JP4234264B2 - 加速式コード取得を有するスペクトル拡散電話器 - Google Patents

Description

【０００１】
【発明の属する技術分野】
本発明はスペクトル拡散方法を使用する無線電気通信システムに関する。
【０００２】
【従来の技術及びその課題】
スペクトル拡散方法
電気通信における最も重要なツールのうちの１つは、ス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−ｓｅｑｕｅｎｃｅ 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−ｍｕｌｔｉｐｌｅ−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。
【０００３】
「スペクトル拡散（ｓｐｒｅａｄ ｓｐｅｃｔｒｕｍ）」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−ｈｏｐｐｉｎｇ）」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（ｃｈｉｒｐ）」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。
【０００４】
ＣＤＭＡ方式は一般にセル電話システムに使用される。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。
【０００５】
こうして、最初の取得またはハンドオフの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：Ｎｉｐｐｏｎ Ｔｅｌｅｇｒａｐｈ＆ ＴｅｌｅｐｈｏｎｅＭｏｂｉｌｅ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ Ｎｅｔｗｏｒｋ，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（ｐｅｒｃｈ）」上に信号を送信する。
【０００６】
ＤｏＣｏＭｏ システム
ＤｏＣｏＭｏ システムは、ロングコードのＰＮ取得を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。
【０００７】
こうして、移動受信機は各基地局によって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。
【０００８】
即ち、ＤｏＣｏＭｏ システムのタイミン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 ｅｔ 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 ａｌｇｏｒｉｔｈｍ ｉｎ ＤＳ−ＣＤＭＡ ｍｏｂｉｌｅ ｒａｄｉｏ 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 ＶｅｈｉｃｕｌａｒＴｅｃｈｎｏｌｏｇｙ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ）、第３巻、第１４３０頁から第１４３４頁を参照されたい。
【０００９】
加速式コード取得を有するスペクトル拡散電話器
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。
【００１０】
このことによって有益にも、システムにおいて、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。
【００１１】
【発明の実施の形態】
本出願の多数の革新的な教示を現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。
【００１２】
定義
以下の事項は本出願で使用される技術用語のうちの幾つかである。
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−Ｃａｌｄｗｅｌｌ 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（Ｆｉｎｇｅｒｓ）：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 ｓｅｔ）：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 Ｇｏｌｄ 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−ｒａｎｄｏｍＢｉｔ 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 Ｆａｄｉｎｇ）：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 Ｒａｄｉｏ）：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 ＷｉｎｄｏｗＣｏｒｒｅｌａｔｉｏｎ）：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 Ｓｅｑｕｅｎｃｅ）：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 Ｐｏｌｙｎｏｍｉａｌ）：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 Ｓｅｑｕｅｎｃｅ）：セルラーＣＤＭＡシステムに使用する直交コード。
ＷＣＤＭＡ：広帯域ＣＤＭＡ。
【００１３】
あらまし
本出願はＤｏＣｏＭｏ システムの改良をもたらすのに使用することができる発明を開示するものである。ＤｏＣｏＭｏ 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−ｆｒｅｅ）」ブロックコードを使用することによって達成される。
【００１４】
この出願における「コンマのない」という用語は、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ＣＤＣＤＣＤＣＤ（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）。
【００１５】
以下において示すように、コンマのない特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。
【００１６】
受信機はどんなブロックコードが可能であるかを知っている。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ＤｏＣｏＭｏ 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。
【００１７】
第２に、受信機はロングコードの１回の繰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。
【００１８】
アルファベットの４個の記号を使用して８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４^８（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４^４（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。
【００１９】
こうして、ブロックコードの長さにはトレードオフがある。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。
【００２０】
例えば、アルファベットの４個の記号と、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４^４−４^２，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。
【００２１】
コンマのないコードワードの大きな数のうち、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。
【００２２】
詳細な説明
現在の好ましい実施例はＤｏＣｏＭｏ システムの改良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。
【００２３】
本開示の好ましい実施例は、ＰＮシーケン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（ｌｏｎｇ 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 ｓｔａｔｉｏｎ）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。
【００２４】
同期化を達成するために、移動体は先ずＳＣｏ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。
【００２５】
開示した方法はグループコードを繰り返し送信する代わりに、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（ＢＳ）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。
【００２６】
この方法の諸利点は、移動体が探索しなけ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。
【００２７】
８０Ｈｚのドップラーシフトを有するレイリーフェージングに対して０ｄＢの平均パイロットＳＮＲ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。
【００２８】
背景：ＮＴＴ ＤｏＣｏＭｏ
図２はＮＴＴ ＤｏＣｏＭｏのチャンネル構造を図示している。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。
【００２９】
各ＢＳは地理的にはるかに離れているＢＳ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。
【００３０】
ＮＴＴシステムにおける取得プロセスを助長するために、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 ｍａｓｋｅｄ 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２５６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。
【００３１】
第２のパーチチャンネルはロングコードマスク化され、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ＳＣＮ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。
【００３２】
図５は基地局セルの伝送構造を図示している。制御チャンネル（ＣＣＨ：ｃｏｎｔｒｏｌ ｃｈａｎｎｅｌ）上のデータは、直角位相シフトキーイング（ＱＰＳＫ：Ｑｕａｄｒａｔｕｒｅ Ｐｈａｓｅ Ｓｈｉｆｔ 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 ｓｈｏｒｔ ｃｏｄｅ）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。
【００３３】
｛ＳＣｏ，ＳＣ１，…，ＳＣｐｇ−１｝は直交ショートコードの全セットであり、またＳＣｏはＣＳＣ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：ｔｒａｆｆｉｃｃｈａｎｎｅｌ）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、
【数１】

（ρはモジュロー２総和オペレーションである）として発生

（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。
【００３４】
ＰＮ取得プロセスは次の３つの段階に分けることができる。
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（ｓｌｉｄｉｎｇ 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ＳＣｏ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１６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。
【００３５】
現行の探索プロセス、特に段階３は大量の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。
【００３６】
【数２】

このことは各可能ロングコード及びオフセットが１つの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。
【００３７】
１６個の「フィンガ」を使用して、Ｌ＝１２８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。
【００３８】
コードベース取得
図１はコードベース取得に関する開示した方法を図示している。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。
【００３９】
幾つかのビットのグループコード情報はこ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。
【００４０】
コンマのないコード
ロングコードのオフセットはまたコンマのないコードを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。
【００４１】
ロングコードを識別するという目的のために、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。
【００４２】
コードワードの記号Ｇを同期させて、ロン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。
【００４３】
こうして、ロングコード情報を送出するブ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。
【００４４】
一意の循環けた送り
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に対して、
【数３】

（Ｐ_１，Ｐ_２，……，Ｐｇは素数）がｎの一意の因数分解であるとすれば、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。
【００４５】
【数４】

前述のＭ個のコードワードはｎ個の一意の循環けた送り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ｑ^ｎ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。
【００４６】
前記等式の特殊な場合として、ｎ＝Ｐ^１が素数である場合を考えると、Ｍ＝ｑ^ｎ−ｑ^ｎ／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｛０００１，００１０，０１００，１０００，０１１１，１０１１，１１０１，１１１０，１００１，１１００，００１１，０１１０｝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、｛０００１，００１０，０１００，１０００｝、｛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。
【００４７】
Ｍ／ｎ個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。
【００４８】
【数５】

１６を除算しないコード長さを使用したとすれば、記号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。
【００４９】
長さ２の簡単なコンマのないコード
総数５１２個（Ｌ＝５１２）のロングコードを仮定する。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，ＳＣｊ）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。
【００５０】
こうして、前記等式において１６個の相関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。
【００５１】
エラー修正コード
コンマのないコードを使用し、更にエラー修正ブロック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。
【００５２】
エラー修正コードはその有益な特性を達成する。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。
【００５３】
例えば１６を除するブロック長さｎを有す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。
【００５４】
ゴールドコードのセットはブロックコード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（ｓｉｎｇｌｅｔｏｎ ｂｏｕｎｄ）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。
【００５５】
コンマなしコードワード計数
ｎがｑ−１を除するとすれば、（ｎ，ｋ）ＲＳコードは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。
【００５６】
【数６】

る生成多項式を使用して構成することができる。値Ｃは任意にかつ通常は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。
【００５７】
【数７】

このとき、コンマのないＣにおけるコードワードの数は次式によって与えられる。
【００５８】
【数８】

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。
【００５９】
【数９】

そのコードに対する生成多項式が与えられた任意の巡回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（Ｂｏｓｅ−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．Ｐｅｔｅｒｓｏｎ）及びイー・ジェー・ウェルドン（Ｅ．Ｊ．Ｗｅｌｄｏｎ）著の、エラー修正コード（ＥＲＲＯＲ ＣＯＲＲＥＣＴＩＮＧ ＣＯＤＥＳ）３７１〜９１（１９７２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ｎｑ^ｋ−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ｎｑ^ｋ−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。
【００６０】
ボース−コールドウェル技術は、発生した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。
【００６１】
リードソロモンコードコンマなしのコードワード
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。
【００６２】
（８，２）コードの代わりに、より多くの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。
【００６３】
【数１０】

この場合、Ｍ＝１７^３−１７＝４８９６個のコンマなし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。
【００６４】
【数１１】

この場合、１７^３−１７^２＝４６２４個しかコンマのないコードワードが得られない。
【００６５】
（生成器ｇ（ｘ）を使用する）（８，３）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ＮＴＴ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。
【００６６】
こうして、８個のコード及びそれらの２つ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。
【００６７】
要約すると、前述した（８，３）コードを使用すれば、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Ｃ_１Ｃ_２…Ｃ_８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。
【００６８】
ハード決定復号化に対して、受信機は８つ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Ｃ_１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。
【００６９】
ソフト決定（最大）復号化に対して、相関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Ｄ^ｉ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。
【００７０】
【数１２】

コードワードＣ_１Ｃ_２…Ｃ_８の受信した循環けた送りである５１２の可能な候補のおのおのである）。
【００７１】

この探索プロセスにおいて、受信したコードワードの循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Ｃ_１Ｃ_２…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。
【００７２】
長さ８のグループコードに対して、前述のブルート・フォース・アプローチ（ｂｒｕｔｅ ｆｏｒｃｅａｐｐｒｏａｃｈ）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 ＤＳＰ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 Ｉｎｓｔｒｕｍｅｎｔｓ）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、ＮＴＴ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。
【００７３】
取得の平均時間
平均取得時間に与えるコードベース案の影響は全ての取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ＳＩＲ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。
【００７４】
例えば、段階３において１６個の相関器フ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。
【００７５】
図４は３段階の探索のための状態図を示している。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 ｆａｄｉｎｇ）に対して、また実際のドップラー周波数（Ｄｏｐｐｌｅｒ 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。
【００７６】
各探索段階が独立しているという仮定の下に、図４の状態図はマルコフ連鎖（Ｍａｒｋｏｖｃｈａｉｎ）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。
【００７７】
段階１探索（状態Ｓ１）
第１の段階は半分のチップ間隔でコードＳＣｏを有する入力の相関（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。
【００７８】
【数１３】

式中、ｙｉは半分のチップ間隔でサンプリングした受信（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，Ｃ_２，…，Ｃ_２５５）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。

【００７９】
段階２（状態Ｓ２ａ及びＳ２ｂ）
（図４の状態Ｓ２ａに対応する）段階１での正確な検出及び段階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、Ｔ_２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。
【００８０】
【数１４】

式中、ｙ_１は半分のチップ間隔でサンプリングした受信（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ＳＣ１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。
【００８１】
一方、コードベースのアプローチに対して、受信機は次式で表わされる相関値を計算する。
【数１５】

ループコードＣ_１Ｃ_２…Ｃｎのアルファベットを構成するショートゴールドコードＳＣ１からＳＣＮであり、Ｃｉ（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（Ｅｕｃｌｉｄｅａｎ 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。
【００８２】
【数１６】

びそれらの循環けた送りのおのおのである。以下の事項は段階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。
【００８３】
段階３（状態Ｓ３ａ及びＳ３ｂ）
（図４における状態Ｓ３ａに対応する）段階１での正確な決定及び段階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。
【００８４】
Ｔ３個のタイムスロットを段階３で使用すれば、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。
【００８５】
【数１７】

１６個のフィンガにおいて、前記等式は元々のＮＴＴのグループコード案に対してＴ_３／_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（Ｔ_３／_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。
【００８６】
また、偽のロックの確率を最小化するため、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。
【００８７】
【数１８】

式中、ｙ^＊は受信サンプルの複素共役であり（ロングコードも複素数であるため共役が要求される）、かつ
【数１９】

は段階２で決定したグループＧ（１≦Ｇ≦Ｎ４４）中のロングコードであり、かつ０≦Ｓ≦（１６／ｎ）−１４５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）。
【００８８】
前記等式はパーチ１上のロングコードマス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。
【００８９】
以下の事項は段階３に対する統計量である。

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。
【００９０】
３つの段階の終りに、正確なロングコード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。
【００９１】
シミュレーション結果
この節では、元々のＮＴＴグループコード案と長さ２のコード及び（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、Ｔ_１，・１，Ｔ_２，・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。
【００９２】
パラメータＴ_１，・１，Ｔ_２，・２，Ｔ_３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８０Ｈｚ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。
【００９３】
クロックドリフトのために、Ｔ_１＋Ｔ_２＋Ｔ_３≦４８ ５１のタイムスロットの制約がある。また、たとえＴ_１＞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。
【００９４】
現行のＮＴＴ仕様は総数１２８個のロングコード（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
【数２０】

から得られる乱数はＥ_Ｓ＋Ｎに抽象化される（Ｅ_Ｓは記号エネルギー（それ自体レイリー分布（Ｒａｙｌｅｉｇｈ 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（ｉｎｔｅｒ ａｎｄ ｉｎｔｒａ−ｃｅｌｌ ｉｎｔｅｒｆｅｒｅｎｃｅ）、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
【数２１】

は分散量Ｎを有するガウス確率変数に選択されることに留意されたい。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Ｅ_Ｓ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ＰＮ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。
【００９５】
１６個の相関器フィンガを段階３で使用すると仮定した場合、かつ０ｄＢ及び１．５ｄＢの経路平均ＳＩＲ（平均Ｅ_Ｓ／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。ＳＩＲ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ＳＩＲ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。
【００９６】
（８，３）ＲＳコードに対して、取得プロセスの段階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。
【００９７】
単一の経路を得るための平均時間を、１，０００回成功した取得に渡って平均化された「Ｔａｃｑ」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’ｓ ｆａｄｉｎｇ 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 Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ）」、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（Ｍａｔｌａｂ）で行われた。各ラン（ｒｕｎ）は近似的に８時間を費した。
【００９８】
【表１】

【００９９】
以上に示した性能結果は最悪のケースと考えるべきである。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。
【０１００】
結論
より短い取得時間につながるＷＣＤＭＡシステムにおけ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。
【０１０１】
代替実施例：移動局取得
各実施例の代替クラスにおいて、開示した革新事項はまた、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。
【０１０２】
代替実施例：周波数ホッピング方式
各実施例の代替クラスにおいて、開示した革新事項はまた、周波数ホッピング（ＦＨ：ｆｒｅｑｕｅｎｃｙ−ｈｏｐｐｉｎｇ）、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。
【０１０３】
このシステムの文脈及び実施のためのオプ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 ＣＯＭＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮＳ）（１９９８年）；エス・グリシック（Ｓ．Ｇｌｉｓｉｃ）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（ＳＰＲＥＡＤ ＳＰＥＣＴＲＵＭＣＤＭＡＳＹＳＴＥＭＳ ＦＯＲ ＷＩＲＥＬＥＳＳ ＣＯＭＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮＳ）（１９９７年）；エー・ヴィタービ（Ａ．Ｖｉｔｅｒｂｉ）のＣＤＭＡ：スペクトル拡散通信の原理（ＣＤＭＡ：ＰＲＩＮＣＩＰＬＥＳ ＯＦ ＳＰＲＥＡＤＳＰＥＣＴＲＵＭ ＣＯＭＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮＳ）（１９９５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（ＷＩＲＥＬＥＳＳ ＤＩＧＩＴＡＬ ＣＯＭＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮＳ，ＭＯＤＵＬＡＴＩＯＮ ＡＮＤ ＳＰＲＥＡＤ ＳＰＥＣＴＲＵＭ ＡＰＰＬＩＣＡＴＩＯＮＳ）（１９９５年）；アール・ピーターソン他（Ｒ．Ｐｅｔｅｒｓｏｎ ａｔ ａｌ．）のスペクトル拡散通信への入門（ＩＮＴＲＯＤＵＣＴＩＯＮ ＴＯＳＰＲＥＡＤ ＳＰＥＣＴＲＵＭ 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 ＳＹＳＴＥＭＳ）（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 ＰＲＡＣＴＩＣＥＯＦ ＥＲＲＯＲ ＣＯＮＴＲＯＬ ＣＯＤＥＳ）、アディソン−ウェズレー出版社（Ａｄｄｉｓｏｎ−Ｗｅｓｌｅｙ Ｐｕｂｌｉｓｈｉｎｇ Ｃｏｍｐａｎｙ）、１９８３年；ディー・チェース（Ｄ．Ｃｈａｓｅ）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 ＣＨＡＮＮＥＬ ＭＥＡＳＵＲＥＭＥＮＴＩＮＦＯＲＭＡＴＩＯＮ）、情報理論に関するアイトリプルイー会報（ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ）、第ＩＴ−１８巻、１９７２年７月発行；エー・ジー・ダバック（Ａ．Ｇ．Ｄａｂａｋ）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 ＲＥＣＥＩＶＥＲ）、ティー・アイ技術アクティビティ報告（ＴＩＴｅｃｈｎｉｃａｌ Ａｃｔｉｖｉｔｙ Ｒｅｐｏｒｔ）、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（ＧＥＮＥＲＡＬＩＺＥＤ ＭＩＮＩＭＵＭ ＤＩＳＴＡＮＣＥ ＤＥＣＯＤＩＮＧ）、情報理論に関するアイトリプルイー会報（ＩＥＥＥＴｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ 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 ＣＯＭＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮＳ）、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（ＡＮＡＬＹＳＩＳ ＯＦ ＮＯＮ−ＣＯＨＥＲＥＮＴ ＣＯＲＲＥＬＡＴＩＯＮ ＩＮ ＤＳ／ＢＰＳＫＳＰＲＥＡＤＳＰＥＣＴＲＵＭ ＡＣＱＵＩＳＩＴＩＯＮ）、通信に関するアイトリプルイー会報（ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ 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．Ｍｏｄｅｓｔｉｎｏ）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−ＤＥＣＩＳＩＯＮ ＴＲＥＬＬＩＳＤＥＣＯＤＩＮＧ ＯＦ ＬＩＮＥＡＲ ＢＬＯＣＫＣＯＤＥＳ）、情報理論に関するアイトリプルイー会報（ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ）、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 ＭｏｂｉｌｅＣｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓＮｅｔｗｏｒｋ，Ｉｎｃ．）、１９９７年４月１７日発行；エー・パパスケラリュー（Ａ．Ｐａｐａｓｓｋｅｌｌａｒｉｏｕ）のＩＳ−９５ＡのためのパイロットＰＮ取得（ＰＩＬＯＴ ＰＮ ＡＣＱＵＩＳＩＴＩＯＮＦＯＲ ＩＳ−９５Ａ）、ティーアイ技術アクティビティ報告（ＴＩＴｅｃｈｎｉｃａｌ Ａｃｔｉｖｉｔｙ 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．Ｐｅｔｅｒｓｏｎ）及びイー・ジェー・ウェルドン（Ｅ．Ｊ．Ｗｅｌｄｏｎ）のエラー修正コード（ＥＲＲＯＲ ＣＯＲＲＥＣＴＩＮＧＣＯＤＥＳ）、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（ＤＩＧＩＴＡＬ ＣＯＭＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮＳ）、マグロウヒル・ブック・カンパニー（ＭｃＧｒａｗ ＨｉｌｌＢｏｏｋ 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（ＥＦＦＩＣＩＥＮＴＭＡＸＩＭＵＭ ＬＩＫＥＬＩＨＯＯＤ ＤＥＣＯＤＩＮＧ ＯＦ ＬＩＮＥＡＲ ＢＬＯＣＫ ＣＯＤＥＳＵＳＩＮＧ Ａ ＴＲＥＬＬＩＳ）、情報理論に関するアイトリプルイー会報（ＩＥＥＥＴｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ ＩｎｆｏｒｍａｔｉｏｎＴｈｅｏｒｙ）、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。
【０１０４】
革新的な各実施例の開示したクラスによれば、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。
【０１０５】
革新的な各実施例の別の開示したクラスによれば、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。
【０１０６】
革新的な各実施例の別の開示したクラスによれば、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。
【０１０７】
革新的な各実施例の別の開示したクラスによれば、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。
【０１０８】
革新的な各実施例の別の開示したクラスによれば、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。
【０１０９】
革新的な各実施例の別の開示したクラスによれば、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。
【０１１０】
革新的な各実施例の別の開示したクラスによれば、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。
【０１１１】
変更態様及び変形
当業者によって認識されるように、本出願で開示した革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。
【０１１２】
例えば、開示した発明はＤｏＣｏＭｏ シ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。
【０１１３】
また、例えば、開示した発明はＤＳ−ＳＳ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。
【０１１４】
また、例えば、現在の好ましい実施例に使用されるリード−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。
【０１１５】
また、例えば、現在の好ましい実施例に使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。
【０１１６】
また、例えば、共用コード（現在の好ましい実施例では、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。
【０１１７】
また、例えば、ブロックコードのセットが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。
【０１１８】
（許容最小距離の制約内の）コンマのない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。
【０１１９】
別の代替実施例において、比較的長い取得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。
【０１２０】
別の代替実施例において、非常に多数のロ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（ｐｉｃｏｃｅｌｌ）」アーキテクチャーに対して有益である。
【０１２１】
また、例えば、コードベースのアプローチに対する結果は、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。
【０１２２】
また、例えば、Ｔ_１＋Ｔ_２＋Ｔ_３をとるこ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。
【０１２３】
また、例えば、開示した革新事項はソフト・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。
【０１２４】
また、例えば、当業者にとって明白であるように、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。
【０１２５】
また、例えば、当業者にとって周知の制約内で、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。
【０１２６】
以上の説明に関して更に以下の項を開示する。
【０１２７】
（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。
【０１２８】
（２）第１項記載の方法において、前記第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。
【０１２９】
（３）第１項記載の方法において、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方法。
【０１３０】
（４）第１項記載の方法において、前記第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。
【０１３１】
（５）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。
【０１３２】
（６）第２項記載の方法において、前記共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。
【０１３３】
（７）第５項または第６項記載の方法において、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。
【０１３４】
（８）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。
【０１３５】
（９）第５項または第８項記載の方法において、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方法。
【０１３６】
（１０）第８項記載の方法において、第１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。
【０１３７】
（１１）第１項または第８項記載の方法において、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。
【０１３８】
（１２）第１項または第８項記載の方法において、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。
【０１３９】
（１３）第１項、第５項または第８項記載の方法において、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。
【０１４０】
（１４）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。
【０１４１】
（１５）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。
【０１４２】
（１６）第１４項または第１５項記載のシステムにおいて、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。
【０１４３】
（１７）第１４項または第１５項記載のシステムにおいて、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。
【０１４４】
（１８）第１５項記載のシステムにおいて、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。
【０１４５】
（１９）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。
【０１４６】
（２０）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。
【０１４７】
（２１）第１９項または第２０項記載のシステムにおいて、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。
【０１４８】
（２２）第１９項または第２０項記載のシステムにおいて、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。
【０１４９】
（２３）第１９項または第２０項記載のシステムにおいて、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。
【０１５０】
（２４）第１９項または第２０項記載のシステムにおいて、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。
【０１５１】
（２５）第１４項、第１９項または第２０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。
【０１５２】
（２６）本出願は、各基地局がその局のロ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。
【０１５３】
関連出願に対するクロス・リファレンス
この出願は参照によって本願に組み込まれる１９９８年３月９日付で出願された暫定出願第６０／０７７，２４６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。
【図面の簡単な説明】
【図１】コードベース取得の開示方法を示す図である。
【図２】現行のＮＴＴ ＤｏＣｏＭｏチャンネル構造を示す図である。
【図３】ｎ＝８のブロックコードを図示する図である。
【図４】３段階探索に対する状態図である。
【図５】基地局セルの伝送構造を示す図である。
【図６】多くの移動局及び多くの基地局を有する無線通信システムを示す図である。
【符号の説明】
６０４：セル
ＭＳ：移動局
ＢＳ：基地局

Claims (17)

1. スペクトラム拡散通信方法であって、
   第１のロングコードによって拡散されたシンボルのシーケンスと、ロングコードマーカーシンボルを含む第１信号を送信するステップであって、前記ロングコードマーカーシンボルは、前記第１信号の中に周期的に現れ、前記第１のロングコードによって拡散されていないステップと、
   ショートコードシンボル繰り返しシーケンスを含む第２信号を送信するステップであって、各ショートコードシンボルは前記ロングコードマーカーシンボルの１つと同期して基地局によって送信され、シーケンス内の各ショートコードシンボルはそのシーケンスが特有の循環シフトを持ち、シーケンス内の他のショートコードシンボルと異なり、ショートコードシンボルのシーケンスが前記第１のロングコードを含むロングコードのグループを識別するステップ、
   を含む方法。
2. 請求項１に記載の方法において、前記ショートコードシンボルのシーケンスはコンマ無しエラー修正コードのセットから選択される前記方法。
3. 請求項１に記載の方法において、前記ショートコードシンボルのシーケンスはコンマ無し符号のセットから選択される前記方法。
4. 請求項１に記載の方法において、前記ショートコードシンボルのシーケンスはリードソロモン符号のセットから選択される前記方法。
5. 請求項１から４のいずれか１つに記載の方法において、前記ロングコードマーカーシンボルの繰り返しシーケンスが前記第１ロングコードの長さに相当し、前記第１のロングコードのオフセットが前記ショートコードシンボルから算出される、前記方法。
6. 請求項１に記載の方法において、前記ロングコードは共用コードを含む、前記方法。
7. 請求項１に記載の方法において、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、前記方法。
8. 請求項１に記載の方法において、前記ロングコードはn-k+1の最小距離を有する線形コード(n,k)であることを特徴とする前記方法。
9. 移動局を動作させる方法であって、
   通信を確立すべき基地局から、第１チャネル上の前記基地局に割り当てられたロングコードにしたがってスクランブルされたシンボルの中から、周期的に送信される複数の拡散されていないロングコードマーカーシンボルを検出するステップと、
   ショートコードシンボルのシーケンスを検出するステップであって、各ショートコードシンボルは前記ロングコードマーカーシンボルと同期して前記基地局により送信され、シーケンス内の各ショートコードシンボルはそのシーケンスが特有の循環シフトを持ち、シーケンス内の他のショートコードシンボルと異なるステップと、
   ショートコードシンボルの前記検出したシーケンスの組合せから、前記ロングコードの属するロングコードのサブセットの識別を得るステップと、
   シーケンス内の前記検出したショートコードシンボルの位置からロングコードのフレームタイミングを得るステップ、
   を含む、方法。
10. 請求項９に記載の方法において、前記ショートコードシンボルのシーケンスはコンマ無しエラー修正コードのセットから選択される前記方法。
11. 請求項１０に記載の方法において、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、前記方法。
12. スペクトル拡散通信のシステムであって、
    基地局であって、
    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、
    前記第２のデータに同期して送信されるブロックコードシンボルのシーケンスから成るブロックコードであって、シーケンス内の各シンボルはそのブロックコードシンボルのシーケンスが特有の循環シフトを持ち、シーケンス内の他のブロックコードシンボルと異なり、前記第１のロングコードを少なくとも部分的に識別し、前記第２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
    を含む信号を、少なくとも断続的に送信する基地局と、
    前記信号を受信し、前記ブロックコードから前記第１のロングコードを識別する受信機、
    を含む、前記システム。
13. 請求項１２記載のシステムにおいて、前記ショートコードシンボルのシーケンスはコンマ無しエラー修正コードのセットから選択される前記システム。
14. 請求項１２記載のシステムにおいて、前記第２データの繰り返しシーケンスが前記第１のロングコードの長さに相当し、前記ロングコードのオフセットが前記ブロックコードシンボルから算出される、前記システム。
15. 請求項１２に記載のシステムにおいて、前記第１の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、前記システム。
16. スペクトル拡散通信のシステムであって、
    基地局と、
    通信の確立を希望する前記基地局によって周期的に送信された複数の拡散されていないロングコードマーカーシンボルを、前記基地局に割り当てられたロングコードにしたがってスクランブルされたシンボルの中から検出する受信機であって、
    ショートコードシンボルのシーケンスを検出し、各ショートコードシンボルは前記ロングコードマーカーシンボルと同期して前記基地局により送信され、シーケンス内の各ショートコードシンボルはそのシーケンスが特有の循環シフトを持ち、シーケンス内の他のショートコードシンボルと異なり、
    ショートコードシンボルの前記検出したシーケンスの組合せから、前記ロングコードの属するロングコードのサブセットの識別を得て、
    シーケンス内の前記検出したショートコードシンボルの位置からロングコードのフレームタイミングを算出する受信機、
    を含むシステム。
17. 請求項１６記載のシステムにおいて、前記ショートコードシンボルのシーケンスはコンマ無しエラー修正コードのセットから選択される前記システム。

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