアドレスｉの値を選択するセレクタである。７７は、ｑ[ｉ]−ｄｉｖ、または、ｑ[ｉ]−(ｄｉｖ＋ｐ−１)の値で出力を選択するセレクタである。７８は、−(ｄｉｖ＋ｐ−１)、または、−ｄｉｖの値で出力を選択するセレクタである。７９は、メモリ１４の格納先を選択するセレクタである。
次に、この実装例の動作を説明する。初期状態では、カウンタ７４、レジスタ７３の値ｉ、ｄｉｖは、それぞれ「０」、「０」を保持している。セレクタ７６により、メモリ１２のアドレスｉのデータｑ[ｉ]が選択される。ｑ[ｉ]と、レジスタ７３の値−ｄｉｖと、定数ブロック７２の値−(ｐ−１)より、ｑ[ｉ]−(ｄｉｖ+ｐ−１)が求められる。ｑ[ｉ]−(ｄｉｖ+ｐ−１)＜０の場合、セレクタ７７、７８は、それぞれｑ[ｉ]−ｄｉｖ、−ｄｉｖを選択し、それ以外の場合は、それぞれｑ[ｉ]−(ｄｉｖ+ｐ−１)、−(ｄｉｖ+ｐ−１)を選択する。セレクタ７７の選択値はメモリ１４のアドレスｉに格納され、セレクタ７８の選択値はレジスタ７３に格納される。以上の処理が、カウンタ７４の値ｉがＲ−１になるまで繰り返される。以上により、メモリ１４にｙ[ｉ]が生成される。
なお、インターリーブパラメータ演算装置１は、専用のハードウェアにより実現する以外に、その機能を実現するためのプログラムを、コンピュータ読み取りが可能な記録媒体に記録して、この記録媒体に記録されたプログラムを、インターリーブパラメータ演算装置１となるべきコンピュータに読み込ませて実行することにより、実現するものでもよい。コンピュータ読み取りが可能な記録媒体とは、フロッピーディスク、光磁気ディスク、ＣＤ−ＲＯＭ等の記録媒体、コンピュータシステムに内蔵されるハードディスク装置等の記憶装置を指す。さらに、コンピュータ読み取りが可能な記録媒体とは、インターネットを介してプログラムを送信する場合のように、短時間の間に、動的にプログラムを保持するもの（伝送媒体もしくは伝送波）、コンピュータシステム内部の揮発性メモリのように、一定時間プログラムを保持しているものも含む。
１ インターリーブパラメータ演算装置
２ インターリーバ
１１ プロセッサ
１２ ｑ[ｉ]メモリ
１４ ｙ[ｉ]メモリ
３１〜３８ ステップ
７２ 定数ブロック
７３ レジスタ
７４ カウンタ
７６ セレクタ
７７ セレクタ
７８ セレクタ
７９ セレクタ
４１〜４６ ステップ
２ インターリーバ
１１ プロセッサ
１２ ｑ[ｉ]メモリ
１４ ｙ[ｉ]メモリ
３１〜３８ ステップ
７２ 定数ブロック
７３ レジスタ
７４ カウンタ
７６ セレクタ
７７ セレクタ
７８ セレクタ
７９ セレクタ
４１〜４６ ステップ
Claims (5)
- ＩＭＴ２０００の標準規格である３ＧＰＰ ＴＳ２５．２１２で規定されるターボ符号のインターリーバ装置に対して、前記インターリーバ装置が送信データを符号化するのに必要な行内入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]と、行間入れ替えパターンＴ[ｉ]を出力するインターリーブパラメータ演算装置が、前記送信データのデータ長から求めた、前記行間入れ替えパターンＴ[ｉ]と、素数ｐと、ベースシーケンスｓ[ｊ]と、素数列ｑ[ｉ]をもとに前記行内入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]を計算する過程で、中間値として求めるべきｙ[ｉ]＝ｑ[ｉ]×ｍｏｄ（ｐ−１）を計算するインターリーブパラメータ演算方法において、
前記インターリーブパラメータ演算装置が、ｉと変数ｄｉｖを０に初期化する第１のステップと、
前記インターリーブパラメータ演算装置が、ｑ[ｉ]≧ｄｉｖ＋ｐ−１の場合、ｄｉｖの値にｐ−１を加算して保存し、ｑ[ｉ]＜ｄｉｖ＋ｐ−１の場合、ｄｉｖの値をそのまま保存する第２のステップと、
前記インターリーブパラメータ演算装置が、前記第２のステップで保存されたｄｉｖの値をもとに、ｙ[ｉ]＝ｑ[ｉ]−ｄｉｖから、ｙ[ｉ]を求める第３のステップを有し、
前記インターリーブパラメータ演算装置が、ｉがインターリーバの行数Ｒになるまでｉをインクリメントして、前記第２のステップと前記第３のステップを繰り返し、すべてのｉに対して、ｙ[ｉ]を求めることを特徴とするインターリーブパラメータ演算方法。 - 請求項１に記載の前記インターリーブパラメータ演算方法を、前記インターリーブパラメータ演算装置となるべきコンピュータに実行させるプログラム。
- 請求項１に記載の前記インターリーブパラメータ演算方法を、前記インターリーブパラメータ演算装置となるべきコンピュータに実行させるプログラムを記録した、コンピュータ読み取りが可能な記録媒体。
- ＩＭＴ２０００の標準規格である３ＧＰＰ ＴＳ２５．２１２で規定されるターボ符号のインターリーバ装置に対して、前記インターリーバ装置が送信データを符号化するのに必要な行内入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]と、行間入れ替えパターンＴ[ｉ]を出力するインターリーブパラメータ演算装置であって、前記送信データのデータ長から求めた、前記行間入れ替えパターンＴ[ｉ]と、素数ｐと、ベースシーケンスｓ[ｊ]と、素数列ｑ[ｉ]をもとに前記行内入れ替えパターンＵ[ｉ][ｊ]を計算する過程で、中間値として求めるべきｙ[ｉ]＝ｑ[ｉ]×ｍｏｄ（ｐ−１）を計算するインターリーブパラメータ演算装置において、
ｉと変数ｄｉｖを０に初期化する第１の手段と、
ｑ[ｉ]≧ｄｉｖ＋ｐ−１の場合、ｄｉｖの値にｐ−１を加算して保存し、ｑ[ｉ]＜ｄｉｖ＋ｐ−１の場合、ｄｉｖの値をそのまま保存する第２の手段と、
前記第２の手段が保存したｄｉｖの値をもとに、ｙ[ｉ]＝ｑ[ｉ]−ｄｉｖから、ｙ[ｉ]を求める第３の手段と、
ｉがインターリーバの行数Ｒになるまでｉをインクリメントして、前記第２の手段と前記第３の手段に処理を繰り返えさせて、すべてのｉに対して、ｙ[ｉ]を求める第４の手段を有することを特徴とするインターリーブパラメータ演算装置。 - 請求項４に記載の前記インターリーブパラメータ演算装置を有する携帯電話機。
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