JP2940881B2 - 被送信データ・メッセージの拡張エラー訂正 - Google Patents
被送信データ・メッセージの拡張エラー訂正Info
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- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L1/00—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received
- H04L1/12—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received by using return channel
- H04L1/16—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received by using return channel in which the return channel carries supervisory signals, e.g. repetition request signals
- H04L1/18—Automatic repetition systems, e.g. Van Duuren systems
- H04L1/1812—Hybrid protocols; Hybrid automatic repeat request [HARQ]
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
- Error Detection And Correction (AREA)
- Detection And Correction Of Errors (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
背景技術
本発明は、一般に、通信分野に関する。さらに詳しく
は、無線周波数チャンネル上で送信される可聴下データ
・ワード（subaudible data word）のエラー訂正に関す
る。
は、無線周波数チャンネル上で送信される可聴下データ
・ワード（subaudible data word）のエラー訂正に関す
る。
発明の分野
セルラ無線電話システムで動作するとき、データ・メ
ッセージは無線電話と基地局との間で連続的に送信され
る。これらのメッセージには、無線電話トランシーバに
対して、送信電力レベルの変更、チャンネル割当の変
更，呼の解放，または他の同様の要求を行う命令が含ま
れる。これらのデータ・メッセージには、順方向および
逆方向音声チャンネル上で送られるものがある。可聴下
データを用いるシステムにおいては、メッセージはデー
タの連続したストリーム内に挟み込まれる。本発明の被
譲渡人に譲渡された米国特許第4,984,290号（Levine
他）は、このようなシステムの一例である。狭帯域高度
移動サービス（NAMPS:Narrowband Advanced Mobile Ser
vice）もまた、このようなシステムの一例であり、本発
明の被譲渡人により発行されるMotorola NAMPS Air Int
erface Specification Revision D（モトローラNAMPS空
間インターフェース仕様Ｄ版）に詳しく説明される。こ
の仕様のセクション2.7.2.2.および3.7.2.2では、順方
向および逆方向音声チャンネルのより詳細な説明を行っ
ている。
ッセージは無線電話と基地局との間で連続的に送信され
る。これらのメッセージには、無線電話トランシーバに
対して、送信電力レベルの変更、チャンネル割当の変
更，呼の解放，または他の同様の要求を行う命令が含ま
れる。これらのデータ・メッセージには、順方向および
逆方向音声チャンネル上で送られるものがある。可聴下
データを用いるシステムにおいては、メッセージはデー
タの連続したストリーム内に挟み込まれる。本発明の被
譲渡人に譲渡された米国特許第4,984,290号（Levine
他）は、このようなシステムの一例である。狭帯域高度
移動サービス（NAMPS:Narrowband Advanced Mobile Ser
vice）もまた、このようなシステムの一例であり、本発
明の被譲渡人により発行されるMotorola NAMPS Air Int
erface Specification Revision D（モトローラNAMPS空
間インターフェース仕様Ｄ版）に詳しく説明される。こ
の仕様のセクション2.7.2.2.および3.7.2.2では、順方
向および逆方向音声チャンネルのより詳細な説明を行っ
ている。
狭い順方向音声チャンネル（基地から無線電話へ）で
用いられるデータ・メッセージ・フォーマットは、５の
間隔（すなわち、マンチェスタ符号化及び一般的な符号
理論の基本的考えである、５つのハミング距離）で毎秒
100ビットで送られる（40,28）エラー訂正BCHコード・
マンチェスタ変調データ・メツセージ（error correcti
ng Bose-Chaudhuri-Hocquenghemcoded Manchester modu
lated data message）に符号化された28ビットの内容で
構成される。BCHコードにより、２ビット・エラーの訂
正が可能になり、これは標準の（63,51）BCHコードの短
縮版である。（40,28）BCHの２ビット・エラー訂正を行
うことのできる全体解読は、ガロア拡大体（Galois fie
ld）演算を用いる計算を必要とするBerlekampにより定
義されるような複雑な解読アルゴリズムを利用すること
を必要とする。S.LinおよびD.Costello Jr.は、Error C
ontrol Coding 141-183,（1983）で、BCH解読について
より詳細に述べている。これよりはるかに実用的で、複
雑でない解読器は、エラー・トラップ解読器（error tr
apping decoder）で、これを用いると１ビット・エラー
の訂正が可能になる。ここでは、１ビット・エラー・ト
ラップ装置（single bit error trapper）をBCH解読器
として用いることを前提とする。
用いられるデータ・メッセージ・フォーマットは、５の
間隔（すなわち、マンチェスタ符号化及び一般的な符号
理論の基本的考えである、５つのハミング距離）で毎秒
100ビットで送られる（40,28）エラー訂正BCHコード・
マンチェスタ変調データ・メツセージ（error correcti
ng Bose-Chaudhuri-Hocquenghemcoded Manchester modu
lated data message）に符号化された28ビットの内容で
構成される。BCHコードにより、２ビット・エラーの訂
正が可能になり、これは標準の（63,51）BCHコードの短
縮版である。（40,28）BCHの２ビット・エラー訂正を行
うことのできる全体解読は、ガロア拡大体（Galois fie
ld）演算を用いる計算を必要とするBerlekampにより定
義されるような複雑な解読アルゴリズムを利用すること
を必要とする。S.LinおよびD.Costello Jr.は、Error C
ontrol Coding 141-183,（1983）で、BCH解読について
より詳細に述べている。これよりはるかに実用的で、複
雑でない解読器は、エラー・トラップ解読器（error tr
apping decoder）で、これを用いると１ビット・エラー
の訂正が可能になる。ここでは、１ビット・エラー・ト
ラップ装置（single bit error trapper）をBCH解読器
として用いることを前提とする。
順方向音声チャンネル・メッセージは、非ゼロ復帰
（NRZ:non−return to zero）変調を用いて毎秒200ビッ
トで送られる30ビット・ワード同期パターンが１回送信
された後に送信される。同期パターン内には４個のエラ
ーが許される。ビット同期は、連続して送信される毎秒
200ビットの７個の24ビットのデジタル監視音声トーン
（DSAT:Digital Supervisory Audio Tone）シーケンス
のうちの１つを受信し、それに同期を維持することによ
り行われる。（48,36）BCHコード・マンチェスタ変調デ
ータ・メッセージは、狭い逆方向音声チャンネル（無線
電話から基地へ）上で用いられる。
（NRZ:non−return to zero）変調を用いて毎秒200ビッ
トで送られる30ビット・ワード同期パターンが１回送信
された後に送信される。同期パターン内には４個のエラ
ーが許される。ビット同期は、連続して送信される毎秒
200ビットの７個の24ビットのデジタル監視音声トーン
（DSAT:Digital Supervisory Audio Tone）シーケンス
のうちの１つを受信し、それに同期を維持することによ
り行われる。（48,36）BCHコード・マンチェスタ変調デ
ータ・メッセージは、狭い逆方向音声チャンネル（無線
電話から基地へ）上で用いられる。
逆方向音声チャンネル・メッセージも同様に、30ビッ
ト・ワード同期パターンの１回の送信の後に送信され
る。逆方向音声チャンネル上のビット同期は、順方向音
声チャンネルの場合と同様のDSATシーケンスにより行わ
れる。
ト・ワード同期パターンの１回の送信の後に送信され
る。逆方向音声チャンネル上のビット同期は、順方向音
声チャンネルの場合と同様のDSATシーケンスにより行わ
れる。
典型的なセルラ・システムで用いられるように複数回
反復することはせずに、自動反復リクエスト手順（ARQ:
automatic repeat request procedure）がフェーディン
グ保護のために行われる。BCHコードで訂正可能な可聴
下データ・メッセージが受信されると、受信ユニットに
より送信ユニットに対して肯定応答（acknowledgemen
t）が送られる。肯定応答が送信ユニットにより受信さ
れない場合は、メッセージは合計３回送信することがで
きる。
反復することはせずに、自動反復リクエスト手順（ARQ:
automatic repeat request procedure）がフェーディン
グ保護のために行われる。BCHコードで訂正可能な可聴
下データ・メッセージが受信されると、受信ユニットに
より送信ユニットに対して肯定応答（acknowledgemen
t）が送られる。肯定応答が送信ユニットにより受信さ
れない場合は、メッセージは合計３回送信することがで
きる。
無線電話が低信号レベルの多重経路またはレイリー・
フェーディング環境（multi-path or Rayleigh fading
environment）にあるときは、データ・メッセージに
は、それが受信されたときに訂正不能なエラーが含まれ
ていることがある。BCHコードで訂正不能なエラーのあ
るメッセージが３回受信された場合は、そのメッセージ
は無視されて、肯定応答は送られない。その結果、これ
らのBCHコードで訂正不能なエラーを訂正して、それに
より可聴下データ通信に関してメッセージの誤り率を小
さくする必要性が生まれる。
フェーディング環境（multi-path or Rayleigh fading
environment）にあるときは、データ・メッセージに
は、それが受信されたときに訂正不能なエラーが含まれ
ていることがある。BCHコードで訂正不能なエラーのあ
るメッセージが３回受信された場合は、そのメッセージ
は無視されて、肯定応答は送られない。その結果、これ
らのBCHコードで訂正不能なエラーを訂正して、それに
より可聴下データ通信に関してメッセージの誤り率を小
さくする必要性が生まれる。
発明の概要
本発明の方法は、複数回送信されたデータ・メッセー
ジのエラー訂正を行う。本方法は、少なくとも２回デー
タ・メッセージを受信する段階と、受信された第１およ
び第２ワードを論理的に合成してエラー指示ワードを形
成する段階と、エラー指示ワードに応答して第１または
第２ワードの少なくとも１ビットを補数をとることによ
り第１または第２被受信ワードの解読を行う段階とによ
って構成される。
ジのエラー訂正を行う。本方法は、少なくとも２回デー
タ・メッセージを受信する段階と、受信された第１およ
び第２ワードを論理的に合成してエラー指示ワードを形
成する段階と、エラー指示ワードに応答して第１または
第２ワードの少なくとも１ビットを補数をとることによ
り第１または第２被受信ワードの解読を行う段階とによ
って構成される。
図面の簡単な説明
第１図は、本発明の方法の流れ図である。
第２図は、従来技術の自動反復リクエスト手順と、本
発明の方法を用いたエラー訂正との静止ビット誤り率を
比較したグラフである。
発明の方法を用いたエラー訂正との静止ビット誤り率を
比較したグラフである。
第３図は、従来技術のエラー訂正によりエラー訂正さ
れた信号のRF信号レベルと、本発明の方法によりエラー
修正された信号のRF信号レベルを比較したグラフであ
る。
れた信号のRF信号レベルと、本発明の方法によりエラー
修正された信号のRF信号レベルを比較したグラフであ
る。
第４図は、２つのメッセージと本発明の方法により得
られたエラー指示ワードの例である。
られたエラー指示ワードの例である。
好通な実施例の詳細説明
本発明の拡張エラー訂正（EEC:extended error corre
ction）方法は、可聴下データ通信に関してメッセージ
の誤り率を下げる。本方法は、メッセージ内のエラー数
を１つのエラーまで減らして、それによりBCHエラー・
トラップ解読器エラー訂正が最後のエラーを訂正できる
ようにする。
ction）方法は、可聴下データ通信に関してメッセージ
の誤り率を下げる。本方法は、メッセージ内のエラー数
を１つのエラーまで減らして、それによりBCHエラー・
トラップ解読器エラー訂正が最後のエラーを訂正できる
ようにする。
本発明の方法を図示するために、NAMPSシステムのBCH
エラー訂正を例として用いる。しかしこの方法は、少な
くとも２回メッセージを送信して、順方向エラー訂正法
を用いる任意の状況で用いることができる。順方向エラ
ー訂正法は、検出されたエラーを自動的に訂正するエラ
ー訂正コードを採用している。S.LinおよびD.Costello
Jr.は、Error Control Coding,12-14（1983）で順方向
エラー訂正に関してより詳細に述べている。
エラー訂正を例として用いる。しかしこの方法は、少な
くとも２回メッセージを送信して、順方向エラー訂正法
を用いる任意の状況で用いることができる。順方向エラ
ー訂正法は、検出されたエラーを自動的に訂正するエラ
ー訂正コードを採用している。S.LinおよびD.Costello
Jr.は、Error Control Coding,12-14（1983）で順方向
エラー訂正に関してより詳細に述べている。
本発明の方法が、第１図の流れ図に示される。この方
法は、BCHエラー訂正によりエラー訂正することのでき
なかったメッセージが少なくとも２回受信された後で、
ARQメッセージに適用することができる。本発明のエラ
ー訂正方法は、不適切な同期のために送信中にメッセー
ジの１つが失われた場合にも、指定された３個のARQメ
ッセージのうちの２個のメッセージをエラー訂正するこ
とができる。
法は、BCHエラー訂正によりエラー訂正することのでき
なかったメッセージが少なくとも２回受信された後で、
ARQメッセージに適用することができる。本発明のエラ
ー訂正方法は、不適切な同期のために送信中にメッセー
ジの１つが失われた場合にも、指定された３個のARQメ
ッセージのうちの２個のメッセージをエラー訂正するこ
とができる。
この過程は、２つの被受信メッセージ−−以下メッセ
ージA,Bと呼ぶ−−を排他的論理和演算（XOR:exclusive
ORing）により消失ビット（erasure bit）位置を生成
すること（101）で始まる。XOR演算により、ＡまたはＢ
メッセージのいずれかでエラーの位置を示す各位置内の
論理１を含むエラー指示ワードが生成される。両メッセ
ージ内のエラー数により、本発明のエラー訂正法のどの
部分が用いられるかが決まる。エラー指示ワードが、２
つのメッセージ内に合わせて２個または４個のエラーが
あることを示す場合（102）は、３個または５個のエラ
ーが見つかった場合（103）とは異なるエラー訂正が実
行される。
ージA,Bと呼ぶ−−を排他的論理和演算（XOR:exclusive
ORing）により消失ビット（erasure bit）位置を生成
すること（101）で始まる。XOR演算により、ＡまたはＢ
メッセージのいずれかでエラーの位置を示す各位置内の
論理１を含むエラー指示ワードが生成される。両メッセ
ージ内のエラー数により、本発明のエラー訂正法のどの
部分が用いられるかが決まる。エラー指示ワードが、２
つのメッセージ内に合わせて２個または４個のエラーが
あることを示す場合（102）は、３個または５個のエラ
ーが見つかった場合（103）とは異なるエラー訂正が実
行される。
XOR演算は、両メッセージ内の同じ位置にあるエラー
に関してはエラー指示ワード内に消失ビットを発生しな
い。この場合は、メッセージには偽解読（false decodi
ng）を行う可能性のある隠れたエラー（invisible erro
r）が含まれている。この偽解読に関しては、後でより
詳細に説明する。
に関してはエラー指示ワード内に消失ビットを発生しな
い。この場合は、メッセージには偽解読（false decodi
ng）を行う可能性のある隠れたエラー（invisible erro
r）が含まれている。この偽解読に関しては、後でより
詳細に説明する。
２個または４個のエラーが見つかった場合（102）
は、メッセージＡの第１消失ビットの補数をとる（10
4）。このビットの位置は、エラー指示ワードの最初の
論理１の位置により示される。好適な実施例において
は、第１消失ビットは左側から始まる。別の実施例で
は、第１消失を任意の位置で用いることができる。第４
図は、エラー指示ワードの最初の論理１の位置（402）
により示されるメッセージＡの第１消失ビット（401）
の位置を示す。
は、メッセージＡの第１消失ビットの補数をとる（10
4）。このビットの位置は、エラー指示ワードの最初の
論理１の位置により示される。好適な実施例において
は、第１消失ビットは左側から始まる。別の実施例で
は、第１消失を任意の位置で用いることができる。第４
図は、エラー指示ワードの最初の論理１の位置（402）
により示されるメッセージＡの第１消失ビット（401）
の位置を示す。
メッセージＡにはもともと、少なくとも２個のエラー
が含まれていたか、あるいは、１個のエラーの場合には
BCHエラー訂正ルーチンによりエラー訂正が完了してい
る。ここで、メッセージＡおよびＢは１つのエラー修正
を考慮するBCHフォワード・エラー修正処理などのエラ
ー修正処理を介したあとである。第１消失の補数をとっ
た後、補数をとったビットがメッセージＡのエラーであ
る場合は、メッセージＡには現在多くても１個のエラー
が含まれる。この修正済みのメッセージを、今度はBCH
エラー訂正ルーチンでエラー訂正することができる。こ
れでメッセージＡが解読される（104）。
が含まれていたか、あるいは、１個のエラーの場合には
BCHエラー訂正ルーチンによりエラー訂正が完了してい
る。ここで、メッセージＡおよびＢは１つのエラー修正
を考慮するBCHフォワード・エラー修正処理などのエラ
ー修正処理を介したあとである。第１消失の補数をとっ
た後、補数をとったビットがメッセージＡのエラーであ
る場合は、メッセージＡには現在多くても１個のエラー
が含まれる。この修正済みのメッセージを、今度はBCH
エラー訂正ルーチンでエラー訂正することができる。こ
れでメッセージＡが解読される（104）。
メッセージＡで解読が成功した場合（105）は、メッ
セージＢの第１消失の補数をとり（106）、BCHエラー訂
正が実行されて、訂正されたメッセージが解読される。
メッセージＢの解読が成功しなかった場合（107）は、
メッセージＡが正しいメッセージとして用いられる（10
9）。両方のメッセージの解読が成功した場合（108）
は、２つの異なるメッセージが生成されて１つは偽解読
をされる。これは、アルゴリズムによりエラー訂正解読
器を誤らせるエラーが発生したためである。そのため解
読が２回とも成功することは、１つのメッセージが正し
く解読できなかった場合にのみ起こりうる。この場合、
訂正済みのエラーが１つあるメッセージが用いられる
か、あるいは、いずれのメッセージにも１つの訂正済み
のエラーがない場合は、両方のメッセージが廃葉され
る。
セージＢの第１消失の補数をとり（106）、BCHエラー訂
正が実行されて、訂正されたメッセージが解読される。
メッセージＢの解読が成功しなかった場合（107）は、
メッセージＡが正しいメッセージとして用いられる（10
9）。両方のメッセージの解読が成功した場合（108）
は、２つの異なるメッセージが生成されて１つは偽解読
をされる。これは、アルゴリズムによりエラー訂正解読
器を誤らせるエラーが発生したためである。そのため解
読が２回とも成功することは、１つのメッセージが正し
く解読できなかった場合にのみ起こりうる。この場合、
訂正済みのエラーが１つあるメッセージが用いられる
か、あるいは、いずれのメッセージにも１つの訂正済み
のエラーがない場合は、両方のメッセージが廃葉され
る。
メッセージＡの解読が成功しなかった場合（105）
は、メッセージＢの第１消失の補数をとり、解読が試み
られる（110）。メッセージＢの解読が成功すると（11
1）、メッセージＢが用いられる（112）。メッセージＢ
の解読が成功しない場合は（111）、両方のメッセージ
が廃棄される（140）。
は、メッセージＢの第１消失の補数をとり、解読が試み
られる（110）。メッセージＢの解読が成功すると（11
1）、メッセージＢが用いられる（112）。メッセージＢ
の解読が成功しない場合は（111）、両方のメッセージ
が廃棄される（140）。
エラー指示ワード内に発見された消失数が３または５
の場合（103）は、別の方法が実行される。エラー指示
ワード内の位置により示されるメッセージＡ内の第１対
の消失ビットの補数がとられる（113）。次に修正済み
のメッセージＡを解読する試みがなされる。メッセージ
Ａの解読が成功すると（114）、メッセージＢ内の同じ
ビット対の位置の補数がとられ、修正されたメッセージ
Ｂを解読する試みがなされる（115）。
の場合（103）は、別の方法が実行される。エラー指示
ワード内の位置により示されるメッセージＡ内の第１対
の消失ビットの補数がとられる（113）。次に修正済み
のメッセージＡを解読する試みがなされる。メッセージ
Ａの解読が成功すると（114）、メッセージＢ内の同じ
ビット対の位置の補数がとられ、修正されたメッセージ
Ｂを解読する試みがなされる（115）。
メッセージＢの解読も成功した場合（116）は、ビッ
ト対の補数をとることにより２つの異なるメッセージが
生成され、１つは偽解読されている。この場合、両方の
メッセージが廃棄される（117）。なぜならば、両方共
失敗だった場合には、同じ結果が得られるからである。
メッセージＢの解読が成功していない場合（116）は、
すでに解読が成功しているメッセージＡが用いられる
（118）。
ト対の補数をとることにより２つの異なるメッセージが
生成され、１つは偽解読されている。この場合、両方の
メッセージが廃棄される（117）。なぜならば、両方共
失敗だった場合には、同じ結果が得られるからである。
メッセージＢの解読が成功していない場合（116）は、
すでに解読が成功しているメッセージＡが用いられる
（118）。
メッセージＡの解読が成功しなかった場合（114）
は、メッセージＡで補数がとられたものと同じ消失ビッ
ト対がメツセージＢ内で補数がとられる（119）。ここ
で修正されたメッセージＢを解読しようとする試みがな
される。メッセージＢの解読に成功する（120）と、メ
ッセージＢが用いられる（121）。
は、メッセージＡで補数がとられたものと同じ消失ビッ
ト対がメツセージＢ内で補数がとられる（119）。ここ
で修正されたメッセージＢを解読しようとする試みがな
される。メッセージＢの解読に成功する（120）と、メ
ッセージＢが用いられる（121）。
メッセージＢの解読が成功しなかった（120）という
ことは、メッセージA,B間に２つのエラーが分割されて
いることを示す。そのため、本発明の方法は始めの２つ
の消失においてのみ進められる必要がある。
ことは、メッセージA,B間に２つのエラーが分割されて
いることを示す。そのため、本発明の方法は始めの２つ
の消失においてのみ進められる必要がある。
このためには、本方法ではメッセージＡの最初の消失
ビットを補足し、メッセージＡを解読する試みがもう一
度なされる（122）。解読動作が成功した場合（123）
は、メッセージＢでも同じ消失ビット位置の補数がとら
れ、解読が試みられる（124）。メッセージＢの解読も
成功した場合（125）は、１つのメッセージが偽解読さ
れているので、両方が無視される（126）。これによ
り、隠れたエラーがないとき消失の数が５であるか、あ
るいは隠れたエラーが１つあるときに消失の数が３であ
る場合の、メッセージの偽解読を防ぐ。メッセージＢの
解読が成功しなかった場合（125）は、メッセージＡの
エラー訂正が成功しており、解読されたメッセージＡが
用いられる（127）。
ビットを補足し、メッセージＡを解読する試みがもう一
度なされる（122）。解読動作が成功した場合（123）
は、メッセージＢでも同じ消失ビット位置の補数がとら
れ、解読が試みられる（124）。メッセージＢの解読も
成功した場合（125）は、１つのメッセージが偽解読さ
れているので、両方が無視される（126）。これによ
り、隠れたエラーがないとき消失の数が５であるか、あ
るいは隠れたエラーが１つあるときに消失の数が３であ
る場合の、メッセージの偽解読を防ぐ。メッセージＢの
解読が成功しなかった場合（125）は、メッセージＡの
エラー訂正が成功しており、解読されたメッセージＡが
用いられる（127）。
ステップ113においてメッセージＡの１番目の２つの
（対）消失ビットが補足される。一方、ステップ122で
は、メッセージＡの１番目の１つの消失ビットが補足さ
れる。
（対）消失ビットが補足される。一方、ステップ122で
は、メッセージＡの１番目の１つの消失ビットが補足さ
れる。
メッセージＡで解読が成功しなかった場合（123）
は、メッセージＢの同じ消失ビット位置の補数がとら
れ、解読動作が実行される（128）。メッセージＢの解
読が成功すると（129）、メッセージＢのエラー訂正が
成功してこれが用いられる（130）。
は、メッセージＢの同じ消失ビット位置の補数がとら
れ、解読動作が実行される（128）。メッセージＢの解
読が成功すると（129）、メッセージＢのエラー訂正が
成功してこれが用いられる（130）。
メッセージＢの解読が成功しなかった場合（129）
は、メッセージＡの第２消失ビットの補数がとられ、再
度解読が試みられる（131）。ステップ108において、メ
ッセージＡとＢの両方共が解読に成功すると、解読され
たメッセージの部分は正しいものとして作成される。正
しいメッセージはBCH解読器によって訂正される唯１つ
のエラーを有する。ある場合において、BCH解読器は２
つのエラーを訂正することができる。しかしながら、正
しいメッセージはBCH解読器が訂正しなければならない
１つのエラーを有する。その他のメッセージは別の正し
くないメッセージの解読失敗となる。ステップ117に達
すると、２つの解読成功メッセージとなる。しかしなが
ら、３個または５個の消失がある場合、両方の成功した
解読は、１つのエラーを有することが残されている場合
がある。何れのメッセージが正しく解読されたかを知る
ことは不可能なので、両方共廃棄される。
は、メッセージＡの第２消失ビットの補数がとられ、再
度解読が試みられる（131）。ステップ108において、メ
ッセージＡとＢの両方共が解読に成功すると、解読され
たメッセージの部分は正しいものとして作成される。正
しいメッセージはBCH解読器によって訂正される唯１つ
のエラーを有する。ある場合において、BCH解読器は２
つのエラーを訂正することができる。しかしながら、正
しいメッセージはBCH解読器が訂正しなければならない
１つのエラーを有する。その他のメッセージは別の正し
くないメッセージの解読失敗となる。ステップ117に達
すると、２つの解読成功メッセージとなる。しかしなが
ら、３個または５個の消失がある場合、両方の成功した
解読は、１つのエラーを有することが残されている場合
がある。何れのメッセージが正しく解読されたかを知る
ことは不可能なので、両方共廃棄される。
ステップ131において、メッセージＡの２番目の消失
ビットが補足される。ここでメッセージＡはもともと受
信されたメッセージＡと定義される。したがって、ステ
ップ131の後では、メッセージＡの２番目の消失ビット
のみが補足されている。メッセージＡの解読が成功する
（132）と、メッセージＢ内でメッセージＡと同じ消失
ビットの補数がとられ、修正されたメッセージＢに関し
て再度解読が試みられる（133）。メッセージＢの解読
が成功する（137）と、ビット対の補数をとることによ
り２つの異なるメッセージが生成されたことになり、１
つは偽解読されている。この場合は、両方のメッセージ
が廃棄される（138）。メッセージＢの解読が成功しな
かった場合（137）は、メッセージＡのエラー訂正が成
功しており、メッセージＡが用いられる（139）。
ビットが補足される。ここでメッセージＡはもともと受
信されたメッセージＡと定義される。したがって、ステ
ップ131の後では、メッセージＡの２番目の消失ビット
のみが補足されている。メッセージＡの解読が成功する
（132）と、メッセージＢ内でメッセージＡと同じ消失
ビットの補数がとられ、修正されたメッセージＢに関し
て再度解読が試みられる（133）。メッセージＢの解読
が成功する（137）と、ビット対の補数をとることによ
り２つの異なるメッセージが生成されたことになり、１
つは偽解読されている。この場合は、両方のメッセージ
が廃棄される（138）。メッセージＢの解読が成功しな
かった場合（137）は、メッセージＡのエラー訂正が成
功しており、メッセージＡが用いられる（139）。
メッセージＡの解読が成功しなかった場合（132）
は、メッセージＢの第２消失ビットの補数がとられ、メ
ッセージＢ上で解読動作が実行される（134）。メッセ
ージＢの解読が成功した場合（135）は、メッセージＢ
のエラー訂正は成功しており、このメッセージが用いら
れる（136）。メッセージＢの解読が成功しなかった場
合（135）は、メッセージＡもメッセージＢもエラー訂
正は成功しておらず、両方のメッセージが無視される
（141）。エラーの数が２個乃至５個でない場合には、
メッセージＡもメッセージＢも訂正を成功することなく
処理は終了する。
は、メッセージＢの第２消失ビットの補数がとられ、メ
ッセージＢ上で解読動作が実行される（134）。メッセ
ージＢの解読が成功した場合（135）は、メッセージＢ
のエラー訂正は成功しており、このメッセージが用いら
れる（136）。メッセージＢの解読が成功しなかった場
合（135）は、メッセージＡもメッセージＢもエラー訂
正は成功しておらず、両方のメッセージが無視される
（141）。エラーの数が２個乃至５個でない場合には、
メッセージＡもメッセージＢも訂正を成功することなく
処理は終了する。
最悪の場合、本発明では修正を確実にするために７回
の解読が必要になる。この方法なしには、すべての消失
の組合せを解読するためには少なくとも30回の解読が必
要になる。
の解読が必要になる。この方法なしには、すべての消失
の組合せを解読するためには少なくとも30回の解読が必
要になる。
線形コードに関して、コード・メッセージと同じエラ
ー・パターンは、送信されたコード・メッセージを別の
コード・メッセージにマッピングする。これを偽解読と
呼ぶ。１ビット・エラー訂正が適用される場合、エラー
・パターンは偽を起こす可能性のあるコード・メッセー
ジ・ビットのうち１つを除きすべてをカバーしなければ
ならない。そのため、偽解読の確率は、本発明のEEC手
順により生成されるエラー・パターンの確率に依存す
る。（40,28）BCHコードに関しては、最も重要なコード
・パターンは、重み＝５のコード・ワードである。幸い
なことに、可能性のある658,008個の重み＝５の組合せ
のうち134コード・ワードしか存在しない。
ー・パターンは、送信されたコード・メッセージを別の
コード・メッセージにマッピングする。これを偽解読と
呼ぶ。１ビット・エラー訂正が適用される場合、エラー
・パターンは偽を起こす可能性のあるコード・メッセー
ジ・ビットのうち１つを除きすべてをカバーしなければ
ならない。そのため、偽解読の確率は、本発明のEEC手
順により生成されるエラー・パターンの確率に依存す
る。（40,28）BCHコードに関しては、最も重要なコード
・パターンは、重み＝５のコード・ワードである。幸い
なことに、可能性のある658,008個の重み＝５の組合せ
のうち134コード・ワードしか存在しない。
偽解読の判定は、同じビット位置に起こる２つの被受
信メッセージ内のエラーの存在によりさらに複雑にな
る。XOR演算のおかげで、本発明の方法ではこのような
エラーはない。隠れたエラーによる偽解読の確率は、以
下の計算で決定される。計算のために、４個の消失と１
個の隠れたエラーがあるものとする。
信メッセージ内のエラーの存在によりさらに複雑にな
る。XOR演算のおかげで、本発明の方法ではこのような
エラーはない。隠れたエラーによる偽解読の確率は、以
下の計算で決定される。計算のために、４個の消失と１
個の隠れたエラーがあるものとする。
EEC手順では、メッセージＢのエラー数を４まで増や
して、１個の隠れたエラーを含むようにすることもでき
る。これは、以下のように図示される： メッセージA:bbbebebbbbbbbbbbbeb…ｂ メッセージB:bbbgbbbbebbebbbbbeb…ｂ 消失： 00010100100100000i0…０ ただしｂは、受信された正しいビット， ｅは、受信されたエラー・ビット， ｇは、EEC手順で生成されたビット・エラー， ｉは、隠れたビット・エラー。
して、１個の隠れたエラーを含むようにすることもでき
る。これは、以下のように図示される： メッセージA:bbbebebbbbbbbbbbbeb…ｂ メッセージB:bbbgbbbbebbebbbbbeb…ｂ 消失： 00010100100100000i0…０ ただしｂは、受信された正しいビット， ｅは、受信されたエラー・ビット， ｇは、EEC手順で生成されたビット・エラー， ｉは、隠れたビット・エラー。
EEC手順の間、メッセージＢの１番目の消失ビットが
ステップ110にて補足される。この消失がメッセージＢ
ではなくメッセージＡによるものである場合、このビッ
トが補足される際にEEC手順は新たなエラーをメッセー
ジＢを付加的に生成する。エラーがメッセージＡとＢの
同じビット位置にある場合、結果としてXOR出力は“0"
となる。これは、両方のメッセージのこのビット位置に
エラーがない場合でも同じ結果となる。両者の差異を見
分けることができないので、同じビット位置のエラー
は、判断できない／エラー位置を見ることができないも
のとして“見ることができない（invisible）”エラー
として参照される。
ステップ110にて補足される。この消失がメッセージＢ
ではなくメッセージＡによるものである場合、このビッ
トが補足される際にEEC手順は新たなエラーをメッセー
ジＢを付加的に生成する。エラーがメッセージＡとＢの
同じビット位置にある場合、結果としてXOR出力は“0"
となる。これは、両方のメッセージのこのビット位置に
エラーがない場合でも同じ結果となる。両者の差異を見
分けることができないので、同じビット位置のエラー
は、判断できない／エラー位置を見ることができないも
のとして“見ることができない（invisible）”エラー
として参照される。
これが起こる確率は、隠れたエラーが起こる確率と、
４つのエラーにより１回の不正確な解読が起こる確率と
を合わせたものと等しい。これを以下の式に示す： Ｐ偽［ｅ＝4,i＝１］＝Ｐ［ｉ＝ｘ］xP［不正確な解
読］ 各メッセージA,Bに少なくとも２個のエラーがあるこ
とがわかっているとすると、隠れたエラーの発生する確
率は各メッセージの残りの38ビットに別のエラーがあ
り、メッセージＡのこのエラーがメッセージＢの３つの
エラーのうちの１つと重複する確率である。両メッセー
ジの38ビットのうちの１ビットに別のエラーが起こる確
率は、以下の式で表される： Ｐ［別のエラー］＝p(1-p)37xp(1-p)37＝p2(1-p)74 ただし、ｐはビット・エラーの確率である。隠れたエラ
ーの確率は、以下の式で表される： Ｐ［ｉ＝１］＝（3/38）Ｐ［別のエラー］＝7.9E−2p
2(1-p)74 ４ビット・エラー・パターンに不正確な解読が起こる確
率は、４つの無作為なエラーが重み＝５のコード・ワー
ドと重複する確率である。重み＝５の（40,28）BCHコー
ド・ワードは134個ある。
４つのエラーにより１回の不正確な解読が起こる確率と
を合わせたものと等しい。これを以下の式に示す： Ｐ偽［ｅ＝4,i＝１］＝Ｐ［ｉ＝ｘ］xP［不正確な解
読］ 各メッセージA,Bに少なくとも２個のエラーがあるこ
とがわかっているとすると、隠れたエラーの発生する確
率は各メッセージの残りの38ビットに別のエラーがあ
り、メッセージＡのこのエラーがメッセージＢの３つの
エラーのうちの１つと重複する確率である。両メッセー
ジの38ビットのうちの１ビットに別のエラーが起こる確
率は、以下の式で表される： Ｐ［別のエラー］＝p(1-p)37xp(1-p)37＝p2(1-p)74 ただし、ｐはビット・エラーの確率である。隠れたエラ
ーの確率は、以下の式で表される： Ｐ［ｉ＝１］＝（3/38）Ｐ［別のエラー］＝7.9E−2p
2(1-p)74 ４ビット・エラー・パターンに不正確な解読が起こる確
率は、４つの無作為なエラーが重み＝５のコード・ワー
ドと重複する確率である。重み＝５の（40,28）BCHコー
ド・ワードは134個ある。
Ｐ［不正確な解読］＝（134/658,008）x5＝1.0E−３
それゆえ、偽解読の確率は、以下の通りになる：
Ｐ偽［ｎ＝4,i＝１］＝Ｐ［ｉ＝１］xP［不正確な解
読］ Ｐ偽［ｎ＝4,i＝１］＝7.9E−５（p2(1-P)74） ｐ＝0.01のとき： Ｐ偽［ｎ＝4,i＝１］＝3.76E−９ これらの計算により、隠れたエラーにより偽解読が起こ
る確率はきわめて小さいことがわかる。
読］ Ｐ偽［ｎ＝4,i＝１］＝7.9E−５（p2(1-P)74） ｐ＝0.01のとき： Ｐ偽［ｎ＝4,i＝１］＝3.76E−９ これらの計算により、隠れたエラーにより偽解読が起こ
る確率はきわめて小さいことがわかる。
BCH解読器がもっと大きなエラー訂正機能を持つ場合
は、本発明の方法をより大きな数のエラ−を解読するよ
うに拡張することもできる。言い換えれば、この方法は
BCH解読器のエラー訂正能力を越えてエラー訂正機能を
いつでも拡張することができる。必要に応じて、第２メ
ッセージが受信された後、第３メッセージを待つ間に本
発明のEEC手順を用いることができる。
は、本発明の方法をより大きな数のエラ−を解読するよ
うに拡張することもできる。言い換えれば、この方法は
BCH解読器のエラー訂正能力を越えてエラー訂正機能を
いつでも拡張することができる。必要に応じて、第２メ
ッセージが受信された後、第３メッセージを待つ間に本
発明のEEC手順を用いることができる。
本発明の方法を用いることの利点が第２図および第３
図のグラフに示される。第２図のグラフは、NAMPS標準A
RQを用いる無線電話の静止ビット誤り率と、本発明の方
法によるエラー訂正を用いる無線電話のNAMPS誤り率と
の比較を示す。上の曲線は、２個のメッセージの後のメ
ッセージのエラー確率を示す。次の曲線は、２個のメッ
セージの後で、本発明のEEC手順を用いた場合のメッセ
ージ・エラー確率を示す。下の曲線は、３個のメッセー
ジの後のメッセージのエラー確率を示す。
図のグラフに示される。第２図のグラフは、NAMPS標準A
RQを用いる無線電話の静止ビット誤り率と、本発明の方
法によるエラー訂正を用いる無線電話のNAMPS誤り率と
の比較を示す。上の曲線は、２個のメッセージの後のメ
ッセージのエラー確率を示す。次の曲線は、２個のメッ
セージの後で、本発明のEEC手順を用いた場合のメッセ
ージ・エラー確率を示す。下の曲線は、３個のメッセー
ジの後のメッセージのエラー確率を示す。
第２図は、２個のメッセージを受信して、本発明のEE
C過程による後処理を行った後のメッセージ・エラー確
率が、３個のメッセージが受信されている標準NAMPS AR
Qの性能に近づいていることを示す。第３メッセージを
待たずに第２メッセージの後にEEC手順を用いることに
より、メッセージのエラー訂正を行い送信ユニットに肯
定応答を送るために必要な時間が短縮される。
C過程による後処理を行った後のメッセージ・エラー確
率が、３個のメッセージが受信されている標準NAMPS AR
Qの性能に近づいていることを示す。第３メッセージを
待たずに第２メッセージの後にEEC手順を用いることに
より、メッセージのエラー訂正を行い送信ユニットに肯
定応答を送るために必要な時間が短縮される。
第３図のグラフは、本発明のEEC手順と標準のNAMPS A
RQをRF信号レベルの関数として比較したものである。い
ずれの図も相対性能のみを示し、静止状態を前提とする
ために、フェーディングRFチャンネルに対する実際の性
能ゲインを示してはいない。
RQをRF信号レベルの関数として比較したものである。い
ずれの図も相対性能のみを示し、静止状態を前提とする
ために、フェーディングRFチャンネルに対する実際の性
能ゲインを示してはいない。
まとめると、データ・メッセージのエラー訂正方法が
示された。上記の説明ではBCHコードが用いられている
が、本発明の方法は符号化の種類でなくビットにより動
作するので、任意の順方向エラー訂正法を用いて任意の
２つのメッセージにおいて用いることができる。本発明
のこのエラー訂正方法は、順方向エラー訂正ルーチンに
より実行されるエラー訂正を拡張する。本発明のエラー
訂正方法を用いることにより、メッセージの誤り率は大
きく改善される。
示された。上記の説明ではBCHコードが用いられている
が、本発明の方法は符号化の種類でなくビットにより動
作するので、任意の順方向エラー訂正法を用いて任意の
２つのメッセージにおいて用いることができる。本発明
のこのエラー訂正方法は、順方向エラー訂正ルーチンに
より実行されるエラー訂正を拡張する。本発明のエラー
訂正方法を用いることにより、メッセージの誤り率は大
きく改善される。
フロントページの続き
(56)参考文献 特開 昭58−9449（ＪＰ，Ａ)
Claims (10)
- 【請求項１】ARQシステム内で少なくとも２回送信され
たデータ・メッセージをエラー訂正する方法であって： 第１及び第２のデータ・メッセージを用いてエラーの数
を、１回の順方向エラー訂正手順で訂正することのでき
る数に減らす段階；および 前記の順方向エラー訂正手順を用いて、データ・メッセ
ージのエラー訂正を行う段階； によって構成されることを特徴とするデータ・メッセー
ジのエラー訂正を行う方法。 - 【請求項２】複数回送信された、複数ビットによって構
成されるデータ・メッセージのエラー訂正を行う方法で
あって： 前記データ・メッセージを少なくとも１回目と２回目と
で受信する段階； 前記データ・メッセージの前記の第１および第２受信を
論理的に合成して、エラー表示ワードを形成する段階； 前記エラー表示ワードに応答して、前記第１または前記
第２受信のうちの少なくとも１ビットの補数を取得し
て、被修正メッセージを形成する段階；および 前記被修正メッセージを解読する段階； によって構成されることを特徴とするデータ・メッセー
ジのエラー訂正を行う方法。 - 【請求項３】前記データ・メッセージがBCH符号化され
ている請求項２記載の方法。 - 【請求項４】前記の論理的に合成する段階が、XOR演算
により実行される請求項２記載の方法。 - 【請求項５】前記データ・メッセージがARQシステム内
で送信される請求項２記載の方法。 - 【請求項６】前記の複数回が３回である請求項２記載の
方法。 - 【請求項７】順方向エラー訂正法を用いるシステム内
で、複数回送信され、複数ビットで構成されるデータ・
メッセージのエラー訂正を行う方法であって： 前記データ・メッセージを少なくとも１回目と２回目と
で受信する段階； 前記データ・メッセージの前記第１および第２受信を論
理的に合成して、エラー表示ワードを形成する段階； 前記エラー表示ワードが、第１または第２の所定数のエ
ラーを示す場合に、前記エラー表示ワードに応答して、
前記第１受信の第１ビットの補数を取得して、第１被修
正メッセージを形成する段階； 前記第１受信が前記順方向エラー訂正法により訂正可能
なエラー数を有する場合に、前記第１被修正メッセージ
を解読する段階； 前記第１受信が解読不能な場合に、前記エラー表示ワー
ドに応答して、前記第２受信の第１ビットの補数を取得
して、第２被修正メッセージを形成する段階； 前記第２受信が前記順方向エラー訂正法により訂正可能
なエラー数を有する場合に、前記第２被修正メッセージ
を解読する段階； 前記エラー表示ワードが、第３または第４の所定数のエ
ラーを示す場合に、前記エラー表示ワードに応答して、
前記第１受信のビットの第１対の補数を取得して、第３
被修正メッセージを形成する段階； 前記第１受信が前記順方向エラー訂正法により訂正可能
なエラー数を有する場合に、前記第３被修正メッセージ
を解読する段階； 前記第１受信が解読不能な場合に、前記エラー表示ワー
ドに応答して、前記第２受信の第１対のビットの補数を
取得して、第４被修正メッセージを形成する段階； 前記第２受信が前記順方向エラー訂正法により訂正可能
なエラー数を有する場合に、前記第４被修正メッセージ
を解読する段階； 前記第１および第２受信の両方が解読できない場合に、
前記エラー表示ワードに応答して、前記第１または第２
受信のビットの補数を取得し、第５または第６被修正メ
ッセージを形成し解読する段階；および 解読が成功しなかった場合に、前記第１および第２受信
を廃棄する段階； によって構成されることを特徴とするデータ・メッセー
ジのエラー訂正を行う方法。 - 【請求項８】前記第１および第２の所定数のエラーが２
および４個のエラーである請求項７記載の方法。 - 【請求項９】前記第３および第４の所定数のエラーが３
および５個のエラーである請求項７記載の方法。 - 【請求項１０】無線電話信号を受信する受信手段； 無線電話信号を送信する送信手段；および 前記無線電話を制御する処理手段であって、前記処理手
段は複数回送信された、複数ビットで構成されるデータ
・メッセージのエラー訂正を行うためのエラー訂正方法
を用いる処理手段であって、前記方法が： 前記データ・メッセージを少なくとも１回目と２回目と
で受信する段階； 前記データ・メッセージの前記第１および第２受信を論
理的に合成して、エラー表示ワードを形成する段階； 前記エラー表示ワードに応答して、前記第１または前記
第２受信のうちの少なくとも１ビットの補数を取得し
て、被修正メッセージを形成する段階；および 前記被修正メッセージを解読する段階； によって構成されることを特徴とする方法を用いる処理
手段； によって構成されることを特徴とする無線電話。
Applications Claiming Priority (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US76346491A | 1991-09-20 | 1991-09-20 | |
| US763,464 | 1991-09-20 | ||
| PCT/US1992/006284 WO1993006671A1 (en) | 1991-09-20 | 1992-07-30 | Extended error correction of a transmitted data message |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06502978A JPH06502978A (ja) | 1994-03-31 |
| JP2940881B2 true JP2940881B2 (ja) | 1999-08-25 |
Family
ID=25067896
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP50601493A Expired - Fee Related JP2940881B2 (ja) | 1991-09-20 | 1992-07-30 | 被送信データ・メッセージの拡張エラー訂正 |
Country Status (7)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5497382A (ja) |
| JP (1) | JP2940881B2 (ja) |
| CN (1) | CN1070780A (ja) |
| CA (1) | CA2095719C (ja) |
| GB (1) | GB2264846B (ja) |
| MX (1) | MX9205290A (ja) |
| WO (1) | WO1993006671A1 (ja) |
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