KR100904567B1 - 코드 획득이 가속된 확산 스펙트럼 통신 - Google Patents

Abstract

본 발명은 개선된 이동 통신 아키텍처를 개시하는데, 여기서 각각의 기지국은 기지국의 긴 코드 워드에 의해 확산된 데이타뿐만 아니라, (간헐적으로는) 확산되지 않은 코드 식별 데이타를 방송한다. 코드 식별 데이타는 복수의 기호를 포함하는 블록 코드로서, 코드 식별 데이타의 송신을 완료하기 위해 복수의 간헐적인 송신이 필요하다. 이와 같은 송신은 이동국이 두가지 방법: 코드 식별 데이타가 긴 코드 자체에 대한 적어도 일부 정보를 제공하는 방법, 및 블록 코드의 위상이 긴 코드 워드의 위상에 대한 적어도 일부 정보를 제공하는 방법으로, 기지국의 긴 코드 워드에 대한 검색을 단축할 수 있게 한다.

이동 통신, 코드 워드, 코드 획득(code acquisition), 코드 식별 데이타, 확산 스펙트럼, 이동국, 기지국, 콤마 프리 코드(comma free code)

Description

코드 획득이 가속된 확산 스펙트럼 통신{SPREAD-SPECTRUM TELEPHONY WITH ACCELERATED CODE ACQUISITION}

본 출원은 1998년 3월 9일 출원된 가특허출원 제60/077,246호를 우선권 주장하며, 이것은 여기에 참조로서 포함되어 있다. 그러나, 본 출원의 내용은 우선권 출원의 내용과 동일한 것은 아니다.

본 발명은 확산 스펙트럼 방법을 이용하는 무선 통신 시스템에 관한 것이다.

통신에 있어서 가장 중요한 툴 중의 하나는 확산 스펙트럼 방법이다. 예를 들어, 직접 시퀀스 확산 스펙트럼("DS-SS") 전송에서, 송신기와 수신기 모두에 알려진 코드 워드에 의해 신호가 변조된다. (이 코드 워드는 단지 긴 의사-랜덤 비트 시퀀스, 즉, 랜덤하게 나타나지만 발생기로의 입력에 의해 결정됨에 의해 재생가능한 비트의 시퀀스이다. 이 시퀀스는 주문형 하드웨어에 의해 송신기와 수신기 모두에서 동일하게 발생된다.) 수신단에서, 디지탈 필터링 방법이 사용되어 예상된 의사-랜덤 비트 시퀀스로서 인코드되는 신호만을 선택적으로 인식할 수 있다. 동일한 스펙트럼 공간을 공유하는 신호를 분리하기 위해 코드워드가 사용되기 때문에, 이들 방법들은 또한 CDMA(코드 분할 다중 액세스)로 알려져 있다. 코드 워드 의 비트들과 데이타의 비트들을 구별하기 위해, 코드 워드의 비트들은 "칩"이라 불리운다. 칩 레이트는 통상적으로 비트 레이트보다 훨씬 빠르다.

"확산 스펙트럼"이라는 용어는 또한, 두가지 다른 기술들, 즉 수신기가 예측할 수 있는 몇가지 방식으로 송신기 주파수가 변하는 "주파수 홉핑(frequency-hopping)" 시스템; 및 소정의 펄스 기간 동안 넓은 대역에 걸쳐 캐리어가 스위프(sweep)되는 "처프(chirp)" 변조 또는 펄스-FM이라는 기술들을 지칭하는데 사용된다. 주파수 홉핑 시스템은 민간의 원거리 통신에는 그다지 중요하지 않다.

CDMA 방법은 셀 전화 시스템에서 일반적으로 사용된다. 이와 같은 시스템에서, 인접하는 기지국은 서로 다른 확산 시퀀스(긴 의사-노이즈 또는 "PN" 코드)를 가져야 하며, 이동국은 그것이 인터페이스할 수 있는 각각의 기지국에 대해 정확한 긴 코드(확산 시퀀스)로 록(lock)할 수 있어야만 한다. 이동국은 그것이 직면할 수 있는 가능한 긴 코드(long code)의 세트를 이미 알 것이지만, 스위치 온 되는 경우 그것이 어느 긴 코드에 직면할지의 우선권을 가지고 있는지를 알 수 없을 것이다. 대부분의 시스템에서, 이동국은 또한 수신된 긴 코드 오프셋이 무엇인지, 즉 긴 코드의 송신 타이밍을 알 수 없을 것이다. 그러나, 이동국이 수신된 긴 코드를 신속히 획득하는 것이 극히 바람직하다. 이는 하나의 기지국에서 다른 기지국으로 핸드오프하는데 있어서 필수적인 단계이다. 기지국 핸드오프는, 기지국의 숫자가 많아짐에 따라 특히 문제가 된다.

따라서, 초기의 획득 또는 핸드오프 동안에 긴 코드의 획득이 중요한 장애가 된다. 이것을 가속시키기 위한 기술이 NTT DoCoMo("Nippon Telegraph & Telephone Mobile Communications Networks, Inc.") 시스템에 제안되고 있다. 이와 같은 시스템에서, 각각의 기지국은, 이동국이 상기 기지국에 대해 정확한 긴 코드를 획득하는 것을 돕는 "파일럿"(또는 "퍼치(perch)") 채널 상으로 신호를 전송한다.

DoCoMo 시스템

DoCoMo 시스템은 긴 코드의 PN 획득을 보다 간단하게 하는 몇가지 특징을 도입하였다. 상기 DoCoMo 시스템에서, PN 획득은 기지국의 긴 코드에 의해 인코드되지 않은 기호를 간헐적으로 방송함으로써 달성된다.

따라서, 이동 수신기는 모든 기지국에 의해 공유된 특정한 짧은 코드("SCO")를 간단히 검색할 수 있다. 이동국이 이러한 짧은 코드를 발견하면, 이는 또한 짧은 코드 SCk 중의 어느 것이 SC0 코드와 함께 동기하여 방송되고 있는지를 보기 위해 참조할 수 있다. 상기 SCk 코드는 기지국이 어떤 그룹의 송신기에 속하는지를 나타낼 것이다. 다음에 수신기는 이와 같은 정보를 이용해서 완전한 코드 세트를 통한 검색을 단축한다. 일단 이와 같은 정보가 획득되면, 해결되어야 할 두가지 모호한 점들: 즉 수신기가 가능한 긴 코드의 축소된 그룹 내에서 어느 긴 코드를 방송할 지를 여전히 식별하여야 한다는 모호한 점과, 수신기는 긴 코드의 위상을 여전히 결정하여야 한다는 모호한 점이 존재한다.

즉, DoCOMo 시스템의 타이밍 아키텍처 내에서, 긴 코드 마스크 기호(long code masked symbol)가 10개의 기호마다 한번씩 방송된다. 완전한 긴 코드에 160개 기호가 존재하기 때문에, 긴 코드 마스크 기호는 긴 코드가 한번 반복되기 전에 16회 방송될 것이다. 따라서, DoCoMo 시스템에서, 수신기는 짧은 코드(긴 코드 주 기 내에서)의 16회의 반복 중 어느 것이 검출되었는 지를 알아내야 한다. (어느 긴 코드가 사용되고 있는지를 알 수 없기 때문에, 가능한 긴 코드의 축소된 세트의 가능한 모든 위상을 점검하는 것이 필요하다.) 본 발명의 참조로 포함된, Higuchi 등의 "Fast cell search algorithm in DS-CDMA mobile radio using long spreading codes" 1997 IEEE 47th Vehicular Technology Conference vol. 3 pp. 1430-4를 참조한다.

본 발명은 개선된 이동 통신 아키텍처를 제공하는 것을 그 목적으로 한다.

코드 획득이 빨라진 확산 스펙트럼 텔레포니

본 발명은 개선된 이동 통신 아키텍처를 개시하는데, 여기서 각각의 기지국은 기지국의 긴 코드 워드에 의해 확산된 데이타뿐만 아니라, (간헐적으로는) 확산되지 않은 코드 식별 데이타를 방송한다. 코드 식별 데이타는 복수의 기호를 포함하는 블록 코드로서, 코드 식별 데이타의 송신을 완료하기 위해 복수의 임시 송신이 필요하다. 이와 같은 송신은 이동국이 두가지 방법: 코드 식별 데이타가 긴 코드 자체에 대한 적어도 일부 정보를 제공하는 방법, 및 블록 코드의 위상이 긴 코드 워드의 위상에 대한 적어도 일부 정보를 제공하는 방법으로, 기지국의 긴 코드 워드에 대한 검색을 단축할 수 있게 한다.

이로서, 바람직하게 이동국이 새로운 기지국에 대한 정확한 코드를 획득하기 위해 수행해야만 하는 검색의 양이 크게 줄어든 시스템이 가능하게 된다. 이는 핸드오프 동안 새로운 기지국의 보다 고속인 획득의 추가적인 장점으로 나타나게 된다.

본 발명은 발명의 중요한 샘플 실시예를 도시하며 참고로 명세서와 합체되는 첨부 도면을 참고로 설명된다.

본 출원의 수많은 혁신적인 특징들은 현재의 바람직한 실시예를 참고로 상세히 설명된다. 그러나, 이런 종류의 실시예가 혁신적인 특징의 많은 이로운 사용의 몇몇 예만을 제공함을 이해해야만 한다. 일반적으로, 본 출원의 명세서에서의 언급은 여러 청구항의 발명 중 어느것의 범위를 불필요하게 한정하지 않는다. 더욱이, 몇몇 언급은 본 발명의 특징에 적용할 수 있지만 다른 발명의 특징에는 적용되지 않을 수도 있다.

정의

다음은 본 출원에서 사용되는 몇몇 기술적 용어에 관한 것이다.

블록 코드(Block Code): 각 코드가 다중 기호(또는 워드)를 포함하는 코드

보스-캘드웰 기술(Bose-Caldwell Technique): 임의의 순환(cyclic) 코드로부터 콤마 프리(comma free) 워드의 서브세트를 발생시키기 위한 절차

CDMA(Code-Division Multiple Access): 코드-분할-다중-액세스

콤마 프리(Comma-Free): 내부 반복을 갖지 않는 즉, 코드 워드의 길이보다 더 작게 하는 임의의 쉬프트에 의해서 자체로 오버레이(overlay)될 수 없는 코드 워드

CSC(Common short code): 공통 짧은 코드

도플러 쉬프트(Doppler Shift): 송신기와 수신기간의 상대 속도에 의해 생긴 송신 주파수와 수신 주파수간의 차이

핑거(Fingers): 병렬로 동작할 수 있는 탐색 상관기

갈로아 필드(Galois Field): 유한한 차수의 필드

가우시안 노이즈(Gaussian Noise): 중심 주파수 근처에서 벨-곡선(bell-curve) 분포를 나타내는 노이즈

골드(Gold) 코드: CDMA 사용을 위해 양호한 상호 상관(cross-correlation)과 양호한 자기 상관(auto-correlation) 특성들을 가지는 PN의 특정 형태

긴 코드: 긴 주기를 갖는 의사-노이즈 확산 지시기, 예를 들어, 40960 칩

M-시퀀스 세트: 밸런스, 쉬프트와 덧셈 및 상관과 같은 임의의 특성을 갖는 선형 피드백 쉬프트 레지스터에 의해 발생된 최대 가능 길이의 시퀀스

마코브 체인(Markov Chain): 마코브 확률 프로세스를 나타내는 상태 머신용 전이 그래프

NTT DoCoMo: 일본 전신 & 전화 이동 통신 네트워크 인코퍼레이트

직교 골드 코드: 에러 검출 및 정정 특성을 갖는 골드 코드

의사-노이즈("PN"): 의사-랜덤 수를 사용하여 발생된 노이즈형 파형

의사 랜덤 비트 시퀀스: 랜덤하게 나타나지만, 발생기로의 입력에 의해 결정되고 따라서 재생가능한 비트 시퀀스

레일리 페이딩(Rayleigh Fading): 신호 페이딩을 위한 표준 모델

리드-솔로몬(Reed-Solomon) 코드: 우수한 거리 특성을 갖는 블록, 비이진법, 에러-정정 코드의 카테고리

신호-대-노이즈 비(SNR): 스테이션에서 수신된 신호 레벨과 배경 노이즈와의 비

SIR: 신호-대-간섭 비(Signal-to-Interference Ratio)

슬라이딩 윈도우 상관: 특정 코드의 위치를 발견하는데 사용되는 기술. 수신된 코드가 샘플링되고 비교되는 시간은 상관이 발견될때까지 쉬프트된다.

확산 시퀀스: 의사-노이즈 시퀀스 정보를 나타내는데 쓰이는 긴 코드

기호: 특정 길이의 코드. 다른 기호와 함께 알파벳이 형성된다.

신드롬 다항식: 전송된 위치에서 에러 또는 쉬프트의 위치를 나타내는 방정식

왈시(Walsh) 시퀀스: 셀룰러 CDMA 시스템에서 사용되는 직교 코드

WCDMA(Wideband CDMA): 광대역 CDMA

개요

본 출원은 DoCoMo 시스템에 개량을 제공하기 위해서 사용될 수 있는 발명을 개시한다. DoCoMo 시스템에서와 같이, 모든 기지국에 공통된 긴 코드 마스크 기호 SC0가 반복해서 방송된다. 그러나, 범용의 짧은 코드 기호와 결합된 단일 반복 기호 대신에, 긴 코드는 기호마다 제2의 긴 코드 마스크되지 않은 채널상에 방송된다. 이런 긴 코드의 각 기호는 이동 수신기에 의해서 쉽게 인식될 수 있다. 예를 들어, DoCoMo 시스템에서와 같이 제2 퍼치(perch) 채널상의 짧은 코드가 4개의 값중 하나를 갖도록 각각 허용되고, 8개 기호가 블록 코드용으로 사용되면, 원칙적으로는 16 비트 정보가 제2 퍼치 채널상에 전송될 수 있게 나타난다. 그러나, 현재의 바람직한 실시예는, 바람직한 코딩이 또한 수신기에게 수신된 코드의 위상을 표시하기 때문에, 제2 채널상에 이런 많은 가능성을 실제로 인코딩하지 않는다. 이 것은 "콤마 프리" 블록 코드를 사용함으로써 수행된다.

본 출원에서 "콤마 프리"라는 용어는 내부적으로 반복되지 않은 시퀀스를 언급하는데 사용된다. 예를 들어, 8 기호의 블록에서 각각의 블록은 4개의 값을 가질 수 있으며, 다음에 설명하는 블록은 모두 내부 반복을 포함하며 콤마 프리가 아니다:

AAAAAAAA 또는 BBBBBBBB(하나의 쉬프트로 반복함)

ABABABAB 또는 CDCDCDCD(두개의 쉬프트로 반복함)

ABCDABCD 또는 CDAACDAA(네개의 쉬프트로 반복함)

이하에서 설명하는 바와 같이, 콤마 프리 특성은 가능한 블록 기호들의 수를 크게 감소시키지 않는다. 그러나, 이것은 중요한 부가 정보를 제공한다.

수신기는 어느 블록 코드가 가능한지를 안다. 따라서 제2 퍼치 채널상의 기호의 시퀀스를 검사함으로써, 수신기는 수신된 기지국에 의해서 보내진 블록 코드를 받을 수 있다. 수신기는 완성된 블록 코드를 작성할 만큼 충분한 기호들을 받으면, 즉시 두개의 중요한 정보를 이끌어 낸다. 먼저, 이동국은 기지국의 긴 코드 워드에 대한 특정 정보를 DoCoMo 시스템에서 가능한 것보다 더욱 많이 얻는다.

둘째로는, 수신기가 긴 코드의 하나의 반복내에서 범용 코드의 반복수에 기인한 위상 모호성을 제거하는 것이다. 다시, 간단한 예를 들면, 긴 코드가 마스크되지 않은 범용 코드의 16회 반복을 포함하는 경우에서, DoCoMo 시스템은 16개의 다른 쉬프트 위치가 각각의 긴 코드 후보를 찾아야만 하는 것이 요구된다. 반대로, 콤마 프리 블록 코드의 사용은 쉬프트 위치에서 모호성을 감소시킨다. 주어진 간단한 예에서, 블록 코드가 길이 8이면, 블록 코드가 인식될때 긴 코드용의 단지 2개의 가능한 쉬프트 위치가 있게 된다. 이것은 요구되는 검색량을 크게 감소시킨다.

4개 기호의 알파벳을 이용한 8-기호 블록을 형성하는 다른 예를 얻기 위해, 가능한 블록의 행 수는 4⁸(4의 8승, 또는 65,536)이다. 콤마 프리가 아닌 코드를 제거하기 위해서는 4⁴(256) 코드의 제거를 필요로 한다(1 또는 2 번의 쉬프트를 반복하는 코드는 또한 4번의 쉬프트에서도 반복될 수 있기 때문임). 이들 코드의 각각의 가능한 쉬프트가 여전히 있으므로, 65280 콤마 프리 코드의 나머지 총 개수는 8로 나누어 진다. 이는 8160개의 고유한 콤마 프리 블록을 생성하는데, 이는 여전히 큰 수이다.

그러므로 블록 코드의 길이면에서 절충이 가능하다. 긴 블록 코드는 긴 코드가 확인되는 특이성(specificity)을 크게 증가시킨다(4개 기호의 알파벳을 갖는 길이 8의 블록 코드와 같은 긴 블록 코드에 대해, 긴 코드를 고유하게 확인하는 것이 가능할 것이다). 그러나, 더 긴 블록 코드가 이용될수록, 블록 코드의 모든 기호들을 획득하기 위해서 이동국은 더 많은 시간을 필요로 한다. 또한, 이용되는 코드 워드 또는 기호의 수가 더 많아질수록, 획득 검색의 복잡성은 더 커진다.

예를 들면, 16개의 긴 코드 마스크 기호와 128개의 긴 코드의 세트를 포함하는 긴 워드와 4개 기호의 알파벳의 상술한 간략한 예를 이용하면, 128개의 긴 코드 중 하나를 고유하게 확인하기 위해 길이가 8인 콤마 프리 블록 코드의 세트는 매우 필요하다. 그러므로 실제로 검색되어야 할 경우의 수는 2(2개의 가능한 쉬프트를 갖는 하나의 긴 코드)이다. 다른 예로, 길이 4의 블록 코드가 시스템에서 이용되는 경우, 콤마 프리 블록 코드의 수는 정확하게는 4⁴-4² 또는 240이다. 128개의 가능한 긴 코드 중 하나를 고유하게 확인하기에 충분히 많은 블록 코드내의 정보 또한 마찬가지이다. 이 경우 긴 코드의 위상의 모호성의 수는 4(16 나누기 4)이어서, 긴 코드 가능성의 수는 단지 4이다.

많은 수의 콤마 프리 코드 워드들 중에서, 이들 코드 워드 중 작은 서브 세트만이 선택된다(예를 들어, (8,3) R.S. 코드 예에 대해서 단지 64의 코드 워드의 길이). 이는 선택된 코드 워드가 큰 최소 해밍(Hamming) 간격을 가지도록 수행된다. 이는 큰 최소 간격을 가지면서도 수신기가 한 코드 워드를 다른 코드 워드로 잘못 확인할 가능성이 작아지기 때문에, 성능을 개선할 것이다. 리드-솔로몬 코드는 큰 최소 간격을 갖는 코드 워드들의 세트를 결정하는 방법을 제공한다. 양호하게는 이용된 코드들은 혼돈을 줄이도록 선택된다. 이하에서 논의될 바와 같이, 리드-솔로몬 코드는 이에 대해 특히 장점을 갖는다. 원래는 에러-정정 코드로서 설계되었지만, 리드-솔로몬 코드의 콤마 프리 특성은 획득 목적을 기반으로 한 코드에 대해 특히 유용하다.

상세한 설명

본 발명에 따른 양호한 실시예는 DoCoMo 시스템에 대한 개선안으로 고려되었다. 그러나, 당연히 다른 창의적 착상이 이행될 수 있다.

본 개시의 양호한 실시예는 CDMA 시스템에서 퍼치 채널을 통해 PN 시퀀스에 관한 정보를 전송하기 위한 방법에 대한 것이다. 이 방법은 기지국(BS)이 동기되지 않아서 각각의 BS가 상이한 확산 시퀀스(즉, "긴 코드")를 이용하는 상황에 관한 것이다. 이러한 경우, 이동국(MS)은, 이동국이 충분히 강한 신호를 수신하는 BS에 의해 이용되는 코드를 먼저 결정해야 한다. 획득 시간을 개선하기 위해서, 짧은(예를 들면, 256 칩) 골드 코드로 구성된 마커(marker)가 주기적으로 전송된다. 골드 코드는 인접 채널 간섭을 적게 유지하는 우수한 상호 상관(cross-correlation) 특성 및 수신기 동기화를 용이하게 지원하는 양호한 자기 상관 특성을 갖는다. 이러한 짧은 코드 마커는 또한 SC0로 칭한다. 또한, 가능한 긴 코드의 전체 세트는 1 내지 N의 그룹으로 나뉜다. 획득을 촉진하기 위해서, 그룹 식별자(identifier)는 또한 퍼치 채널을 통해 전송된다. 현재 이용되는 한 방식으로는 N 직교 골드 코드(SC1 내지 SCN) 중 하나, 즉 특정 에러-정정 및 소거 특성을 갖는 골드 코드를 그룹 식별자로서 퍼치 채널을 통해 전송하여, 마커 SC0와 그룹 식별자를 동시에 중첩시킨다.

동기화를 구현하기 위해서, 이동국은 먼저 SC0의 위치를 판별하고, 다음으로 SC1 내지 SCN 중 어느 것이 수신되는지를 찾아서, 긴 코드 그룹을 결정한다. 그러나, 그룹 당 많은 긴 코드가 있기 때문에, 이동국은 이용되는 정확한 긴 코드를 결정하기 위해 여전히 오랜 검색을 수행해야만 한다.

개시된 방법은 그룹 코드를 반복적으로 전송하는 대신에 퍼치 채널을 통해 (n, k) 블록 코드를 전송함에 의해 그러한 오랜 검색을 경감시킨다. 코드의 k 데 이타 기호는 긴 코드 시퀀스(ID)를 인코드한다. 블록 코드는 반복적으로 전송되기 때문에, 콤마 프리 특성을 가져야 한다. 즉 모든 코드-워드의 순환 쉬프트(cyclic shift)가 고유해야 한다. 이러한 특성은, 코드의 n개의 인접 기호들이 퍼치 채널로부터 수집되면, 코드가 고유하게 디코드될 수 있음을 보장한다. N 골드 코드로 구성된 알파뱃을 갖는 리드-솔로몬 코드와 같은 에러 정정 코드는 클럭 코드에 대해 이용된다. MS는 긴 코드 ID를 얻기 위해서 소프트 판정 디코딩을 이용하며; 블록 코드에 의해 제공된 큰 최소 간격은 동등한 다이버시티(diversity) 이득이 생기게 한다. 또한, 콤마 프리 블록 코드가 이용되므로, 이동국은 코드-워드의 정확한 순환 쉬프트를 결정할 수 있다. 이러한 순환 쉬프트 정보는 긴 코드 위상을 결정하는데 이용될 수 있다; 이것은 마커가 긴 코드의 한 주기에 한번 이상 전송되는 경우, 마커 위치에 대한 긴 코드의 시작점의 모호성을 발생시킨다. 도 6은 기지국(BS)로부터 획득된 신호를 갖는 이동국(MS)을 갖는 무선 통신 시스템을 도시한다. 기지국은 각 셀(604)의 중심에 위치한다. BS 신호를 획득한 MS까지의 BS 신호의 경로가 방향을 갖는 신호 화살표(602)로서 표시된다. MS는 경로 손실이 최소량이면서 MS로 전파되는 BS 신호를 획득한다.

이러한 방법의 이점은 이동국이 검색해야 할 긴 코드의 수가 감소된다는 점에 기인하며, 결과적으로

1. 주어진 하드웨어의 양에 대한 획득 시간의 감소; 및

2. 이용되어지는 다이버시티 결합이 큰 차수가 되며, 따라서 수용 가능한 획득 성능을 얻는데 필요한 퍼치 SNR이 감소될 수 있다. 이것은 간섭이 적어지고, 시스템 용량이 증가함을 암시한다.

개시된 방법은 80Hz 도플러 쉬프트로 레일리 페이딩하기 위해 0dB 평균 파일럿 SNR에서 GF(17)를 통해 (8,3) 리드 솔로몬 코드로부터 콤마 프리 코드-워드를 이용함으로써, 평균 획득 시간이 약 1초가 되고, 이것은 기존의 그룹 코드 기반 방식에서의 획득 시간의 1/3 보다 적은 것이다.

배경기술: NTT DoCoMo

도 2는 NTT DoCoMo 채널 구조를 도시한다. 현재 이용되는 NTT 시스템에서, 트래픽 및 제어 채널을 위한 기호가 40960 칩의 주기를 가지며 "M-시퀀스" 세트로부터 선택되는 "긴 코드"에 의해 확산된다. 세트는 본래 서로에 대해 쉬프트되고 서로 XOR되는 2개의 최대 길이 쉬프트 레지스터 시퀀스이다.

각각의 BS는 개별적인 긴 코드를 사용하며, 지리적으로 멀리 떨어져 있는 BS들간의 코드 재사용이 가능하다. L개의 긴 코드들의 전체 세트는 각각 L/N개의 긴 코드들로 이루어진 N개의 그룹으로 분할된다. 현재의 NTT 스펙은 L=128, N=4를 사용한다. 이들 긴 코드 세트는 양호한 자기 상관 특성 및 낮은 상호 상관 특성을 가진다.

NTT 시스템에서의 획득 처리를 용이하게 하기 위하여, 두 개의 소위 "퍼치(perch)" 채널이 제공된다. 각 퍼치 채널은 하나의 "긴 코드 마스크 기호(long code masked symbol)"를 가지며, 이 기호는 본질적으로 매 625 ms마다 주기적으로 나타나는 마커(marker)이다. 명칭이 시사하는 바와 같이, 이들 마커 기호(NTT 스펙의 256 칩 긴 골드 코드)는, 긴 코드에 의해 확산되지 않으며 모든 기지국들에 대해 공통이다. 제1 퍼치 채널 상의 긴 코드 마스크 기호는 "SC0"라 한다. 제1 퍼치 채널은, 마스크되지 않고 PN 획득 처리의 최종 단계에서 사용되는 다른 256 칩 기호들로 이루어진다. 트래픽 및 제어 채널들은 동일한 긴 코드를 사용하여 확산되지만, 이들은 256 칩 직교 왈시 시퀀스로 곱해지므로, 퍼치(1) 채널이 역확산되는 경우에 상쇄된다. 이로 인해, 트래픽 채널은 획득 문제와 관련하여 무시될 수 있다. 그러나, 수신된 신호의 지연된 다중 경로 성분들에 나타나는 트래픽 채널은 더 이상 퍼치 채널에 직교하지 않기 때문에, 퍼치 채널의 간섭 에너지를 계산하는 경우에는 이들을 고려해야 한다.

제2 퍼치 채널은, 긴 코드 마스크되며, 매 625 ms마다 주기적으로 나타나며, 적당한 때에 SC0에 중첩되는 단 하나의 기호로 이루어진다. 이 기호는 긴 코드 그룹을 인코딩하므로, 제2 퍼치 채널 상에는 N개의 서로 다른 긴 코드 마스크 기호 (이들을 "SC1 내지 SCN"이라 함) 중의 하나가 있다. 현재 제안된 NTT에서는, 한 세트의 256 칩 "짧은(short)" 골드 코드로부터 SC0 내지 SCN이 선택된다.

도 5는 기지국 셀의 전송 구조를 도시한다. 제어 채널(CCH) 상의 데이터는 QPSK(Quadrature Phase Shift Keying) 모듈에 의해 변조된다. 이어서, 신호는 셀 사이트 고유의 긴 코드(LC_j) 및 모든 셀 사이트들에 공통인 CSC(공통 짧은 코드)의 조합에 의해 확산된다. 그러나, 각 셀의 긴 코드가 속하는 그룹을 식별하는 긴 코드 그룹 식별 코드(GIC_j)에 의해 하나의 데이터 기호 간격 (또는 짧은 코드 길이) 상에서 긴 코드 시퀀스가 주기적으로 마스크된다.

{SC₀, SC₁,…, SC_{pg -1}}은 직교 짧은 코드의 전체 세트이며, SC₀는 CSC에 할당된 짧은 코드이고, 나머지 코드들은 트래픽 채널(TCH)에 할당된다. SC₀를 제외한 이들 짧은 코드들 중의 하나는 GIC로서 재사용된다. 두 개의 시퀀스들이 사용되어 j번째 셀 사이트의 확산 코드를 생성한다. 첫번째는 발생기 쉬프트 레지스터를 모두 "1"로 로딩함으로써 생성된다. 다른 것은 발생기 쉬프트 레지스터를 a

j의 이진 표현으로 로딩함으로써 생성되는데, 여기서, a는 각각의 셀 사이트에 고유한 쉬프트 상수이다. 긴 코드 LC_j는 LC_j = PN₁("1"들)ρPN₂(a

j)로서 발생되며, 여기서 ρ는 모듈로-2 합산 연산이다. LC_j를 나타내는 GIC_j는 GIC_j = SC_{(j mod A) + 1}로서 결정되며, 여기서 A(#pg-1)은 긴 코드 그룹의 수이며, 각 그룹은 시스템에 사용된 긴 코드들의 총수의 1/A 배의 긴 코드를 포함한다.

PN 획득 처리는 다음의 세가지 단계로 나뉘어질 수 있다.

단계 1: 수신기는 먼저 SC0의 위치를 판정한다 (수신된 신호와 SC0의 국부적으로 발생된 복제(replica)의 슬라이딩 윈도우 상관을 수행하고, SCO 위치에서의 상관 피크를 검출하는 것에 의함).

단계 2: 수신기는 SC1 내지 SCN 중의 어느 것이 SC0의 상부에 전송되었는 지를 검출함으로써 긴 코드 그룹을 판정한다 (이것은 수신된 신호와 단계 1에서 판정된 마커 위치에서의 SC1 내지 SCN 각각을 상관시킴으로써 행해짐).

단계 3: 각 그룹은 L/N 긴 코드로 이루어지므로, 수신기는 이들 가능성을 통 해 더 검색한다. 아울러, 마크 기호가 매 625 ㎳마다 한번씩 나타나고 긴 코드의 주기는 10 ms이므로, 긴 코드의 매 주기에서 16 마크 기호가 나타난다. 그 결과, 검출된 마크 기호는 긴 코드의 16 오프셋 중의 어느 하나로 할당될 수 있다. 이로써, 단계 3에서 총 16 (L/N) 검색이 이루어지며, 각각의 검색은 수신된 신호와 적당한 오프셋의 코드의 상관으로 이루어지며, 이러한 검색은 퍼치(1)의 마스크되지 않은 긴 코드부 상에서 행해진다.

현재의 검색 처리, 특히 단계 3은 대단히 길며, 대용량 하드웨어가 사용되지 않으면, 수신기에서의 획득 시간이 길어진다. f 검색 "핑거(fingers)" - 검색을 병렬로 수행하는 상관기 -를 단계 3에 할당하는 경우, 검색을 완료하는 데에 필요한 기호 간격의 수(S)는:

이다.

이에 의해, 각각의 가능한 긴 코드 및 오프셋은 하나의 기호 간격 동안 수신된 신호에 대해 상관되며 (즉, 다이버시티가 사용되지 않음) 각각의 핑거는 기호 레이트로 동작하여, 매 기호 간격 동안 하나의 상관 출력을 발생시킨다고 생각할 수 있다.

16개의 "핑거", L = 128, N = 4를 사용하면, 이러한 검색은 32 기호 간격을 소비하며, 퍼치(1) 상의 타임 슬롯 당 9 개의 마스크되지 않은 기호들이 있으므로, 이것은 거의 4 타임 슬롯이 된다. 512개의 핑거를 사용하면 이러한 시간을 단 하나의 기호로 줄일 수 있다. 그러나, 512 개의 검색 핑거들의 오버헤드로 인하여 비실용적이다.

코드 기반 획득( Code Based Acquisition )

도 1은 코드 기반 획득의 개시된 방법을 도시한다. 개시된 방법은 긴 코드 세트를 다수의 그룹으로 분할하고 이와 대응하여 제2 퍼치 채널 상에 더욱 많은 그룹 정보를 전송함으로써 현재 방법의 문제점을 개선한다. 현재의 NTT 스킴은 SC1 내지 SC4 중의 하나, 즉 2 비트 정보를 퍼치(2) 상에서 전송한다. 하나의 긴 기호인 그룹 코드를 퍼치(2) 상에 반복적으로 전송하는 대신에, 개시된 방법은 q 기호로 이루어지는 알파벳 상의 길이 n의 블록 코드를 그룹 코드로서 사용한다. 이것은 기호들의 시퀀스 C₁C₂…C_n를 전송하는 것에 대응하며, 여기서 각각의 C₁은 콜드 코드 SC1 내지 SCq 중의 하나이다.

그룹 코드 정보의 몇몇 비트는 이러한 반복 블록 코드에 의해 인코딩될 수 있다. N은 커지며 (N개의 그룹을 인코딩하기 위해서는 {log(N)} 비트가 필요함), 단계 3에서 검색될 긴 코드의 수(L/N)는 작아진다.

콤마 프리 코드

긴 코드의 오프셋은 또한 콤마 프리(comma free) 코드를 사용하여 블록 코드에서 인코드될 수 있다. 블록 코드가 반복적으로 송신되기 때문에, 수신기는 블록 코드 C₁C₂...C_n의 임의의 순환 쉬프트를 얻을 수 있다. 각각의 코드 워드는 그 주기에 의해 특징지어지는데, 이는 고유한 코드 워드의 순환 쉬프트의 수로서 정의된다. 예를 들어, 2진 코드인 경우, 모든 1 또는 모든 0 코드 워드는 1의 주기를 갖 는데 반하여, 교번하는 0-1 시퀀스는 주기 2를 가질 것이다. 명확히, 긴 코드, 예를 들어 길이 n의 코드인 경우, 주기 n을 갖는 일부 코드 워드, 즉 코드 워드의 모든 n 순환 쉬프트(0 내지 n-1의 순환 쉬프트에 대응함)는 고유할 것이다. 만일 길이 n의 코드 워드가 주기 p를 가지면, 이때 p는 n를 나눈다. 따라서, 만일 n이 소수이면, 이때 유일하게 가능한 주기는 1과 n이다. 예를 들어, 길이 3의 모든 이진 시퀀스{000,111}가 주기 1을 가지고, 다른 6 시퀀스{100,010,001,110,101,011} 각각은 주기 3을 갖는다.

긴 코드 식별을 위해, 코드 워드의 주기는 그것이 운반하는 정보 비트의 수에 대한 관계를 갖는다. 그 이유는, 코드 워드의 고유한 순환 쉬프트가 긴 코드의 가능한 오프셋을 인코드하는데 사용되기 때문이다. 그러나, 이것이 적용되기 위해서는, 코드 워드 n의 길이는 긴 코드 마스크 기호 위치, 본 실시예에서 16에 대해 긴 코드의 가능한 오프셋 수를 나누어야 한다. 도 3은 n=8인 블록 코드를 도시한다.

코드 워드의 기호 C₁은 긴 코드 주기의 초기에 시작하는데 동기화될 수 있다. 만일 총 8개의 고유한 순환 쉬프트를 갖는 (즉, 주기 8을 갖는) 긴 코드 워드가 사용되면, 이때 수신기는 긴 코드의 가능한 두가지 오프셋을 참조할 필요만이 있다. 다른 한편, 8 보다 작은 주기를 갖는 코드 워드는 보다 적은 정보를 인코드하며: 주기 4는 4의 오프셋의 모호성을 의미하고, 이들 4개 오프셋은 여전히 검색할 필요가 있다. 주기 4를 갖는 길이 8의 이진 코드의 예는 10111011이다.

따라서, 긴 코드 정보를 전송하기 위한 블록 코드를 설계하기 위한 목적으로, 블록 길이 n이 본 실시예에서, 16의 인수이어야만 한다. n을 16의 배수가 되게 선택하는 것도 또한 효과적이지만, 그것은 수신기가 코드 워드로부터 모든 기호들을 수집하기 위해 n배 슬롯을 확장하여야 하기 때문에 획득 시간에 역효과를 미칠 수 있다. 또한, 주기 n을 갖는 코드 워드가 대부분의 정보를 인코드하기 때문에, 이와 같은 코드 워드만이 사용될 것이다.

고유한 순환 쉬프트

q-ary 알파벳에 대한 n-튜플(tuple)의 경우, 만일

(2)(여기서, p₁,p₂,...,p_g3는 소수임)이 n의 고유한 소수 인수이면, 콤마 프리(comma-free)인 q-ary 알파벳에 대한 n-튜플의 수 M은 다음 식으로 표현된다.

상기 M 코드 워드가 n개의 고유한 순환 쉬프트를 갖는 모든 코드 워드들의 세트를 포함하기 때문에, 이들은 M/n 분리 클래스로 분할될 수 있으며, 이때 각각의 클래스는 특정 코드 워드의 모든 순환 쉬프트 즉, M/n 고유 그룹을 포함한다. 상기 식은 qⁿ n-튜플의 많은 비율이 사실상 콤마 프리이며, 즉, 후속하는 항목이 첫번째 항목보다 지수함수적으로 작다는 것을 나타낸다.

상기 식의 특수한 경우로서, n=p¹이 소수인 경우를 고려하면, M=qⁿ-q^{n /p}(5)이 다. 예를 들어, 만일 n=4이고 q=2이면, 12개의 콤마 프리 코드: {0001,0010,0100,1000,0111,1011,1101,1110,1001,1100,0011,0110}이 존재한다. 서로 다른 순환 쉬프트인 코드로 구성된 3 클래스는 {0001,0010,0100,1000}, {0111,1011,1101,1110}, 및 {1001,1100,0011,0110}이다. 따라서, 세개의 고유한 그룹이 존재한다.

M/n 클래스 각각으로부터 임의의 하나의 코드 워드를 사용하여, M/n까지의 긴 코드 그룹까지 인코드될 수 있다. 부수적으로, 코드 워드가 콤마 프리이고 n이 본 실시예에서 16을 나누는데 선택되기 때문에, 16/n 오프셋이 검색될 필요가 있다. 콤마 프리 코드 기반의 방법에 대한 검색(임의의 다이버시티 결합없음)을 완료하기 위해 단계 3에서 필요한 기호 간격의 수는:

이다.

16을 나누지 않는 코드 길이가 사용되면, 기호 기간이 필요할 것이다. 반면에, 만일 n이 16을 나누지만, 콤마 프리 코드가 사용되지 않으면, 이때 각각의 코드 워드는 그 주기에 따라 서로 다른 정보량을 운반하여, 디코딩을 복잡하게 한다.

길이 2의 간단한 콤마 프리 코드

총 512개 긴 코드(L=512)를 가정한다. 단일 기호 그룹 코드 대신에, n=2 콤마 프리 코드가 사용될 수 있다. 만일 q=16이 선택되면, M/n이 되는 한편, q=17이면 M/n은 136이 된다. 따라서, 크기 17의 알파벳 세트를 사용한 7 비트가 인코드될 수 있는데, 이는 각각 4개의 긴 코드를 포함하는 128 긴 코드 그룹(N=128)을 인코드한다. 만일 짧은 코드 SC1 내지 SC17이 상술된 길이 2 코드에 대한 알파벳으 로서 사용되면, 코드 워드는 형태 (SC1,SC2), (SC1,SC3) 등의 정렬된 128개 쌍일 것이다. 만일 (SCi,SCj)가 코드 워드로서 선택되면, 이때 (SCj,SCi)는 코드 워드로서 사용되지 않는다. 또한, 각각의 코드 워드(SCi,SCj)의 경우, i는 보유할 콤마 프리 성질에 대해 i와 같지 않다. 각각의 코드 워드의 제1 엘리먼트는, 도 3의 예에 도시된 바와 같이, 긴 코드 주기의 시작에 정렬된다. 수신기는 퍼치(2) 상의 각각의 코드 워드의 순환 쉬프트 모두를 수신한다. 지금부터 수신기에서의 획득 작업이 다시 3 단계로 분할된다.

단계 1: 이전과 동일

단계 2: 수신기는 (SCi,SCj) 중 어느 것이 퍼치(2)에서 송신기에 의해 전송되는 지를 결정한다. 이것은 두개의 연속하는 마스크된 기호 위치에서 SC1 내지 SC17과 상관시킴으로써 수행된다. 다이버시티를 위해, 홀수와 짝수 결정 변수가 결합되어 최종 결정을 내릴 수 있다. 코드 워드(SCi,SCj)는 수신기에게 128그룹중 어느 것이 전송되고 있는지를 알려주고; 또한 소정의 코드 워드(SCi,SCj)의 경우, SCi 또는 SCj중의 하나만이 긴 코드의 시작과 정렬되기 때문에, 수신기는 단계 3에서 8 오프셋만을 검색할 필요가 있다.

단계 3: 각각의 그룹이 4개의 긴 코드로 구성되고, 8의 오프셋 모호성을 갖기 때문에, 총 32 조합이 검색될 필요가 있다.

따라서, 상기 식에서 16 상관기 핑거를 사용하여, 단지 두개의 기호 주기만이 모든 가능성을 통해 검색할 필요가 있고; 지금 전체 단계 3의 성능(실패 및 거짓 경보 확률에 대해)을 향상시키기 위해 많은 수의 기호에 걸쳐 상관이 수행될 수 있다. 4배 슬롯을 이용하여, 단계 3에서 18의 다이버시티를 달성할 수 있다.

에러 정정 코드

콤마 프리 코드를 취하고 더 나아가 에러 정정 블록 코드를 이용함으로써 코드 다이버시티를 이용하여 퍼치(2) 상에 긴 코드 정보를 전송한다. 리드 솔로몬 코드는 전술한 바와 같이 검색 공간이 작다는 것 뿐만 아니라, 코드의 에러 정정 특성 덕택으로 인해 제2 획득단의 성능이 향상된다는 이점도 제공한다.

에러 정정 코드는 자신의 모든 코드 워드들이 그들 사이에 특정한 최소 거리를 갖도록 고안되기 때문에 유용한 특성을 갖고, 여기서 t 에러 정정 코드는 최소 거리 2t+1을 갖는다. 각 코드 워드의 모든 순환 쉬프트 또한 수신기에서 수신된다. 따라서, 코드 워드의 모든 순환 쉬프트 또한 코드 원드인 코드가 요구된다. 환언하면, 순환 코드가 필요하다. 물론 코딩 이론 분야가 사실상 순환 코드를 다루기 때문에 이것은 문제가 되지는 않는다.

긴 코드 식별을 목적으로, 블록 길이가 예컨대 16으로 분할되는 임의의 에러 정정 순환 코드를 사용할 수 있다. 이러한 코드로부터의 콤마 프리 코드 워드가 선택되어야 하는데, 즉, n개의 고유한 순환 쉬프트를 갖는 코드 워드가 긴 코드 그룹을 인코드하는데 사용된다.

골드 코드의 세트가 블록 코드를 위한 알파벳으로서 사용될 수 있기 때문에, q=17과 같은 큰 알파벳 세트 크기가 사용될 수 있다. 이는, 이들 코드들이 알파벳 세트 크기가 큰 것을 요구하기 때문에, 리드 솔로몬(RS) 코드가 개시된 방법에 양호하게 한다. 또한, 리드 솔로몬 코드는 싱글레톤 바운드(singleton bound)를 만 족시키는데, a(n, k)RS 코드는 최소 거리 d_min=n-k+1을 가지며, 이는 임의의 (n,k) 순환 코드에 대해 가능한 최대 크기 d_min이다.

카운팅 콤마 프리 코드 워드

n이 q-1을 나눈다는 조건에서, (n,k)RS 코드는 GF(q), 즉, 차수 q의 갈로아필드를 통해 구현될 수 있다. α가 GF(q)의 원시 원소라고 가정하면,

(7)이다. RS 코드(n, k)는 루트(roots)

(8)를 갖는 생성 다항식(generator polynomial)을 이용하여 구현될 수 있다. C는 임의의 값이고 통상 1로 선택된다. 그러나, 생성 코드 내의 콤마 프리 워드수를 최소화하기 위해, C의 최적값은 사실상 0이다. 따라서, (n, k)RS 코드 C는 루트

(9)를 갖는 생성 다항식을 이용하여 구현될 수 있다. 위에서와 같이

(10)로 한다. 여기서

(11)는 소수이고, n의 고유한 소수 인수분해이다. 그 다음, 콤마 프리인 C의 코드 워드의 수는 다음과 같이 주어진다.

q-ary 알파벳에 대한 n-튜플에 대해 상기 식과 비교해볼 때, RS 코드의 q^k 코드 워드의 많은 부분이 콤마 프리인것으로 보인다. 그러나, 코드의 생성 다항식의 루트를

(13)으로 기술하여 C가 0과 같지 않도록 하면, 콤마 프리 코드 워드의 수는 다음과 같이 감소된다.

그 코드에 대한 생성 다항식이 주어진 임의의 순환 코드로부터 콤마 프리 코드 워드의 서브세트를 생성하기 위한 절차인, 보스-칼드웰(Bose-Caldwell) 기술이 도출된다. W.W. Peterson and E.J. Weldon, Error Correcting Codes 374-91 (1971)을 참조한다. 이 절차를 RS 코드에 적용하면, 임의의 (n, k)RS 코드는 nq^{k -1} 콤마 프리코드 워드를 생성할 것이고, 따라서, q^{k -1} 긴 코드 그룹은 이 코드 워드들을 이용하여 인코드될 수 있다. 환언하면, 콤마 프리 특성은 하나의 정보 기호를 포기함으로써 성취될 수 있다. 그러나, 이것은 실제로 보스-칼드웰 기술에 의해 얻어진 nq^{k -1} 코드보다 소정의 RS 코드에 보다 많은 콤마 프리 코드 워드가 있다는 것을 나타낸다.

보스-칼드웰 기술은 생성된 코드 워드의 순환 쉬프트가 주어지면, 순환 쉬프트를 고유하게 결정하는 신드롬 다항식이 구축될 수 있다는 다른 특징을 갖는다. 따라서, 디코딩하는 동안, 수신기는 수신된 코드 워드의 모든 순환 쉬프트를 가능한 전송 코드 워드의 각각과 비교하는 것을 피한다. 그러나, 이러한 코드 기반 방식으로부터 대부분을 얻기 위해서는, 수신기에서 RS 코드의 소프트 판정 디코딩이 요구된다. 소프트 디코딩 수단을 이용하여, 순환 쉬프트를 결정하는 것 뿐만 아니라 정규적인 RS 코드의 디코딩 모두에 이용가능한 효율적인 기술이 사용될 수 없음 에도 불구하고, 짧은 길이 (n=8)RS 코드를 고려하는데 있어서는 복잡성이 문제가 되지 않는다.

리드 솔로몬 코드 콤마 프리 코드 워드

코드 기반의 획득 스킴의 경우, 예컨대 16을 분할하는 블록 길이 n이 선택된다. GF(17)를 통한 RS 코드는, 이 코드들이 16을 분할하는 블록 길이를 갖기 때문에 이에 가장 적합하다. (8, 2) 코드는 M=272 콤마 프리 코드 워드(보스-칼드웰 기술에 의해 생성되는 136개의 코드 워드에만 반대되는 머신 검색에 의해 발견됨)를 갖는다. 따라서, M/n=34 긴 코드 그룹은 이러한 코드로 인코드될 수 있다.

(8, 2) 코드 대신에, 더 많은 정보를 인코드하도록 사용될 수 있는 (8, 3) 코드가 비록 이것이 d_min=6을 갖는다 해도 바람직하다. GF(17)의 원시 원소는 3이다. 따라서, 생성 다항식은 g(X)=(X-1)(X-9)(X-9²)(X-9³)(X-9⁴)이다.

M=17³-17=4896의 콤마 프리 코드 워드가 얻어진다. 흥미로운 것은, 큰 결과라고는 할 수 없지만, g(X)=(X-9)(X-9²)(X-9³)(X-9⁴)(X-9⁵)이면, 17³-17²=4624의 콤마 프리 코드 워드가 얻어진다.

(8, 3) 코드의 4896의 콤마 프리 코드 워드(생성기 g(X)를 이용함)는 코드 워드의 4896/8=612 클래스로 분할될 수 있고, 각각 8개의 순환 쉬프트 코드 워드를 포함한다. 따라서, 이들 612 클래스의 각각으로부터 임의의 하나의 코드 워드를 이용하여 612 까지의 긴 코드 그룹을 인코드할 수 있다. 예를 들면, 긴 코드 그룹 의 수를 64라고 하고 612의 클래스의 서브셋만을 사용한다도 하자. 이러한 선택은 RS 코드 기반 방식의 성능을 단순한 길이의 2 코드 뿐만 아니라 본래의 NTT 방식과 비교하는데 편리하다. 시스템에 512개의 긴 코드가 있고, 64개의 그룹(N=64)으로 분할되며, 그룹당 8개의 긴 코드가 남는다고 가정하자. 이들 64개의 코드 워드 각각의 제1 기호는 도 3에서와 같이, 긴 코드 기간의 시작부에 정렬된다. 수신기는 각 코드 워드의 매 순환 쉬프트, 총 64×8개의 코드 워드를 수신한다. 그러나, 전송되는 특정 순환 쉬프트를 알고 있기 때문에, 두 개의 오프셋의 모호성을 제외하고는 긴 코드 주기의 시작을 결정한다.

따라서, 8 코드 및 그것의 오프셋 중 2개만이 단계 3에서 검색될 필요가 있다. 이들 16개의 가능성은 수신기에서 16개의 핑거를 사용하여 하나의 기호 간격으로 병렬로 검색될 수 있다. 그 후, 수신기는 고차 다이버시티(high order of diversity)를 사용할 수 있는데, 예를 들어, 4개의 타임 슬롯에서 수신기는 매우 정확한 긴 코드 검사용뿐만 아니라 최종 검색용의 이들 슬롯에서 나타나는 총 36개의 기호를 사용할 수 있다. 또한, 필요하다면, 64개 이상의 긴 코드 그룹(최대 612까지)을 사용함으로써 보다 많은 수의 긴 코드가 지원될 수 있지만, 여전히 단계 3에서 검색되어질 16개의 코드 및 오프셋만을 필요로 한다.

요약하기 위해, 앞에서 설계된 (8,3) 코드를 사용하여, 수신기에 의해 다음의 단계들이 수행된다:

단계 1 : 이전과 동일함.

단계 2 : 수신기는 어느 그룹 코드 C₁C₂...C₈ 가 퍼치(2) 상에서 송신기에 의해 전송되는지를 판정하는데, 여기서 1≤C≤17(17)이며, 짧은 코드(short code) SC1, SC2, ..., SC17 중 하나에 대응한다. 이것은 8개의 연속 마스크된 기호 위치에서 수신된 신호를 SC1 내지 SC17과 상관시킴으로써 행해진다. 다이버시티를 위해, 모든 8번째 결정 변수들이 결합되어 최종 결정이 이루어진다(8d 슬롯을 취하여 d의 다이버시티를 얻는다). 수신기는 수신된 코드 워드의 하드 디코딩 또는 소프트 디코딩 중의 하나를 수행할 수 있다.

하드 판정 디코딩의 경우에는, 수신기는 8개의 연속 슬롯 각각에 최대 상관을 생성하는 SCj를 간단히 결정한다. 이것은 표준 RS 디코딩 알고리즘이 2개의 에러까지 모으는데 사용될 수 있는 지점에서 각각의 C₁을 결정한다(2t=n-k=8-3 때문임). 보스-칼드웰(Bose-Caldwell) 방식을 사용하거나 또는 수신된 워드를 64개의 코드 워드 각각의 8개의 순환 시프트 각각과 완전히 비교함으로써, 수신된 워드가 64개의 코드 워드중 어느 것에 대응하는지가 결정될 수 있다. 이것은 DSP의 경우에는 간단한 작업이다. 이것은 특히 수신된 특정 순환 시프트뿐만 아니라 전송된 코드 워드를 생성한다.

소프트 판정(최대 가능성) 디코딩의 경우, 상관 처리로부터 얻어진 8×17 결과가 저장된다. D_i를 제i번째 타임 슬롯(1≤i≤8(18), 8개의 연속 타임 슬롯 각각을 나타냄)에서의 수신 신호를 짧은 코드 SCr(1≤r≤17(19))와 상관시킨 결과라고 하자. d 차수가 결합된 다이버시티가 사용되면, Dⁱ 각각은 d 타임 슬롯으로부터의 결합된 상관 값을 나타낸다. 이제, 전송될 수 있는 64개의 코드 워드 각 하나의 8개의 순환 시프트 각각에 대해(총 512개의 후보가 있음), 다음의 결정 변수가 계산된다:

여기서,

(21)은 512개의 가능한 후보들 각각이며, 이들 중 하나는 전송된 코드 워드 C₁C₂...C₈의 수신된 순환 시프트이다.

Λ를 최대화하는 워드

(22)가 선택되고, 이러한 검색 처리시에 수신 코드 워드의 순환 시프트가 또한 결정될 수 있다. 이것을 효율적으로 수행하기 위해, 64개의 코드 워드 C₁C₂...C₈ 각각의 경우, 코드워드 및 그것의 순환 시프트에 대해 Λ를 계산하여, 얻어진 Λ의 최대값(8개의 계산값으로부터)을 저장하며, 이러한 최대값에 대응하는 순환 시프트를 또한 저장한다. 이것은 모든 64개의 코드 워드에 대해 행해지며, 결국에는 가장 전송가능성이 높은 코드 워드 코드 워드 및 그것의 수신된 순환 시프트를 얻는다. 코드 워드와 그것의 순환 시프트 사이의 최대 거리는, 잘못된 코드 워드를 선택할 가능성을 감소시키며, 즉 코드 다이버시티를 제공한다.

길이 8 그룹 코드의 경우, 상술된 브루트 포스(brute force) 방식을 사용하는 소프트 판정 디코딩은 매우 적절하며, 이것은 DSP 외부의 하드웨어에 의해 상관 계산(Dⁱ _r을 얻기 위해)이 행해지는 것을 가정하여, 상기 계산을 위해 5-10K DSP 프 로세서 명령 순환(예를 들어, 텍사스 인스트루먼츠사에서 제조한 TMS320C54x DSP) 중에서 추정된다. 그러한 전용 하드웨어는 현재의 획득 구조에 또한 필요하다. 다수의 긴 코드가 요구되는 경우 장래에 증가될 수도 있는 큰 블록 길이의 경우, 보다 스마트한 소프트 디코딩 기술 또한 요구될 것이다.

단계 3 : 각각의 그룹이 오프셋 모호함 2를 갖는 8개의 긴 코드로만 이루어져 있기 때문에, NTT 구조에 있어서의 512 조합에 비해, 총 16개의 조합이 검색될 필요가 있으며, 단순 길이 2 콤마 프리 코드 또는 (8,2)RS 코드가 사용되는 경우 32개의 조합이 검색될 필요가 있다.

평균 획득 시간

평균 획득 시간에 따른 코드 기반 방식의 효과는 모든 획득 단계들을 함께 검사함으로써만 결정될 수 있다. 검색 공간의 감소로 인해 획득 처리의 단계 3에서 클리어 이득이 존재하지만, 단계 2에서 보다 많은 정보가 전송된다(n=2 코드의 경우 하나 대신에 2개 기호, 상술된 RS 코드의 경우 8개 기호). 따라서, 동일한 수의 타임 슬롯이 두 경우에 단계 2에서 확장된다는 조건에서, 단계 2에서 보다 많은 실수가 예상된다. 그러나, 분석은, 낮은 SIR 경우, 검출 가능성을 충분히 높게 유지하면서 낮은 오류 록 가능성(~10^-5)을 얻기 위해서는 단계 3에서 고차의 다이버시티 결합을 사용하는 것이 필수적이라는 것을 나타낸다. 이것은 시뮬레이션으로부터 확인될 수도 있다. 코드 기반 방식의 작은 검색 공간으로 인해, 단계 3에서 일정한 수의 타임 슬롯이 확장되면, 고차의 다이버시티 결합이 사용된다.

예를 들어, 단계 3에서 16개의 상관 핑거를 사용하고 4개의 타임 슬롯을 사용하면, 타임 슬롯마다 9개의 마스크되지 않은 기호가 존재하고, 32개의 긴 코드 및 16 핑거의 오프셋 조합을 통해 검색하기 위해 2개의 기호를 취하기 때문에, 길이 2 콤마 프리 코드의 경우 18의 다이버시티가 얻어진다. 반면에, 4 타임 슬롯을 사용하면, (8,3) RS 코드로부터 유도된 콤마 프리 코드의 경우 36의 다이버시티가 얻어지지만, 4개의 타임 슬롯은 NTT 방식에서 더이상의 다이버시티 결합을 허용하지 않는다.

도 4는 단계 3 검색의 상태도를 도시한다. 분석을 위해, 독립적인 검색 단계들이 가정되지만, 각각의 검색 단계에서 상관 페이딩이 고려된다. 레일리 페이딩(Rayleigh fading) 및 실제 도플러 주파수의 경우, 독립성 가정이 유지되지 않지만, 단계들간의 의존성을 고려하면 분석이 너무 복잡해진다.

검색 단계가 독립적이라는 가정하에서, 도 4의 상태도는 마르코브 연쇄(Markov chain)이다. 이것은 단일 수신 경로의 획득에 대응한다. 획득 동안에 채널 평가가 유효하지 않기 때문에, 비 코히어런트 검출(non-coherent detection)이 사용된다. 또한, 퍼치(1) 채널상의 기호(마스크된 기호를 제외하고)가 데이타 변조되기 때문에, 단일 기호 간격에 걸쳐 상관시킴으로써 역확산이 행해진다. 하나 이상의 기호가 결합되어 결정 변수를 형성하면, 포스트 검출 다이버시티가 사용되어야 한다.

단계 1 검색(상태 S1 )

제1 단계는 1/2 칩 간격으로 코드 SC0와 입력의 상관 작업을 실행한다(슬라 이딩 윈도우 타입 상관). 또한, 포스트 검출 다이버시티 결합이 사용될 수 있는데, 만일 T_l 슬롯이 단계 1에서 결합된다면, u(여기서 0 ≤ u ≤ 5119 (23))로 표현되는 SC0의 가능한 5120개 위치 각각에 대해, 실행되는 테스트는 다음과 같다:

(24)

여기서 y_j는 1/2 칩 간격으로 샘플링된 수신된(복소수) 샘플이고, y₀는 단계 1이 시작될 때 수신된 최초 샘플이며; (c₀, c₂, ..., c₂₂₅)는 짧은 코드 SC0이고; T는 1/2 칩에서 측정된 연속적인 마스크된 기호간의 간격이다. 5120개 가설 모두가 단계 1에서 테스트되며, 이들중 하나라도 상기 식의 테스트를 통과하면, 단계 2의 검색으로 이동한다. 하나 이상의 가설이 테스트를 통과한다면, 단일 수신 경로를 얻는 것에 관심이 있으므로, 최대 상관값을 갖는 가설이 채택된다. 수신기는 테스트를 통과한 복수의 가설을 병렬 처리할 수 있으며, 한 번의 검색 프로세스의 반복에서 하나 이상의 경로를 얻을 가능성이 있다. 한편, 어떤 가설도 테스트를 통과하지 못하면, 미스 상태(miss situation)가 되며, 단계 1에 머무른다. 이 단계에서 관심있는 각종 통계치는 다음과 같다:

P^l _d : 단계 1이 정확한 가설을 택할 확률

P^l _m : 단계 1이 미스될(어떤 가설도 테스트를 통과하지 못함) 확률

P^l _f : 부정확한 가설 u가 선택될 확률

단계 2 (상태 S2a 및 S2b )

단계 1에서의 정확한 검출(도 4의 상태 S2a에 대응) 및 단계 1에서의 오류 경보(상태 S2b) 때문에 단계 2로 들어간다. 단계 2에서, 원래의 NTT 제안에 관해, 수신된 신호 y는 (단계 1로부터) 긴 코드 마스크 기호가 예측되는 위치에서 짧은 코드 SC1 내지 SCN과 상관된다. 최대 상관을 갖는 가설이 선택된다. 이 최대 상관 출력은 임계치 τ₂와 비교되어 만일 이를 초과한다면 히트(hit)가 발생한다. 히트가 발생하면, 단계 3으로 이동하고 그렇지 않으면 단계 1로 되돌아 간다. 이렇게 하여 단계 1에서의 오류로 인한 에러를 감소시킨다. 다시, T₂ 시간 슬롯에 대한 포스트 검출 다이버시티 결합이 실행될 수 있다. 요약하면, 원래의 NTT 방식에 대해 이 단계에서 실시되는 테스트는 다음과 같다:

(25)

여기서, y_l는 1/2 칩 간격으로 샘플링된 수신된(복소수) 샘플이고, y_u는 단계 2가 시작될 때 수신된 최초 샘플로서, 단계 1에서 산정된 마커 위치와 일치하는 것이며; 단계 1이 정확한 가설을 선택한 경우 정확한 마스크된 위치이지만 그렇지 않으면 오류 위치이다. 전술한 바와 같이, 시퀀스 (c^r ₀, c^r ₂, ..., c^r ₂₂₅), l ≤ r ≤ N (26)는 긴 코드 그룹을 인코딩하는 짧은 골드 코드 SC1 내지 SCN이고, T = 5120 이다. 임계치 τ₂를 초과하면, 상기 식의 테스트를 최대화하는 r은 그룹 코드로서 선택되며, 그렇지 않으면 단계 1로 되돌아간다.

한편, 코드 기반의 방식에서, 수신기는 상관값을 계산한다:

(27)

여기서, (c^r ₀, c^r ₂, ..., c^r ₂₂₅), 1 ≤ r ≤ 17(28)는 길이 n 그룹 코드 C₁C₂...C_n 의 알파벳을 구성하는 짧은 골드 코드 SC1 내지 SC17이고; C_i (l ≤ C_i ≤ 17(29))는 짧은 코드 SC_i 중 하나에 대응하며; i(l ≤ i ≤ n,(30))는 n개의 연속 시간 슬롯의 각각을 나타낸다. 그룹 코드 및 그것의 수신된 순환 시프트는 결정 변수 Λ를 계산하여 산정된다(

(31)는 수신된 n-튜플과 가능성있는 전송될 n-튜플의 각각 사이의 유클리드 거리에 대응함):

여기서,

(33)는 전송된 그룹 코드의 각각 및 그들의 순환 시프트이다.

다음은 단계 2의 통계치들이다:

P² _d (34): 단계 1이 정확한 결정이 이루어졌다는 가설 하에, 단계 2가 정확한 가설을 택할 확률

P² _m (35): 단계 1이 정확한 결정이 이루어졌다는 가설 하에, 단계 2가 성공하지 못할 확률

P² _{e /c} (36): 단계 1이 정확한 결정이 이루어졌다는 가설 하에, 단계 2가 잘못된 그룹 코드를 택할 확률

P² _{e /w} (37): 단계 1에 에러가 있다는 가설 하에, 단계 2 테스트가 일부 r(또는

(38))에 대해 잘못하여 성공할 확률

P² _{c /w} (39): 단계 1에 에러가 있다는 가설 하에, 단계 2 테스트가 임의의 r(또는

(40))에 대해서도 성공하지 못하고 단계 1로 되돌아갈 확률

단계 3 (상태 S3a 및 S3b )

단계 1에서의 정확한 판정(도 4의 상태 S3a에 대응)으로 인해 및 단계 1 또는 단계 2에서의 에러(상태 S3b)로 인해, 단계 3으로 들어간다. 단계 3에서, 긴 코드 그룹은 이미 결정되었다. 그러나, 해당 그룹 내에서 어느 긴 코드가 사용될지 및 그의 오프셋이 결정되어야 한다. T₃ 시간 슬롯(포스트 검출 다이버시티 결합을 포함할 수 있음)을 사용하여, 수신된 신호를 대응하는 긴 코드 및 오프셋과 상관시키고, 어떤 가설이 최대 상관 출력을 만들어 내는지를 찾아냄으로써, 각각의 긴 코드 후보를 검색한다. 상관 동작은 퍼치(1) 채널의 마스크되지 않은 부분에 대응하는 기호 간격 동안 시행되어야 한다.

단계 3에서 T₃ 시간 슬롯이 사용되면, 시간 슬롯당 9개의 마스크되지 않은 기호들이 있기 때문에 d = 9T₃ Nnf/(16L) 차수의 다이버시티 결합이 사용될 수 있다. 16 핑거에서, 상기 식은 원래의 NTT 그룹 코드 체계에 대해 T₃ /4의 다이버시티를 수반하며, 이는 전술한 길이 2 콤마 프리 코드에 대해서는 9(T₃ /2)의 다이버시티를, (8,3)RS 코드로부터 유도된 콤마 프리 코드에 대해서는 9T의 다이버시티를 갖는 것이다.

또한, 오류 로크의 가능성을 최소화하기 위해, 임계치 τ₃에 대해 상관값이 테스트된다. 이는 단계 3이 검증 단계로도 작용하며 전체적인 오류 로크의 확률을 낮게 유지할 책임이 있기 때문에 매우 중요한 것으로, 일단 이 단계를 통과하면, 지연 로크 루프가 개시되며, 오류 로크에 대한 패널티는 매우 크다. 그러므로, 이 단계에서 실행되는 테스트는 다음과 같다

여기서 y^*는 수신된 샘플의 공액 복소수(긴 코드 역시 복소수이기 때문에 공액화가 요구됨)이고, ( C₀ ^{G ,w}, C₁ ^{G ,w}, C₂ ^{G ,w}, ... , C₄₀₉₅₉ ^{G ,w}), 1 ≤g ≤L/N (43)은 단계 2에서 결정된 그룹 G(l ≤ G ≤ N,(44)) 내의 긴 코드들이며, u는 단계 1에서 결정된 마스크된 기호 위치이며, 0≤s≤(16/n)-l (45)는 16/n 개의 가능한 긴 코드 오프셋이다. 단계 1이 정확한 가설을 선택하면, G는 정확한 그룹이 되고, 이들 중 어느 쪽이든 에러가 있다면 단계 3은 에러 상태가 된다(도 4의 상태 S3b에 대응).

상기 식은 퍼치(1) 상의 긴 코드 마스크 기호는 고려하지 않고 있다. 상관 처리는 단계 1에서 산정된 마스크된 기호 위치에 따라 이들 기호들을 스킵해야 한다.

다음은 단계 3의 통계치들이다:

P³ _d (46) : 단계 1과 단계 2에서 정확한 결정이 이루어졌다는 가설하에, 단계 3이 정확한 가설을 취할 확률;

P³ _m (47) : 단계 1과 단계 2에서 정확한 결정이 이루어졌다는 가설하에, 단계 3 테스트가 어떠한 w 및 s 에 대해서도 성공하지 못할 확률;

P³ _{e /c} (48) : 단계 1과 단계 2에서 정확한 결정이 이루어졌다는 가설하에, 단계 3이 잘못된 긴 코드 또는 오프셋을 취할 확률;

P³ _{e /w} (49) : 단계 1과 단계 2에 에러가 있다는 가설하에, 단계 3 테스트가 일부 w 및 s에 대해 잘못하여 성공할 확률;

P³ _{c /w} (50) ; 단계 1 또는 단계 2에 에러가 있다는 가설하에, 단계 3 테스트가 임의의 w 및 s에 대해서도 성공하지 못할 확률;

3개의 단계들 중 끝에서는 정확한 긴 코드 획득에 대응하는 상태 "S5" 또는 오류 록(false lock)에 대응하는 상태 "S4" 중 어느 하나가 현재의 상태이다.

시뮬레이션 결과

여기서는 원래의 NTT 그룹 코드 방식을 길이 2 코드 및 (8, 3)RS 코드 기반의 그룹 코드 방식과 비교한 시뮬레이션 결과를 논의한다. 각각의 시뮬레이션에 사용된 파라미터들을 기재하면, 이들은 T₁, τ₁, T₂, τ₂, T₃, 및 τ₃의 값이다. 임계치는 수신기에서 총 부가적 가우시안 노이즈의 변화에 따라 정규화되고, 큰 확산 이득(spreading gain)으로 인해 총 수신 신호 에너지 I₀로 근사될 수 있다. I₀ 의 값은 몇몇 기호 간격을 통해 수신된 신호의 포락선을 평균화함으로써 산정된다. 분석 및 시뮬레이션은 노이즈 파워(noise power)의 완벽한 산정치를 수신기에서 알고 있는 것으로 가정한다.

파라미터 T₁, τ₁, T₂, τ₂, T₃, 및 τ₃ 는 도 4의 상태도를 분석함으로써 얻어진다. 그러나, 최종 파라미터값 및 대응하는 시뮬레이션 결과만이 나타내어진다. 파라미터들은 최악의 조건, 즉, 경로마다의 최저 예상 평균 SIR과 80 Hz의 최대 예상 도플러 주파수에서 최적화된다. 보다 낮은 도플러 주파수는 보다 나은 성능(performance)을 이끌어낸다.

클록 드리프트(clock drift) 때문에, T₁ + T₂ + T₃ ≤ 48 (51) 타임 슬롯과 같은 제약 조건(constraint)이 있다. 또한, T₁ > 1을 사용하는 것이 유리하다고 하 더라도 이러한 선택은 큰 버퍼를 요구하게 된다( 10 내지 15KBytes 메모리).

현재의 NTT 스펙은 총 128개의 긴 코드(그룹 당 32코드들로 된 4개의 긴 코드 그룹)를 가정하는데 비해, 코드 기반 방식(code based schemes)은 이 수의 4배(512 긴 코드)를 지원한다. 또한, 시뮬레이션은 역확산 기호의 추상 레벨(abstraction level)에서 수행된다. 이것이 의미하는 것은 만일 수신된 신호가 검색되고 있는 코드를 운반하고, 수신된 코드가 국소적으로 생성된 복제(replica)에 정렬된다면, 각각의 역확산 동작

(52)으로부터 얻어진 랜덤한 변수는 Es + N이 될 것으로 추상(abstract)되며, 이 경우, Es는 기호 에너지(그 자체가 레일리 분포로부터 얻어진 랜덤한 값)이며, N은 열 잡음과, 셀간 및 셀내 간섭(inter and intra-cell), 및 상이한 PN 시퀀스들 간의 상호 상관, 또는 이들의 시프트를 나타내는 부가적 가우시안 노이즈의 전체 변수이다. 국소적으로 생성된 코드(c_j)가 수신된 코드와 동일한 노트(note)이고, 수신된 코드와 정렬되지 않으면, 역확산 기호

(53)는 분산 N을 갖는 가우시안 랜덤 변수로서 취해진다. 두 경우에 있어서 부가적 노이즈는 기호간에는 무관한 것으로 가정되지만, 특정 도플러 주파수에서의 레일리 페이딩에 따른 기호간 신호 에너지 Es의 상관이 고려된다. 실제 시스템에 가깝게 모델링하는 이러한 추상 레벨(level of abstraction)은 시뮬레이션 시간을 현저히 감소시킨다. 또한, 상이한 PN 코드들 간의 상호 상관, 또는 PN 코드와 그의 랜덤한 시프트 간의 상관은 부가적 가우시안 노이즈로서 양호한 방식으 로 모델링될 수 있다.

이하의 표는 단계 3에서 16개의 상관기 핑거(correlator fingers)들이 사용된 것으로 가정하여, 80Hz의 도플러 주파수를 가지는 레일리 페이딩과, 0dB 및 1.5dB의 경로당 평균 SIR율(per path average SIR: 평균 Es/N으로 정의됨)에 대한 최종적인 시뮬레이션 결과를 나타낸다. SIR 값은 부정확한 샘플링 위상과, 반송 주파수 에러, 및 I₀ 산정 에러로 인한 신호 열화(signal degradation)를 포함하는 것으로 가정하고, 표시된 SIR 은 수신된 SIR에서 모든 열화를 뺀 것이다. 이러한 열화는 비교된 모든 획득 스킴(acquisition schemes)에 대해 동일하다.

또한, NTT 시스템에서 마스크된 기호 에너지는 마스크되지 않은 기호 위치보다 3dB 낮다. 표 1에 나타내어진 SIR 값은 마스크된 기호 위치에 있는 값이며, 이것은 처음의 두 단계들로 알 수 있는 평균 SIR이고; 단계 3의 SIR은 표시된 SIR보다 3dB 높다.

(8,3) RS 코드에 대해, 획득 과정의 단계 2에서 하드 판정 디코딩을 사용할 때의 성능이 도시되고; 알 수 있는 바와 같이 낮은 SIR에서의 블록 코드의 하드 디코딩이 높은 에러 확률을 초래하기 때문에 코드는 완전히 브레이크 다운된다. 0dB 평균 SNR(레일리 페이딩하의 M-ary 직교 시그널링)에서, 레일리 페이딩하의 단일 17-ary 기호에 대한 검출 확률인 0.22와 비교하여, 시뮬레이션에 의해 얻어진 바와 같이, 0dB 경우의 값 p² _d (54)는 0.06이다.

단일 경로를 얻기 위한 평균 시간은 1000의 성공적인 획득에 걸쳐 평균화된 "T_acq"라는 용어로 나타낸다. 단지 하나의 경로가 수신기에 존재한다고 가정하면; 더 많은 경로들이 더 낮은 T_acq를 초래한다. 어떠한 오류 로크도 임의의 스킴에 대해 관찰되지 않는데, 이는 파라미터가 10^-5 미만인 오류 로크 확률로 설계되기 때문에 예상되는 것이다. 제이크 페이딩 모델(Jake's fading model)(참조로 본 명세서에 포함된 W.C. Jakes에 의한 "Microwave Mobile Communications,"(IEEE Press, 1974)를 참조)이 채널용으로 사용되었고, Ultrasparc 2의 매트랩(Matlab)에서 시뮬레이션이 행해졌다. 각 실행은 대략 8시간 걸린다.

시뮬레이션 결과, 레일리 페이딩 , 80 Hz 도플러

	T1	τ1	T2	τ2	T3	τ3	평균Tacq(0dB SIR)	평균Tacq(1.5dB SIR)
NTT 원래 스킴(128 긴 코드 지원)	1	10.25	3	3.7	3.2	4.13	1.7 초	0.55 초
길이 2, 콤마 프리 코드(512 긴 코드 지원)	1	10.25	8	2.9	8	2.39	0.94 초	0.29 초
(8.3)RS 코드(소프트 디코드됨)(512 긴 코드 지원)	1	10.25	8	2.8	8	1.90	0.7 초	0.20 초
(8.3)RS 코드(하드 판정 디코딩)	1	10.25	8	2.8	8	1.90	5.4 초	1.1 초

상기 도시된 수행 결과는 가장 최악의 경우로서 고려되야 한다. 부가적인 노이즈는 백색 가우시안이어서, 각 역확산된 기호에 부가된 노이즈가 독립적인 것으로 가정한다. 실제로 노이즈는 수신기 전단에서 수행된 코사인 매치 필터링에 의해 상관되고; 상관된 노이즈는 획득 성능을 개선하도록 예상된다. 또한, 실제로는 수신기에 하나 이상의 경로가 있어, 더 많은 성능 개선을 야기할 것이다.

결론

획득 시간(acquisition time)이 더 낮아진 WCDMA 시스템에서 긴 코드 검색을 줄이는 방법이 개시된다. 이 방법은 제2 퍼치 채널(perch channel)을 통해 전송된 에러 정정 블록 코드를 사용하고, 코드 워드의 콤마 프리 특성을 사용한다. 레일리 페이딩 채널 모델을 사용한 시뮬레이션 결과는, 긴 코드 수의 4배를 지원하고, 유용한 하드웨어 및 잘못된 록크 상수(false lock constant)의 가능성을 유지하는 동안, NTT DoCoMo 설명서에서 사용된 기존의 스킴과 비교하여 획득 시간에서 2 내지 3 팩터의 향상을 나타낸다. 요구되는 유일한 추가 공정은 획득 공정의 단계 2 동안에 그룹 코드의 최대 가능 디코딩에 대한 것이고; 이것은 (8, 3)RS 코드 예에 대한 10K DSP 프로세서 순환보다 적게 소비하는 것으로 추정된다. 그러므로, 이 방법은 간단한 하드웨어를 이용하여 낮은 SIRs에서 수신 코드를 획득하는 시간을 줄이기 위해서 사용될 수 있다.

대안 실시예 : 이동국 획득

실시예의 대안 분류에서, 개시된 혁신 기술은 또한 기지국이 이동국을 획득하는데 사용하기 위해서 적용될 수 있다. 일단 획득이 일어나면, 종래의 무선 확산 스펙트럼 시스템에서와 같이 통신이 진행된다.

대안 실시예 : 주파수- 홉핑 시스템

실시예의 대안 분류에서, 개시된 혁신 기술은 또한 주파수-홉핑(FH), 하이브리드(hybrid) DS/FH, 또는 DS/처프(chirp) 확산 스펙트럼 시스템에 적용될 수 있다.

실행을 위한 보다 상세한 시스템 콘텍스트 및 옵션은 이하에서 알아낼 수 있으며, Glover, DIGITAL COMMUNICATIONS(1998); S. Glisic 및 B. Vucetic, SPREAD SPECTRUM CDMA SYSTEMS FOR WIRELESS COMMUNICATIONS(1997); A. Viterbi, CDMA: PRINCIPLE OF SPREAD SPECTRUM COMMUNICATIONS(1995); K. Feher, WIRELESS DIGITAL COMMUNICATIONS, MODULATION AND SPREAD SPECTRUM APPLICATIONS(1995); R. Peterson 등, INTRODUCTION TO SPREAD SPECTRUM COMMUNICATIONS(1995); M. Simon 등, SPREAD SPECTRUM COMMUNICATIONS HANDBOOK(2.ED.1994); R. DIXON, SPREAD SPECTRUM SYSTEMS(3.ED.1994); R.E. Blahut, THEORY AND PRACTICE OF ERROR CONTROL CODES, Addison-Wesley Publishing Company, 1983; D. Chase, A CLASS OF ALGORITHMS FOR DECODING BLOCK CODES USING CHANNEL MEASUREMENT INFORMATION, IEEE Transactions on Information Theory, Vol.IT-18, January 1972; A. G. Dabak, SYSTEM ENGINEERING FOR BUILDING WCDMA MOBILE RECEIVER, TI Technical Activity Report, January 1998; G. D. Forney, GENERALIZED MINIMUM DISTANCE DECORDING, IEEE Transactions on Information Theory, Vol. IT-12, April 1966; W.C. Jakes, MICROWAVE MOBILE COMMUNICATIONS, IEEE Press, 1974; V. M. Jovanovic, 및 E. S. Sousa, ANALYSIS OF NON-COHERENT CORRELATION IN DS/BPSK SPREAD SPECTRUM ACQUISITION, IEEE Transactions on Communications, Vol. 43, No.2/3/4, Februray 1995; K.R. Matis, and J. W. Modestino, REDUCED-STATE SOFT-DECISION TRELLIS DECODING OF LINEAR BLOCK CODES, IEEE Transactions on Information Theory, Vol. IT-8, January 1982; SPECIFICATIONS FOR MOBILE EQUIPMENT, NTT Mobile Communicaions Network, Inc., April 17, 1997; A. Papasskellariou, PILOT PN ACQUISITION FOR IS-95A, TI Technical Activity Report, July 1997; W. W. Peterson, 및 E. J. Weldon, ERROR CORRECTING CODES, Second Edition, The MIT Press, 1972, pp.374-391; J. G. Proakis, DIGITAL COMMUNICATIONS, McGraw Hill Book Company, 1989; J. K. Wolf, EFFICIENT MAXIMUM LIKELIHOOD DECODING OF LINEAR BLOCK CODES USING A TRELLIS, IEEE Transactions on Information Theory, Vol. IT-24, January 1978; 이들 모두는 참조로 포함된다.

혁신적인 실시예들의 개시된 클래스에 따르면, 제1 긴 코드에 의해 확산된 제1 데이타, 및 간헐적으로 전송되고 상기 제1 긴 코드에 의해서 확산되지 않는 제2 데이타 모두를 적어도 간헐적으로 포함하는 신호를 전송하는 단계를 포함하며, 상기 제2 데이타의 다중 전송은 결합시 상기 제1 코드의 적어도 부분 식별을 제공하는 확산 스펙트럼 통신 방법이 제공된다.

혁신적인 실시예들의 다른 개시된 클래스에 따르면, 제1 긴 코드에 의해 확산된 제1 데이터를 포함하고, 또한 상기 제1 코드의 적어도 부분 식별을 제공하는 콤마-프리 블록 코드의 연속부들과, 상기 제1 긴 코드를 부분적으로 조차도 식별하지 않는 공유 코드를 간헐적이지만 연속적이지는 않게 포함하는 신호를 전송하는 단계를 포함하며, 상기 블록 코드 및 상기 공유 코드는 상기 제1 긴 코드에 의해 확산되지 않는 확산 스펙트럼 통신 방법이 제공된다.

혁신적인 실시예들의 다른 개시된 클래스에 따르면, 통신이 수립되길 원하는 신규 기지국의 송신에서 확산되지 않은 코드-식별 블록 코드를 가능한 때에 검출하 는 단계; 기호들을 결합한 상기 블록으로부터 긴 코드의 가능한 아이덴티티(identity)에 대한 적어도 일부 정보를 추출하는 단계; 및 상기 블록 코드의 위상으로부터 상기 긴 코드의 위상에 대한 적어도 일부 정보를 추출하는 단계를 포함하는 이동국 운영 방법이 제공된다.

혁신적인 실시예들의 다른 개시된 클래스에 따르면, 제1 긴 코드(first long code)에 의해 확산된 제1 데이타, 및 간헐적으로 전송되고 상기 제1 긴 코드에 의해 확산되지 않는 제2 데이타 모두를 적어도 간헐적으로 포함하는 신호를 전송하는 단계를 포함하는 확산 스펙트럼 통신 방법을 수행하는 복수의 기지국; 및 통신이 수립되길 원하는 신규 기지국의 송신에서 확산되지 않은 코드-식별 블록 코드를 가능한 때에 검출하는 단계, 기호들을 결합한 상기 블록으로부터 긴 코드의 가능한 식별에 대한 적어도 일부 정보를 추출하는 단계, 및 상기 블록 코드의 위상으로부터 상기 긴 코드의 위상에 대한 적어도 일부 정보를 추출하는 단계를 포함하는 이동국 운영 방법을 수행하는 복수의 수신기를 조합하여 포함하며, 상기 제2 데이타는 상기 제1 코드의 적어도 부분 식별을 제공하는 블록 코드의 부분들을 연속적으로 규정하는 통신 시스템이 제공된다.

혁신적인 실시예의 다른 개시된 클래스에 따르면, 제1 긴 코드에 의해 확산된 제1 데이타; 간헐적으로 전송되고 상기 제1 긴 코드에 의해 확산되지 않는 제2 데이타; 및 상기 제1 코드의 적어도 부분 식별을 제공하고, 상기 제2 데이타에 의해 적어도 부분적으로 규정되는 블록 코드를 적어도 간헐적으로 포함하는 신호를 전송하는 기지국; 및 상기 신호 및 상기 블록 코드를 수신하는 수신기를 포함하는 확산 스펙트럼 통신 시스템이 제공된다.

혁신적인 실시예들의 다른 개시된 클래스에 따르면, 제1 긴 코드에 의해 확산된 제1 데이타; 간헐적이지만 연속적이 아니게 전송되고, 상기 제1 코드의 적어도 부분 식별을 제공하며, 상기 제1 긴 코드에 의해 확산되지 않은 콤마-프리 블록 코드의 연속부들; 및 상기 제1 긴 코드를 부분적으로 조차도 식별하지 않고 상기 제1 긴 코드에 의해 확산되지 않는 공유 코드를 포함하는 신호를 전송하는 기지국; 및 상기 신호를 수신하는 수신기를 포함하는 확산 스펙트럼 통신 시스템이 제공된다.

혁신적인 실시예들의 다른 개시된 클래스에 따르면, 기지국; 및 통신이 수립되길 원하는 상기 기지국의 송신에서 확산되지 않은 코드-식별 블록 코드를 가능한 때에 검출하고; 기호들을 결합한 상기 블록으로부터 상기 기지국으로부터 전송된 긴 코드의 가능한 아이덴티티에 대한 적어도 일부 정보를 추출하며; 상기 블록 코드의 위상으로부터 상기 긴 코드의 위상에 대한 적어도 일부 정보를 추출하는 수신기를 포함하는 확산 스펙트럼 통신 시스템이 제공된다.

변경 및 변화

당업자에 의해 인식되는바와 같이, 본 출원서에서 설명된 혁신적인 개념은 넓은 범주의 응용분야에 걸쳐서 변경 및 변화될 수 있고, 따라서 특허 내용의 범위는 임의의 주어진 특정한 전형적인 교시(teaching)에 의해 한정되지 않고, 단지 제시된 청구항에 의해 한정된다.

예를 들어, 개시된 발명은 DoCoMo 시스템에 유추하여 전혀 한정되지 않고, 다른 실행 설명을 포함하는 시스템과 함께 사용될 수 있다.

다른 예를 들어, 개시된 발명은 DS-SS 시스템에 엄격히 한정되지 않고, 주파수 또는 주파수-홉핑 패턴에 의한 일부 할당을 또한 포함하는 하이브리드 시스템에서 사용될 수 있다.

다른 예를 들어, 현재 바람직한 실시예에서 사용된 리드-솔로몬 코드는 물론 다른 코드, 바람직하게 콤마-프리 블록 코드로 대체될 수 있다. 이러한 코드로는 BCH, 해밍 코드(Hamming codes), 또는 다른 보다 강력한 에러 정정 코드들이 있다. 이러한 코드의 길이는 긴 코드의 길이로 공평하게 나누는 것이 바람직하다. 대안으로, 코드 워드의 길이는 긴 코드 길이의 배수일 수 있다.

다른 예를 들어, 현재 바람직한 실시예에서 사용된 골드 코드(Gold code)는 다른 코드, 이를 테면, 월시 코드로 대체될 수 있다.

다른 예를 들어, 공유 코드(현재 바람직한 실시예에서, SCO)는 완전히 글로벌(global)일 필요는 없다. (SCO를 찾기 위한 상관 부담(correlation burden)은 상대적으로 가볍고, 특히 개시된 발명에 의해 얼마나 많은 상관 시간이 절약되는 지를 고려한다.) 대신에, 예약된 공유 코드의 작은 세트(예를 들어, 4 또는 7)는, 제1 퍼치 채널상의 SCO 대신에, 제2 퍼치 채널 상의 상술된 바와 같은 블록 코딩과 함께 사용될 수 있다. 이것은, 제2 퍼치 채널 상의 블록 코드에 의해 제공된 더욱 확장된 식별 및 위상 정보와 함께, 제1 퍼치 채널 내의 적은 양의 식별 정보를 제공할 것이다.

다른 예를 들면, 블록 코드의 세트가 긴 코드를 고유하게 식별할만큼 충분히 크다면, 다른 방법이 위상 오프셋을 얻는데 사용될 수 있는지를 슬라이딩 상관기 검색(sliding correlator search)을 행할 필요가 없을 것이다.

(수용가능한 최소 거리의 제약 내의) 콤마-프리 블록 코드의 세트가 기지국의 수의 두 배 이상인 다른 대안의 실시예에서, 각 기지국에 다중 블록 코드가 할당될 수 있다. 이것은 기지국이, 긴 코드 워드의 일회 반복에 필요한 것보다 적은 시간내에 고유하게 식별되는 것을 허용한다. 예를 들어, 상기 바람직한 실시예의 콘텍스트 내에서, TWO 콤마-프리 8-기호 코드는 각 기지국(전송된 ABABAB)에 할당될 수 있어, 이동국이 블록 코드를 인식하자마자, 위상 모호함이 없게된다. 이것은 짧은 블록 코드의 사용을 또한 허용한다.

다른 대안 실시예에서, 큰 획득 시간이 허용된다면, 퍼치 채널 내에 할당된 파워(power)가 감소될 수 있다. 이것은 간섭을 감소시키고, 시스템 용량을 증가시킨다. 고속의 하드웨어(예를 들어, 상관기 코프로세서)가 수신기에서 가능하다면, 코드 기반 획득 방법은 다중 경로 및 기지국을 병렬로 찾기 위한 하드웨어를 사용할 수 있는 이점을 여전히 갖는다.

다른 대안 실시예에서, 매우 큰 수의 긴 코드가 지원될 수 있다. 이 큰 코드 베이스는 다수의 작은 기지국을 사용하는 "피코셀(picocell)" 아키텍처에 유용하다.

다른 예를 들어, 코드 기반 방식에 대한 결과는 다음 방식들에 의해 더욱 개선될 수 있다: 단계 3에서 필요한 검색을 더욱 감소시키는 다수의 긴 코드 그룹을 이용하는 방식; 성능을 향상시키기 위해 보다 긴 에러 정정 코드를 이용하고, 블록 코드를 디코딩하기 위해 효율적인 디코딩 기술을 사용하는 방식; 단계 1에서의 다이버시티 결합을 허용하는 기술을 사용하는 방식.

다른 예를 들어, T ₁ + T ₂ + T ₃ 가 허용되지만, 여기서 도시된 결과를 위해서 단지 17개 시간 슬롯 만을 사용하였기 때문에, 우리는 단계 2에서의 다이버시티 결합을 사용함으로써 성능을 더욱 향상시킬 수 있다. NTT 스킴은 36개 슬롯을 사용하고, 이것은 코드 기반 방식에서 사용된 슬롯 수의 두배 이상이다. 그러나, 코드 기반 방식은 보다 효율적으로 수행한다.

다른 예를 들면, 개시된 혁신 기술은 소프트 핸드 오프 스킴으로 일체될 수 있다. 이러한 스킴은, 보다 계산적으로 과도해지지만, 두 기지국에 의한 이동 유닛의 획득을 허용할 것이다.

다른 예를 들어, 당업자들에게 명백해짐과 같이, 다른 기지국 토폴로지는 도시된 특정 기지국 토폴로지를 대신하거나, 이에 추가되거나, 또는 대체될 수 있다.

다른 예를 들어, 당업자들에게 공지된 제약내에서, 다른 특성을 갖는 코드들이 상술된 것을 대체할 수 있다.

본 발명은 개선된 이동 통신 아키텍처를 개시하는데, 여기서 각각의 기지국은 기지국의 긴 코드 워드에 의해 확산된 데이타뿐만 아니라, (간헐적으로는) 확산되지 않은 코드 식별 데이타를 방송한다. 코드 식별 데이타는 복수의 기호를 포함하는 블록 코드로서, 코드 식별 데이타의 송신을 완료하기 위해 복수의 간헐적인 송신이 필요하다. 이와 같은 송신은 이동국이 두가지 방법: 코드 식별 데이타가 긴 코드 자체에 대한 적어도 일부 정보를 제공하는 방법, 및 블록 코드의 위상이 긴 코드 워드의 위상에 대한 적어도 일부 정보를 제공하는 방법으로, 기지국의 긴 코드 워드에 대한 검색을 단축할 수 있는 효과가 있다.

도 1은 코드에 기초한 획득(code based acquisition)의 개시된 방법을 도시하는 도면.

도 2는 현재의 NTT DoCoMo 채널 구조를 도시하는 도면.

도 3은 n=8의 블록 코드를 도시하는 도면.

도 4는 3 단계 검색에 대한 상태 다이어그램을 도시하는 도면.

도 5는 기지국 셀의 전송 구조를 도시하는 도면.

도 6은 다수 이동국과 다수 기지국을 갖는 무선 통신 시스템을 도시하는 도면.

<도면의 주요부분에 대한 기호의 설명>

604 : 셀

Claims (12)

1. 확산 스펙트럼 통신 방법으로서,

   긴 코드 마커 기호(long code marker symbol) 및 제1 긴 코드(first long code)에 의해 확산된 기호 시퀀스(a sequence of symbols)를 포함하는 제1 신호 - 상기 긴 코드 마커 기호는 상기 제1 신호 내에 주기적으로 나타나며, 상기 제1 긴 코드에 의해 확산되지 않음 - 를 전송하는 단계; 및

   짧은 코드 기호들의 반복되는 시퀀스를 포함하는 제2 신호를 전송하는 단계 - 각각의 상기 짧은 코드 기호는 상기 긴 코드 마커 기호들 중의 하나와 동기화되어 전송되며, 상기 시퀀스 내의 각각의 짧은 코드 기호는 상기 시퀀스 내의 다른 짧은 코드 기호들과 달라서 상기 시퀀스가 고유한 순환 쉬프트(unique cyclical shift)를 가지고, 상기 짧은 코드 기호들의 시퀀스는 상기 제1 긴 코드를 포함하는 긴 코드들의 그룹을 식별함 -

   를 포함하는 확산 스펙트럼 통신 방법.
2. 제1항에 있어서, 상기 짧은 코드 기호들의 시퀀스는 콤마 프리 에러 정정 코드들(comma free error correcting codes)의 세트로부터 선택되는 확산 스펙트럼 통신 방법.
3. 제1항에 있어서, 상기 짧은 코드 기호들의 시퀀스는 콤마 프리 코드들(comma free codes)의 세트로부터 선택되는 확산 스펙트럼 통신 방법.
4. 제1항에 있어서, 상기 짧은 코드 기호들의 시퀀스는 리드 솔로몬 코드들(Reed-Solomon codes)의 세트로부터 선택되는 확산 스펙트럼 통신 방법.
5. 제1항 내지 제4항 중의 어느 한 항에 있어서, 상기 긴 코드 마커 기호들의 반복되는 시퀀스는 상기 제1 긴 코드의 길이에 대응되어, 상기 제1 긴 코드의 오프셋은 상기 짧은 코드 기호들로부터 추출될 수 있는 확산 스펙트럼 통신 방법.
6. 제1항에 있어서, 상기 제1 긴 코드는 공유 코드(shared code)를 포함하는 확산 스펙트럼 통신 방법.
7. 제1항에 있어서, 상기 제1 긴 코드는 최대 최소 간격(maximum minimun distance)을 갖는 선형 코드인 확산 스펙트럼 통신 방법.
8. 제1항에 있어서, 상기 제1 긴 코드는 n-k+1의 최소 간격을 갖는 (n,k) 선형 코드인 확산 스펙트럼 통신 방법.
9. 확산 스펙트럼 통신 시스템으로서,

   적어도 간헐적으로 신호를 전송하기 위한 기지국 - 상기 신호는

   제1 긴 코드에 의해 확산된 제1 데이터;

   간헐적으로 전송되고, 상기 제1 긴 코드에 의해 확산되지 않은 제2 데이터; 및

   상기 제2 데이터와 동기화되어 전송되는 블록 코드 기호들의 시퀀스를 포함하는 블록 코드를 포함하고,

   상기 기호들의 각각은 상기 시퀀스 내의 다른 블록 코드 기호들과 달라서 상기 블록 코드 기호들의 시퀀스는 고유한 순환 쉬프트를 갖고, 상기 제1 긴 코드의 적어도 부분적인 식별을 제공하며, 상기 제2 데이터에 의해 적어도 부분적으로 정의됨 - ; 및

   상기 신호를 수신하고, 상기 블록 코드로부터 상기 제1 긴 코드를 식별하기 위한 수신기

   를 포함하는 확산 스펙트럼 통신 시스템.
10. 제9항에 있어서, 상기 블록 코드 기호들의 시퀀스는 콤마 프리 코드들의 세트로부터 선택되는 확산 스펙트럼 통신 시스템.
11. 제9항에 있어서, 상기 제2 데이터의 반복되는 시퀀스는 상기 제1 긴 코드의 길이에 대응하여, 상기 제1 긴 코드의 오프셋이 상기 블록 코드 기호들로부터 추출될 수 있는 확산 스펙트럼 통신 시스템.
12. 제9항에 있어서, 상기 제1 긴 코드는 최대 최소 간격을 갖는 선형 코드인 확산 스펙트럼 통신 시스템.

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