以下、本発明の好適な一実施形態を添付図面を参照しつつ詳細に説明する。下記の説明において、本発明の要旨のみを明瞭にする目的で、関連した公知の機能又は構成に関する具体的な説明は省略する。そして、後述する用語は、本発明での機能を考慮して定義された用語であり、これは、使用者及び運用者の意図又は慣例に従って変わっても良い。従って、これらの用語は、本発明の全体の内容に基づいて定義されなければならない。
本明細書では、具体的に第3世代移動通信システムであるUMTS(Universal Mobile Telecommunication Service)通信システムの向上した上りリンク専用チャンネル(E−DCH)の上りリンク制御情報に対して望ましい実施形態を提案する。
具体的に、本発明が提案するチャンネル符号化方法は、E−DCHを支援するために必要とされる上りリンク制御情報及び上りリンクスケジューリング情報に適用されることができる。上記制御情報は、E−TFI情報及びHARQ関連情報を含み、上記スケジューリング情報は、UEの送信電力情報、UEが送信可能な余分の電力情報、及びUEのバッファに蓄積されている送信されるべきデータの量などを含むことができる。
E−TFI情報は、送信されるE−DCHパケットデータのサイズを示すために約5ビットを必要とし、HARQ関連情報は、E−DCHパケットデータに適用されるパンクチャーリング(puncturing)又は反復パターンを示すリダンダンシーバージョン(Redundancy Version;RV)及びHARQソフトバッファを制御するための情報を示すために約3ビットを必要とする。さらに、E−DCHの送信パワーの増加/減少に対するパワーオフセット値を示すために、2ビットの情報の追加を要求することができる。従って、上記E−TIF情報は、上記E−DCH上りリンク制御情報に対して約10ビット以内の情報を必要とする。
上記スケジューリング情報のうち、UEのバッファ内に蓄積されたデータ量は、シグナリングオーバーヘッドを考慮して、上位階層シグナリングを介して報告されることができ、UEが送信可能な余分の電力情報は、基地局がUEの送信電力情報とUEのパワークラスとを考慮して計算されることができる。従って、物理チャンネルを介して実際に送信されるスケジューリング情報は、UEの送信電力情報のみを構成することができる。UEの送信電力情報のサイズは、UEが送信可能な送信電力の範囲を考慮に入れると、約7ビットを必要とする。
以下、上記制御情報及び上記スケジューリング情報を物理チャンネルを介して送信する場合に適用可能なチャンネル符号化方法について説明する。
通常、線形エラー訂正符号(Linear Error Correcting Code)の性能を示す尺度(measure)としては、エラー訂正符号に従う符号語(codeword)間のハミング距離(Hamming distance)分布が使用される。上記ハミング距離は、特定の2つの符号語間に相互に異なるシンボルの個数を意味する。例えば、‘0111’及び‘1101’の2つの符号語を仮定する際に、上記2つの符号語間の第1のシンボル及び第3のシンボルは、相互に異なる。従って、上記2つの符号語間のハミング距離は‘2’である。線形エラー訂正符号ですべての符号語間のハミング距離のうちもっとも小さい値を‘最小距離(minimum distance)’dminと定義する。線形エラー訂正符号において、最小距離が大きいほど、エラー訂正性能が優秀であるということは、F.J.MacWilliams,N.J.A.Sloane,North-Hollandによる参照文献“The Theory of Error-Correcting Codes” などですでに知られている。
エラー訂正符号として使用されることができる2次リードマラー符号は、任意の他のシーケンスとm-シーケンスとの間の元素の和を含むシーケンスの集合であるシーケンス群(sequence set)から類推される。上記シーケンスの和を含むシーケンス群を線形エラー訂正符号として使用するにあたっては、上記シーケンス群の最小距離が大きいものが有利である。このようなシーケンス群は、カザミシーケンス(Kasami sequence)群、ゴールドシーケンス(Gold sequence)群、及びカードックシーケンス(Kerdock sequence)群などを含む。上記シーケンスは、全体長L=22mである場合、最小距離dmin=(22m−2m)/2であり、L=22m+1である場合、最小距離dmin=(22m+1−22m)/2である。例えば、各シーケンスの全体長が32である場合、最小距離dminは、12である。
1次リードマラー符号の最小距離dminは、[2k,k]の符号化率に対して2k−1である。一方、上記1次リードマラー符号を相互直交(bi-orthogonal)符号まで拡張させる場合に、符号化率は、[2k,k+1]に変化しても、最小距離dminは、2k−1のままである。しかしながら、上記1次リードマラー符号を2次リードマラー符号に拡張させる場合には、基底符号(basis code)の数が増加し、これによって、符号化率が[2k,k+1+kC2]に変更され、最小距離dminは、半分に減少されて2k−2となる。
上記基底符号の数を増加させつつ、優秀な最小距離を有するエラー訂正符号を生成することが好ましい。従って、本発明の実施形態は、既存の2次リードマラー符号よりもさらに優秀な最小距離の特性を有しつつ、1次リードマラー符号に比べて、基底符号の数を増加させることができるエラー訂正符号を提供する。このようなエラー訂正符号は、符号化率においても有利な特性を有する。また、本発明の実施形態によると、送信情報の特性を反映することによって、特定の位置でのビットにさらに大きいエラー訂正能力を与える。以下、すべてのビットに対して、同一のエラー訂正能力を与えるエラー訂正符号及び上位ビットにさらに大きいエラー訂正能力を与えるエラー訂正符号は、相互に異なる実施形態として説明される。
以下、本発明の望ましい実施形態によるチャンネル符号化方法を適用したUEの送信装置について、図2を参照してさらに詳細に説明する。説明の便宜のために、E−DCHに関連しないチャンネルの説明は、省略するものとする。
図2は、本発明の望ましい実施形態によるチャンネル符号化方法を適用したUEの送信装置を示すブロック図である。UEは、基地局からスケジューリング割当て情報を受信して、これをE−DCH送信率を決定するのに使用する。上記スケジューリング割当て情報は、UEに最大許容可能なデータレートの増加(UP)/維持(KEEP)/減少(DOWN)を指示するか、又は、最大許容可能なデータレートに対する絶対値及び送信が許容されたタイミングなどを示す。
図2を参照すると、E−DCH送信率決定器204は、基地局からのスケジューリング割当て情報及びE−DCHデータバッファ202に記憶されているE−DCHデータの量を参照して、E−DCH送信率を決定する。E−DCH送信率が決定されると、E−DCH送信制御器206は、E−DCH送信フォーマットを決定してE−DCHパケット送信器208に印加する。このとき、E−DCH送信制御器206は、基地局からのACK/NACK信号を参照して、ACK信号を受信した場合には、現在のE−DCHデータを送信するように決定し、NACK信号を受信した場合には、前に送信されたE−DCHデータを再送信するように決定する。
E−DCHパケット送信器208は、上記E−DCH送信フォーマットに従って、E−DCHデータバッファ202からあらかじめ定められた量のデータを取ってくる。E−DCHデータチャンネル符号器210は、上記取ってきたデータのチャンネル符号化を行って、HARQ及びレートマッチング器212に印加する。HARQ及びレートマッチング器212は、上記チャンネル符号化されたE−DCHデータに対してレートマッチング動作を遂行する。このとき、HARQ及びレートマッチング器212は、ACK/NACK信号を参照して、上記送信が初期送信であるか、又は再送信であるかを決定し、あらかじめ定義されたパンクチャーリング/反復パターンに従ってレートマッチング動作を遂行する。HARQ及びレートマッチング動作によって生成されたビットは、インターリーバ/物理チャンネルマッピング器214によってインターリービングされて、E−DCHのための物理データチャンネルであるE−DPDCH(Enhanced Dedicated physical data Channel)フレームにマッピングされた後に、拡散器216でE−DPDCHのために割り当てられたチャンネル符号(Channelization code)Ce_dpdchによって拡散される。
E−DCH送信制御器206は、E−DCH送信率決定器204が決定したE−DCH送信率に該当するE−TFI情報を生成し、基地局からのACK/NACK信号を参照することによって、送信されるE−DCHパケットデータのHARQ関連情報とE−DCHのパワーオフセット値を示す情報とを生成する。また、E−DCH送信制御器206は、スケジューリングのためのE−DCH制御情報を構成するUEの送信電力情報を含むスケジューリング情報を生成する。
E−DCH送信制御器206が生成したE−TFI情報、HARQ関連情報、及びE−DCHパワーオフセット情報は、第1のチャンネル符号器218を通して、本発明の実施形態による方式にて符号化された後に、物理チャンネルマッピング部220でE−DCHのための物理制御チャンネルであるE−DPCCH(Enhanced Dedicated Physical Control Channel)のフレームにマッピングされる。また、E−DCH送信制御器206が生成したスケジューリング情報は、第2のチャンネル符号器219を通して、本発明の実施形態による方式にて符号化された後に、同様に、物理チャンネルマッピング部220でE−DCHのための物理制御チャンネルであるE−DPCCHデータのフレームにマッピングされる。
このとき、第1及び第2のチャンネル符号器218及び219の出力動作は、E−DPCCHサブフレーム又はフレームの構成に従って、第1及び第2の反復器228及び229によって各々数回だけ反復されることができ、物理チャンネルマッピング部220は、E−DPCCHフレーム構成に従って、第1及び第2のチャンネル符号器218及び219の出力をE−DPCCHデータにマッピングする。以下、本発明の実施形態による第1及び第2のチャンネル符号器218及び219の構成についてさらに詳細に説明する。2個のチャンネル符号器218及び219と2個の反復器228及び229とが図2に示されているとしても、E−TFI情報、HARQ関連情報、E−DCHパワーオフセット情報、及びスケジューリング情報は、同一の1つのチャンネル符号器によって符号化されることができる。この場合、1つのチャンネル符号器及び1つの反復器のみが使用される。
上記E−DPCCHデータは、拡散器222でE−DPCCHのために割り当てられたチャンネル符号Ce_dpcchによって拡散される。上記拡散したE−DPDCHフレーム及び拡散したE−DPCCHデータは、マルチプレクサ224で多重化され、スクランブラー226でスクランブリングされた後に送信される。
本発明の望ましい実施形態による受信器
次いで、図3を参照して、本発明の望ましい実施形態によるチャンネル符号化方法を適用した基地局の受信装置についてさらに詳細に説明する。ここでは、図2の送信装置に対応する構成のみを示しているが、これに限定されない。
図3を参照すると、基地局で受信された信号は、デスクランブラー300及びチャンネル補償器302によってデスクランブリング及びチャンネル補償を遂行した後に、復調器304によってI/Q-ブランチ信号に区分される。E−DPCCH及びE−DPDCHデータは、復号される物理チャンネルのチャンネル符号Ce_dpcch及びCe_dpdchを使用して、逆拡散器306及び320で上記I/Q-ブランチ信号の逆拡散を遂行することによって得られることができる。
まず、E−DCHパケットデータを復号するために、物理チャンネル逆マッピング部及びデインターリーバ322で、逆拡散器320によって逆拡散したE−DPDCHデータの物理チャンネル逆マッピング及びデインターリービングを遂行した後に、HARQ機能(functionality)を含む逆レートマッチング部324で逆レートマッチングを遂行する。このとき、上記逆レートマッチング動作を遂行するにあたって、逆レートマッチング部324は、第1のチャンネル復号器316から得られたE−TFI情報及びHARQ関連情報を参照する。上記逆レートマッチングされたデータは、E−DCHデータチャンネル復号器326によって復号されて、最終的にE−DCHパケットデータを得る。
一方、逆拡散器306は、E−DPCCHデータを逆拡散し、物理チャンネル逆マッピング部308は、上記逆拡散したデータからUEのE−TFI及びHARQ関連情報及びスケジューリング情報を含むUEの送信電力情報を分離して抽出する。上記抽出されたUEのE−TFI情報及びHARQ関連情報は、第1の累算器312によって送信装置の第1の反復器(図2の228)で反復された回数だけ累算された後に、本発明の実施形態による送信装置の第1のチャンネル符号器(図2の218)により使用されたチャンネル符号化方法に対応するチャンネル復号化方法を使用することによって、第1のチャンネル復号器316によって復号される。
第1のチャンネル復号器316を通して得られたE−TFI情報及びHARQ関連情報は、逆レートマッチング部324に伝達されて、E−DCHパケットデータの逆レートマッチング及び復号化を遂行するのに使用され、基地局制御器、すなわち、スケジューラー318へ伝達されてスケジューリング動作を遂行するのに使用される。
物理チャンネル逆マッピング器308によって抽出されたスケジューリング情報は、第2の累算器310によって送信装置の第2の反復器229で反復された回数だけ累算された後に、本発明の実施形態による送信装置の第2のチャンネル符号器219によって使用されたチャンネル符号化方法に該当するチャンネル復号化方法を使用することによって、第2のチャンネル復号器314によって復号化される。第2のチャンネル復号器314によって得られたスケジューリング情報は、基地局スケジューラー318へ伝達される。
基地局スケジューラー318は、第1のチャンネル復号器316及び第2のチャンネル復号器314の各々から伝達された情報とUEのバッファ状態及びRoTとともに考慮して、UEに関するスケジューリング割当て情報を生成する。
送信装置と同様に、ここでは、2個のチャンネル復号器314及び316と2個の累算器310及び312とを示しているが、E−TFI情報、HARQ関連情報、E−DCHパワーオフセット情報、及びスケジューリング情報は、送信器の構成と対応して、同一の1つのチャンネル復号器によって復号されることができる。この場合、1つのチャンネル復号器及び1つの累算器のみが使用される。
以下、10ビット以下のサイズを有するE−DCH上りリンク制御情報を符号化するための符号として、[40,10]符号、[40,9]符号、[40,8]符号を各々説明する。10ビット以下のサイズを有する制御情報のための[40,N]符号(ここで、Nは、10より小さいか、または同一の正の整数である。)は、[32,N]2次リードマラー符号及び[8,N−6]1次リードマラー符号を連接して得られることができる。10ビット以下のサイズを有する制御情報のための[40,N]符号(ここで、Nは、10より小さいか、または同一の正の整数である。)は、[40,10]符号の基底シーケンス(basis sequences)から各々最下順位の基底シーケンスを順次に1つずつ除去しつつ連接して得られることができる。
本発明の望ましい実施形態による[40,10]符号
以下、最小距離が16である最適の[40,10]符号を設計する方法について、さらに詳細に説明する。
表8は、長さが32である10個の基底シーケンスを含む[32,10,12]符号の基底シーケンスを示す。[32,10,12]符号での‘12’は、基底シーケンスの最小の長さを意味し、また、[32,10,12]符号は、“[32,10]”符号とも呼ぶ。表8での基底シーケンスのうち、7番目乃至10番目の基底シーケンスは、バラバニアン(Balabanian)の韓国特許出願P1999−27932号に該当する米国特許第6,882,636号に開示されたマスクシーケンスから誘導されたマスク基底シーケンスである。また、1番目乃至5番目の基底シーケンスは、ウォルシュ符号から誘導されたウォルシュ基底シーケンスである。6番目の基底シーケンスは、オールワンシーケンスである。
[32,10,12]符号を[8,4]1次リードマラー符号と連接(concatenation)することによって、最小距離を16に増加させることができる。表9は、[8,4]1次リードマラー符号の基底シーケンスを示す。表10は、上述した方法に従って設計されることができる[40,10]符号を示し、16の最小距離を有する最適の符号(optimum code)を示す。
本発明の望ましい実施形態による[40,9]符号
以下、最小距離が16である最適の[40,9]符号を設計する方法について、さらに詳細に説明する。
まず、表8に示す[32,10]符号から10番目の基底シーケンス‘00011100001101110010111101010001’を除去して[32,9]符号を作り、表9に示す[8,4]1次リードマラー符号から4番目の基底シーケンス‘11111111’を除去することによって、[8,3]1次リードマラー符号を作った後に、[32,9]符号と[8,3]1次リードマラー符号を連接させることによって、[40,9]符号を作る。表11及び表12は、上述したような方法にて作られた[32,9]符号及び[8,3]1次リードマラー符号の基底シーケンスを示す。同様に、表13は、上述したような方法に従って設計されることができる[40,9]符号を示し、16の最小距離を有する最適の符号を示す。
本発明の望ましい実施形態による[40,8]符号
以下、最小距離が16である最適の[40,8]符号を設計する方法は、次の通りである。
まず、表8に示す[32,10]符号から9番目の基底シーケンス‘00001010111110010001101100101011’と10番目の基底シーケンス‘00011100001101110010111101010001’を除去することによって、[32,8]符号を作って、表9に示す[8,4]1次リードマラー符号から3番目の基底シーケンス‘00001111’及び4番目の基底シーケンス‘11111111’を除去することによって、[8,2]1次リードマラー符号を作った後に、[32,8]符号及び[8,2]1次リードマラー符号を連接させる方法にて、[40,8]符号を作る。表14及び表15は、上述したような方法にて作られた[32,8]符号及び[8,2]1次リードマラー符号の基底シーケンスを示す。同様に、表16は、上記のような方法に従って設計されることができる[40,8]符号を示し、16の最小距離を有する最適の符号を示す。
[40,10]、[40,9]、及び[40,8]エラー訂正符号を使用する場合に、受信装置は、IFHTを使用する相関器(correlator)を使用することによって復号する際に計算量を減少させることができる。
本発明の望ましい実施形態による[40,10]符号化
図4は、本発明の望ましい実施形態による[40,10]符号化装置の構成を示す。図4の符号化装置は、図2に示したチャンネル符号器218及び219の一例であって、10ビットのE−DCH上りリンク制御情報を[40,10]符号を用いて、40個の符号化シンボル(Encoded Symbols)に変換する。[40,10]符号の基底シーケンスは、表10に示される通りである。
図4を参照すると、10ビットのE−DCH上りリンク制御情報a0〜a9が符号器に入力されると、それぞれの情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5、a6、a7、a8、a9は、対応する第1の乗算器404、406、408、410、412、414、416、418、420、422の各々に入力される。また、情報ビットa6、a7、a8、a9は、対応する第2の乗算器324、326、328、330の各々に入力される。このように、10個の情報ビットが入力されると、[32,10]符号発生器400及び[8,4]1次リードマラー符号発生器402は、表8及び表9に示すような基底シーケンスを各々発生させる。
具体的に、[32,10]符号発生器400は、表8の一番目の列‘0000010000’を並列に発生し、上記発生されたビットは、第1の乗算器404、406、408、410、412、414、416、418、420、422に順次に入力され、上記入力された情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5、a6、a7、a8、a9と各々乗じられた後に、第1の合算器432へ入力される。第1の合算器432は、10個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ436へ出力する。表8の32番目の列‘1111111111’まで上記の過程を反復して、32個の符号化シンボルをマルチプレクサ436へ入力する。
同時に、[8,4]1次リードマラー符号発生器402は、表9の一番目の列‘0001’を発生し、上記発生されたビットは、第2の乗算器424、426、428、及び430に順次に入力され、上記入力された情報ビットa6、a7、a8、a9と各々乗じられた後に、第2の合算器434へ入力される。第2の合算器434は、4個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ436へ出力する。表9の8番目の列‘1111’まで上記の過程を反復して、8個の符号化シンボルをマルチプレクサ436へ入力する。
この後、マルチプレクサ436は、第1の合算器432によって発生された上記32個の符号化シンボル及び第2の合算器434によって発生された8個の符号化シンボルを多重化して、40個の符号化シンボルを含む符号語438を発生する。
さらに具体的に説明すると、乗算器404は、表8の1番目の基底シーケンスと情報ビットa0を乗じて出力し、乗算器406は、2番目の基底シーケンスと情報ビットa1を乗じて出力し、乗算器408は、3番目の基底シーケンスと情報ビットa2を乗じて出力し、乗算器410は、4番目の基底シーケンスと情報ビットa3を乗じて出力し、乗算器412は、5番目の基底シーケンスと情報ビットa4を乗じて出力し、乗算器414は、6番目の基底シーケンスと情報ビットa5を乗じて出力し、乗算器416は、7番目の基底シーケンスと情報ビットa6を乗じて出力し、乗算器418は、8番目の基底シーケンスと情報ビットa7を乗じて出力し、乗算器420は、9番目の基底シーケンスと情報ビットa8を乗じて出力し、乗算器422は、10番目の基底シーケンスと情報ビットa9を乗じて出力する。すると、第1の合算器432は、乗算器404乃至422から出力された積をシンボル単位で加算することによって、32個の符号化シンボルを出力する。
一方、乗算器424は、表9の1番目の基底シーケンスと情報ビットa6を乗じて出力し、乗算器426は、2番目の基底シーケンスと情報ビットa7を乗じて出力し、乗算器428は、3番目の基底シーケンスと情報ビットa8を乗じて出力し、乗算器430は、4番目の基底シーケンスと情報ビットa9を乗じて出力する。すると、第2の合算器434は、乗算器424乃至430から出力された積をシンボル単位で加算することによって、8個の符号化シンボルを出力する。すると、マルチプレクサ436は、第1の合算器432からのシンボル及び第2の合算器434からのシンボルを連接することによって、40個の符号化シンボルを出力する。
本発明の望ましい実施形態による[40,9]符号化
図5は、本発明の望ましい実施形態による[40,9]符号化装置の構成を示す。図5の符号化装置は、図2に示したチャンネル符号器218及び219の一例であって、9ビットのE−DCH上りリンク制御情報を[40,9]符号を使用して40個の符号化シンボルに変換する。[40,9]符号の基底シーケンスは、表13に示される通りである。
図5を参照すると、9ビットの上記E−DCH上りリンク制御情報a0〜a8が符号器へ入力されると、それぞれの情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5、a6、a7、a8は、対応する第1の乗算器504、506、508、510、512、514、516、518、520の各々に入力される。また、情報ビットa6、a7、a8は、対応する第2の乗算器522、524、526の各々に入力される。上述した方法にて、9個の情報ビットが入力されると、[32,9]符号発生器500及び[8,3]1次リードマラー符号発生器502は、表11及び表12に示した基底シーケンスを各々発生させる。
具体的に、[32,9]符号発生器500は、表11の1番目の列‘000001000’を並列に発生する。すると、上記発生されたビットは、第1の乗算器504、506、508、510、512、514、516、518、520に順次に入力され、上記入力された情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5、a6、a7、a8と各々乗じられた後に、第1の合算器528へ入力される。第1の合算器528は、9個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ532へ出力する。表11の32番目の列‘111111111’まで上記の過程を反復して、32個の符号化シンボルをマルチプレクサ532へ入力する。
同時に、上記[8,3]1次リードマラー符号発生器502は、表12の1番目の列‘000’を発生する。すると、上記発生されたビットは、第2の乗算器522、524、526に順次に入力される。そして、上記入力された情報ビットa6、a7、a8と各々乗じられた後に、第2の合算器530へ入力される。第2の合算器530は、3個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって符号化シンボルを生成して、マルチプレクサ532へ出力する。表12の8番目の列‘111’まで上記の過程を反復して、8個の符号化シンボルをマルチプレクサ532へ入力される。
この後、マルチプレクサ532は、第1の合算器528によって発生された32個の符号化シンボル及び第2の合算器530によって発生された8個の符号化シンボルを多重化して、40個の符号化シンボルを含む符号語534を発生する。
さらに具体的に説明すると、乗算器504は、表11の1番目の基底シーケンスと情報ビットa0を乗じて出力し、乗算器506は、2番目の基底シーケンスと情報ビットa1を乗じて出力し、乗算器508は、3番目の基底シーケンスと情報ビットa2を乗じて出力し、乗算器510は、4番目の基底シーケンスと情報ビットa3を乗じて出力し、乗算器512は、5番目の基底シーケンスと情報ビットa4を乗じて出力し、乗算器514は、6番目の基底シーケンスと情報ビットa5を乗じて出力し、乗算器516は、7番目の基底シーケンスと情報ビットa6を乗じて出力し、乗算器518は、8番目の基底シーケンスと情報ビットa7を乗じて出力し、乗算器520は、9番目の基底シーケンスと情報ビットa8を乗じて出力する。すると、第1の合算器528は、乗算器504乃至520から出力された積をシンボル単位で加算することによって、32個の符号化シンボルを出力する。
一方、乗算器522は、表12の1番目の基底シーケンスと情報ビットa6を乗じて出力し、乗算器524は、2番目の基底シーケンスと情報ビットa7を乗じて出力し、乗算器526は、3番目の基底シーケンスと情報ビットa8を乗じて出力する。すると、第2の加算器530は、乗算器522乃至526から出力された積を加算して、8個の符号化シンボルを出力する。すると、マルチプレクサ532は、第1の合算器528からのシンボル及び第2の合算器530からのシンボルを連接することによって、40個の符号化シンボルを出力する。
本発明の望ましい実施形態による[40,8]符号化
図6は、本発明の望ましい実施形態による[40,8]符号化装置の構成を示す。図6の符号化装置は、図2に示したチャンネル符号器218及び219の一例であって、8ビットのE−DCH上りリンク制御情報を[40,8]符号を使用して40個の符号化シンボルに変換する。[40,8]符号の基底シーケンスは、表16に示された通りである。
図6を参照すると、8ビットのE−DCH上りリンク制御情報a0〜a7が符号器に入力されると、それぞれの情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5、a6、a7は、対応する第1の乗算器604、606、608、610、612、614、616、618の各々に入力される。また、情報ビットa6、a7は、対応する第2の乗算器620及び622の各々に入力される。上述したような方法にて、8個の情報ビットが入力されると、[32,8]符号発生器600及び[8,2]1次リードマラー符号発生器602は、表14及び表15に示した基底シーケンスを各々発生させる。
具体的に、[32,8]符号発生器600は、表14の1番目の列‘00000100’を並列に発生する。すると、上記発生されたビットは、第1の乗算器604、606、608、610、612、614、616、618に順次に入力され、上記入力された情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5、a6、a7と各々乗じられた後に、第1の合算器624へ入力される。第1の合算器624は、8個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成して、マルチプレクサ628へ出力する。表14の32番目の列‘11111111’まで上記の過程を反復して、32個の符号化シンボルをマルチプレクサ628へ入力する。
同時に、[8,2]1次リードマラー符号発生器602は、表15の1番目の列‘00’を発生する。すると、上記発生されたビットは、第2の乗算器620及び622に順次に入力され、上記入力された情報ビットa6及びa7と各々乗じられた後に、第2の合算器626へ入力される。第2の合算器626は、上記2個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ628へ出力する。表15の8番目の列‘11’まで上記の過程を反復して、8個の符号化シンボルをマルチプレクサ628へ入力する。
この後、マルチプレクサ628は、第1の合算器624によって発生された32個の符号化シンボル及び第2の合算器626によって発生された8個の符号化シンボルを多重化して、40個の符号化シンボルを含む符号語630を発生する。
さらに具体的に説明すると、乗算器604は、表14の1番目の基底シーケンスと情報ビットa0を乗じて出力し、乗算器606は、2番目の基底シーケンスと情報ビットa1を乗じて出力し、乗算器608は、3番目の基底シーケンスと情報ビットa2を乗じて出力し、乗算器610は、4番目の基底シーケンスと情報ビットa3を乗じて出力し、乗算器612は、5番目の基底シーケンスと情報ビットa4を乗じて出力し、乗算器614は、6番目の基底シーケンスと情報ビットa5を乗じて出力し、乗算器616は、7番目の基底シーケンスと情報ビットa6を乗じて出力し、乗算器618は、8番目の基底シーケンスと情報ビットa7を乗じて出力する。すると、第1の合算器624は、乗算器604乃至618から出力された積をシンボル単位で加算することによって、32個の符号化シンボルを出力する。
一方、乗算器620は、表15の1番目の基底シーケンスと情報ビットa6を乗じて出力し、乗算器622は、2番目の基底シーケンスと情報ビットa7を乗じて出力する。すると、第2の加算器626は、上記乗算器620乃至622から出力された積をシンボル単位で加算して、8個の符号化シンボルを出力する。すると、マルチプレクサ628は、第1の合算器624からのシンボルと第2の合算器626からのシンボルを連接して、40個の符号化シンボルを出力する。
本発明の望ましい実施形態による[40,10]復号化
図7は、本発明の望ましい実施形態による[40,10]復号化装置の構成を示す。図7の復号化装置は、図3に示したチャンネル復号器314及び316の一例であって、図4の符号化装置に対応して、40個の符号化シンボルから10ビットの制御情報を復号する。
図7を参照すると、40個の符号化シンボルを含む受信信号r(t)700は、デマルチプレクサ702で上位32個のシンボル及び下位8個のシンボルに区分される。上位32個のシンボルは、15個の加算器706、708、...、710及び第1のウォルシュ相関度計算器714へ入力される。ここで、受信信号r(t)700は、図4に示すような構成を有するチャンネル符号器で、[32,10]符号及び[8,4]1次リードマラー符号によって符号化された後に、チャンネルを通過した信号である。
マスク発生器704は、上記チャンネル符号器で使用された[32,10]符号に従う15個のマスクシーケンスM1、M2、M3、...、M15を生成して、加算器706乃至710へ出力する。上記15個のマスクシーケンスM1、M2、M3、...、M15は、表8の7番目〜10番目の符号語の線形組合せ(linear combination)によって生成された16個の符号語のうち、オールゼロ(all-zero)シーケンスを除いた15個のシーケンスを順に配列したのである。すなわち、15個のマスクシーケンスM1、M2、M3、...、M15は、次の通りである。
M1=“00101000011000111111000001110111”、
M2=“00000001110011010110110111000111”、
M3=“00101001101011101001110110110000”、
M4=“00001010111110010001101100101011”、
M5=“00100010100110101110101101011100”、
M6=“00001011001101000111011011101100”、
M7=“00100011010101111000011010011011”、
M8=“00011100001101110010111101010001”、
M9=“00110100010101001101111100100110”、
M10=“00011101111110100100001010010110”、
M11=“00110101100110011011001011100001”、
M12=“00010110110011100011010001111010”、
M13=“00111110101011011100010000001101”、
M14=“00010111000000110101100110111101”、
M15=“00111111011000001010100111001010”
第1の加算器706は、デマルチプレクサ702からの上位32個のシンボル及びマスク発生器704からのマスクシーケンスM1をモジューロ-2で加算して、第2のウォルシュ相関度計算器716へ出力する。第2の加算器708は、上位32個のシンボル及びマスク発生器704からのマスクシーケンスM2をモジューロ-2で加算して、第3のウォルシュ相関度計算器718へ出力する。また、他の加算器も上述した方式と類似して動作する。終わりに、第15の加算器710は、上位32個のシンボル及びマスク発生器704からの最後マスクシーケンスM15をモジューロ-2で加算して、第16のウォルシュ相関度計算器720へ出力する。上述した説明から分かるように、加算器706乃至710は、上記マスクシーケンスの個数だけ備えられ、加算器706乃至710の各々は、上位32個のシンボル及び該当マスクシーケンスをモジューロ-2で加算することによって、逆マスクされたシンボルを生成した後に、対応するウォルシュ相関度計算器716乃至720へ出力する。
上位32個のシンボルが基底マスクシーケンスの組合せによって符号化されると、加算器706乃至710からの出力のうちのいずれか1つは、マスクシーケンスが除去された信号である。これは、マスクシーケンス間の直交性のためである。例えば、情報ビットがマスクシーケンスM2を使用して符号化されると、M2及び上位32個のシンボルの加算の結果である第2の加算器708の出力は、マスクシーケンスが除去された信号である。ここで、上記マスクシーケンスが除去された信号は、所定のウォルシュ符号によって拡散した信号であるといえる。
第1のウォルシュ相関度計算器714は、デマルチプレクサ702からの上位32個のシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号(bi-orthogonal walsh codes)と相関し、これによって、64個の相関値を第1の合算器730へ出力する。第2のウォルシュ相関度計算器716は、第1の加算器706からのシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を第2の合算器732へ出力する。第3のウォルシュ相関度計算器718は、第2の加算器708からのシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を第3の合算器734へ出力する。第16のウォルシュ相関度計算器720は、第15の加算器710からのシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して64個の相関値を第16の合算器736へ出力する。
このような方式にて、ウォルシュ相関度計算器714乃至720の各々は、入力される32個のシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を対応する合算器730乃至736へ出力する。64個の相互直交ウォルシュ符号は、長さが32である5個の基底ウォルシュ符号及びオールワン(all-one)シーケンスの組合せにより生成されることができるすべてのウォルシュ符号に該当する。図8A及び図8Bは、ウォルシュ相関度計算器714乃至720で相関値の計算のために好ましく使用されるウォルシュ符号を示す。
図8A及び図8Bにおいて、W2、W3、W5、W9、W17、W33は、基底ウォルシュ符号であり、ここで、W33は、オールワンシーケンスである。上記基底ウォルシュ符号及びオールワンシーケンスの組合せは、図8A及び図8Bに示す64個のウォルシュ符号を生成する。一方、ウォルシュ相関度計算器714乃至720は、64個のウォルシュ符号との迅速な相関度の計算のためにIFHTを好ましく使用する。
一方、デマルチプレクサ702によって区分された下位8個のシンボルは、相関度計算器722、724、726、...、728へ入力される。[8,4]1次リードマラー符号発生器712は、1次リードマラー符号語R0、R1、...、R15を生成して、相関度計算器722、724、726、...、728へ出力する。16個の符号語R0、R1、...、R15は、上記チャンネル符号器で使用された[8,4]1次リードマラー符号の符号語であって、表9の4個の符号語の線形組合を通して作られた16個の符号語を順次に配列したのである。すなわち、
R0=[00000000]、R1=[01010101]、R2=[00110011]、R3=[01100110]、R4=[00001111]、R5=[01011010]、R6=[00111100]、R7=[01101001]、R8=[11111111]、R9=[10101010]、R10=[11001100]、R11=[10011001]、R12=[11110000]、R13=[10100101]、R14=[11000011]、R15=[10010110]
第1の相関度計算器722は、デマルチプレクサ702からの下位8個のシンボルと1次リードマラー符号R0との相関値を計算して、第1の合算器730へ出力する。第2の相関度計算器724は、下位8個のシンボルと1次リードマラー符号R1との相関値を計算して、第2の合算器732へ出力する。第3の相関度計算器726は、下位8個のシンボルと1次リードマラー符号R2との相関値を計算して、第3の合算器734へ出力する。第16の相関度計算器728は、下位8個のシンボルと1次リードマラー符号R15との相関値を計算して、第16の合算器736へ出力する。相関度計算器722乃至728は、[8,4]1次リードマラー符号の符号語の個数だけ備えられ、相関度計算器722乃至728の各々は、入力される下位8個のシンボルと上記1次リードマラー符号の該当符号語とを相関して、その相関値を対応する合算器730乃至736へ出力する。相関度計算器722乃至728は、上記1次リードマラー符号の符号語R0、R1、R2、...、R15との迅速な相関度の計算のために、IFHTを好ましく使用することができる。
第1の合算器730は、第1のウォルシュ相関度計算器714からの64個の相関値の各々と第1の相関度計算器722からの相関値を加算して、64個の加算された相関値を相関度比較器738へ出力する。第2の合算器732は、第2のウォルシュ相関度計算器716からの64個の相関値の各々と第2の相関度計算器724からの相関値を加算して、64個の加算された相関値を相関度比較器738へ出力する。第16の合算器736は、第16のウォルシュ相関度計算器720からの64個の相関値の各々と第16の相関度計算器728からの相関値を加算して、64個の加算された相関値を相関度比較器738へ出力する。その結果、加算器730乃至736によって発生される総1024個の相関値は、相関度比較器738へ入力される。
相関度比較器738は、加算器730乃至736から入力される1024個の相関値を相互比較して、1024個の相関値のうち最大相関値を決定する。上記最大相関値が決定されると、相関度比較器738は、上記決定された最大相関値に対応するウォルシュ符号のインデックス及びマスクシーケンスのインデックス、及び[8,4]1次リードマラー符号のインデックスに基づいて、10個の復号された情報ビット740を決定して出力する。
上記復号された情報ビットは、上記ウォルシュ符号のインデックスとマスクシーケンスのインデックスを結合することによって得られることができる。すなわち、上記最大相関値に対応するマスクシーケンスがM2であり、上記最大相関値に対応するウォルシュ符号がW4であると、上記復号された情報ビットは、“(W4に対応するインデックス)//(M2に対応するインデックス)”として決定される。ここで、“//”は、連接を意味する。
例えば、10個の情報ビットa0乃至a9は、‘1100000100’であり、上記チャンネル符号器は、上記情報ビットを“M2◎W4//R2”に符号化した後に送信する。ここで、◎は、モジューロ-2加算を意味するシンボルである。チャンネル復号器において、“M2◎W4//R2”に符号化された受信信号r(t)700は、デマルチプレクサ702を通して“M2◎W4”関連部分と“R2”関連部分とに区分される。この後、上位32個のシンボルである“M2◎W4”関連部分を上記すべてのマスクシーケンスにモジューロ-2で加算して、加算されたそれぞれの値を64個の相互直交ウォルシュ符号と相関し、これによって、総1024個の相関値を得る。
さらに、下位8個のシンボルである“R2”関連部分を上記[8,4]1次リードマラー符号のすべての符号語と相関して、16個の相関値を得る。この後、16個の相関値及び上記1024個の相関値を予め定められた規則に従って合算し、これによって、1024個の加算された相関値を得る。すると、上記1024個の加算された相関値のうち、最大値に該当するM2、W4、及びR2、すなわち、ウォルシュ符号インデックス、マスクシーケンスインデックス、及び[8,4]1次リードマラー符号インデックスによって、受信信号r(t)が符号化されたことを確認する。受信信号r(t)700がM2、W4、R2により符号化されたことを確認すると、チャンネル復号器は、上記W4に対応するインデックス‘110000’及びM2に対応するインデックス‘0100’を結合し、これによって、‘1100000100’を復号された情報ビットとして出力する。
上述したように、[32,10]符号に対する復号の結果、及び[8,4]1次リードマラー符号に対する復号の結果を合算して、情報ビット列を決定する理由は、最小距離‘16’を満足させることによって、正確な復号の結果を得るためである。チャンネル状況が良い場合に、上記[32,10]符号のみで復号することによって、情報ビット列を獲得することができる。しかしながら、上記[32,10]符号の最小距離が‘12’であるので、チャンネル状況がよくない場合、実質的に正確な復号の結果を獲得することができない。従って、[32,10]符号に対する復号及び、[8,4]1次リードマラー符号に対する復号を並行して、その復号の結果を結合して情報ビット列を決定する。
本発明の望ましい実施形態による[40,9]復号化
図9は、本発明の望ましい実施形態による[40,9]復号化装置の構成を示す。図9の復号化装置は、図3に示したチャンネル復号器314及び316の一例であって、図5の符号化装置に対応して、40個の符号化シンボルから9ビットの制御情報を復号する。
図9を参照すると、40個の符号化シンボルを含む受信信号r(t)900は、デマルチプレクサ902によって上位32個のシンボルと下位8個のシンボルとに区分される。上位32個のシンボルは、7個の加算器906、908、...、910及び第1のウォルシュ相関度計算器914へ入力される。ここで、受信信号r(t)900は、図5に示すような構成を有するチャンネル符号器で[32,9]符号及び[8,3]1次リードマラー符号により符号化された後、チャンネルを通過した信号である。
マスク発生器904は、上記チャンネル符号器で使用された[32,9]符号に従う7個のマスクシーケンスM1、M2、M3、...、M7を生成して、加算器906乃至910へ出力する。上記7個のマスクシーケンスM1、M2、M3、...、M7は、表11において、7番目〜9番目の符号語の線形組合せによって生成された8個の符号語のうち、オールゼロ(all-zero)シーケンスを除外した7個のシーケンスを順次に配列したのである。すなわち、上記7個のマスクシーケンスM1、M2、M3、...、M7は、次の通りである。
M1=“00101000011000111111000001110111”、
M2=“00000001110011010110110111000111”、
M3=“00101001101011101001110110110000”、
M4=“00001010111110010001101100101011”、
M5=“00100010100110101110101101011100”、
M6=“00001011001101000111011011101100”、
M7=“00100011010101111000011010011011”
第1の加算器906は、デマルチプレクサ902からの上位32個のシンボルとマスク発生器904からのマスクシーケンスM1をモジューロ-2で加算して、第2のウォルシュ相関度計算器916へ出力する。第2の加算器908は、上位32個のシンボルとマスク発生器904からのマスクシーケンスM2をモジューロ-2で加算して、第3のウォルシュ相関度計算器918へ出力する。第7の加算器910は、上位32個のシンボルとマスク発生器904からのマスクシーケンスM7をモジューロ-2で加算して、第8のウォルシュ相関度計算器920へ出力する。上述した説明から分かるように、加算器906乃至910は、マスクシーケンスの個数だけ備えられ、加算器906乃至910の各々は、上位32個のシンボルと該当マスクシーケンスをモジューロ-2で加算することによって、逆マスクされたシンボルを生成した後、対応するウォルシュ相関度計算器916乃至920へ出力する。
上位32個のシンボルが基底マスクシーケンスの組合せにより符号化されると、加算器906乃至910からの出力のうちいずれか1つは、マスクシーケンスが除去された信号である。例えば、情報ビットがマスクシーケンスM2を使用して符号化されると、M2と上位32個のシンボルとの加算の結果である第2の加算器908の出力は、マスクシーケンスが除去された信号である。ここで、上記マスクシーケンスが除去された信号は、図8A及び図8Bに示すウォルシュ符号のうちいずれか1つによって符号化された信号である。
第1のウォルシュ相関度計算器914は、デマルチプレクサ902からの上位32個のシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を第1の合算器930へ出力する。第2のウォルシュ相関度計算器916は、第1の加算器906からのシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を第2の合算器932へ出力する。第3のウォルシュ相関度計算器918は、第2の加算器908からのシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を第3の合算器934へ出力する。第8のウォルシュ相関度計算器920は、第7の加算器910からのシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を第8の合算器936へ出力する。このような方式にて、ウォルシュ相関度計算器914乃至920の各々は、入力される32個のシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を対応する合算器930乃至936へ出力する。ウォルシュ相関度計算器914乃至920は、64個のウォルシュ符号との迅速な相関度の計算のために、IFHTを好ましく使用する。
一方、デマルチプレクサ902によって区分された下位8個のシンボルは、相関度計算器922、924、926、...、928へ入力される。[8,3]1次リードマラー符号発生器912は、1次リードマラー符号の符号語R0、R1、R2、...、R7を生成して、相関度計算器922乃至928へ出力する。上記8個の符号語R0、R1、R2、...、R7は、上記チャンネル符号器で使用された[8,3]1次リードマラー符号の符号語であって、表12の3個の符号語の線形組合せを通して作られた8個の符号語を順次に配列したのである。すなわち、
R0=[00000000]、R1=[01010101]、R2=[00110011]、R3=[01100110]、R4=[00001111]、R5=[01011010]、R6=[00111100]、及びR7=[01101001]
第1の相関度計算器922は、デマルチプレクサ902からの下位8個のシンボルと上記1次リードマラー符号R0との相関値を計算して、第1の合算器930へ出力する。第2の相関度計算器924は、下位8個のシンボルと上記1次リードマラー符号R1との相関値を計算して、第2の合算器932へ出力する。第3の相関度計算器926は、下位8個のシンボルと上記1次リードマラー符号R2との相関値を計算して、第3の合算器934へ出力する。第8の相関度計算器928は、下位8個のシンボルと上記1次リードマラー符号R7との相関値を計算して、第8の合算器936へ出力する。このように、相関度計算器922乃至928は、[8,3]1次リードマラー符号の符号語の個数だけ備えられ、相関度計算器922乃至928の各々は、入力される下位8個のシンボルと上記1次リードマラー符号の該当符号語とを相関して、その相関値を対応する合算器930乃至936へ出力する。相関度計算器922乃至928は、上記1次リードマラー符号R0、R1、R2、...、R7との迅速な相関度の計算のために、IFHTを好ましく使用する。
第1の合算器930は、第1のウォルシュ相関度計算器914からの64個の相関値の各々に第1の相関度計算器922からの相関値を加算して、64個の加算された相関値を相関度比較器938へ出力する。第2の合算器932は、第2のウォルシュ相関度計算器916からの64個の相関値の各々に第2の相関度計算器924からの相関値を加算することによって、64個の加算された相関値を相関度比較器938へ出力する。第8の合算器936は、第8のウォルシュ相関度計算器920からの64個の相関値の各々に第8の相関度計算器928からの相関値を加算することによって、64個の加算された相関値を相関度比較器938へ出力する。その結果、合算器930乃至936によって発生される総512個の相関値は、相関度比較器938へ入力される。
相関度比較器938は、合算器930乃至936から入力される512個の相関値を相互比較して、512個の相関値のうち最大相関値を決定する。上記最大相関値が決定されると、相関度比較器938は、上記決定された最大相関値に対応するウォルシュ符号のインデックス、マスクシーケンスのインデックス、及び[8,3]1次リードマラー符号のインデックスに基づいて、9個の復号された情報ビット940を決定して出力する。
上記復号された情報ビットは、上記ウォルシュ符号のインデックスとマスクシーケンスのインデックスとを結合することによって得られることができる。すなわち、上記最大相関値に対応するマスクシーケンスがM2であり、上記最大相関値に対応するウォルシュ符号がW4であると、上記復号された情報ビットは、“(W4に対応するインデックス)//(M2に対応するインデックス)”として決定される。
例えば、9個の情報ビットa0乃至a8は、‘110000010’であり、上記チャンネル符号器は、上記情報ビットを“M2◎W4//R2”に符号化した後に送信する。チャンネル復号器において、“M2◎W4//R2”に符号化された受信信号r(t)900は、デマルチプレクサ902を通して、“M2◎W4”関連部分と“R2”関連部分とに区分される。すると、上位32個のシンボルである“M2◎W4”関連部分を上記すべてのマスクシーケンスにモジューロ-2で加算して、加算されたそれぞれの値を64個の相互直交ウォルシュ符号と相関し、これによって、総512個の相関値を得る。
さらに、下位8個のシンボルである“R2”関連部分を上記[8,3]1次リードマラー符号のすべての符号語と相関して、8個の相関値を得る。この後、上記8個の相関値及び上記512個の相関値を予め定められた規則に従って合算し、これによって、512個の加算された相関値を得る。すると、上記512個の加算された相関値のうち、最大値に該当するM2、W4、及びR2、すなわち、ウォルシュ符号インデックス、マスクシーケンスインデックス、及び[8,3]1次リードマラー符号インデックスによって、受信信号r(t)が符号化されたことを確認する。受信信号r(t)900がM2、W4、R2により符号化されたことを確認すると、チャンネル復号器は、上記W4に対応するインデックス‘110000’及びM2に対応するインデックス‘010’を結合し、これによって、‘110000010’を復号された情報ビットとして出力する。
本発明の望ましい実施形態による[40,8]復号化
図10は、本発明の望ましい実施形態による[40,8]復号化装置の構成を示す。図10の復号化装置は、図3に示したチャンネル復号器314及び316の一例であって、図6の符号化装置に対応して、40個の符号化シンボルから8ビットの制御情報を復号する。
図10を参照すると、40個の符号化シンボルを含む受信信号r(t)1000は、デマルチプレクサ1002によって、上位32個のシンボルと下位8個のシンボルとに区分される。上位32個のシンボルは、3個の加算器1006、1008、1010及び第1のウォルシュ相関度計算器1014へ入力される。ここで、受信信号r(t)1000は、図6に示すような構成を有するチャンネル符号器で[32,8]符号及び[8,2]1次リードマラー符号によって符号化された後に、チャンネルを通過した信号である。
マスク発生器1004は、上記チャンネル符号器で使用された[32,8]符号に従う3個のマスクシーケンスM1、M2、M3を生成して、加算器1006、1008、1010へ出力する。上記3個のマスクシーケンスM1、M2、M3は、表14において、7番目及び8番目の符号語の線形組合せによって生成された4個の符号語のうち、オールゼロシーケンスを除外した3個のマスクシーケンスM1、M2、M3を順次に配列したのである。すなわち、上記3個のマスクシーケンスM1、M2、M3は、次のように構成される。
M1=“00101000011000111111000001110111”、
M2=“00000001110011010110110111000111”、
M3=“00101001101011101001110110110000”
第1の加算器1006は、デマルチプレクサ1002からの上位32個のシンボルとマスク発生器1004からのマスクシーケンスM1をモジューロ-2で加算して、第2のウォルシュ相関度計算器1016へ出力する。第2の加算器1008は、上位32個のシンボルとマスク発生器1004からのマスクシーケンスM2をモジューロ-2で加算して、第3のウォルシュ相関度計算器1018へ出力する。第3の加算器1010は、上位32個のシンボルとマスク発生器1004からのマスクシーケンスM3をモジューロ-2で加算して、第4のウォルシュ相関度計算器1020へ出力する。上述した説明から分かるように、加算器1006乃至1010は、上記マスクシーケンスの個数だけ備えられ、加算器1006乃至1010の各々は、上位32個のシンボル及び該当マスクシーケンスをモジューロ-2で加算することによって、逆マスクされたシンボルを生成した後に、対応するウォルシュ相関度計算器1016乃至1020へ出力する。
上位32個のシンボルが基底マスクシーケンスの組合せによって符号化されると、加算器1006乃至1010からの出力のうちのいずれか1つは、マスクシーケンスが除去された信号である。例えば、情報ビットがマスクシーケンスM2を使用して符号化されると、M2及び上位32個のシンボルの加算の結果である第2の加算器1008の出力は、マスクシーケンスが除去された信号である。ここで、上記マスクシーケンスが除去された信号は、図8A及び図8Bに示すウォルシュ符号のうちいずれか1つによって符号化された信号である。
第1のウォルシュ相関度計算器1014は、デマルチプレクサ1002からの上位32個のシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関し、これによって、64個の相関値を第1の合算器1030へ出力する。第2のウォルシュ相関度計算器1016は、第1の加算器1006からのシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を第2の合算器1032へ出力する。第3のウォルシュ相関度計算器1018は、第2の加算器1008からのシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を第3の合算器1034へ出力する。第4のウォルシュ相関度計算器1020は、第3の加算器1010からのシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を第4の合算器1036へ出力する。このような方式にて、ウォルシュ相関度計算器1014乃至1020の各々は、入力される32個のシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を対応する合算器1030乃至1036へ出力する。ウォルシュ相関度計算器1014乃至1020は、64個のウォルシュ符号との迅速な相関度の計算のために、IFHTを好ましく使用する。
一方、デマルチプレクサ1002によって区分された下位8個のシンボルは、相関度計算器1022、1024、1026、1028へ入力される。[8,2]1次リードマラー符号発生器1012は、1次リードマラー符号の符号語R0、R1、R2、R3を生成して、相関度計算器1022乃至1028へ出力する。上記4個の符号語R0、R1、R2、R3は、上記チャンネル符号器で使用された[8,2]1次リードマラー符号の符号語であって、表15の2個の符号語の線形組合せを通して作られた4個の符号語を順次に配列したのである。すなわち、
R0=[00000000]、R1=[01010101]、R2=[00110011]、R3=[01100110]
第1の相関度計算器1022は、デマルチプレクサ1002からの下位8個のシンボルと上記1次リードマラー符号R0との相関値を計算して、第1の合算器1030へ出力する。第2の相関度計算器1024は、下位8個のシンボルと上記1次リードマラー符号R1との相関値を計算して、第2の合算器1032へ出力する。第3の相関度計算器1026は、下位8個のシンボルと上記1次リードマラー符号R2との相関値を計算して、第3の合算器1034へ出力する。第4の相関度計算器1028は、下位8個のシンボルと上記1次リードマラー符号R3との相関値を計算して、第4の合算器1036へ出力する。このように、相関度計算器1022乃至1028は、[8,2]1次リードマラー符号の符号語の個数だけ備えられ、相関度計算器1022乃至1028の各々は、入力される下位8個のシンボルと上記1次リードマラー符号の該当符号語とを相関して、その相関値を対応する合算器1030乃至1036へ出力する。相関度計算器1022乃至1028は、上記1次リードマラー符号の符号語R0、R1、R2、R3との迅速な相関度の計算のために、IFHTを好ましく使用することができる。
第1の合算器1030は、第1のウォルシュ相関度計算器1014からの64個の相関値の各々に第1の相関度計算器1022からの相関値を加算することによって、64個の加算された相関値を相関度比較器1038へ出力する。第2の合算器1032は、第2のウォルシュ相関度計算器1016からの64個の相関値の各々に第2の相関度計算器1024からの相関値を加算することによって、64個の加算された相関値を相関度比較器1038へ出力する。第3の合算器1034は、第3のウォルシュ相関度計算器1018からの64個の相関値の各々に第3の相関度計算器1026からの相関値を加算することによって、64個の加算された相関値を相関度比較器1038へ出力する。第4の合算器1036は、第4のウォルシュ相関度計算器1020からの64個の相関値の各々に第4の相関度計算器1028からの相関値を加算することによって、64個の加算された相関値を相関度比較器1038へ出力する。その結果、合算器1030乃至1036から発生される総256個の相関値は、相関度比較器1038へ入力される。
相関度比較器1038は、合算器1030乃至1036から入力される256個の相関値を相互比較して、256個の相関値のうち最大相関値を決定する。上記最大相関値が決定されると、上記決定された最大相関値に対応するウォルシュ符号のインデックス、マスクシーケンスのインデックス、及び[8,2]1次リードマラー符号のインデックスに基づいて、8個の復号された情報ビット1040を決定して出力する。
上記復号された情報ビットは、上記ウォルシュ符号のインデックスとマスクシーケンスのインデックスとを結合することによって得られることができる。すなわち、上記最大相関値に対応するマスクシーケンスがM2であり、上記最大相関値に対応するウォルシュ符号がW4であると、上記復号された情報ビットは、“(W4に対応するインデックス)//(M2に対応するインデックス)”として決定される。
例えば、8個の情報ビットa0乃至a7は、‘11000001’であり、上記チャンネル符号器は、上記E−DCH上りリンク制御情報ビットを“M2◎W4//R2”に符号化した後に送信する。チャンネル復号器において、“M2◎W4//R2”に符号化された受信信号r(t)1000は、デマルチプレクサ1002を通して“M2◎W4”関連部分と“R2”関連部分とに区分される。この後、上位32個のシンボルである“M2◎W4”関連部分を上記すべてのマスクシーケンスにモジューロ-2で加算して、加算されたそれぞれの値を64個の相互直交ウォルシュ符号と相関し、これによって、総256個の相関値を得る。
さらに、下位8個のシンボルである“R2”関連部分を上記[8,2]1次リードマラー符号のすべての符号語と相関して、4個の相関値を得る。この後、上記4個の相関値及び上記256個の相関値を予め定められた規則に従って合算し、これによって、256個の加算された相関値を得る。すると、上記256個の加算された相関値のうち、最大値に該当するM2、W4、及びR2、すなわち、ウォルシュ符号インデックス、マスクシーケンスインデックス、及び[8,2]1次リードマラー符号インデックスによって、受信信号r(t)が符号化されたことを確認する。受信信号r(t)1000がM2、W4、R2により符号化されたことを確認すると、チャンネル復号器は、上記W4に対応するインデックス‘110000’及びM2に対応するインデックス‘01’を結合し、これによって、‘11000001’を復号された情報ビットとして出力する。
上記スケジューリング情報のうち、UEバッファ内に蓄積されたデータ量は、シグナリングオーバーヘッドを考慮する際に、上位階層シグナリングを介して通知されることができ、UEが送信可能な余分の電力情報は、基地局によってUEの送信電力情報及びパワークラスを考慮して計算されることができる。従って、実質的に物理チャンネルを介して送信されるスケジューリング情報は、UEの送信電力情報のみを構成することができる。UEが送信可能な送信電力の範囲を考慮する際に、UEの送信電力情報のサイズは、約7ビットを必要とする。
上記スケジューリング情報のように、7ビット以下の情報を符号化するために、[32,7]符号、[32,6]符号、及び[32,5]符号を使用することができる。このとき、[32,7]符号は、実質的に表17に示す通りである。[32,6]符号は、表17に示すような符号から1個のマスク基底シーケンスを削除した表21を使用して実施されることができる。最後に、[32,5]符号は、表17に示すような符号から2個のマスク基底シーケンスを削除し、次いで、表17に示すような符号から最下位のウォルシュ基底シーケンスを削除した表23を使用して実施されることができる。[32,7]符号、[32,6]符号、及び[32,5]符号は、後述する本発明の実施形態の具体的な説明から誘導されることができる。
また、7ビット以下のスケジューリング情報を符号化するために、上記[32,N]符号の代わりに、[40,7]符号、[40,6]符号、[40,5]符号、及び[20,5]CQI(Channel Quality Indication)符号を使用することができる。上記[40,7]符号、[40,6]符号、[40,5]符号、及び[20,5]CQI符号は、後述する本発明の実施形態でさらに詳細に説明する。このとき、さらに小さい情報ビットのための符号を生成するために、基底シーケンスを削除するにあたって、上述したように、マスク基底シーケンスをまず削除し、さらに高い番号のウォルシュ基底シーケンスを最下位のシーケンスから削除する。
本発明の望ましい実施形態による[40,7]符号
以下、最小距離が12である[40,7]符号を設計する方法について説明する。
表17は、[32,7,12]符号の基底シーケンスであって、長さが32である7個の基底シーケンスを示す。[32,7,12]符号での‘12’は、基底シーケンスの最小長さを意味し、[32,7,12]符号は、“[32,7]符号”とも呼ぶ。表17の基底シーケンスのうち、1番目の基底シーケンスは、韓国特許出願P1999−27932号に対応する米国特許第6,882,636号に開示されたようなマスクシーケンスから誘導されたマスク基底シーケンスである。
[8,2]符号を[32,7,12]符号と連接させることによって、スケジューリング情報の特定の位置でのビットにさらに大きいエラー訂正能力を提供することができる。
表18は、[8,2]符号の基底シーケンスを示す。表18に示す2個の基底シーケンスは、上記スケジューリング情報の上位6番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供し、上記スケジューリング情報の上位7番目のビットに75%(すなわち、6個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供する。従って、表18は、さらに大きいエラー訂正能力の付加的な提供を希望するビット数に基づいて、そして、各ビットに付加的に提供されるエラー訂正能力に基づいて、変形されることができる。また、上位3個の情報ビットにエラー訂正能力を付加的に提供する必要がある場合、[8,3]符号が使用される。特に、表17の5番目、6番目、及び7番目の基底シーケンスを上記[8,3]符号の基底シーケンスと連接することによって生成された[40,7]符号を使用する。すなわち、[8,M]符号は、上記スケジューリング情報と連接される符号として使用される。ここで、Mは、上記エラー訂正能力を付加的に提供する必要があるビット数である。
表19A乃至表19Kは、上記エラー訂正能力の付加的な提供を希望するビットの数及びビットの位置に基づいて、ビット別にさらに大きいエラー訂正能力を付加的に提供するための他の基底シーケンスの例を示す。すなわち、表19Aは、上位7番目のビットにのみ100%(すなわち、8個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示し、表19Bは、上位6番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位7番目のビットに87.5%(7個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Cは、上位6番目のビットに37.5%(すなわち、3個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位7番目のビットに62.5%(すなわち、5個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Dは、上位6番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位7番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Eは、上位5番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位7番目のビットに75%(すなわち、6個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Fは、上位5番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位7番目のビットに62.5%(すなわち、5個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Gは、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位7番目のビットに62.5%(すなわち、5個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Hは、上位5番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに37.5%(すなわち、3個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位7番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Iは、上位5番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位7番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Jは、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位7番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Kは、上位3番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位7番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。
表20は、表17の符号をその次の上位6番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、最上位7番目のビットに75%(すなわち、6個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供する表18の[8,2]符号と連接することによって生成され、最小距離12を有する[40,7]符号を示す。また、表17の符号を表19A乃至表19Kの各々と連接することによって、エラー訂正能力の付加的な提供を希望するビットの数、及び各ビットに付加的に提供されるエラー訂正能力に基づいて、それぞれの[40,7]符号を生成することができる。
本発明の望ましい実施形態による[40,6]符号
以下、最小距離が16である[40,6]符号を設計する方法について説明する。
まず、表17に示した[32,7]符号から1番目の基底シーケンスである‘00101000011000111111000001110111’を除去することによって、[32,6]符号を生成する。すると、上記[32,6]符号を表18の[8,2]符号と連接することによって、[40,6]符号を生成することができる。上記のような方法にて、上記スケジューリング情報の最上位ビットである上位6番目のビット及びその次の上位ビットである上位5番目のビットにさらに大きいエラー訂正能力を提供することができる。表18の基底シーケンスは、上記スケジューリング情報の上位5番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上記スケジューリング情報の上位6番目のビットに75%(すなわち、6個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供する。従って、表18は、さらに大きいエラー訂正能力の付加的な提供を希望するビットの数、又はビット別に付加的に提供されるエラー訂正能力に基づいて、他の構成を有することができる。
上述したように、表19Aは、上位6番目のビットにのみ100%(すなわち、8個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Bは、上位5番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに87.5%(すなわち、7個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Cは、上位5番目のビットに37.5%(すなわち、3個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに62.5%(すなわち、5個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Dは、上位5番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Eは、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに75%(すなわち、6個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Fは、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに62.5%(すなわち、5個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Gは、上位3番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに62.5%(すなわち、5個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Hは、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに37.5%(すなわち、3個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Iは、上位4番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Jは、上位3番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビットビット/追加8ビット*100)、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Kは、上位2番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位3番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。
表21は、表17に示した[32,7]符号から1番目の基底シーケンスである‘00101000011000111111000001110111’を除去することによって生成された[32,6]符号を示す。同様に、表22は、上位5番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位6番目のビットに75%(すなわち、6個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するように、表21の符号を表18の符号と連接することによって生成され、最小距離16を有する[40,6]符号を示す。また、表21の符号を表19A乃至表19Kの符号の各々と連接することによって、上記エラー訂正能力を強化しようとするビットの数及び各ビットに基づいて、さらに大きいエラー訂正能力を与えるそれぞれの[40,6]符号を生成することができる。
本発明の望ましい実施形態による[40,5]符号
以下、最小距離が16である[40,5]符号を設計する方法について説明する。
まず、表21に示す[32,6]符号から6番目の基底シーケンスである‘11111111111111111111111111111111’を除去することによって[32,5]符号を生成する。すると、上記[32,5]符号を表18の[8,2]符号と連接することによって、[40,5]符号を生成することができる。上記のような方法にて、上記スケジューリング情報の最上位ビットである上位5番目のビット及びその次の上位ビットである上位4番目のビットにさらに大きいエラー訂正能力を提供することができる。表18の基底シーケンスは、上記スケジューリング情報の上位4番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上記スケジューリング情報の上位5番目のビットに75%(すなわち、6個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供する例である。従って、表18は、さらに大きいエラー訂正能力の付加的な提供を希望するビットの数に基づいて、そして、各ビットに付加的に提供されるエラー訂正能力に基づいて、他の構成を有することができる。
すなわち、上述したように、表19Aは、上位5番目のビットに100%(すなわち、8個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Bは、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに87.5%(すなわち、7個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Cは、上位4番目のビットに37.5%(すなわち、3個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに62.5%(すなわち、5個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Dは、上位4番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Eは、上位3番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに75%(すなわち、6個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Fは、上位3番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位4番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに62.5%(すなわち、5個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Gは、上位2番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位3番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに62.5%(すなわち、5個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Hは、上位3番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位4番目のビットに37.5%(すなわち、3個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Iは、上位3番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位4番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Jは、上位2番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位3番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位4番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表19Kは、上位1番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位2番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位3番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位4番目のビットに12.5%(すなわち、1個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに50%(すなわち、4個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。
表23は、表21に示した[32,6]符号から6番目の基底シーケンスである‘11111111111111111111111111111111’を除去することによって生成された[32,5]符号を示す。表24は、上位4番目のビットに25%(すなわち、2個の反復ビット/追加8ビット*100)、上位5番目のビットに75%(すなわち、6個の反復ビット/追加8ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するように、表18の符号を表23の符号と連接することによって生成され、最小距離16を有する[40,5]符号を示す。また、表23の符号を表19A乃至表19Kの符号の各々と連接することによって、上記エラー訂正能力を強化しようとするビットの数及び各ビットに基づいて、さらに大きいエラー訂正能力を与えるそれぞれの[40,5]符号を生成することができる。
線形エラー訂正符号の特性により、上記線形エラー訂正符号の基底シーケンスの列置換えを行った(すなわち、符号の列の位置を置き換える)基底シーケンスを含む符号も、列置換えを行わない基底シーケンスを含む符号と同一に動作する。従って、表20に示した[40,7]符号、表22に示した[40,6]符号、及び表24に示した[40,5]符号の各々の基底シーケンスの列置換えを通して得られた基底シーケンスを含む符号は、列置換えを行う前の元の符号と同一の符号として動作する。また、表18乃至表19Kのうち1つを表17に示した[32,7]符号、表21に示した[32,6]符号、及び表23に示した[32,6]符号の各々の基底シーケンスと連接することによって生成された基底シーケンスの列置換えを通して得られた基底シーケンスを含む符号は、列置換えを行う前の元の符号と同一の符号として動作する。
本発明の望ましい実施形態による[20,5]CQI符号
一方、上記スケジューリング情報が5ビットである場合、3GPP標準規格TS25.212に定義されてあるHSDPA(High Speed Downlink Packet Access)のCQIを符号化するための[20,5]CQI符号を使用することができる。表25は、3GPP標準に定義されてある上記[20,5]符号の基底シーケンスを示す。
表25に示されている長さが20である5個の基底シーケンスの線形組合せにより、下記式(2)を使用して[20,5]チャンネル符号化を適用することができる。
式(2)において、anは、符号化される(n+1)番目の情報ビットであって、a0は、最下位ビット(Least Significant Bit:LSB)であり、a4は、最上位ビット(Most Significant Bit:MSB)である。また、上記biは、情報ビットのチャンネル符号化によって得られた(i+1)番目の出力ビット(すなわち、biは、符号化されたビットを示す。)を示す。従って、5ビットの入力情報から符号化された20ビットを生成することができる。
以下、10ビット以下の上りリンク制御情報を符号化するための[32,10]符号、[32,9]符号、及び[32,8]符号を設計する方法について説明する。
本発明の望ましい実施形態による[32,10]符号
3GPP標準TS25.212は、10ビットのTFCI(Transport Format Combination Indicator)を符号化するために、表26に示す基底シーケンスを含む[32,10]符号を定義している。従って、E−DCH上りリンク制御情報が10ビットである場合に、上記[32,10]符号を使用することができる。ここで、表26に示す基底シーケンスのうち、6番目乃至10番目の基底シーケンスは、韓国特許出願P1999−27932号に該当する米国特許第6,882,636号に開示されたマスクシーケンスから誘導される。また、2番目及び6番目の基底シーケンスは、ウォルシュ符号から誘導される。
表26に示すような長さが32である10個の基底シーケンスの線形組合せにより、下記式(3)を使用して[32,10]チャンネル符号化を適用することができる。
式(3)において、anは、符号化される(n+1)番目の情報ビットであって、a0は、最下位ビット(LSB)であり、a9は、最上位ビット(MSB)である。また、上記biは、入力情報ビットのチャンネル符号化によって得られた(i+1)番目の出力ビット(すなわち、biは、符号化されたビットを示す。)を示す。従って、10ビットの入力情報から符号化された32ビットを生成することができる。
本発明の望ましい実施形態による[32,9]符号
E−DCH上りリンク制御情報が9ビットである場合、上記[32,10]符号から最後の基底シーケンスを除去することによって得られた[32,9]を使用して符号化することができる。表27は、[32,9]符号の基底シーケンスを示す。
表27に示すような長さが32である9個の基底シーケンスの線形組合せにより、式(4)を使用して[32,9]チャンネル符号化を適用することができる。
式(4)において、anは、符号化される(n+1)番目の情報ビットであって、a0は、最下位ビット(LSB)であり、a8は、最上位ビット(MSB)である。また、上記biは、入力情報ビットのチャンネル符号化によって得られた(i+1)番目の出力ビット(すなわち、biは、符号化されたビットを示す。)を示す。従って、9ビットの入力情報から符号化された32ビットを生成することができる。
本発明の望ましい実施形態による[32,8]符号
E−DCH上りリンク制御情報が8ビットである場合、上記[32,10]符号から最後の2個の基底シーケンスを除去することによって得られた[32,8]を使用して符号化することができる。表28は、[32,8]符号の基底シーケンスを示す。
表28に示すような長さが32である8個の基底シーケンスの線形組合せにより、式(5)を使用して[32,8]チャンネル符号化を適用することができる。
式(5)において、anは、符号化される(n+1)番目の情報ビットであって、a0は、最下位ビット(LSB)であり、a7は、最上位ビット(MSB)である。また、上記biは、入力情報ビットのチャンネル符号化によって得られた(i+1)番目の出力ビット(すなわち、biは、符号化されたビットを示す。)を示す。従って、8ビットの入力情報から符号化された32ビットを生成することができる。
上述したように、[40,7]符号、[40,6]符号、[40,5]符号、[20,5]CQI符号は、7ビット以下のE−DCHスケジューリング情報を符号化するためのものである。表18の代わりに、表19A乃至表19Kのうちいずれか1つを使用することによって、特定のビットにさらに大きいエラー訂正能力を提供することができ、各ビットに付加的なエラー訂正能力を調節することができる。上記[20,5]CQI符号は、3GPP標準に定義されてあるCQI符号化を使用することによって得られる。
また、上述したように、[32,10]符号、[32,9]符号、及び[32,8]符号は、10ビット以下のE−DCH上りリンク制御情報を符号化するためのものであり、3GPP標準に定義されてあるTFCI符号化を再使用する。
以下、図11を参照して、E−DCH上りリンク制御情報及びE−DCHスケジューリング情報を送信するためのE−DCH物理制御チャンネルであるE−DPCCH(Enhanced Dedicated physical control Channel)のフレーム構成についてさらに詳細に説明する。
上述したように、E−DCHは、2msのTTIを考慮している。10msの1つの無線フレーム1102は、5個の2msのE−DPCCHサブフレームを含み、各サブフレーム1104は、3個のスロットから構成される。サブフレーム1104は、符号化されたE−DCH上りリンク制御情報及び符号化されたE−DCHスケジューリング情報を運搬する。上記E−DCH上りリンク制御情報は、E−TFI情報及びHARQ関連情報を含む約10ビットの情報であって、基地局の受信器がE−DCHパケットデータを復号するのに必要な情報であり、符号化されたE−DCHスケジューリング情報は、約7ビットの情報であって、基地局がスケジューリング動作を遂行するのに必要な情報である。
本発明の望ましい実施形態によると、サブフレーム1104で最初2個のスロット1106を介してE−DCH上りリンク制御情報を送信し、サブフレーム1104の3番目のスロット1108を介してE−DCHスケジューリング情報を送信する。上述したようなフレーム構成を使用して、基地局の受信器は、サブフレーム1104の最初2個のスロット1106を復号することによって、E−DCHパケットデータを復号するのに必要とされる情報を得るようになり、サブフレーム1104の3番目のスロット1108を復号することによって、スケジューリングを遂行するのに必要とされる情報を得る。
サブフレーム1104に含まれることができる物理チャンネルビットの数は、E−DPCCHの拡散指数(Spreading Factor)に従って決定される。上記符号化されたE−DCH上りリンク制御情報は、上述した[32,10]符号、[32,9]符号、[32,8]符号のうち1つに従って、32ビットの長さを有し、上記32ビットは、サブフレーム1104の最初2個のスロット1106に含まれることができるビットの数だけ、符号化されたブロック1110に従って反復(repetition)される。また、上記符号化されたE−DCHスケジューリング情報は、上述した[40,7]符号、[40,6]符号、[40,5]符号のうち1つに従って40ビットの長さを有し、上記40ビットは、サブフレーム1104の3番目のスロット1108に含まれることができるビットの数だけ、符号化されたブロック1112に従って反復される。一方、上記[20,5]CQI符号に従って、上記符号化されたE−DCHスケジューリング情報は、20ビットの長さを有し、上記20ビットは、サブフレーム1104の3番目のスロット1108に含まれることができるビットの数だけ、符号化されたブロック1112に従って反復される。上記反復動作を通して、時間ダイバーシディ(time diversity)を得ることができ、これによって、E−DPCCHのエラー率を一定のレベルに保持させつつ、E−DPCCHの送信パワーを減少させることができる。
表29は、E−DPCCHの拡散指数に対して、各スロットに含まれることができる物理チャンネルビットの数と、各フレームに含まれることができる物理チャンネルビットの数と、符号化されたE−DCH上りリンク制御情報ビットの数及び反復回数と、符号化されたE−DCHスケジューリング情報ビットの数及び反復回数とを示す。
表29を参照すると、E−DPCCH拡散指数が16である場合に、1つのスロットが2560チップを含むので、160個(すなわち、2560/16)の物理チャンネルビットを含むことができ、1つのフレームは、総480個の物理チャンネルビットを含むことができる。従って、E−DCH上りリンク制御情報を符号化して生成された32ビットの出力値は、10回反復され、結果的に、総320ビットは、E−DPCCHサブフレームの1番目のスロット及び2番目のスロットを介して送信される。また、E−DCHスケジューリング情報は、40ビット又は20ビットに符号化される。E−DCHスケジューリング情報が40ビットに符号化された場合には、符号化された40ビットの情報は4回反復され、これによって、総160ビットは、E−DPCCHサブフレームの3番目のスロットを介して送信される。E−DCHスケジューリング情報が20ビットに符号化された場合には、符号化された20ビットの情報は8回反復され、これによって、総160ビットは、E−DPCCHサブフレームの3番目のスロットを介して送信される。
図11に示すE−DPCCHフレーム構成は、2msのTTIを基本単位として使用する。E−DCH TTIが10msの長さを有する場合に、上記2msのサブフレームの構成を5回(=10ms/2ms)反復することによって、10msのフレームを送信する。
本発明の実施形態による[40,7]符号化
図12は、本発明の望ましい実施形態による[40,7]符号化装置の構成を示す。図12の符号化装置は、図2に示したチャンネル符号器218及び219の一例であって、7ビットのスケジューリング情報を[40,7]符号を使用して40個の符号化シンボルに変換する。[40,7]符号の基底シーケンスは、表20に示される通りである。
図12を参照すると、7ビットのスケジューリング情報a0〜a6が符号器に入力されると、それぞれの情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5、及びa6は、対応する第1の乗算器1204、1206、1208、1210、1212、1214、1216の各々に入力される。また、情報ビットa5及びa6は、対応する第2の乗算器1218及び1220の各々に入力される。上述した方法にて、7個の情報ビットが入力されると、[32,7]符号発生器1200及び[8,2]符号発生器1202は、表17及び表18に示すような基底シーケンスを各々発生させる。
具体的に、[32,7]符号発生器1200は、表17の1番目の列‘0000001’を並列に発生し、上記発生されたビットは、第1の乗算器1204、1206、1208、1210、1212、1214、及び1216に順次に入力され、上記入力された情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5、a6と各々乗じられた後、第1の合算器1222へ入力される。第1の合算器1222は、7個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ1226へ出力する。表17の32番目の列‘1111111’まで上記の過程を反復して、32個の符号化シンボルをマルチプレクサ1226へ入力する。
同時に、[8,2]符号発生器1202は、表18の1番目の列‘10’を発生し、上記発生されたビットは、第2の乗算器1218及び1220に順次に入力され、上記入力された情報ビットa5及びa6と各々乗じられた後に、第2の合算器1224へ入力される。第2の合算器1224は、2個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ1226へ出力する。表18の8番目の列‘01’まで上記の過程を反復して、8個の符号化シンボルをマルチプレクサ1226へ入力する。
この後、マルチプレクサ1226は、第1の合算器1222によって発生された上記32個の符号化シンボル及び第2の合算器1224によって発生された8個の符号化シンボルを多重化して、40個の符号化シンボルを含む符号語1228を発生する。
本発明の望ましい実施形態による[40,6]符号化
図13は、本発明の望ましい実施形態による[40,6]符号化装置の構成を示す。図13の符号化装置は、図2に示したチャンネル符号器218及び219の一例であって、6ビットのスケジューリング情報を[40,6]符号を使用して40個の符号化シンボルに変換する。[40,6]符号の基底シーケンスは、表22に示される通りである。
図13を参照すると、6ビットのスケジューリング情報ビットa0〜a5が符号器に入力されると、それぞれの情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、及びa5は、対応する第1の乗算器1304、1306、1308、1310、1312、1314の各々へ入力される。また、情報ビットa4及びa5は、対応する第2の乗算器1316及び1318の各々へ入力される。上述した方法にて、6個の情報ビットが入力されると、[32,6]符号発生器1300及び[8,2]符号発生器1302は、表21及び表18に示すような基底シーケンスを各々発生させる。
具体的に、[32,6]符号発生器1300は、表21の1番目の列‘000001’を並列に発生し、上記発生されたビットは、第1の乗算器1304、1306、1308、1310、1312、及び1314に順次に入力され、上記入力された情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5と各々乗じられた後、第1の合算器1320へ入力される。第1の合算器1320は、上記入力された6個の値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ1324へ出力する。表21の32番目の列‘111111’まで上記の過程を反復して、32個の符号化シンボルをマルチプレクサ1324へ入力する。
同時に、[8,2]符号発生器1302は、表18の1番目の列‘10’を発生し、上記発生されたビットは、第2の乗算器1316及び1318に順次に入力され、上記入力された情報ビットa4及びa5と各々乗じられた後に、第2の合算器1322へ入力される。第2の合算器1322は、2個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ1324へ出力する。表18の8番目の列‘01’まで上記の過程を反復して、8個の符号化シンボルをマルチプレクサ1324へ入力する。
この後、マルチプレクサ1324は、第1の合算器1320によって発生された上記32個の符号化シンボル及び第2の合算器1322によって発生された8個の符号化シンボルを多重化して、40個の符号化シンボルを含む符号語1326を発生する。
本発明の実施形態による[40,5]符号化
図14は、本発明の望ましい実施形態による[40,5]符号化装置の構成を示す。図14の符号化装置は、図2に示したチャンネル符号器219の一例であって、5ビットのスケジューリング情報を[40,5]符号を使用して40個の符号化シンボルに変換する。[40,5]符号の基底シーケンスは、表24に示される通りである。
図14を参照すると、5ビットのスケジューリング情報ビットa0〜a4が符号器に入力されると、それぞれの情報ビットa0、a1、a2、a3、及びa4は、対応する第1の乗算器1404、1406、1408、1410、1412の各々へ入力される。また、情報ビットa3及びa4は、対応する第2の乗算器1414及び1416の各々へ入力される。上述した方法にて、5個の情報ビットが入力されると、[32,5]符号発生器1400及び[8,2]符号発生器1402は、表23及び表18に示すような基底シーケンスを各々発生させる。
具体的に、[32,5]符号発生器1400は、表23の1番目の列‘00000’を並列に発生し、上記発生されたビットは、第1の乗算器1404、1406、1408、1410、及び1412に順次に入力され、上記入力された情報ビットa0、a1、a2、a3、a4と各々乗じられた後、第1の合算器1418へ入力される。第1の合算器1418は、上記入力された5個の値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ1422へ出力する。表23の32番目の列‘11111’まで上記の過程を反復して、32個の符号化シンボルをマルチプレクサ1422へ入力する。
同時に、[8,2]符号発生器1402は、表18の1番目の列‘10’を発生し、上記発生されたビットは、第2の乗算器1414及び1416に順次に入力され、上記入力された情報ビットa3及びa4と各々乗じられた後に、第2の合算器1420へ入力される。第2の合算器1420は、2個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ1422へ出力する。表18の8番目の列‘01’まで上記の過程を反復して、8個の符号化シンボルをマルチプレクサ1422へ入力する。
この後、マルチプレクサ1422は、第1の合算器1418によって発生された上記32個の符号化シンボル及び第2の合算器1420によって発生された8個の符号化シンボルを多重化して、40個の符号化シンボルを含む符号語1424を発生する。
上述した[20,5]CQI符号、[32,10]符号、[32,9]符号、及び[32,8]符号に対する符号化装置の構成は、3GPP TS25.212のCQI又はTFCI符号化方式を使用するので、別途の説明は省略する。
本発明の実施形態による[40,7]復号化
図15は、本発明の望ましい実施形態による[40,7]復号化装置の構成を示す。図15の復号化装置は、図3に示したチャンネル復号器314及び316の一例であって、図12の符号化装置に対応して、40個の符号化シンボルから7ビットのスケジューリング情報を復号する。
図15を参照すると、40個の符号化シンボルを含む受信信号r(t)1500は、デマルチプレクサ1502によって上位32個のシンボルと下位8個のシンボルとに区分される。上位32個のシンボルは、加算器1506及び第1のウォルシュ相関度計算器1510へ入力される。ここで、受信信号r(t)1500は、図12に示すような構成を有するチャンネル符号器で[32,7]符号及び[8,2]符号によって符号化された後に、チャンネルを通過した信号である。
マスク発生器1504は、上記チャンネル符号器で使用された[32,7]符号に従う1個のマスクシーケンスM1を生成して、加算器1506へ出力する。上記マスクシーケンスM1は、表17の1番目の符号語を意味する。すなわち、M1は、‘00101000011000111111000001110111’である。
加算器1506は、デマルチプレクサ1502からの上位32個のシンボルとマスク発生器1504からのマスクシーケンスM1とをモジューロ-2で加算して、逆マスクされた32個のシンボルを第2のウォルシュ相関度計算器1512へ出力する。上位32個のシンボルが基底マスクシーケンスにより符号化されると、加算器1506からの出力は、マスクシーケンスが除去された信号であろう。ここで、上記マスクシーケンスが除去された信号は、所定のウォルシュ符号によって拡散した信号である。
第1のウォルシュ相関度計算器1510は、デマルチプレクサ1502からの上位32個のシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を第1の合算器1516へ出力する。第2のウォルシュ相関度計算器1512は、加算器1506から32個のシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を第2の合算器1518へ出力する。このように、ウォルシュ相関度計算器1510及び1512の各々は、32個の入力シンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を対応する合算器1516及び1518の各々へ出力する。64個の相互直交ウォルシュ符号は、長さが32である5個の基底ウォルシュ符号及びオールワン(all-one)シーケンスの組合せにより生成されることができるすべてのウォルシュ符号に該当する。図8A及び図8Bは、ウォルシュ相関度計算器1510及び1512で相関値の計算のために好ましく使用されるウォルシュ符号を示す。
ウォルシュ相関度計算器1510及び1512の各々から出力される64個の相関値は、図8A及び図8Bに示すような相互直交ウォルシュ符号W1〜W64をもって、順次に相関を遂行した後の値である。ウォルシュ相関度計算器1510及び1512は、64個のウォルシュ符号との迅速な相関度の計算のためにIFHTを好ましく使用する。
一方、デマルチプレクサ1502によって区分された下位8個のシンボルは、相関度計算器1514へ入力される。[8,2]符号発生器1508は、[8,2]符号の符号語R0、R1、R2、R3を生成して相関度計算器1514へ出力する。上記4個の符号語R0、R1、R2、R3は、上記チャンネル符号器で使用された[8,2]符号の符号語であって、表18の2個の符号語の線形組合せを通して作られた4個の符号語を順次に配列したのである。すなわち、
R0=[00000000]、R1=[11000000]、R2=[00111111]、及びR3=[11111111]
相関度計算器1514は、デマルチプレクサ1502からの下位8個のシンボルと上記[8,2]符号の4個の符号語R0、R1、R2、R3との相関値を計算し、上記計算された4個の相関値を反復器1520へ出力する。反復器1520は、R0乃至R3に該当する相関値の各々を16回順次に反復することによって、総64個の相関値を合算器1516及び1518へ出力する。
第1の合算器1516は、第1のウォルシュ相関度計算器1510からの64個の相関値に反復器1520からの64個の相関値を順次に加算して、64個の加算された相関値を相関度比較器1522へ出力する。第2の合算器1518は、第2のウォルシュ相関度計算器1512からの64個の相関値に反復器1520からの64個の相関値を順次に加算して、64個の加算された相関値を相関度比較器1522へ出力する。結果的に、合算器1516及び1518によって発生される総128個の相関値は、相関度比較器1522へ入力される。
相関度比較器1522は、合算器1516及び1518から入力される128個の相関値を相互比較して、128個の相関値のうち最大相関値を決定する。上記最大相関値が決定されると、上記決定された最大相関値に対応するウォルシュ符号のインデックス、マスクシーケンスのインデックス、及び[8,2]符号のインデックスに基づいて、復号された7個の情報ビット1524を決定して出力する。
上記復号された情報ビットは、上記ウォルシュ符号のインデックスとマスクシーケンスのインデックスとを結合することによって得られることができる。すなわち、上記最大相関値に対応するマスクシーケンスがM1であり、上記最大相関値に対応するウォルシュ符号がW4であると、上記復号された情報ビットは、“(M1に対応するインデックス)//(W4に対応するインデックス)”として決定される。ここで、上記“//”は、連接を意味する。
例えば、7個の情報ビットa0乃至a6は、‘1110000’であり、上記チャンネル符号器は、上記情報ビットを“M1◎W4//R0”に符号化した後に送信する。ここで、◎は、モジューロ-2加算を意味するシンボルである。チャンネル復号器において、“M1◎W4//R0”に符号化された受信信号r(t)1500は、デマルチプレクサ1502を通して“M1◎W4”関連部分と“R0”関連部分とに区分される。この後、上位32個のシンボルを含む“M1◎W4”関連部分を64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、総64個の相関値を得る。また、上位32個のシンボルを含む“M1◎W4”関連部分を上記マスクシーケンスM1にモジューロ-2で加算して、加算されたそれぞれの値を64個の相互直交ウォルシュ符号と相関し、これによって、64個の相関値を生成する。従って、総128個の相関値を得る。
さらに、下位8個のシンボルである“R0”関連部分を上記[8,2]符号のすべての符号語と相関して、4個の相関値を得る。この後、上記4個の相関値を反復器1520で反復した後に、上記128個の相関値を予め定められた規則に従って合算し、これによって、上記128個の加算された相関値を得る。すると、上記128個の加算された相関値のうち、最大値に該当するM1、W4、及びR0、すなわち、ウォルシュ符号インデックス、マスクシーケンスインデックス、及び[8,2]符号インデックスによって、受信信号r(t)が符号化されたことを確認する。受信信号r(t)1500がM1、W4、R0により符号化されたことを確認すると、チャンネル復号器は、上記M1に対応するインデックス‘1’とW4に対応するインデックス‘110000’とを結合し、これによって、‘1110000’を復号された情報ビットとして出力する。
上記のように、[32,7]符号に対する復号の結果と[8,2]符号に対する復号の結果とを合算することによって情報ビット列を決定する理由は、上位7番目のビット及び6番目のビットにさらに大きいエラー訂正能力を提供するためである。
本発明の実施形態による[40,6]復号化
図16は、本発明の望ましい実施形態による[40,6]復号化装置の構成を示す。図16の復号化装置は、図3に示したチャンネル復号器314及び316の一例であって、図13の符号化装置に対応して、40個の符号化シンボルから6ビットのスケジューリング情報を復号する。
図16を参照すると、40個の符号化シンボルを含む受信信号r(t)1600は、デマルチプレクサ1602によって上位32個のシンボルと下位8個のシンボルとに区分される。上位32個のシンボルは、ウォルシュ相関度計算器1606へ入力される。ここで、受信信号r(t)1600は、図13に示すような構成を有するチャンネル符号器で[32,6]符号及び[8,2]符号によって符号化された後に、チャンネルを通過した信号である。
ウォルシュ相関度計算器1606は、デマルチプレクサ1602からの上位32個のシンボルを64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、64個の相関値を加算器1610へ出力する。図8A及び図8Bは、ウォルシュ相関度計算器1606で相関値を計算する際に使用されるウォルシュ符号を示す。すなわち、ウォルシュ相関度計算器1606から出力される64個の相関値は、図8A及び図8Bに示すような相互直交ウォルシュ符号W1〜W64を使用して相関を順次に遂行した値である。ウォルシュ相関度計算器1606は、64個のウォルシュ符号との迅速な相関度の計算のためにIFHTを使用する。
一方、デマルチプレクサ1602によって区分された下位8個のシンボルは、相関度計算器1608へ入力される。[8,2]符号発生器1604は、[8,2]符号の符号語R0、R1、R2、R3を生成して相関度計算器1608へ出力する。上記4個の符号語R0、R1、R2、R3は、上記チャンネル符号器で使用された[8,2]符号の符号語であって、表18の2個の符号語の線形組合せを通して作られた4個の符号語を順次に配列したのである。すなわち、
R0=[00000000]、R1=[11000000]、R2=[00111111]、R3=[11111111]
相関度計算器1608は、デマルチプレクサ1602からの下位8個のシンボルと上記[8,2]符号の4個の符号語R0、R1、R2、R3との相関値を計算し、上記計算された4個の相関値を反復器1612へ出力する。反復器1612は、R0乃至R3に該当する相関値の各々を16回順次に反復することによって、総64個の相関値を合算器1610へ出力する。
合算器1610は、ウォルシュ相関度計算器1606からの64個の相関値に反復器1612からの64個の相関値を順次に加算して、64個の加算された相関値を相関度比較器1614へ出力する。相関度比較器1614は、合算器1610から入力される64個の相関値を相互比較して、64個の相関値のうち最大相関値を決定する。上記最大相関値が決定されると、相関度比較器1614は、上記決定された最大相関値に対応するウォルシュ符号のインデックス、及び[8,2]符号のインデックスに基づいて、復号された6個の情報ビット1616を決定して出力する。
上記復号された情報ビットは、上記ウォルシュ符号のインデックスを決定することによって得られることができる。すなわち、上記最大相関値に対応するウォルシュ符号がW4であると、上記復号された情報ビットは、“W4に対応するインデックス”として決定される。
例えば、6個の情報ビットa0乃至a5は、‘110000’であり、上記チャンネル符号器は、上記情報ビットを“W4//R0”に符号化した後に送信する。チャンネル復号器において、“W4//R0”に符号化された受信信号r(t)1600は、デマルチプレクサ1602を通して“W4”関連部分と“R0”関連部分とに区分される。この後、上位32個のシンボルである“W4”関連部分を64個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、総64個の相関値を得る。さらに、下位8個のシンボルである“R0”関連部分を上記[8,2]符号のすべての符号語と相関して、4個の相関値を得る。この後、上記4個の相関値は、反復器1612によって反復されることによって、64個の相関値を出力する。次いで、64個の相関値は、予め定められた規則に従って、上記ウォルシュ符号による相関を介して得られた64個の相関値に加算され、これによって、64個の加算された相関値を得る。すると、64個の加算された相関値のうち、最大値に該当するW4及びR0、すなわち、ウォルシュ符号インデックス及び[8,2]符号インデックスによって、受信信号r(t)が符号化されたことを確認する。受信信号r(t)1600がW4、R0により符号化されたことを確認すると、チャンネル復号器は、上記W4に対応するインデックス‘110000’を復号された情報ビットとして出力する。
本発明の実施形態による[40,5]復号化
図17は、本発明の望ましい実施形態による[40,5]復号化装置の構成を示す。図17の復号化装置は、図3に示したチャンネル復号器314及び316の一例であって、図14の符号化装置に対応して、40個の符号化シンボルから5ビットのスケジューリング情報を復号する。
図17を参照すると、40個の符号化シンボルを含む受信信号r(t)1700は、デマルチプレクサ1702によって上位32個のシンボルと下位8個のシンボルとに区分される。上位32個のシンボルは、ウォルシュ相関度計算器1706へ入力される。ここで、受信信号r(t)1700は、図14に示すような構成を有するチャンネル符号器で[32,5]符号及び[8,2]符号によって符号化された後に、チャンネルを通過した信号である。
ウォルシュ相関度計算器1706は、デマルチプレクサ1702からの上位32個のシンボルを32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を合算器1710へ出力する。64個の相互直交ウォルシュ符号は、長さが32である5個の基底ウォルシュ符号及びオールワン(all-one)シーケンスの組合せにより生成されることができるすべてのウォルシュ符号に該当する。図18は、ウォルシュ相関度計算器1706で相関値を計算する際に使用されるウォルシュ符号を順次に示す。図18を参照すると、ウォルシュ相関度計算器1706から出力される32個の相関値は、図18に示すような相互直交ウォルシュ符号W1〜W32を使用して相関を順次に遂行した値である。図18でのウォルシュ符号のうち、W2、W3、W5、W9、及びW17は、基底ウォルシュ符号である。上記基底ウォルシュ符号の線形組合せを介して32個のウォルシュ符号を生成することができる。ウォルシュ相関度計算器1706は、上記32個のウォルシュ符号との迅速な相関度の計算のためにIFHTを使用する。
一方、デマルチプレクサ1702によって区分された下位8個のシンボルは、相関度計算器1708へ入力される。[8,2]符号発生器1704は、[8,2]符号の符号語R0、R1、R2、R3を生成して相関度計算器1708へ出力する。上記4個の符号語R0、R1、R2、R3は、上記チャンネル符号器で使用された[8,2]符号の符号語であって、表18の2個の符号語の線形組合せを通して作られた4個の符号語を順次に配列したのである。すなわち、
R0=[00000000]、R1=[11000000]、R2=[00111111]、R3=[11111111]
相関度計算器1708は、デマルチプレクサ1702からの下位8個のシンボルと上記[8,2]符号の4個の符号語R0、R1、R2、R3との相関値を計算し、上記計算された4個の相関値を反復器1712へ出力する。反復器1712は、R0乃至R3に該当する相関値の各々を8回順次に反復することによって、総32個の相関値を合算器1710へ出力する。
合算器1710は、ウォルシュ相関度計算器1706からの32個の相関値に反復器1712からの32個の相関値を順次に加算して、32個の加算された相関値を相関度比較器1714へ出力する。相関度比較器1714は、合算器1710から入力される32個の相関値を相互比較して、32個の相関値のうち最大相関値を決定する。上記最大相関値が決定されると、相関度比較器1714は、上記決定された最大相関値に対応するウォルシュ符号のインデックス、及び[8,2]符号のインデックスに基づいて、復号された5個の情報ビット1716を決定して出力する。
上記復号された情報ビットは、上記ウォルシュ符号のインデックスを決定することによって得られることができる。すなわち、上記最大相関値に対応するウォルシュ符号がW4であると、上記復号された情報ビットは、“W4に対応するインデックス”として決定される。
例えば、5個の情報ビットa0乃至a4は、‘11000’であり、上記チャンネル符号器は、上記情報ビットを“W4//R0”に符号化した後に送信する。チャンネル復号器において、“W4//R0”に符号化された受信信号r(t)1700は、デマルチプレクサ1702を通して“W4”関連部分と“R0”関連部分とに区分される。この後、上位32個のシンボルである“W4”関連部分を上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、総32個の相関値を得る。さらに、下位8個のシンボルである“R0”関連部分を上記[8,2]符号のすべての符号語と相関して、4個の相関値を得る。この後、上記4個の相関値は、反復器1712によって反復されることによって、32個の相関値を出力する。次いで、上記32個の相関値は、予め定められた規則に従って、上記ウォルシュ符号による相関を介して得られた32個の相関値に加算され、これによって、32個の加算された相関値を得る。すると、上記32個の加算された相関値のうち、最大値に該当するW4及びR0、すなわち、ウォルシュ符号インデックス及び[8,2]符号インデックスによって、受信信号r(t)が符号化されたことを確認する。受信信号r(t)1700がW4、R0により符号化されたことを確認すると、チャンネル復号器は、上記W4に対応するインデックス‘11000’を復号された情報ビットとして出力する。
上述した[20,5]CQI符号、[32,10]符号、[32,9]符号、及び[32,8]符号に対する復号化装置の構成は、3GPP TS25.212のCQI又はTFCI復号化方式を使用するので、別途の説明は省略する。
以下、スケジューリング情報を符号化するための符号について説明する。しかしながら、下記で説明する符号は、上述された制御情報にも同一に適用されることができる。
まず、スケジューリング情報を符号化するための符号として、スケジューリング情報のすべてのビットに対して、同一のエラー訂正能力を提供することができる2種類の均等保護(equal protection)符号について説明する。
本発明の望ましい実施形態による[20,7]均等保護符号
最小距離が8である最適の[20,7]符号を設計する方法は、次の通りである。
表30は、[16,7,6]符号の基底シーケンスを示すもので、長さが16である7個の基底シーケンスを含み、上記基底シーケンスの最小距離は、6である。すなわち、[16,7,6]符号は、7個のシンボルから構成された16個の列を含む。すなわち、[16,7,6]符号を[4,2]1次リードマラー符号と連接させる方法にて、最小距離を8に増加させることができる。表31は、[4,2]1次リードマラー符号の基底シーケンスを示す。表32は、上述したような方法に従って設計された[20,7]符号であり、これは、最小距離が8である最適の符号を示す。
本発明の望ましい実施形態による[20,6]均等保護符号
以下、最小距離が8である最適の[20,6]符号を設計する方法は、次の通りである。
表30に示した[16,7]符号から1番目の基底シーケンス‘0110001111110101’を除去することによって、[16,6]符号を作り、表31に示した[4,2]1次リードマラー符号から1番目の基底シーケンス‘0011’を除去することによって、[4,1]符号を作った後に、上記[16,6]符号を上記[4,1]符号と連接させることによって、[20,6]符号を作ることができる。表33及び表34は、上述したような方法にて作られた[16,6]符号及び[4,1]符号の基底シーケンスを示す。同様に、表35は、上述したような方法に従って設計された[20,6]符号であって、これは、最小距離が8である最適の符号を示す。
上記[20,7]符号及び上記[20,6]符号を使用する場合に、受信装置は、IFHTを使用する相関器を使用することによって、復号の際に計算量を減少させることができる。
次いで、上位ビットにさらに大きいエラー訂正能力を提供することができる不均等保護(unequal protection)符号であって、7ビット又は6ビットのスケジューリング情報を符号化するための[20,7]符号及び[20,6]符号について説明する。
本発明の望ましい実施形態による[20,7]均等保護符号
以下、最小距離が6である最適の[20,7]符号を設計する方法は、次の通りである。
表36は、[16,7,6]符号の基底シーケンスであって、長さが16である7個の基底シーケンスを示す。上記基底シーケンスの最小距離は、6である。上記[16,7,6]符号と表37Aに示すような[4,2]符号を連接させる方法で、上記スケジューリング情報の最上位ビットである上位7番目のビット及びその次の上位ビットである6番目のビットにさらに大きいエラー訂正能力を提供することができる。表37Aは、上記[4,2]符号の基底シーケンスを示す。表38は、上記のような方法に従って設計されることができる[20,7]符号であり、6の最小距離を有する。表37Aの基底シーケンスは、上記スケジューリング情報の上位7番目のビットに75%(すなわち、3個の反復ビット/追加4ビット*100)、上位6番目のビットに25%(すなわち、1個の反復ビット/追加4ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供する。従って、表37Aは、さらに大きいエラー訂正能力の付加的な提供を希望するビットの数に基づいて、そして、各ビットに付加的に提供されるエラー訂正能力に基づいて変形されることができる。
上記[20,7]符号を生成するために、[16,7,6]符号と連接される符号として、エラー訂正能力を強化する必要があるビット数Mに従って、[4,M]符号を使用する。
例えば、表37Bは、上記スケジューリング情報の上位7番目のビットに50%(すなわち、2個の反復ビット/追加4ビット*100)、上位6番目のビットに50%(すなわち、2個の反復ビット/追加4ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。表37Cは、上記スケジューリング情報の上位7番目のビットに100%(すなわち、4個の反復ビット/追加4ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示し、表37Dは、上記スケジューリング情報の上位7番目のビットに50%(すなわち、2個の反復ビット/追加4ビット*100)、上位6番目のビットに25%(すなわち、1個の反復ビット/追加4ビット*100)、上位5番目のビットに25%(すなわち、1個の反復ビット/追加4ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供するようにする基底シーケンスを示す。
従って、表36の符号を表37B乃至表37Dの各々の符号と連接させることによって、上記エラー訂正能力を強化しようとするビットの数及び各ビットに基づいて、さらに大きいエラー訂正能力を与えるそれぞれの[20,7]符号を生成することができる。
本発明の望ましい実施形態による[20,6]不均等保護符号
以下、最小距離が6である[20,6]符号を設計する方法は、次の通りである。
まず、表36に示した[16,7]符号から1番目の基底シーケンス‘1111110001010110’を除去することによって[16,6]符号を作った後、上記[16,6]符号と表37Aに示した[4,2]符号とを連接させる方法にて、[20,6]符号を作ることができる。上述したような方法にて、上記スケジューリング情報の最上位ビットである上位6番目のビット及び次の上位ビットである上位5番目のビットに、さらに大きいエラー訂正能力を提供することができる。表39は、上記[16,6]符号の基底シーケンスを示す。このとき、上記[16,6]符号と連接される表37Aの[4,2]符号は、上記スケジューリング情報の上位6番目のビットに75%(すなわち、3個の反復ビット/追加4ビット*100)、上位5番目のビットに25%(すなわち、1個の反復ビット/追加4ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供する。表40は、上記[16,6]符号と上記[4,2]符号とを連接することによって生成されることができ、6の最小距離を有する[20,6]符号を示す。
一方、さらに大きいエラー訂正能力の付加的な提供を希望するビット数に基づいて、そして、各ビットに付加的に提供されるエラー訂正能力に基づいて、上記[20,6]符号の実施形態は、異なる方式にて設計されることができる。上記[20,6]符号を生成するために、[16,6]符号と連接される符号として、エラー訂正能力を強化する必要があるビット数Mに従って、[4,M]符号を使用する。
例えば、表37Bは、上記スケジューリング情報の上位6番目のビットに50%(すなわち、2個の反復ビット/追加4ビット*100)、上位5番目のビットに50%(すなわち、2個の反復ビット/追加4ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供する基底シーケンスを示す。表37Cの基底シーケンスは、上記スケジューリング情報の上位6番目のビットにのみ100%(すなわち、4個の反復ビット/追加4ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供する基底シーケンスを示し、表37Dの基底シーケンスは、上記スケジューリング情報の上位6番目のビットに50%(すなわち、2個の反復ビット/追加4ビット*100)、上位5番目のビットに25%(すなわち、1個の反復ビット/追加4ビット*100)、上位4番目のビットに25%(すなわち、1個の反復ビット/追加4ビット*100)の付加的なエラー訂正能力を提供する基底シーケンスを示す。
従って、表39の符号を表37B乃至表37Dの各々の符号と連接させることによって、上記エラー訂正能力を強化しようとするビットの数及び各ビットに基づいて、さらに大きいエラー訂正能力を与えるそれぞれの[20,6]符号を生成することができる。
線形エラー訂正符号の特性により、上記線形エラー訂正符号の基底シーケンスの列置換えを行った(すなわち、符号の列の位置を置き換える)基底シーケンスを含む符号も、列置換えを行わない基底シーケンスを含む符号と同一に動作する。従って、表32に示した[20,7]符号、表35に示した[20,6]符号、表38に示した[20,7]符号、及び表40に示した[20,6]符号の各々の基底シーケンスの列置換えを通して得られた基底シーケンスを含む符号は、列置換えを行う前の元の符号と同一の符号として動作する。また、表37B乃至表37Dのうちいずれか1つを表36に示した[16,7]符号及び表39に示した[16,6]符号の各々の基底シーケンスと連接することによって生成された[20,7]符号及び[20,6]符号の基底シーケンスの列置換えを通して得られた基底シーケンスを含む符号は、列置換えを行う前の元の符号と同一の符号として動作する。
例えば、表41及び表42は、表36に示した[16,7]符号と表39に示した[16,6]符号から、各々16番目の列を1番目の列に列置換え、元来の1番目の列から15番目の列までを1つずつ後方にシフトした後の、列置換えられた[16,7]符号及び[16,6]符号を各々示す。すると、上記のように列置換えられた[16,7]符号の3番目の符号語乃至7番目の符号語は、長さが16である相互直交ウォルシュ符号の基底符号語であることを表41から容易に分かる。同様に、上記のように列置換えられた[16,6]符号の2番目の符号語乃至6番目の符号語は、長さが16である相互直交ウォルシュ符号の基底符号語であることを表42から容易に分かる。
従って、上記列置換えられた符号を使用する場合に、受信器は、20個の符号化されたシンボルのうち、16番目のシンボルを1番目のシンボルの位置に置き換えることによって、元来の1番目のシンボルから15番目のシンボルまでは、シンボルの位置を1つずつ後方にシフトすると、IFHTを使用する相関器を使用することによって、復号する際に計算量を減少させることができる。以下、図26及び図27を参照して、上記のように符号化されたシンボルの位置を置き換えて復号する構成をさらに詳細に説明する。
本発明の望ましい実施形態による[20,7]均等保護符号の符号化
図19は、本発明の望ましい実施形態による[20,7]符号化装置の構成を示す。図19の符号化装置は、図2に示したチャンネル符号器218及び219の一例であって、[20,7]均等保護符号を使用して、7ビットの制御情報を20個の符号化シンボルに変換する。上記[20,7]均等保護符号の基底シーケンスは、表32に示された通りである。
図19を参照すると、7ビットの制御情報ビットa0〜a6が符号器に入力されると、情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5、及びa6は、対応する第1の乗算器1904、1906、1908、1910、1912、1914、及び1916の各々に入力される。また、情報ビットa0及びa1は、対応する第2の乗算器1918及び1920の各々に入力される。すると、[16,7]符号発生器1900及び[4,2]1次リードマラー符号発生器1902は、表30及び表31に示したような基底シーケンスを各々発生させる。
具体的に、[16,7]符号発生器1900は、表30の1番目の列‘0010000’を並列に発生する。すると、上記発生されたビットは、第1の 乗算器1904、1906、1908、1910、1912、1914、及び1916に順次に入力され、上記入力された情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5、及びa6と各々乗じられた後に、第1の合算器1922へ入力される。第1の合算器1922は、上記7個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ1926へ出力する。表30の最後の列‘1111111’まで上記の過程を反復して、16個の符号化シンボルをマルチプレクサ1926へ入力する。
同時に、[4,2]1次リードマラー符号発生器1902は、表31の1番目の列‘00’を発生し、上記発生されたビットは、第2の乗算器1918及び1920に順次に入力され、上記入力された情報ビットa0及びa1と各々乗じられた後に、第2の合算器1924へ入力される。第2の合算器1924は、2個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ1926へ出力する。表31の4個の列に対して上記の過程を反復して、4個の符号化シンボルをマルチプレクサ1926へ入力する。
この後、マルチプレクサ1926は、第1の合算器1922によって発生された16個の符号化シンボル及び第2の合算器1924によって発生された4個の符号化シンボルを多重化して、20個の符号化シンボルを含む符号語1928を発生する。
さらに具体的に説明すると、乗算器1904は、表30の1番目の基底シーケンスと情報ビットa0を乗じて出力し、乗算器1906は、2番目の基底シーケンスと情報ビットa1を乗じて出力し、乗算器1908は、3番目の基底シーケンスと情報ビットa2を乗じて出力し、乗算器1910は、4番目の基底シーケンスと情報ビットa3を乗じて出力し、乗算器1912は、5番目の基底シーケンスと情報ビットa4を乗じて出力し、乗算器1914は、6番目の基底シーケンスと情報ビットa5を乗じて出力し、乗算器1916は、7番目の基底シーケンスと情報ビットa6を乗じて出力する。すると、第1の合算器1922は、乗算器1904乃至1916から出力された積をシンボル単位で加算することによって、16個の符号化シンボルを出力する。
一方、乗算器1918は、表31の1番目の基底シーケンスと情報ビットa0を乗じて出力し、乗算器1920は、2番目の基底シーケンスと情報ビットa1を乗じて出力する。すると、第2の合算器1924は、乗算器1918乃至1920から出力された積をシンボル単位で加算することによって、4個の符号化シンボルを出力する。最終的に、マルチプレクサ1926は、第1の合算器1922からのシンボル及び第2の合算器1924からのシンボルを連接することによって、20個の符号化シンボルを出力する。
本発明の望ましい実施形態による[20,6]均等保護符号の符号化
図20は、本発明の望ましい実施形態による[20,6]符号化装置の構成を示す。図20の符号化装置は、図2に示したチャンネル符号器218及び219の一例であって、[20,6]均等保護符号を使用して6ビットの制御情報を20個の符号化シンボルに変換する。[20,6]均等保護符号の基底シーケンスは、表35に示される通りである。
図20を参照すると、6ビットの制御情報a0〜a5が符号器へ入力されると、それぞれの情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、及びa5は、対応する第1の乗算器2004、2006、2008、2010、2012、2014の各々に入力される。また、情報ビットa0は、対応する第2の乗算器2016に入力される。すると、[16,6]符号発生器2000及び[4,1]1次リードマラー符号発生器2002は、表33及び表34に示した基底シーケンスを各々発生させる。
具体的に、[16,6]符号発生器2000は、表33の1番目の列‘010000’を並列に発生する。すると、上記発生されたビットは、第1の乗算器2004、2006、2008、2010、2012、2014に順次に入力され、上記入力された情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、及びa5と各々乗じられた後に、合算器2018へ入力される。合算器2018は、6個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ2020へ出力する。表33の最後の列‘111111’まで上記の過程を反復して、16個の符号化シンボルをマルチプレクサ2020へ入力する。
同時に、[4,1]符号発生器2002は、表34の1番目の列‘0’を発生する。すると、上記発生されたビットは、第2の乗算器2016に順次に入力される。そして、上記入力された情報ビットa0と乗じられた後に、符号化シンボルとしてマルチプレクサ2020へ出力される。表34の4個の列に対して上記の過程を反復して、4個の符号化シンボルをマルチプレクサ2020へ入力する。
この後、マルチプレクサ2020は、合算器2018によって発生された16個の符号化シンボル及び第2の乗算器2016によって発生された4個の符号化シンボルを多重化して、20個の符号化シンボルを含む符号語2022を発生する。
さらに具体的に説明すると、乗算器2004は、表33の1番目の基底シーケンスと情報ビットa0を乗じて出力し、乗算器2006は、2番目の基底シーケンスと情報ビットa1を乗じて出力し、乗算器2008は、3番目の基底シーケンスと情報ビットa2を乗じて出力し、乗算器2010は、4番目の基底シーケンスと情報ビットa3を乗じて出力し、乗算器2012は、5番目の基底シーケンスと情報ビットa4を乗じて出力し、乗算器2014は、6番目の基底シーケンスと情報ビットa5を乗じて出力する。すると、合算器2018は、第1の乗算器2004乃至2014から出力された積をシンボル単位で加算することによって、16個の符号化シンボルを出力する。
一方、第2の乗算器2016は、表34の1番目の基底シーケンスと情報ビットa0を乗じて、4個の符号化シンボルを出力する。すると、マルチプレクサ2020は、合算器2018からのシンボルと第2の乗算器2016からのシンボルとを連接することによって、20個の符号化シンボルを出力する。
本発明の望ましい実施形態による[20,7]不均等保護符号の符号化
図21は、本発明の望ましい実施形態による[20,7]符号化装置の構成を示す。図21の符号化装置は、図2に示したチャンネル符号器218及び219の一例であって、7ビットの制御情報を[20,7]不均等保護符号を使用して20個の符号化シンボルに変換する。[20,7]不均等保護符号の基底シーケンスは、表38に示された通りである。
図21を参照すると、7ビットの制御情報a0〜a6が符号器に入力されると、それぞれの情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5、及びa6は、対応する第1の乗算器2104、2106、2108、2110、2112、2114、2116の各々に入力される。また、情報ビットa5及びa6は、対応する第2の乗算器2118及び2120の各々に入力される。すると、[16,7]符号発生器2100及び[4,2]符号発生器2102は、表36及び表37Aに示したような基底シーケンスを各々発生させる。
具体的に、[16,7]符号発生器2100は、表36の1番目の列‘1110001’を並列に発生する。すると、上記発生されたビットは、第1の 乗算器2104、2106、2108、2110、2112、2114、2116に順次に入力され、上記入力された情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5、及びa6と各々乗じられた後に、第1の合算器2122へ入力される。第1の合算器2122は、7個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成して、マルチプレクサ2126へ出力する。表36のすべての列に対して上記の過程を反復して、16個の符号化シンボルをマルチプレクサ2126へ入力する。
同時に、[4,2]1次リードマラー符号発生器2102は、表37Aの1番目の列‘01’を発生する。すると、上記発生されたビットは、第2の乗算器2118及び2120に順次に入力され、上記入力された情報ビットa5及びa6と各々乗じられた後に、第2の合算器2124へ入力される。第2の合算器2124は、上記2個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ2126へ出力する。結果的に、表37Aの4個の列に対して上記の過程を反復して、4個の符号化シンボルをマルチプレクサ2126へ入力する。
この後、マルチプレクサ2126は、第1の合算器2122によって発生された16個の符号化シンボル及び第2の合算器2124によって発生された4個の符号化シンボルを多重化して、20個の符号化シンボルを含む符号語2128を発生する。
本発明の望ましい実施形態による[20,6]不均等保護符号の符号化
図22は、本発明の望ましい実施形態による[20,6]符号化装置の構成を示す。図22の符号化装置は、図2に示したチャンネル符号器218及び219の一例であって、6ビットの制御情報を[20,6]不均等保護符号を使用して20個の符号化シンボルに変換する。[20,6]不均等保護符号の基底シーケンスは、表40に示された通りである。
図22を参照すると、6ビットの制御情報a0〜a5が符号器に入力されると、それぞれの情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、及びa5は、対応する第1の乗算器2204、2206、2208、2210、2212、2214の各々に入力される。また、情報ビットa4及びa5は、対応する第2の乗算器2216及び2218の各々に入力される。すると、[16,6]符号発生器2200及び[4,2]符号発生器2202は、表39及び表37Aに示したような基底シーケンスを各々発生させる。
具体的に、[16,6]符号発生器2200は、表39の1番目の列‘110001’を並列に発生する。すると、上記発生されたビットは、第1の乗算器2204、2206、2208、2210、2212、2214に順次に入力され、上記入力された情報ビットa0、a1、a2、a3、a4、a5と各々乗じられた後に、第1の合算器2220へ入力される。第1の合算器2220は、6個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ2224へ出力する。表39のすべての列に対して上記の過程を反復して、16個の符号化シンボルをマルチプレクサ2224へ入力する。
同時に、[4,2]符号発生器2202は、表37Aの1番目の列‘01’を発生する。すると、上記発生されたビットは、第2の乗算器2216及び2218に順次に入力され、上記入力された情報ビットa4及びa5と各々乗じられた後に、第2の合算器2222へ入力される。第2の合算器2222は、上記2個の入力値に対するモジューロ-2加算を遂行することによって、符号化シンボルを生成してマルチプレクサ2224へ出力する。結果的に、表37Aのすべての列に対して上記の過程を反復して、4個の符号化シンボルをマルチプレクサ2224へ入力する。
この後、マルチプレクサ2224は、第1の合算器2220によって発生された16個の符号化シンボル及び第2の合算器2222によって発生された4個の符号化シンボルを多重化して、20個の符号化シンボルを含む符号語2226を発生する。
本発明の望ましい実施形態による[20,7]均等保護符号の復号化
図23は、本発明の望ましい実施形態による復号化装置の構成を示す。図23の復号化装置は、図3に示したチャンネル復号器314及び316の一例であって、図19の符号化装置に対応して、20個の符号化シンボルから7ビットの制御情報を復号する。
図23を参照すると、20個の符号化シンボルを含む受信信号r(t)2300は、デマルチプレクサ2302で上位16個のシンボル及び下位4個のシンボルに区分される。上記上位16個のシンボルは、3個の加算器2306、2308、2310及び第1のウォルシュ相関度計算器2314へ入力される。ここで、受信信号r(t)2300は、図19に示すような構成を有するチャンネル符号器で、[16,7]符号及び[4,2]1次リードマラー符号によって符号化された後に、チャンネルを通過した信号である。
マスク発生器2304は、上記チャンネル符号器で使用された[16,7]符号に従う3個のマスクシーケンスM1、M2、M3を生成して、加算器2306、2308、2310の各々へ出力する。上記3個のマスクシーケンスM1、M2、M3は、表30の1番目〜2番目の符号語の線形組合せ(linear combination)によって生成された4個の符号語のうち、オールゼロ(all-zero)シーケンスを除いた3個のシーケンスを順次に配列したのである。すなわち、3個のマスクシーケンスM1、M2、M3は、次の通りである。
M1=“0110001111110101”、
M2=“0111111000101011”、
M3=“0001110111011110”
第1の加算器2306は、デマルチプレクサ2302からの上位16個のシンボルとマスク発生器2304からのマスクシーケンスM1をモジューロ-2で加算して、第2のウォルシュ相関度計算器2316へ出力する。第2の加算器2308は、上記上位16個のシンボルとマスク発生器2304からのマスクシーケンスM2をモジューロ-2で加算して、第3のウォルシュ相関度計算器2318へ出力する。第3の加算器2310は、上記上位16個のシンボルとマスク発生器2304からのマスクシーケンスM3をモジューロ-2で加算して、第4のウォルシュ相関度計算器2320へ出力する。上述した説明から分かるように、加算器2306乃至2310は、マスクシーケンスの個数だけ備えられ、加算器2306乃至2310の各々は、上記上位16個のシンボルと該当マスクシーケンスをモジューロ-2で加算することによって、逆マスクされたシンボルを生成した後、対応するウォルシュ相関度計算器2316乃至2320へ出力する。
上記上位16個のシンボルが基底マスクシーケンスの組合せにより符号化されると、加算器2306乃至2310からの出力のうちいずれか1つは、マスクシーケンスが除去された信号である。例えば、情報ビットがマスクシーケンスM2を使用して符号化されると、M2と上記上位16個のシンボルとの加算の結果である第2の加算器2308の出力は、マスクシーケンスが除去された信号である。ここで、上記マスクシーケンスが除去された信号は、所定のウォルシュ符号によって拡散した信号である。
第1のウォルシュ相関度計算器2314は、デマルチプレクサ2302からの上記上位16個のシンボルを32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を第1の合算器2330へ出力する。第2のウォルシュ相関度計算器2316は、第1の加算器2306からのシンボルを上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を第2の合算器2332へ出力する。第3のウォルシュ相関度計算器2318は、第2の加算器2308からのシンボルを上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を第3の合算器2334へ出力する。第4のウォルシュ相関度計算器2320は、第3の加算器2310からのシンボルを上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を第4の合算器2336へ出力する。
このような方式にて、ウォルシュ相関度計算器2314乃至2320の各々は、入力される16個のシンボルを32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を対応する合算器2330乃至2336へ出力する。上記32個の相互直交ウォルシュ符号は、長さが16である4つの基底ウォルシュ符号とオールワン(all-one)シーケンスとの組合により生成されることができるすべてのウォルシュ符号に該当する。図24は、ウォルシュ相関度計算器2314乃至2320で相関値の計算のために好ましく使用されるウォルシュ符号を示す。
図24において、W2、W3、W5、及びW9は、基底ウォルシュ符号であり、W17は、オールワンシーケンスである。上記基底ウォルシュ符号と上記オールワンシーケンスとの線形組合せは、図24に示す32個のウォルシュ符号を生成する。ウォルシュ相関度計算器2314乃至2320は、上記32個のウォルシュ符号との迅速な相関度の計算のためにIFHTを好ましく使用する。
一方、デマルチプレクサ2302によって区分された上記下位4個のシンボルは、相関度計算器2322、2324、2326、2328へ入力される。[4,2]1次リードマラー符号発生器2312は、1次リードマラー符号の符号語R0、R1、R2、R3を生成して、相関度計算器2322乃至2328へ出力する。上記4個の符号語R0、R1、R2、R3は、上記チャンネル符号器で使用された[4,2]1次リードマラー符号の符号語であって、表31の2個の符号語の線形組合せを通して作られた4個の符号語を順次に配列したのである。すなわち、
R0=[0000]、R1=[0011]、R2=[0101]、R3=[0110]
第1の相関度計算器2322は、デマルチプレクサ2302からの下位4個のシンボルと1次リードマラー符号R0との相関値を計算して、第1の合算器2330へ出力する。第2の相関度計算器2324は、上記下位4個のシンボルと1次リードマラー符号R1との相関値を計算して、第2の合算器2332へ出力する。第3の相関度計算器2326は、上記下位4個のシンボルと1次リードマラー符号R2との相関値を計算して、第3の合算器2334へ出力する。第4の相関度計算器2328は、上記下位4個のシンボルと1次リードマラー符号R3との相関値を計算して、第4の合算器2336へ出力する。このように、相関度計算器2322乃至2328は、[4,2]1次リードマラー符号の符号語の個数だけ備えられ、相関度計算器2322乃至2328の各々は、入力される上記下位4個のシンボルと上記1次リードマラー符号の該当符号語とを相関して、その相関値を対応する合算器2330乃至2336へ出力する。一方、相関度計算器2322乃至2328は、1次リードマラー符号R0、R1、R2、R3との迅速な相関度の計算のために、IFHTを好ましく使用する。
第1の合算器2330は、第1のウォルシュ相関度計算器2314からの32個の相関値の各々に第1の相関度計算器2322からの相関値を加算して、32個の加算された相関値を相関度比較器2338へ出力する。第2の合算器2332は、第2のウォルシュ相関度計算器2316からの32個の相関値の各々に第2の相関度計算器2324からの相関値を加算することによって、32個の加算された相関値を相関度比較器2338へ出力する。第3の合算器2334は、第3のウォルシュ相関度計算器2318からの32個の相関値の各々に第3の相関度計算器2326からの相関値を加算することによって、32個の加算された相関値を相関度比較器2338へ出力する。第4の合算器2336は、第4のウォルシュ相関度計算器2320からの32個の相関値の各々に第4の相関度計算器2328からの相関値を加算することによって、32個の加算された相関値を相関度比較器2338へ出力する。その結果、合算器2330乃至2336によって発生される総128個の相関値は、相関度比較器2338へ入力される。
相関度比較器2338は、合算器2330乃至2336から入力される128個の相関値を相互比較して、128個の相関値のうち最大相関値を決定する。上記最大相関値が決定されると、相関度比較器2338は、上記決定された最大相関値に対応するウォルシュ符号のインデックス、マスクシーケンスのインデックス、及び[4,2]1次リードマラー符号のインデックスに基づいて、7個の復号された情報ビット2340を決定して出力する。
上記復号された情報ビットは、上記ウォルシュ符号のインデックスとマスクシーケンスのインデックスとを結合することによって得られることができる。すなわち、上記最大相関値に対応するマスクシーケンスがM2であり、上記最大相関値に対応するウォルシュ符号がW4であると、上記復号された情報ビットは、“(M2に対応するインデックス)//(W4に対応するインデックス)”として決定される。ここで、“//”は、連接を意味する。
例えば、7個の情報ビットa0乃至a6は、‘0100011’であり、上記チャンネル符号器は、上記情報ビットを“M2◎W4//R2”に符号化した後に送信する。符号化された情報ビットにおいて、◎は、モジューロ-2加算を意味する。チャンネル復号器において、“M2◎W4//R2”に符号化された受信信号r(t)2300は、デマルチプレクサ2302を通して、“M2◎W4”関連部分と“R2”関連部分とに区分される。すると、上位16個のシンボルである“M2◎W4”関連部分を上記すべてのマスクシーケンスにモジューロ-2で加算して、加算されたそれぞれの値を上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関し、これによって、総128個の相関値を得る。
さらに、上記下位4個のシンボルである“R2”関連部分を上記[4,2]1次リードマラー符号のすべての符号語と相関して、4個の相関値を得る。この後、上記4個の相関値及び上記128個の相関値を予め定められた規則に従って合算し、これによって、128個の加算された相関値を得る。すると、上記128個の加算された相関値のうち、最大値に該当するM2、W4、及びR2、すなわち、ウォルシュ符号インデックス、マスクシーケンスインデックス、及び[4,2]1次リードマラー符号インデックスによって、受信信号r(t)が符号化されたことを確認する。受信信号r(t)2300がM2、W4、R2により符号化されたことを確認すると、チャンネル復号器は、M2に対応するインデックス‘01’及びW4に対応するインデックス‘00011’を結合し、これによって、‘0100011’を復号された情報ビットとして出力する。
上述したように、[16,7]符号に対する復号の結果、及び[4,2]1次リードマラー符号に対する復号の結果を合算して、情報ビット列を決定する理由は、最小距離‘8’を満足させることによって、正確な復号の結果を得るためである。チャンネル状況が良い場合に、上記[16,7]符号のみで復号することによって、情報ビット列を獲得することができる。しかしながら、上記[16,7]符号の最小距離が‘6’であるので、チャンネル状況がよくない場合、実質的に正確な復号の結果を獲得することができない。従って、[16,7]符号に対する復号及び、[4,2]1次リードマラー符号に対する復号を並行して、その復号の結果を結合して情報ビット列を決定する。
本発明の望ましい実施形態による[20,6]均等保護符号の復号化
図25は、本発明の望ましい実施形態による復号化装置の構成を示す。図25の復号化装置は、図3に示したチャンネル復号器314及び316の一例であって、図20の符号化装置に対応して、20個の符号化シンボルから6ビットの制御情報を復号する。
図25を参照すると、20個の符号化シンボルを含む受信信号r(t)2500は、デマルチプレクサ2502で上位16個のシンボル及び下位4個のシンボルに区分される。上記上位16個のシンボルは、加算器2506及び第1のウォルシュ相関度計算器2514へ入力される。ここで、受信信号r(t)2500は、図20に示したような構成を有するチャンネル符号器で、[16,6]符号及び[4,1]符号によって符号化された後に、チャンネルを通過した信号である。
マスク発生器2504は、上記チャンネル符号器で使用された[16,6]符号に従う1個のマスクシーケンスM1を生成して、加算器2506へ出力する。マスクシーケンスM1は、表33の1番目の符号語である。すなわち、
M1=“0111111000101011”
加算器2506は、デマルチプレクサ2502からの上記上位16個のシンボルとマスク発生器2504からのマスクシーケンスM1をモジューロ-2で加算して、逆マスクされたシンボルを生成した後に第2のウォルシュ相関度計算器2516へ出力する。上記上位16個のシンボルが基底マスクシーケンスの組合せにより符号化されると、加算器2506からの出力は、マスクシーケンスが除去された信号である。ここで、上記マスクシーケンスが除去された信号は、図24に示すウォルシュ符号のうちいずれか1つによって符号化された信号である。
第1のウォルシュ相関度計算器2514は、デマルチプレクサ2502からの上記上位16個のシンボルを32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を第1の合算器2518へ出力する。第2のウォルシュ相関度計算器2516は、加算器2506からのシンボルを上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を第2の合算器2520へ出力する。このような方式にて、ウォルシュ相関度計算器2514及び2516の各々は、入力される16個のシンボルを32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を対応する合算器2518及び2520へ出力する。ウォルシュ相関度計算器2514及び2516は、32個のウォルシュ符号との迅速な相関度の計算のために、IFHTを好ましく使用する。
一方、デマルチプレクサ2502によって区分された上記下位4個のシンボルは、相関度計算器2510及び2512へ入力される。[4,1]符号発生器2508は、符号語R0及びR1を生成して、相関度計算器2510及び2512へ出力する。上記2個の符号語R0及びR1は、上記チャンネル符号器で使用された[4,1]符号の符号語であって、表34の符号語の線形組合せを通して作られた2個の符号語を順次に配列したのである。すなわち、
R0=[0000]、R1=[0101]
第1の相関度計算器2510は、デマルチプレクサ2502からの上記下位4個のシンボルと符号R0との相関値を計算して、第1の合算器2518へ出力する。第2の相関度計算器2512は、上記下位4個のシンボルと上記符号R1との相関値を計算して、第2の合算器2520へ出力する。このように、相関度計算器2510及び2512は、[4,1]符号の符号語の個数だけ備えられ、相関度計算器2510及び2512の各々は、入力される上記下位4個のシンボルと上記[4,1]符号の該当符号語とを相関して、その相関値を対応する合算器2518及び2520の各々へ出力する。
第1の合算器2518は、第1のウォルシュ相関度計算器2514からの32個の相関値の各々に第1の相関度計算器2510からの相関値を加算して、32個の加算された相関値を相関度比較器2522へ出力する。第2の合算器2520は、第2のウォルシュ相関度計算器2516からの32個の相関値の各々に第2の相関度計算器2512からの相関値を加算することによって、32個の加算された相関値を相関度比較器2522へ出力する。その結果、合算器2518及び2520によって発生される総64個の相関値は、相関度比較器2522へ入力される。
相関度比較器2522は、合算器2518及び2520から入力される64個の相関値を相互比較して、64個の相関値のうち最大相関値を決定する。上記最大相関値が決定されると、相関度比較器2522は、上記決定された最大相関値に対応するウォルシュ符号のインデックス、マスクシーケンスのインデックス、及び[4,1]符号のインデックスに基づいて、6個の復号された情報ビット2524を決定して出力する。
上記復号された情報ビットは、上記ウォルシュ符号のインデックスとマスクシーケンスのインデックスとを結合することによって得られることができる。すなわち、上記最大相関値に対応するマスクシーケンスがM1であり、上記最大相関値に対応するウォルシュ符号がW4であると、上記復号された情報ビットは、“(M1に対応するインデックス)//(W4に対応するインデックス)”として決定される。
例えば、6個の情報ビットa0乃至a5は、‘100011’であり、上記チャンネル符号器は、上記情報ビットを“M1◎W4//R1”に符号化した後に送信する。チャンネル復号器において、“M1◎W4//R1”に符号化された受信信号r(t)2500は、デマルチプレクサ2502を通して、“M1◎W4”関連部分と“R1”関連部分とに区分される。すると、上位16個のシンボルである“M1◎W4”関連部分を上記すべてのマスクシーケンスにモジューロ-2で加算して、加算されたそれぞれの値を上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関し、これによって、総64個の相関値を得る。
さらに、上記下位4個のシンボルである“R1”関連部分を上記[4,1]符号のすべての符号語と相関して、2個の相関値を得る。この後、上記2個の相関値及び64個の相関値を予め定められた規則に従って合算し、これによって、64個の加算された相関値を得る。すると、64個の加算された相関値のうち、最大値に該当するM1、W4、及びR1、すなわち、ウォルシュ符号インデックス、マスクシーケンスインデックス、及び[4,1]符号インデックスによって、受信信号r(t)が符号化されたことを確認する。受信信号r(t)2500がM1、W4、R1により符号化されたことを確認すると、チャンネル復号器は、M1に対応するインデックス‘1’及びW4に対応するインデックス‘00011’を結合し、これによって、‘100011’を復号された情報ビットとして出力する。
本発明の望ましい実施形態による[20,7]不均等保護符号の復号化
図26は、本発明の望ましい実施形態による復号化装置の構成を示す。図26の復号化装置は、図3に示したチャンネル復号器314及び316の一例であって、図21の符号化装置に対応して、20個の符号化シンボルから7ビットの制御情報を復号する。
図26を参照すると、20個の符号化シンボルを含む受信信号r(t)2600に対して、列置換器2602は、16番目のシンボルを1番目のシンボルの位置に移動させ、1番目のシンボルから15番目のシンボルまでは、シンボルの位置を1つずつ後方へ移動させ、17番目のシンボルから20番目のシンボルを元来の位置にそのまま保持させる。列置換えられた20個の符号化シンボルは、デマルチプレクサ2604によって上位16個のシンボル及び下位8個のシンボルに区分される。上記上位16個のシンボルは、3個の加算器2608、2610、2612及び第1のウォルシュ相関度計算器2616へ入力される。ここで、受信信号r(t)2600は、図21に示したような構成を有するチャンネル符号器で、[16,7]符号及び[4,2]符号によって符号化された後に、チャンネルを通過した信号である。
マスク発生器2606は、上記チャンネル符号器で使用された[16,7]符号に従う3個のマスクシーケンスM1、M2、M3を生成して、加算器2608、2610、2612へ出力する。3個のマスクシーケンスM1、M2、M3は、表36の1番目及び2番目の符号語を列置換器2602によって使用された列置換え規則と同一の方式にて列置き換えることによって生成された4個の符号語のうち、オールゼロシーケンスを除いた3個のシーケンスを順に配列したのである。すなわち、
M1=“0111111000101011”、
M2=“0110001111110101”、
M3=“0001110111011110”
第1の加算器2608は、デマルチプレクサ2604からの上記上位16個のシンボルとマスク発生器2606からのマスクシーケンスM1をモジューロ-2で加算して、第2のウォルシュ相関度計算器2618へ出力する。第2の加算器2610は、上記上位16個のシンボルとマスク発生器2606からのマスクシーケンスM2をモジューロ-2で加算して、第3のウォルシュ相関度計算器2620へ出力する。第3の加算器2612は、上記上位16個のシンボルとマスク発生器2606からのマスクシーケンスM3をモジューロ-2で加算して、第4のウォルシュ相関度計算器2622へ出力する。
上記上位16個のシンボルが基底マスクシーケンスの組合せにより符号化されると、加算器2608、2610、2612からの逆マスクされた出力のうちいずれか1つは、マスクシーケンスが除去された信号である。ここで、上記マスクシーケンスが除去された信号は、所定のウォルシュ符号によって拡散した信号である。
第1のウォルシュ相関度計算器2616は、デマルチプレクサ2604からの上記上位16個のシンボルを32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を第1の合算器2628へ出力する。第2のウォルシュ相関度計算器2618は、第1の加算器2608からの16個のシンボルを上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を第2の合算器2630へ出力する。第3のウォルシュ相関度計算器2620は、第2の加算器2610からのシンボルを上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を第3の合算器2632へ出力する。第4のウォルシュ相関度計算器2622は、第3の加算器2612からの16個のシンボルを上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を第4の合算器2634へ出力する。
このような方式にて、ウォルシュ相関度計算器2616乃至2622の各々は、入力される16個のシンボルを32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を対応する合算器2628乃至2634へ出力する。上記32個の相互直交ウォルシュ符号は、長さが16である4個の基底ウォルシュ符号とオールワン(all-one)シーケンスとの組合せにより生成されることができるすべてのウォルシュ符号に該当する。図24は、ウォルシュ相関度計算器2616乃至2622で相関値の計算のために好ましく使用されるウォルシュ符号を示す。ウォルシュ相関度計算器2616乃至2622は、上記32個のウォルシュ符号との迅速な相関度の計算のために、IFHTを好ましく使用する。
一方、デマルチプレクサ2604によって区分された上記下位4個のシンボルは、相関度計算器2624へ入力される。[4,2]符号発生器2614は、[4,2]符号の符号語R0、R1、R2、R3を生成して、相関度計算器2624へ出力する。上記4個の符号語R0、R1、R2、R3は、上記チャンネル符号器で使用された[4,2]符号の符号語であって、表37Aの2個の符号語の線形組合せを通して作られた4個の符号語を順次に配列したのである。すなわち、
R0=[0000]、R1=[0001]、R2=[1110]、R3=[1111]
相関度計算器2624は、デマルチプレクサ2604からの上記下位4個のシンボルを上記[4,2]符号の符号語R0、R1、R2、R3の各々と相関し、上記相関値を反復器2626へ出力する。反復器2626は、符号語R0、R1、R2、R3に該当する相関値の各々を8回順次に反復して、総32個の相関値を合算器2628乃至2634へ出力する。
第1の合算器2628は、第1のウォルシュ相関度計算器2616からの32個の相関値の各々に反復器2626からの32個の相関値を加算して、32個の加算された相関値を相関度比較器2636へ出力する。第2の合算器2630は、第2のウォルシュ相関度計算器2618からの32個の相関値の各々に反復器2626からの32個の相関値を加算することによって、32個の加算された相関値を相関度比較器2636へ出力する。第3の合算器2632は、第3のウォルシュ相関度計算器2620からの32個の相関値の各々に反復器2626からの32個の相関値を加算して、32個の加算された相関値を相関度比較器2636へ出力する。第4の合算器2634は、第4のウォルシュ相関度計算器2622からの32個の相関値の各々に反復器2626からの32個の相関値を加算することによって、32個の加算された相関値を相関度比較器2636へ出力する。その結果、合算器2628乃至2634によって発生される総128個の相関値は、相関度比較器2636へ入力される。
相関度比較器2636は、合算器2628乃至2634から入力される128個の相関値を相互比較して、128個の相関値のうち最大相関値を決定する。上記最大相関値が決定されると、相関度比較器2636は、上記決定された最大相関値に対応するウォルシュ符号のインデックス、マスクシーケンスのインデックス、及び[4,2]符号のインデックスに基づいて、7個の復号された情報ビット2638を決定して出力する。
上記復号された情報ビットは、上記ウォルシュ符号のインデックスとマスクシーケンスのインデックスとを結合することによって得られることができる。すなわち、上記最大相関値に対応するマスクシーケンスがM1であり、上記最大相関値に対応するウォルシュ符号がW4であると、上記復号された情報ビットは、“(M1に対応するインデックス)//(W4に対応するインデックス)”として決定される。
例えば、7個の情報ビットa0乃至a6は、‘1011000’であり、上記チャンネル符号器は、上記情報ビットを“π(M1◎W4)//R0”に符号化した後に送信する。ここで、“π”は、列置換器2602の逆動作を意味する。すなわち、上記逆動作は、1番目のシンボルが16番目のシンボルの位置に移動され、元来の2番目のシンボルから16番目のシンボルが1番目のシンボルから15番目のシンボルに移動されることを意味する。チャンネル復号器において、“π(M1◎W4)//R0”に符号化された受信信号r(t)2600は、列置換器2602及びデマルチプレクサ2604を通して、“M1◎W4”関連部分と“R0”関連部分とに区分される。すると、上位16個のシンボルである“M1◎W4”関連部分を上記すべてのマスクシーケンスにモジューロ-2で加算して、加算されたそれぞれの値を上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関し、これによって、総128個の相関値を得る。
さらに、上記下位4個のシンボルである“R0”関連部分を上記[4,2]符号のすべての符号語と相関して、4個の相関値を得る。すると、上記4個の相関値を反復器2626で反復した後に、上記128個の相関値を予め定められた規則に従って合算し、これによって、128個の加算された相関値を得る。すると、上記128個の加算された相関値のうち、最大値に該当するM1、W4、及びR0、すなわち、ウォルシュ符号インデックス、マスクシーケンスインデックス、及び[4,2]符号インデックスによって、受信信号r(t)が符号化されたことを確認する。受信信号r(t)2600がM1、W4、R0により符号化されたことを確認すると、チャンネル復号器は、M2に対応するインデックス‘10’及びW4に対応するインデックス‘11000’を結合し、これによって、‘1011000’を復号された情報ビットとして出力する。
上記のように、[16,7]符号に対する復号の結果と[4,2]符号に対する復号の結果とを合算することによって、情報ビット列を決定する理由は、上記制御情報の上位7番目のビット及び6番目のビットにさらに大きいエラー訂正能力を提供するためである。
本発明の望ましい実施形態による[20,6]不均等保護符号の復号化
図27は、本発明の望ましい実施形態による復号化装置の構成を示す。図27の復号化装置は、図3に示したチャンネル復号器314及び316の一例であって、図22の符号化装置に対応して、20個の符号化シンボルから6ビットの制御情報を復号する。
図27を参照すると、20個の符号化シンボルを含む受信信号r(t)2700に対して、列置換器2702は、16番目のシンボルを1番目のシンボルの位置に移動させ、1番目のシンボルから15番目のシンボルまでは、シンボルの位置を1つずつ後方へ移動させ、17番目のシンボルから20番目のシンボルを元来の位置にそのまま保持させる。列置換えられた20個の符号化シンボルは、デマルチプレクサ2702によって上位16個のシンボル及び下位4個のシンボルに区分される。上記上位16個のシンボルは、加算器2708及び第1のウォルシュ相関度計算器2712へ入力される。ここで、受信信号r(t)2700は、図22に示したような構成を有するチャンネル符号器で、[16,6]符号及び[4,2]符号によって符号化された後に、チャンネルを通過した信号である。
マスク発生器2706は、上記チャンネル符号器で使用された[16,6]符号に従う1個のマスクシーケンスM1を生成して、加算器2708へ出力する。マスクシーケンスM1は、表39での1番目の符号語を列置換器2702によって使用された列置換え規則と同一の方式にて列置き換えた後、上記列置き換えられた1番目の符号語である。すなわち、
M1=“0110001111110101”
加算器2708は、デマルチプレクサ2704からの上記上位16個のシンボルとマスク発生器2706からのマスクシーケンスM1をモジューロ-2で加算して、第2のウォルシュ相関度計算器2714へ出力する。上記上位16個のシンボルが基底マスクシーケンスの組合せにより符号化されると、加算器2708からの逆マスクされた出力は、マスクシーケンスが除去された信号である。ここで、上記マスクシーケンスが除去された信号は、図24に示す32個のウォルシュ符号のうちいずれか1つによって符号化された信号である。
第1のウォルシュ相関度計算器2712は、デマルチプレクサ2704からの上記上位16個のシンボルを32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を第1の合算器2720へ出力する。第2のウォルシュ相関度計算器2714は、加算器2708からの16個のシンボルを上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を第2の合算器2722へ出力する。このような方式にて、ウォルシュ相関度計算器2712及び2714の各々は、入力される16個のシンボルを32個の相互直交ウォルシュ符号と相関して、32個の相関値を対応する合算器2720及び2722へ出力する。ウォルシュ相関度計算器2712及び2714は、32個のウォルシュ符号との迅速な相関度の計算のために、IFHTを好ましく使用する。
一方、デマルチプレクサ2704によって区分された上記下位4個のシンボルは、相関度計算器2716へ入力される。[4,2]符号発生器2710は、符号語R0、R1、R2、R3を生成して、相関度計算器2716へ出力する。上記4個の符号語R0、R1、R2、R3は、上記チャンネル符号器で使用された[4,2]符号の符号語であって、表37Aの2個の符号語の線形組合せを通して作られた4個の符号語を順次に配列したのである。すなわち、
R0=[0000]、R1=[0001]、R2=[1110]、R3=[1111]
相関度計算器2716は、デマルチプレクサ2704からの上記下位4個のシンボルを[4,2]符号の符号語R0、R1、R2、R3の各々と相関して、反復器2718へ出力する。反復器2718は、符号語R0、R1、R2、R3に該当する相関値の各々を8回順次に反復して、総32個の相関値を合算器2720及び2722へ出力する。
第1の合算器2720は、第1のウォルシュ相関度計算器2712からの32個の相関値の各々に反復器2718からの32個の相関値を加算して、32個の加算された相関値を相関度比較器2724へ出力する。第2の合算器2722は、第2のウォルシュ相関度計算器2714からの32個の相関値の各々に反復器2718からの32個の相関値を加算することによって、32個の加算された相関値を相関度比較器2724へ出力する。その結果、合算器2720及び2722によって発生される総64個の相関値は、相関度比較器2724へ入力される。
相関度比較器2724は、合算器2720及び2722から入力される64個の相関値を相互比較して、64個の相関値のうち最大相関値を決定する。上記最大相関値が決定されると、相関度比較器2724は、上記決定された最大相関値に対応するウォルシュ符号のインデックス、マスクシーケンスのインデックス、及び[4,2]符号のインデックスに基づいて、6個の復号された情報ビット2726を決定して出力する。
上記復号された情報ビットは、上記ウォルシュ符号のインデックスとマスクシーケンスのインデックスとを結合することによって得られることができる。すなわち、上記最大相関値に対応するマスクシーケンスがM1であり、上記最大相関値に対応するウォルシュ符号がW4であると、上記復号された情報ビットは、“(M1に対応するインデックス)//(W4に対応するインデックス)”として決定される。
例えば、6個の情報ビットa0乃至a5は、‘111000’であり、上記チャンネル符号器は、上記情報ビットを“π(M1◎W4)//R0”に符号化した後に送信する。ここで、“π”は、列置換器2702の逆動作を意味する。すなわち、上記逆動作は、1番目のシンボルが16番目のシンボルの位置に移動され、元来の2番目のシンボルから16番目のシンボルが1番目のシンボルから15番目のシンボルに移動されることを意味する。チャンネル復号器において、“π(M1◎W4)//R0”に符号化された受信信号r(t)2700は、列置換器2702及びデマルチプレクサ2704を通して、“M1◎W4”関連部分と“R0”関連部分とに区分される。すると、上位16個のシンボルである“M1◎W4”関連部分を上記すべてのマスクシーケンスにモジューロ-2で加算して、加算されたそれぞれの値を上記32個の相互直交ウォルシュ符号と相関し、これによって、総64個の相関値を得る。
さらに、上記下位4個のシンボルである“R0”関連部分を上記[4,2]符号のすべての符号語と相関して、4個の相関値を得る。すると、上記4個の相関値を反復器2718で反復した後に、64個の相関値を予め定められた規則に従って合算し、これによって、64個の加算された相関値を得る。すると、64個の加算された相関値のうち、最大値に該当するM1、W4、及びR0、すなわち、ウォルシュ符号インデックス、マスクシーケンスインデックス、及び[4,2]符号インデックスによって、受信信号r(t)が符号化されたことを確認する。受信信号r(t)2700がM1、W4、R0により符号化されたことを確認すると、チャンネル復号器は、M2に対応するインデックス‘1’及びW4に対応するインデックス‘11000’を結合し、これによって、‘111000’を復号された情報ビットとして出力する。
なお、本発明の詳細な説明においては、具体的な実施の形態について説明したが、本発明の範囲から逸脱しない範囲内であれば、種々な変形が可能であることは言うまでもない。従って、本発明の範囲は、上述した実施の形態に限定されるものではなく、特許請求の範囲とその均等物によって定められるべきである。