TWI344292B - Method and system for generating a secret key from joint randomness - Google Patents

Description

1344292 九、發明說明： 【技術領域】 本發明涉及無線通訊系統。更具體來說，本發明涉及 一種從由無線傳輸/接收單元（WTRU)共用的聯合隨機性 (joint randomness )中產生密鐘的方法和系統。 【背景技術】

假設使用者A和使用者JB使用的兩個終端是在無線環 境中的同一頻率上彼此通訊，這兩個終端能夠在它們的傳 輸中應用5;|丨練序列以估計其相互（reCipr〇caj )無線頻道的 頻道衝擊回應（CIR)。無線頻道由具有不同尺度和延遲的 離散旅衝的集合塑造而成。每個脈衝代表一個單路徑衰落 頻道，权佳為知}利（Rayleigh)衣落或尺icjan衰落。在數學 上，無線頻道是建構如下列等式： 必二|柳1) 等式⑴

其中）且”^代表無線L路徑衰落頻道中第/個 路徑的振幅和延遲。在瑞利衰落頻道中，振幅W是零均 值的複數高斯隨機變數。 無線頻道的CIR可為如下等式： hit) = Pit) * a{t) (. 等式（2) ”二二代表從預定頻1 可得 波器中松到的脈衝形狀，，。將等式⑴代入等式⑺

I 等式（3) Κ〇 = Σα>Ρ(ι~τΧ /*1 5 本的aR㈣衝形心⑺的複數個延遲和尺度副 使用者A和使用者3分別⑽ 擾化形式，其觀察可寫如下4 Θ抓樣干 ^W = cA^-rfi)+2aK] 等式⑸ '、5疋知樣間隔’έ玄間隔被假設為在兩個終端處是相 ^㈣ ^是與每個接收器相關聯的採樣時間偏移。 採樣間㈣應當足夠大⑴、大於相干時間_，以確保 兩個連續觀察的獨立性。 因此，兩個終端之間的採樣時間差是hi。變數 a疋複數常量，其反映了與每個接收器相_之不同的放 大和相位偏移。為解域，假設G^=1。私㈣和 是獨立的加成性高斯干擾序列。 由於使用者A和使用者B的觀察；^卜]和&间是基於其 相互無線頻道&⑺而建立，因此他們彼此相關。另一方面， 由使用者C使用並在地理位置上位於距使用者A和使用者 B超過波長遠度的不同位置的第三終端在頻道上不具有相 關資訊。 基於他們相關的頻道觀察，使用者A和使用者b希望 產生公共密鑰。在產生此種密錄時’它們可以藉由無誤差 認證無線信頻道進列通訊。所產生的密输應可對在公共頻 道上觀祭傳輸的潛在竊聽者隱瞒。具體來說，所產生的密 鑰要求幾乎“統計獨立”於公共傳輸。 1344292 令1、(不，...4)和}- = (?；，...，}；)作為相關隨機變數：^和^ 的η個獨立同分佈的副本。使用者A和使用者B分別觀察 序列义"和r1。而且，使用者A和使用者8可以藉由無誤差 無線頻道進列互相間的通訊，並且很可能交互地進列很多 輪次的通訊。令K表示無線頻道上的所有傳送。在傳送之 後，使用者A基於(jr，)產生位元串心，而使用者B基於

(γλ，κ)Ι生位元串&。如果下列條件滿足的話，那麼位元串 S組成密鑰： 等式（6) 等式（7) 等式（8)

Pt(S = SA=SB)^l-/〇s;K)«o;並且 尺⑹《|4

其中|S|表示位元串s的長度，々b卩表示$和ρ之間的 相互資訊，而所习表示S的熵。上述第一個條件意味著使 用者A和使用者B產生幾乎相同的密鑰，第二個條件意味 著該密賴乎統計駐於使帛者c的資訊（即無線頻道上 的傳輸V)’而第三個條件意味著該密鑰幾乎呈均勻分佈。 因此，该岔錄有效地隱瞒於使用者c。這裏，竊聽者、使 用者c是被動的（即使用者c不能干預公共頻道上的傳輸 V)。 密錄的（倘）率^稱為密錄率。最大的密绩率稱為 密鑰容量，其由cs來表示。密鑰容量的概念標示使用者A 和使用者B基於他們的觀察外广所能產生的最長密錄的 長度。上述模型的密鑰容量表示為如下·· 等式（9) CS^J(X-Y) 7 眾所周知，在特定情形中，例如在這裏所描述的情形 :’可以藉由從使用者A至使用者3的單—傳輸來實現該 密输容量，反之亦然。 斤設想使用者4烟者B之間岐線頻道是具有平均 路4功率(Ρι，·‘·，Α)的L路徑衰落頻道。設想該無線頻道上的 加性高斯自僧（AWGN)醉均解是ν。目此，第/ 個路徑上使用者Α和使用者Β的CIR觀察之間的相互資訊 給出如下： log

P<_ N 等式（10) 藉由-致限（union bound)，使用者A和使用者B的 總體CIR觀察之間的相互資訊的上限為&這實際上使用 者A和使用者b可以實現的密鮮的實際上限。 當L路⑽落頻道巾第-赌徑被設置為參考路巧 時，該頻道的㈣平均路徑功率可以表示為，其^ 瓦。那麼，該密鑰率的上限為： Σ1〇β1+ /=1 \ ^ SNR.p, 2 + 1___ SNR pf 等式（11) Μ ’ SNR=fS朗參考路徑而定義。 為了使用於加密應用中，期望能夠產生全熵串（具有 Pr(0) = Pr(l) = 1/2的獨立位元）。因此，期望能夠去除採樣之 間的^祕。對於單路徑舰來說，這可以藉由從所有採 樣中間早地選擇"個採樣（例如具有最大值的採樣）來實 :頻二路=道來說，正好有複數個採樣(每 相關性成為—個巨大 因此’如何去除採樣之間的 用二Γ問題來自於兩個終端處的採樣時^ 的採樣二:==CIR可以產生完全非相關 夠在兩個終端對齊(align)採樣時 到對採樣時間差的估計。其他= =;固終端處的_差異和DC偏移(即非零均值的隨 【發明内容】 本發明涉及—_於從由WTRu共用的聯合隨機性中 產生密鑰的方法m帛—WTRU和第二WTRu執列 頻道估計喊生第-WTRU和第二WTRU之間的頻道上 的採樣CIR。該第- WTRU從該採樣CIR中產纽元組龙 且從該位元組中產生密錄和多義元（或同位位W。該第〜 WTRU將舒義元（或同錄元）發送至該第二WTRu。 該第二WTRU從該多義元（或同位位元）和其自身的採樣 CIR中重建該位元組，並且從重建的位元組中產生密鑰。 還可能的是，每個WTRU從其部分採樣CIR中產生位元纽 並從該位元組中產生多義元。每個WTRU發送該多義元， 並重建從該多義元和其自身的採樣CIR所產生的其他 1344292

WTRU的位元組。兩個戮以重建的位元組 產生的位元組中產生該密鑰。 【實施方式】 術語“wtru ”包括但不限於使用者設備 )、私動站、S3定或移動使用者單元、傳呼器、列動 話、筆記本電腦、個人數位助理（pDA)、七、基地么、 位址控制H、存取點（Ap)或任何能夠在麵 ^

的其他類型的裝置。 木乍 本發明的特徵可以結合到積體電路（IC)中或可以配 置在包括複數個互連元件的電路中。 本發明將參考多路徑瑞利頻道進列描述，並且提供僅 針對瑞利衰落頻道的數學模型。然而，需要注意的是，參 考瑞利頻道僅用於示意目的，而本發明可應用於基於任何 數學模型的單路徑或多路徑頻道。

以及其自身 本發明中的分析模型如下：產生三個相互獨立的複數 高斯隨機變數Η、ZA和ZB。Η根據N (0，P)產生，& 根據N (0，Na)產生，而ZB根據N (0，Nb)產生。令 X=H+ZA，並且Y=H+ZB。簡單的計算說明如下

/ X /(^；r) = i〇g2 等式（12) 尸 等式（1)可以重寫為 = l〇g2

P

P 等式（13) 這表示分別基於聯合高斯隨機變數χΠ和γη的觀察， 10 (S :) 兩個诵ΐυ k il〇g2(i + - ' + + 位元的密錄 β ^~J~

。民的WTRU可以產生長度不大於 ⑴ 〇g2(i + ·P

:·、、’ ·，、（見 ’ 6又想 Na=Nb=N ’ 並且 SNR 定義為 P/N ’等式(13)被簡化為： \ = log. SNR 'TX SNR. 1 + 等式（H) 密瑜容量Cs相對於SNR的圖示在圖1中說明。 聯合高斯隨機變數X和Y可表示為： 等式（15) 其中Z0〜Ν(〇，1^ί^1)獨立於Y。 圖2是根據本發明的包括兩個WTRU21〇、23〇的系統 方塊圖。第一 WTRU 210包括頻道估計器212、後置處理 單元214 (可選的）、量化單元216、來源編碼單元218、錯 誤校正編碼單元220以及保密增強（pA)處理器222。頻 道估計器212產生第一 WTRU 210和第二WTRU 230之間 的無線頻道上的採樣CIR。該採樣CIR可以由後置處理單 元214來處理。第一 WTRU 210藉由無線頻道的CIR測量 來獲取高斯隨機變數X，並從該高斯隨機變數X中產生密 鑰SA。 由於可以將密鑰看作是位元串，或者可選擇地看作是 符號串（下文僅涉及“位元串”），所以連續隨機變數X被 轉化為位元串xb，這涉及量化處理和來源編碼處理。隨機 變數X輸入到量化單元216中，該量化單元216輪出量化 1344292 值Xq。來源編碼單元218將該量化值\編碼為位元串。 位元串Xb輸入到錯誤校正編碼單元22〇和PA處理器 從中。該錯誤校正編碼單元220在位元串Xb上執列錯誤 杈正編碼（例如非系統或系統塊編碼）並產生多義元或同 位位元（下文巾統-為乡義元”）。該錯誤校正編碼對於 第一 WTRU 210和第二WTRU是已知的，並且可能對於其 他WTRU也是已知的。Μ處理器222從位元串&中產生 ，输SA。該第一 WTRU 2H)藉由將Xb的多義元（針對給 疋錯δ吳校正編碼）藉由無線頻道發送至第二wtru 230而 幫助第二WTRU 230重構該位元串Xb。 第二WTRU 230包括頻道估計器232、後置處理單元 234 (可選的）、解碼單元236、pA處理器2兇。該頻道估 计态232產生第一 WTRU210和第二WTRU23〇之間的無 線頻道上的採樣CIR。該採樣CIR可以由後置處理單元234 來處理。第二WTRU 230藉由無線頻道的CIR測量來獲取 聯合咼斯隨機變數γ ’並基於從第一 WTRU 210中接收到 的多義元和其自身觀察γ來重構义（即位元串估計之）。 δ亥聯合咼斯隨機變數γ和該多義元進入解碼單元236以構 建該位元串估計然後，ρΑ處理器238從位元串估計夂 中產生岔錄SB (其假設為與SA相同）。不知道γ的竊聽者 就不能完全重建Xb。 密鑰由第一 WTRU 210和第二wtru 230從位元串xb 中提取出來，從而該密鑰幾乎“統計獨立”於使用者c的 資Λ (即Xb的多義元）。可以藉由使用通用hash函數來實 12 1344292 現保密增強。如果位元串&是最賴位元串（即較佳隨機 ^ ^麼利用基於多義元的編碼和解碼技術，pA處理器 是非常重要的’因為不需要雜信（hash)。 量化單元216、來源編碼單元218、解碼單元236以及

後置處，早=2M、234的細節將在後文進列詳細描述。 θ就量化單元216而言，量化方案由分割以及其相應的 量子（QU她）來指定。分割包括-組單獨的間隔S】...SV， 這覆蓋了整個採樣制。量子包括—組數〜，其中 ’其可以解釋為量化值。針對分割{S】...S0的量化等 級定義為l〇g2V。例如’躲瑞利頻道而言，考慮兩種量化 方案，等概率量化和最小均方誤差（MMSE)量化，儘管 也可應用其他方案。 μ 就等概率量化而言 {S】...Sv}，從而 定義了針對隨機採樣的分割

rr(A e 料表示間隔Si，！仙的右端點。如果間隔Si的左端 點與間隔Si.】的右職—致，那麼分割{s】..以實際上由 =，]MV獻。根據等概率量化，⑽，！如由下:的等 f f(x)dx = 1 V 其中/W是隨機採樣X的概率分佈。 例如，對於零均值單元方差高斯分佈的 化器的分割為 等式（17) 級等概率量 (S ) 13 1344292 SI = (.〇〇, -0.6745], S2 = (-0.6745, 〇], S3 ^ (〇 〇 6745], S4 = (0.6745, ^). ， 另一方面，利S MMSE量化，分割{s】.^和量子 h...qv}的選擇是最小化期望值船、)2]，是隨機 採樣’並且qx是針對X的量化值。令^表示間隔心 的右端點。最小化职)2]的值么和qi，計算如:’ 9/ + 9<+] 1 / . / ,. —-—,12/SV-1, (χ - Q,) f {x)dx = 〇 , \<i < η δ. η ' 等式（18) 等式（19) ，其中纟。代表最小可能採樣值，在我們的例子中該最小^ 能採樣值是-〇〇。 例如，對於零均值單元方差高斯分佈的2級應犯量 化器的分割為 s1 = (-〇〇, .0.9816], S2 = (-0.9816, 〇], §3 ^ (〇, 〇.98l6], S4 -(〇.9816,呼並且相應的量子是，七lK.4528，q3 =0.4528, q4 = 1.5 卜 等概率量化的主要優點在於輸出位元是構造等概率 的’這導致了最大熵位元串。任何其他量化技術受熵損失 的影響。^ 1說明了針對刚犯量化器_損失。當使用 非等概率里化方案時，根據本發明的密输率 以補償 該熵損失。 表 量化等級 (每採樣位元數） 資訊的熵損失 (每採樣位

轉化為位π串。較佳地 0目的疋將整 編碼。自M W I鱗方案疋自然編褐或格 長度為串形式的自然表述。例如，. 元分別是 υ 01 、“10” 和 “η” 。 碼字元有—個?下：式來代表整數’即任何兩個相_ 代表整數。、=:如’在長度一 “„,，和“]〇”2。和3的編碼字元分顺“⑽’、·‘0Γ 。兄明了用槪較自氣碼和格雷編碼在誤瑪率 圖 .…供錢甲，雁 級等概率量化。在該模擬結果中，格雷編碼勝過自^ 方面的性能的模擬結果。在該模擬^應用了 4 之處在於…而可以藉由使祕雷編碼而產 共位元的位元Φ，即使WTRU之間的實_實際上可能並 不絕對相同。對於單級誤差，僅有一個位元不同。月" 可以使用能夠最小化連續值之間位元改變數量的其他 編碼方案。理骑況下’低改魏量應#縣兩個值之 間的差別的增長而增長。 15 1344292 圖4和圖5說明了用於在使用自然編竭和格雷編碼時 不同量化等級在BER方面的性能的模擬結果。不同量化等 級將導致不同的BER。根據模擬結果可知，量 1 BER越小，這是因為較低的量化等級分割中較大的 間隔，而使兩個採樣落入相同間隔的概率增加。然而，使 用低級量化產生短位元串。因此，在輸出位元串的長度和 兩個輸出位元串的相關性之間要有折衷。 圖6說明了用於比較等概率量化和最小均方誤差 (MMSE )量化在BER方面的性能的模擬結果。所用MMSE 所產生的位元串不是均勻分佈的，而這不是所期望的，因 為從該位元串中提取出來的密鑰應當是均勻分佈的。因 此，應當將s玄位元串壓縮成均勻的，這導致了較短的位元 串。在補償了 MMSE量化的熵損失之後，從量化 和等概率量化中產生的密鑰率在每採樣的幾十個位元中。 表2知納了荨概率罝化和MMSE量化之間的性能比較。 表2 SNR 使用等概率量化的密錄率 使用MMSE量化的密鑰 (位元/採樣） 率(位元/採樣） 13 2.27 2.72 15 3.03 3.28 17 3.66 3.84 19 4,30 4,45 16 1344292 例如，錯5吳校正編碼單元220和解碼單元2】§可以實 現二進位歸度奇偶 (LDpc)編碼、。議 編碼、Turbo編碼、差分編碼縣何其他編碼方案。就解碼 單元218而言，所接收到的多義元（或同位位元元）和變 數γ進入解碼單元218並且該解碼單元218重構位元串 Xb。解碼單元236計算每位元的對數似然比（LLR )。該LLR 可以藉由使用硬決定和軟決定来計算。

在瑞利頻道的例子巾，當制硬決輯，第二〜削 2—30以與第一一 WTRU 210相同的轉化方式將每一個⑽觀 祭轉化為位M = %，···，w。職針對X一 LLR的給出 如下： ΐηρΓ(Λ,,=〇ιη,,) lni^A 5 P,

等式（20) 其中pi疋Xb，i不同於Yb，i的概率

圖5和圖6中的每條 曲線對應於^-艺A。 l〇g2v t； 類似地，在瑞利頻道的例子中，當使用軟決定時，第 二™ 230直接從Y中而不是從I中計算LLR。設相 第一 WTRU21G應用—級等概率量化來藉由如下等式將: 採樣X轉化為單個位元Xbi : ^ 那麼 〇, ^<〇； 尤>〇. 等式（21) = 01 Ό = Pr(J^ s 01 7) = pr( P 77νυ + ζ〇^^\υ) 等式（22) Z〇 〜N(0, 2PN + N2 ~pT7T~ )獨立於Y。因此 17 1344292

Pr(/A1 = Ο I }〇 = Pr(Z。<

P P + N

Y>\-Q P JVn

Y V(2^ + ^2)/cp7a〇 等式（23) 其中 Q(x) e'Tdt V27 因此，針對Xb,i的LLR給出如下 等式（24)

P ι-β

P + N

Y yl(2PN + N1)/{P + M) p

Q

P + N

Y ^{2PN + N2)/{FTn) 等式（25) b，2 軟決定LLR取決於在位元轉化中使用哪種源編碼。自 然編碼和格雷編碼可以產生不同的LLR。假設第一 wtru 210應用了二級等概率量化和自然編碼以將其採樣X轉化 為兩個位元(Xb，h Xb，2)QX的功率是P+N。因此Xb j〇x 給出如下： ’ (及丨，夂2) 00, 01， 10, X<yfJ+N_g]； ^p+N.q,<x<jyr^^.寻式 (26) ^rq2 <x^[pTn^ L11， X > •Jp + N.q^ ，中L5 U和k〇6745是針對零均值單元方 差向斯分佈的量化邊界。換言之、由下列等式決定 等式（27) 針對第一個位元X_LLR^ 田寺式（25)給出。針對 18 1344292 第二個位元Xb，2的LLR計算如下：

Pr(ZA2=0|)〇 ^?r{X<^P + N q^or^lP + N q2<X<^P + N q^Y) = Pr(7^y+z〇-A/^^,m+Pr(V^'^<7f^y+z〇-V^ = Pr(Z0<yiFTN.gi--^r) + Pr(4P^.q2-j^Y<Z0<^fp^.^__ = \ + g(2,Y)~g(ir)-g(3,Y), 等式（28) 其中

(__ p \

ylP^N.q,--Y 灿SnUn、 等式（29)

V J 因此 等式（30) lnPr(^2=0|7) ln 1 + g(2,r)- g(l，}〇-g(3,r) ?v(Xb2=\\Y)~ g(\,Y) + g(3,Y)-g(2,Y) 另一方面’如果第一 WTRU 210在位元轉化中應用格 雷編碼，那麼Xb,jn Xb2給出如下：

(Ά) = 00, 01,11,10, Χ<λ/Ρ + Ν.^; JP+N.q, <X< y/P + N.q2； ^P + N.q2 <X< y/P + N.q,; X>4T+N.qy 等式（31) 針對第一個位元Xb，d〇 LLR還是由等式（25)給出。 針對第二個位元Xb2的LLR計算如下：

Pr(X6,2 =0|F) = Pr(^< -Jp + N.^ or X> -Jp + N.q31 f) =Pr(Z0 < V?T1V.g, -_^_7) + Pr(Z0 ~^~Y) = \ + g{2,,Y)-g{\,Y), 等式（32) 以及 19 1344292 等式（33) 通常’對於自然編碼，針對χ D，l: 如下： kui〇g2v& LLR 給出 inPr(^,=〇|y) η ργ(λ,( = 1 m

2J-11-ΣΗ)>+ι.?(;·· In—___ 2*H '----E(H(7'21〇8O M 等式（34)

對於格雷編碼，針對Xb0〇LLR給出如 2，·ι * inPr(^,=〇m Π Pr(^,( =1| 7) 1 - Σ H)"1《((2) -1). 210一 n Ina!__ ' } ㈠广丨g((2/ - 1) . 2丨哏' y) 等式（35) 圖7說明了從不同位元轉化方案（即自然編碼或格雷 編碼）和不同LLR計算方法（即硬決定和軟決定）得出的 密錄率的模擬結果。賴擬巾使㈣錯誤校正編碼是速率 為1/2、編碼字元長度為4800位元的二進位不規則LDpc 編碼。該編碼的度分佈對是

Λ(χ) = °·234029^°·212425χ2 +〇.146898x5 +〇.102849,6 +〇3〇38〇8χ^ p(x) = 0.71875X7 + 0.28125X8. 允许置彳自傳播次鼻法的三十次迭代。 在模擬中，選擇了量化等級，其實際上固定了針對給 定頻道編碼的密鑰率。然後，藉由模擬，決定最小SNR， 從而WTRU所獲取的結果密鑰的BER小於1〇-4。這給出了 SNR和密鑰率對。針對其他量化等級來重複該處理。最後， 藉由繪製該結果（SNR、密鑰率）對來獲取曲線。應當注 意的是，選擇1〇'4的BER操作點從而其位於解碼器性能曲 線的最陡梯度處’因此SNR的變化很可能非常小。為比較 20 1344292 的目的，圖7中還繪製了密鑰容量。 從模擬結果中說明，就結果密鑰率而言，軟決定好於 硬決疋，並且格雷編碼好于自然編瑪。例如，對於&定 SNR=18dB，密錄容量是5.0位元/採樣。從自然編碼和= 定中得到的麵具有2.G侃/採樣的比率。從格雷編碼和 硬决疋中付到的植錄具有2.8位元/採樣的比率。從自然編 碼和軟決定中得到的密鑰具有2·7位元/採樣的比率。而從 格雷編碼和軟決定中得到的密鑰的比率具有4〇位元/採樣 的比率。軟決定優於硬決定，因為其更好地使用原始採樣 Υ，而不是估計Xb中的失真形式Yb。格雷編碼優於自然 編碼’因為格雷編碼中代表兩個相鄰量化值的任意兩個編 碼字元有一個編碼字元不同’而自然編碼中代表兩個相鄰 量化值的任意兩個編碼字元可以有超過一個位元不同。由 於具有相對高的概率，第一和第二WTRU的採樣在量化之 後落入相鄰間隔中，格雷編碼將因此提供更多的公共位元。 從圖1中觀察到，在高SNR (>15dB)，從格雷編碼和 軟決定中得到的密錄率處於密输容量的1.1位元中。然而， 所實現的密鑰率和密鑰容量之間的差距在低SNR (<12dB) 時較大。本發明提供一種用於降低低SNR時的差距，從而 總體實現的密鑰率總處於該密鑰容量的1.1位元中。 眾所周知，量化或多或少會發生資訊損失。為了減少 由於量化所致的資訊損失，第一 WTRU 210在高於密鑰產 生目的所需的等級的等級對其採樣進列量化。例如，設想 第一 WTRU 210和第二WTRU 230希望以m位元/採樣的 21 1344292 比率產生密鑰。當使用比率為1/2的LDPC編碼時，圖2 中的密鑰產生系統要求第一 WTRU在量化等級m位元/採 樣對其採樣進列量化。第一 WTRU 21〇可以在較高等級 m+k位元/採樣對其採樣進列量化，以降低採樣損失。前m 個採樣位元稱為規則採樣位元，而後k個採樣位元稱為超 量化位元。 圖8是根據本發明的配置為執列超量化的第一 WTRUa 的方塊圖。第一 WTRU 210a包括頻道估計器212a、後置處 理單元214a(可選的）、量化單元216a、來源編碼單元218a、 錯誤校正編碼單元220a以及PA處理器222a。第一 WTRU 210a藉由無線頻道的CIR測量而獲取高斯隨機變數χ。該 隨機變數X輸入到量化單元216a中，該量化單元216a輪 出量化值。量化單元216a對該隨機變數進列超量化。該量 化值由來源編碼單元218a編碼為位元串或符號串。 所產生的位元串包括規則量化位元和超量化位元。該 規則里化位元輸入到錯誤校正編碼單元22〇a和PA處理器 222a中。該錯誤校正編碼單元22〇a在規則量化位元上執列 錯誤校正編碼（例如非系統或系統區塊編碼），並產生多義 元（或同位位元）。PA處理器222a從該規則量化位元中產 生密錄。第一 WTRU 210藉由無線頻道將該規則量化位元 和超量化位元的多義元傳送到第二WTRU。 高等級量化器不改變在低等級量化的位元。例如，針 對零均值單元方差高斯分佈的2級和3級等概率量化器的 各個分割是 22 1344292 S] = (-〇〇, -0.6745], s2 = (-0.6745, 0], S3 = (〇, 0.6745], S4 = (0.6745, 〇〇); 和 SI = (-〇〇, -1.1503], S2 = (-1.1503, -0.6745], S3 -(-0.6745, -0.3186], S4 = (-0.3186, 0), S5 = (〇5 0.3186], S6 = (0.3186, 0.6745], S7 = (0.6745, 1.1503], S8 = (U503, cxd) 當使用2級量化器並且隨後進列自然編碼時，x=〇5 的採樣轉化為位元“10” 。當使用3級量化器時，同樣的 採樣轉化為位το “ΚΚΓ。“1GG”的前兩個位元與在2級 日守里化的位元一致。因此，在超量化方案中的規則量化位 7C實際上與不使用超量化方案所量化的位元相同。 在等概率量化時’超量化位元藉由無線頻道進列的傳 送將不會、;戈露_錄的資訊，因為在輪率量化中，每 個置化位το皆與任何其他侃獨立。目此，超量化位元獨 立於從規職化位元中提取出的密输。另—方面，當採用 相，採樣條料’超量倾元確實包含關於賴量化位元 的=貝訊因此，利用超量化位元的知識，第二WTRU能夠 知到針對第一 WTRU的規則量化位元的較好llr。 等式(25)給出了第一 WTRU之第—個量化位元&】的 贴。假設料-WTRU使用2級等概率量化和格雷編碼 來將其採樣Y轉化為兩個位元（、、〜）。如果第二個量 化位7L對於第二WTRU來說是已知的，設 對的LLR計算如下： b’ 23 1344292 ?r(Xb^Q\Y,Xh2 ?r{xh^o,xK2=^\Y) l-gay) Pr(xfc>2=〇mi + g^r)-g(\,r) 等式（36) 以及in Pr(', = Ο I Ά2 = 0) _ L pr(A 】=ο! y，夂 2 = 0) ] 一 g(1，y) ?T(xb,=]\y,xb2=0) - n 1 - pr(夂丨=ΟI r，A2 =H y) 等式（37) 類似地，如果xb2=l，那麼 g(\,Y)-g(2,Y) g(\,Y)-g(3,Y)， 等式（38) 等式（39) 以及inPr(^.' = 〇ly>^.2=1) gqy)-g(2;y) Pr( W，义u = 1) 一 g(2,y)-g(3,V) 通常，如果第一 WTRU 210a在m+k級位元/採樣進列 量化，其中前m個位元是規則量化位元，而後k個位元是 超量化位元，那麼對於

^(Xb Pr(Xfc ·)*-« 0 I Y>xb,m*) = am + 丨，…，^6>m+* = am^k) —-^Xb,n,*\ = am + \,-, ^b.m^k = 1 ^Γ( ^*,m + l - ^m + p···» ^ b,m + k = a„, + k 1-^)

Zis(j-hY)~ gu,Y)}-ilG„^ 等式（40) 其中％e{〇，i} ’ I是指示函數’ [G，(瓜表示長度為i的格 雷蝙碼字元的第k個位元，該格雷編碼字元代表整數j。例 女代表整數7的4位元格雷編碼字元是“〇1〇〇”。因此， 24 1344292 i<r(7)^=〗並且 k?4(7)j3 g(2k+,，Y)=〇。 圖9說明了鋪本發a_制超姐方軸實現的密 餘，的模擬結果。在此模擬t，使用格雷編碼、軟決定瓜 什异方法和比料1/2的不細LDpc碼，並實現了爪4 的目標密錄BER。

藉由轉化，g(0，γ)=Ι並且 為貫現1位元/採樣的密鑰率，從圖9中可看到，不使 用朝量化方案’最小要求的SNR(實現目標]〇-4絲脈) 是9遍，並且相應的量化等級是1位元/採樣/當第一 WTRU 210a在2位元/採樣等級進列量化時，其中第一個位 ，是規則量化位元而第二個位元是超量化位元，模擬說明 最小要求的SNR降低到9.IdB。如果第一 wtru在3位元 /採樣等級和4位元/採樣等級進列量化（其巾第—個位元是 規則量化位元），那麼該最小SNR可進一步降低到8遍 和8dB。然而，在高於4位元/採樣的量化等級幾乎觀窣不 到增益（最小SNR<〇.ldB)。目此，藉由使用超量化方案， 要求最小SNR有9.7-8=1.7ciB的總增益。 類似地，為了實現2位元/採樣的密餘率，模擬說明， 包括兩個規則置化位元和兩個超量化位元的4位元/採樣的 量化等級是足夠高的，從而能夠從超量化方案中實現最大 的增益。結果最小SNR從12.3dB(® U巾）降低到1〇.9dB。 在表3中列出了使用超量化方案的總體增益。相應的 密綠率緣製在圖”。沒有使用超量化方案的密錄率也繪 製在同-附圖中以供比較。從圖中可以相，從超量化方 25 1344292 案中的付綱密鮮總是處於密鑰容量的 1.1位元中。 表3 無超量化 密鑰率（位 元/採樣） 量化等級

最小SNR 2 4 量化等級 有超量化 最小 SNR(dB) 上的增益 (dB)

=圖一9中可崎出，超量化方案在高SNR表現並不 好化表不在而SNR中，超量化位元在第二WTRU的解 石焉中“益用” ，、士 + 士 ..... 34在表4的模擬資料中得到了明顯印證。 從f 4中?"以看出’在SKR=21.3dB，從兩個終端量化而來 的第6帛7和第8位元的誤差概率接近於G.5。這意味著 第WTKU的超量化位元（即第6、第7、第8位元）幾 乎獨立於®— WTRU的採樣和帛-WTRU賴則量化位 兀因此，它們在第二WTRU中解碼是是無用的。 表4滅明了在超量化方案中使用的有效量化等級。 例如’攸表3中可知，為了在SNR=8dB時實現】位元/採 ^密鱗’以4位元/採樣等級進列量化已足夠好。表4 5兒明了更高等級的量化位元（即第5、第6、第7、第8位 兀）太“不相關”以至於無法使用。 26 1344292 表4 密鑰率 (位元/ 採樣） SNR (dB) pl P2 p3 p4 P5 p6 p7 p8 I 8 0.1680 0.2649 0.4143 0.4721 0.4908 0.4976 0.4978 0.5001 2 10.9 0.1236 0.1975 0.3432 0.4513 0.4807 0.4903 0.4976 0.5018 3 14.2 0.0888 0.1368 0.2526 0.4041 0.4662 0.4846 0.4945 0.4956 4 17.7 0.0580 0.0927 0.1684 0.3175 0.4388 0.4767 0.4882 0.4936 5 21.3 0.0388 0.0618 0.1122 0.2223 0.3768 0.4576 0.4813 0.4907 在表4中，粗體數字代表相應的位元是規則量化位元， 而斜體數子代表相應的位元是“有用的超量化位元。 在超量化方案中，規則量化位元決定採樣位於哪個分 割’而超量化位元標明該分割中採樣的範圍。從另一個角 度來看’超量化位元實際上包含關於量化誤差（的範圍）（即 採樣和其對應量子之間的差別）的部分資訊。 參考圖8 ’第一 WTRU可以向第二WTRU發送其採樣 的未編碼量化誤差，而不是發送超量化位元。該未編碼量 化誤差的傳料同於無限量超量化位元的傳送。發送未編 碼夏化誤差的方案細騎誤差轉發讀。目此，超量化 =案也稱為硬誤差轉發方案。齡使綠誤差轉發方案所 實現的⑨，率讀用具有任意數量超量化位元的硬誤差轉 么方木所’'現的密辦的極限。這裏忽略了與軟誤差轉發 术勺數位執歹J方式相關的量化損失。因此，實際的量化 誤差假設為進列無誤差傳送。 27 t說明使用軟誤差轉發方_兩個實際問題。第一 料有_量化縣和__立性。要求量化誤差的 运不應當it關於錄的資訊L這祕求在量化 向斯隨機魏魅法_。例如，鱗零触_方差高 斯分佈的1級等概率量化器的分割和量子是 = (-00^]. &=(0,〇〇)， 和

% -0.6745， g2 = 0.6745 針對採樣X=2的量化誤差是[似)= 2_Q6745 = i。 该量化誤差標明X必彡貞在分割S2巾H量化誤差將不 大於 0.6745。

在均勻隨機變數的等概率量化中，量化誤差是均勻的 並且獨立於分割的。因此，期望在均勻環境中計算並傳送 量化誤差。這涉及從高斯隨機變數至均勻隨機變數的逐一 映射。令X是具有累積分佈函數（CDF)尽⑻的隨機變數， 那麼y = &(/)是具有CDF的隨機變數： '⑴=Pr(r < β = pr(尽(幻 < 少)=pr(jr < 尸;1 ⑴)='(F;1 ⑴)=少 等式（41) 這是在[0 ’ 1]上均勻分佈的CDF。換言之，γ是在[〇， 1]上均勻分佈的隨機變數，表示為針對零均值單元方差高斯 分佈的CDF。 ^°Ξ[Τ^Γ7λ = 1 j(x) 等式（42) 然後，如果X是高斯隨機變數，那麼<KJ〇是均勻隨機 變數。 28 第一WTRU 210a可以發送變換的量化々吳差 ’而不是發縣始量化誤差x_q(x)。這種誤 差獨立於分割q (X)，並且在[ϋ上均勻分佈，其中v 2分割數量。因此，該量化誤差的傳送不會遺漏關於規則 里化位π的資訊（並且因此不會遺漏密輸）。 使職誤差方_第二個實際問珊生在Μ計 ί範圍在，t案中，超量化位元標明給定分割中採樣 範圍的概率為正。而;：數里的_值，並且採樣位於該 何能採樣值的數量限㈣有限（具體來 —的總體概率為零，些可能的採樣值其中之 Ε~φ{ΊΤ^)~^)) 等式（43) 其中 q{X) = 〇6745> X S〇 10職尤>〇 等式（44) 並且 細(尤)）=|0·25，义 S 0 I0·75» 〇 等式（45) 針對Xb，]的LLR给出如下：

29 (S 1344292

丨 γ，五=g) = InPr^·' =^E^e\Y) = ln Pr(x = JpTn ·φ-'(ε + 0.25) | y) Pr(^6., =l\Y,E = e) Pr(尤.，=1，五=e I }〇 Pr(z = VP + F^-'(e + 0.75) | Y

Pr

In z〇=v^-v〇.25)古

Pr( Z0 = λ/Ρ + iV · φ'1 {e + 0.75) - Y 等式（46) 由於Z〇是連續隨機變數，因此等式（46)的分子或分 母中的概率為〇。然而，用概率密度來替代概率：

/>+".卢-V+0.25)--—Y)2 __P+N J 2(2PN+N2)/{P+N) (yfP-^N ·φ~](β+0.15)--~Y)2 -----P+N } 2(2PN + N2)/(P + N) h(e, 2a 2, Y)-h(e,\,2, Y) 2(2PN + N2)/(P + N) 5 等式（47) 其中 等式（48) 其中v是分割數量，並且。

Ke,j,v,Y) = f JP + N φ-' (2;-1^ ρ V γ \ 1 2ν J Ρ + Ν J 通吊’針對Xb>i，1 s k l〇g2 v的LLR給出如下 y=i 【g〜Vi)j,=〇 2(2PN + N2)/(P + N) 專式（49) 其中I是指示函數並且⑹⑺]*定義如等式（4〇)。 圖〗〇說明了根據本發明的使用軟誤差轉發方案所實現 令雄錄率的模擬結果。在模擬令使用格雷編碼和軟決定 LLR計算方法，並且如前一樣使用LDpc編碼。在圖1〇中 將使用軟誤差轉發方案實__树製為虛線。在圖】〇 30

c S 1344292 中，给製了㈣硬誤差轉發方鉢沒有使㈣差轉發方案 所實現的絲率以供啸。從賴差紐方案巾得到的密 錄率大於從硬誤差轉發方財得到的密錄率 。可以將從軟 誤差轉發方針得_密料看作是從硬誤差轉發方案中 得到的密鑰率的上限。 在圖2的岔鑰產生系統中，將第一 WTRU的所有量化 ，元混合以形成單個位元串然而，表4說明了 &中的 每個1化位70對應的不同誤差概^因此，根據本發明的 另-個貫财式，每個量化位元可崎對更高的安全位元 比率而分別處理。該方法稱為每位元處理方案。 圖11是根據本發明的配置為執列每位元處理的第一 WTRU 210b的方塊圖。第一 WTRU鳩包括頻道估計器 職、後置處理單元214b (可選的）、量化單元216b、來 源編碼單元218b、複數個錯誤校正編碼單元22%丨_22〇bm、 複數個PA處理态222bl-222bm以及混合器224。第一 WTRU 210b II由無線頻道的CIR測量而獲取高斯隨機變數 X。該隨機變數X輸入到量化單元2〗邰中，該量化單元216b 輸出量化值。該量化值由來源編碼單元218b編碼為位元串。 假設第-WTRU聽在m位元/採料賴採樣進列 里化。這m個採樣位元由區塊長度相同但比率不同的爪個 區塊錯誤杈正編碼進列頻道編碼。這導致了不同長度的爪 個每位兀多義元P^.Pm。這m個編碼位元由每個PA處理 斋222bl-222bm分別進列處理。PA處理器222bl_222bm中 的通用hash函數具有相同的域，但具有不同的長度。通用 1344292 hash函數的範圍對於較高等級採樣位元來說較小處理 器222bl-222bm的輪出由混合器224結合到單個密鑰中。 圖12是根據本發明的配置的執列每位元處理的第二 : WTRU 230b的方塊圖。該第二WTRU 230b包括頻道估計 器232b、後置處理單元234b (可選的）、複數個解碼單元 ·· 236bl-236bm、複數個PA處理器238bl-238bm以及混合器 240。該第二 WTRU 230b 藉由第一 WTRU 210b 和第二 • WTRU 230b之間的無線頻道的CIR測量而獲取高斯隨機變 數Y。從第一 WTRU 21 Ob接收到的每個每位元同位位元（或 夕義元）輸入到相應的解碼單元236bl-236bm中，每個解 碼單元236bl-236bm從接收到的多義元（或同位位元元） 树遺機變數Y中解碼第- WTRU 21〇b的來源編碼位元。 第一解碼單元236M基於(rj)對尤」進列解碼。然後第二解 碼單元236b2基於(r，P2,之,)對元2進列解碼。之，的知識幫助 第一解碼單元為元.2獲取更好的LLR。 • 每個解碼位元輸入到相應的PA處理器238bI_238bm 中。最後，第二WTRU 230b以與第一 WTRU 21〇b相同的

方式從(之乂,J中提取密鑰。PA處理器238bl_238bm和 . 混合器與在第一 WTRU 2勘t -樣執列相同處理。pA - 處理器238bl-238bm的輸出由混合器24〇結合到單個密鑰 中。 山w 圖13是根據本發明的配置的執列每位元處理的第二 WTRU 230b的備選實施方式的方塊圖。在該備選中，源位 元以與圖12中相反的順序進列解碼。第爪個伙解碼單元 32 1344292 236bm基於(r，/>j對尤,„進列解碼，這是由第m個pA處理器 238m來處理的。倒數第二個解碼單元幻邰細-〗）基於 之，J對尤，進列解碼’這是由PA處理器238b (m-I) 來處理的，等等。 圖14和圖15說明了用於比較利用每位元處理方案所 實現的密辭的性能的模擬結果。在模擬中使職雷編瑪 和軟決;€ LLR計算方法。除了 1/2率的不規則LDp(：編碼 之外，使用15/16率的規則(3, 48) LDPC編碼、7/8率的規 則(3, 24) LDPC 編碼、3/4 率的規則（3, 12) LDPC 編碼、5/8 率的規則（3,8)LDPC編碼以及1/4率的規則（3,4)LDpc 編碼。所有這些編碼的塊長度都是48〇〇位元，並且允許置 k傳播次鼻法的三十次迭代。 基於該模擬結果，決定第二每位元處理方案在所得結 果密錄率方面優於第-每位元處理方案。藉由比較圖9和 圖15，第二每位元處理方案在低SNR時優於超量化方案。 疋因為第二每位元處理方案實際上實現了超量化位元隱 含傳送的構想，即傳送超量化位元的多義元。因此，可二 從超量化位元中提取額外的安全位元。因此，提高了密錄 率。 ™ 圖7中針對密鑰率說明的每條曲線藉由繪製若干 ( 毪錄率）個點而獲得。模擬在曲線上說明了那些 (sm、密料）點的可實雜，而不是曲線上的其他點。 在密錄率轉域_意闕直接方法是㈣針對該點的 唯一頻道編碼。該頻道編碼的速率尤其為給定的SNR設 33 計。具體來說，麵速率的決定在於使多義元具有最小長 度，而其仍然能夠進列正確解碼。 忒方法要求第一 WTRU和第二WTRU儲存無限數量 ”碼’每個頻道編碼針對特定的snr卫作。然而， ，在實際中疋不可列的。本發明引人複數個頻道編碼的簡 單執列方^。利賴執列方^^ — WTRU和帛二wtru 僅而要儲存單個（或較少數量）低速率LDpc編碼。 ，據依照上述實施方式的麵生成系統，第一

WTRU 將其★里化位TL的多義元發❹彳第三WTRU。在很多情況 中，第二WTRU可以基於該多義元的子集來正確地對第一 WTRU的里化位元進列解碼。而且，整個多義元的傳送可 二降低密鑰率’因為顯示了多於所需的資訊位元。因此， 第WTRU可以傳送該同位位元（或多義元）的打孔 一(PU崎red)开M，並告知第二WTRU多義元（或同位位 元）上的打孔位置。假言免LDpc碼是隨機的，那麼該打孔 位置通常是均勻分佈的。 實際上，同位位兀的打孔等同於從原始lDPC碼中推 導出較*速率的LDPC碼。U賴單賴原始LDpc碼的 校驗檢查轉中選擇若干列轉朗LDpc _校驗檢查 矩陣。列選擇取決於多義元上的打孔位置。一般地，打孔 方案是一種使用速率匹配和可變編碼速率來容納不同級別 可變性的情況。 ^第二WTRU在解碼時使用推導出的LDPC編碼。如果 。亥解碼失敗，那麼第二WTRU要求wtru發送更多多義 34 1344292 元位元。藉由該方法，傳送的多義元位元不超過所需的多 義元位元。 由於在第一 WTRU和第二WTRU處使用不同的干擾 比例和不同的CIR測量設備，所以第一 WTRU處的實際 SNR很可能不同於第二WTRU處的SNR(即例心=丄很可 Να 能不同於*S7W?s=f)。在此一般的情況中，等式（13)中的

密鑰容量可以寫為SNRA和SNRB的函數，如下：

Cs =!〇g；

snrasnrb SNRa + SNRb +1J 等式（50) 在圖6中說明了密鑰容量Cs相對於SNRA和SKRB的 圖式。 隨著對同樣的SNR情形使用相同技術，安全鑰起能為 這一般情形產生。圖17-19說明了那完成之密錄率和 的比較，分別基於固定的SNRA=20dB、25dB、30dB。使

用軟轉發誤差方案完成的密鑰率被表示為如圖17-19中的 虛線。在每個圖中可觀察到的是完成的密錄率和密餘容量 之間有大約ldB的差別。這些模擬所產生證實了為同樣的 SNR情形所開發的方案能直接地適用於一般的情形，而沒 有性能損失。 久 本發明針對如下的多重輸入多重輸出（MIM〇)進列擴 展。對於標量情況來說通常的方法是相同的，但利用針對 聯合局斯向量的向量量化來替代標量量化則不同。第— WTRU具有天線Ta並且第二WTRU具有天線Τβ。第— WTRU和第二WTRU二者均估計t=TaxTb的總CIR。第_ 35 1344292 ymu =估計的向量是hA並且第二的估計的向量 疋hB這些向里中的每—個都包含相關值並且這兩個是高 度相關的。該等式是

nA MAh+2A； 等式（51) *1b = MBh+zB, B B’ 等式（52) …厂中ma’mb是適當大小的矩陣’ Za，Zb是干擾向量，h

是真值CIR向董，藉由與每個傳輸器和接收器結構相 關的公知矩陣在每個終端賴“真值” CIR向量修改。 ΜΙΜΟ情況被以與非MIM〇情況姻的但具有下列細 微改動的方式來處理： 1)如果干擾向量不是白色的（但是是公知的協方差）， 那麼在第-WTRU和帛二WTRU可㈣好擾自化濾波

立)關於干擾白化濾波器和矩陣ma和mb的資訊毫無 障礙地在第一 WTRU和第二WTRU之間交換。 ’”、

3)使用針對聯合高斯向量的向量量化替代標量量化。 第:WTRU和第二WTRU將MlM〇分離成複數個具 有虛擬單天線無干擾子頻道的特徵模式。然後，第一 WTRU 和第二WTRU^以藉由應用本發明中描述的任何方法而從 至少一個特徵模式中產生密錄。 回碩參考圖2，對於後置處理單元214、234來說，採 樣CIR可以由後置處理器214、234來處理，以消除第一 WTRU 210和第二WTRU 23〇之間的採樣時間差所引起的 干擾並移除CIR姆巾的錄。採樣CIR包括高度相關的 36 1344292

採樣。為了I生完整㈣串，有必要移除採樣之間的相關 性:如背景技術中所述，對於多路徑頻道，僅簡單地從所 有採樣情擇轩個練（每條路徑-個難）是不可列 的，因為那些選擇的採樣將彼此相關。另一個實際問題涉 ，兩個終端之間的觀時間差。储祕樣率的缺點在於 ΐ生向冗餘的採樣。本發明較佳為藉由使用正交greedy渾

二法（〇GA)麵決這些_，射紅交㈣办演算法 於從採樣CIR中重構相互無線頻道的離散脈衝· 下面描述詳細的0GA操作。令"⑺和p⑺分別表示採 作IR咖]和採樣脈衝形狀♦卜邮）的傅立葉轉換。令 示預定門檻值。設A⑺⑺，並且/ = 1。 步驟1 :找出心〇,岭陶以及rei?，最小化了 ⑽e-n。由時,來表示這些，並且令―〆。 步驟 2 ·设·^+丨(/) = 价，。

步驟3 :如果||调2<·，那麼輸出心並 了止。否則，令/ = / + 1並返回步驟j。 從步驟1可推導出： ^ ^,) = arg max Re] eJ* J h, [«]p； [„][ (") 1 J 等式（53) 和 Re{〆’ έ 〜[♦;,[«]} — 1 …。0 J 1户⑺1; 等式（54) 37 丄外zy/ 相對的第個相關咖。最佳的是相關性的絕對值最 候的延遲，取佳心是在7，處相關性角度的負值；最佳的切 是在η處的相關的絕對值除以⑼的/2正規化的平方。' 在f際應用中，不可能針對所有r值進列相關。如果 U疋整數’那麼八[”]和_]互為延遲版本。如果時間 被離散化’從而時間座標方格的_是+，那麼對於某些

ft，職财限_期，每倾波器表示針對不同 A里延遲“⑽的咖。因此，詞典實際上是脈衝形狀租， 其令每個脈衝形狀延遲了 +。_典可能不滿足〇ga解決 最少問題所要求的限制，並且（^給㈣該最少解決方案 可能不總是正相。這可輯模擬中看出。

或者是，OGA❸備選停止規則可基於所選訊號的絕對 ，’而不疋基於低於某門麵的殘餘訊號的/2正規化。換 :之’，如果所選訊號的絕對值低於預定門禮值，那麼將該 “訊號”看作是干擾並骑止該演算法。ϋ此，QGA的最 後步驟由下列等式來替代： 步驟3 (備選）：如果W/ <簡，那麼輸出^)，，(w) 並fr止，否則令/ = / +】並返回步驟】。 儘管可以應用其他停止規則，但為了簡化起見，本發 明在下文中將僅考慮該備選停止規則。 OGA迴圈何時停止係取決_檻值。大的門雛對應 於較少的送代（因此，較少的脈衝或路徑），而小的門雜 對應於报多送代C因此’很多脈衝或路徑）。對於〇必來 說，合適的門檻值對於檢測基本路徑的正確數量是非常重

38 C S 1344292 要的。

找到好的門框值並不容易，因為合適的值通常隨SNR 和採樣率一值而提高。如果該門捏值是恒量，那麼〇GA所 檢測的路彳望數量隨SNR和採樣率提高，這說明於針對3Gpp WG4情況3頻道的圖20中。圖H)中的過採樣率代表給定 傳送頻寬的奈奎斯特（Nyquist)率之上的實際採樣率的比 率。在圖20 _說明，在過採樣率=2時，〇GA所檢測到的 平均路徑數量在SNR=15dB時大約為2，該數量在 SNR=30dB時上升到5。

或者是，可以將門檻值縛綁至訊號本身，例如，可以 將門檻值設置為第一所選訊號的絕對值的一部分，例如， 可以將門檻值設置為第一所選訊號的絕對值的 〇.8+SNR(dB)/10。這有兩個重要的好處。其在真實情形下更 為健全’因為其顯著地更少_於知道實際_道條件。 此外，其確保OGA總是輪出至少—個值。 OGA的第三步驟定義如下： 並且/>1 ’那麼輸出 步驟3 (備選），如果W/< mi 0.8 +缝 10 叫〜，…扣M，’tM，见TTm兮/=/+丨並返回步驟^。 儘管可减用其财料計算_值或使Μ 值，但模擬說明，當舰在咖和35犯之間時利用 相對門檻值’ OGA馳_路徑的平均數量相對於^ 和採樣率幾乎不變。而且，該平均數量接近於大夕 WG4頻道的路徑的基本數量。例如，圖2ι和圖22八= 明了就腦情況1和•情況3的頻道而言: 相對門檻值所檢測的各個平均路徑的數量。從圖21和圖22 中可知’所檢測的路徑的平均數量對於WG4情况】和WG4 情況4來說分別大約為〗8和25 (相較於2個和4個基本 路控）。在後文中，所有的模擬中都使用相對門檻值。 OGA的目的是在第一 WTRU和第二WTRU找到相同 路經。應當注意岐，似〇GA作為補，任何用於檢測 多路徑分量的傳統方法都可以針對該目的而實施。因此， 在兩個終端測試獨立0GA應用的誤差率。對第— 和第二WTRU戶斤檢測到的路徑延遲的兩個列表進列比較。 對於較短列表中的路徑延遲，當與較長列表相比時，如果 在容許誤差度内沒有相應的值，則宣報錯誤。报多測量容 許度的形式可供使用’而在此情沉中，頻道傳送符號時間 週期的20%(例如CDMA中的晶片時間週期）用於容許度。 圖23說明了就WG4情況3頻道而言在兩個終端處獨立 〇以應用的誤差率。從圖23巾可以看出，誤差率在低歡 時高，但是隨SNR降低。該誤差影響下述—些方案的性能。 藉由獨立地將OGA應用到其頻道觀察上，每個終端能 夠獲得路觀I,和路徑振^的轉的糊。該路徑振幅 是獨立的複數高斯隨機變數，因此這用於隨後的密賴 建。路徑延遲作為補充資訊使得第—WTRU和第二wtru 能夠調准它們的測量。 儘管這些雜振幅_值6知為Q(因騎個單路徑經 歷瑞利衰落）’但這些路缝巾冑的方差是未㈣。在採樣期 間’這些路徑振幅的方差的有關知識有助於量化處理。該 40 (S > 1344292 知識可以藉由估計來獲得。方差的估計應當針對每個路後 來執列，因為不同的平均路徑功率導致不同的路徑方差。上 根據上述方案’ 〇GA在第一 WTRU 210和第二 220上應用一次。因此，該方案稱為單途徑方案。 就每次頻道觀察而言並不是所有的基本路徑都能夠利 用OGA來檢測，並且那些未檢測路徑中包含的資訊的損失 以及兩個終端的獨立〇GA應用的誤差率導致單途抨 的不良性能。 卫案 或者疋’ OGA可以應用兩次，一次作為路徑搜索器的 一部分，另一次作為獨立的採樣發生器。可以使用尋找路 徑位置的備選手段（例如作為CDMA系統巾的路徑搜索 器）。圖24是根據本發明的第一 WTRU 21〇的後置處理器 214和第二WTRU 23〇的後置處理器234的方塊圖。後置 處理器214包括第一 0GA單元3〇2、路徑延遲估計器3〇4、 第一 OGA單元306以及複數個正規化單元308。後置處理 态234包括第一 0GA單元312、第二〇GA單元3〗6以及 複數個正規化單元318. ★第一 〇GA單元302、312是路徑搜索器的一部分，而 第二OGA單元306、316工作為獨立的採樣發生器。利用 採樣CIR作為輸入訊號，第一 〇GA單元3〇2/3]2執列基本 的OGA操作。然而，第一 〇GA單元3〇2/3]2的輸出僅是 路徑延遲，而不是路徑延遲和路徑振幅的配對。並不確保 從每次頻道觀察令檢測到的路徑延遲是一致的，儘管它們 叙δ又為在基本路彳坐延遲附近。 41 1344292

第二WTRU 23 〇的第—0GA單元312將其所有檢測到 的路徑延遲傳送到第一 WTRU 21〇的第一 〇ga單元邛2， 以估計該頻道的基本路徑延遲。路徑延遲估計器決」 第-WTRU 210和第二WTRU 23〇之間的採樣時間差^ 驟1) ’丟棄從兩個終端處的獨立〇GA應用得到的不成對 的路徑延遲（步驟2)，並且估計針對第_ Wtru 21〇和第 一 WTRU 230的基本路徑延遲（步驟3 )。 在步驟卜時__分為若干小分段，並且路徑延遲 估計器304分別計數每個分段中檢測到的第一 WTRU 21〇 和第二WTRU 230的路徑延遲分別進列計數。藉由比較每 個時間分段單元中各檢測到的路徑延遲的分佈來決定第— WTRU210和第二WTRU23〇之間的採樣時間差。 例如’採樣時間差可以設置為包含最大數量的檢測到 的路徑延遲的、第一 WRU21()和第二WTRU23G的兩個 ^間分段之間的差異。可替換地，其可設置為包含超過特 定數量的檢測到的路徑延遲的、第一 WTRU 21〇和第二 WTRU 230的兩個第一時間分段之間的差異。然後，根據 估計的採樣時間差來調整第二WTRU 23〇的所有路徑延 遲。圖25說明了就SNR=2〇dB的WG4情況3頻道而言所 榀測到的路控延遲的正規化頻率的柱狀圖。該圖示基於 1000個頻道觀察。 在步驟2，路徑延遲估計器3〇4比較第一 WTRU 2]〇 和第一 WTRU 230檢測到的路徑延遲的兩個列表。對於較 短列表中的路徑延遲，如果在較長列表中頻道傳送符號時 42 間週期的20%的容許度内且有相 遲可假設為同一路=:;那麼這對路徑延 “ 有成對的路徑延遲。 遲，如圖25所示的酬，在圖26 /月了驟2之後的剩餘路經延遲的正規 圖。可以看㈣26中的㈣比圖25中的曲線更=狀 2Π) H3中’路徑延遲估計器3〇4將針對第―衍肋 間m遲設置為這樣—些時間分段_始，該時 :又匕3局部，最大數量的路徑延遲，並且該數量在 ，·^Η檻值之上。門紐可選擇為剩餘路徑延遲總數量的 •〇1。如果-個時間段的在前和在後的4個 ==數小於該分段’則可以說該時間段包含局二 =里的路徑延遲。例如，利用上述的門捏值，具有圖26 所不分佈的估計路徑延遲大約為（7.125、8.125、9.125、 10.25)晶片時間週期。路徑延遲估計器綱將針對第二 W^IU 230的基本路徑延遲設置為針對第一 w·加的 估計路徑延遲加上它們的採樣時間差。 、根據上述方法的路徑識別可用於接收器中的路徑檢 二J例如CDMA系統中的♦巴式接收器，或用於為等化器設 定分實（tap )。 模擬說明第-0GA單元和路徑延遲估計器（利用選定 的門檀值）對於大多數3GPP WG4頻道而言工作相當良 :。表5說明了針對3GPP WG4頻道的檢測到路徑的數田量。 攸表5中可崎出’找出了針對3GPP WG4情況1/2/3頻道 的所有基本路徑針對ITU pB3和而VA如頻道的大多數 43 1344292

基本路徑。

上述的路徑搜索器可以以不同方式來實現（例如，藉 由使用從耙式接收器或等化器中獲得的抽頭資訊）。

路徑延遲估計器304向第二WTRU 23〇發送針對 WTRU 230 #基本路徑延遲。以基本路徑延遲和採樣⑽ 作為輸入的第二OGA單元306、316執列OGA操作。第二 〇GA單元306、316就給定的路徑延遲一根據等式（53 ) 和（54)來決定其相應的路徑振幅％(步驟1)，設置 九丨⑺二巧⑺-印#'(步驟2)，就整個給定的路徑延遲 (WJ而重複，並輸出(％，，〜）（步驟3 )。 在此情況中，迭代次數固定為估計基本路徑的數量， 因此’不需要停止Η檀值。第二〇GA單元襄、316的輸 出（即路徑振幅）是獨立的高斯隨機紐，錢由正規化 單元柳、318並基於他們的估計方差而被正規化為單位方 、在第-WTUR 210和第二WTRU 23〇之間交換路捏延 遲的目的疋藉由絲不朗的路徑延遲而降絲自⑽a 44 (S ) 1344292 的獨立應用的誤差。不成對的路徑延遲很可能是錯誤的路 技延遲。藉由去除不成對的路徑延遲，真正的路徑延遲變 得很清晰。例如’圖26中的四個峰值（表示WG4情況3 頻道中的4個路徑）比圖5中的更明顯。此外，藉由去除 不成對的路徑延遲，需要較少的頻道觀察來正確地估計基 本路徑延遲。 圖27是根據本發明另一實施方式的第一 WTRU21〇的

後置處理器214,和第二WTRU 230的後置處理器234,的方 塊圖。後置處理器214,包括第一 0GA單元3〇2，、路徑延遲 估計器3〇4’、第三0GA單元3〇6,以及複數個正規化單元 3〇8,。後置處理器⑽，包括第一 〇GA單元312，、路徑延遲 估。十器314、第—〇GA單元316’以及複數個正規化單元 318，。在該實施方式中，第_ WTRU 2丨Q和第二_ 分別估，基本路徑延遲而不互相進列相互間的通訊。第一

單7、312 和第二 〇GA^3G6,、316’如以前 一樣執列相_作，而路徑延遲估計器3()4，、州，得到 在該執列方式中不需要路徑延遲估計器3Q4所執列 則兩個步驟’而僅執列第三個步驟 檢測到的路徑延遲的總數量的_6。 值了…擇為 h綱頂5巾料給絲量路徑 ==的最小數量。正確估計路徑延遲的= 方式的⑹、贿料妓切針料-種執列 45 頻道估計 WG4 WG4 WG4 ITU ITU ITU 情況1 情況2 情況3 PA3 PB3 VA30 取甽到路徑的數 參考表1 ss〜--- 2 3 4 1 5 4 斜對第-執列方 式的頻道觀察的 158 3 222 1300 42 790 釺對第一執列方 式的頻道觀察的 219 26 273 多於 49 830 數量 -------- 3000 逆的硌徑搜索器可以以不同方式來實現（例如，藉 由使用從耙式接收器或等化器中獲得的抽頭資訊）。 在單返控:或雙途徑應用之後，第—210和第二 WTRU 230獲取正規化高斯隨機變數的若干序列，每個估 計路徑-個序列。這些㈣可連接成—個序列並且如上文 。根據該方案’來自複數個路徑的高斯隨機 义數在產生赠之前㈣混合。因此，該 理_:具體來說，藉由混合處理，來自不同路徑處 化向斯隨機變數被量化制—水準（㈣ 有正規 ，量的位7t) ’並且量化水準由針對參考路徑的相同 疋。 K來決

(S 46 心2多路徑衰落頻道的平均路徑功率中的差異，每個 …於各自的SNR’其财能不同於針對參考路徑的 。因此’來自-個路徑的兩個終端的相應高斯序列之 ，相隨可以不用於針對另—路徑的相關性。因此，針 座母個路財糾序壯的分別處理可从生較高的密錄 率’因為來自不同路徑的高斯隨機變數利用不同的量化水 準或步長；M、來姆’因此針對路歡雜減水準有賴 ;。亥路彳二之貫際SNR，而不是依賴於針對參考路徑的 SNR。通常’來自于高SNR相對應的路徑的高斯隨機變數 被採樣喊纽低SNR路徑更高的每絲位元。每個路徑 的SNR可峨料’目為該隨解均路錄幅的平方 成比例。 在將南斯隨機變數量化為每路徑位元串之後，第一 WTRU 210可以發送這些每路徑位元串的多義元（根據一 個或複數個給定的LDPC碼）至第二WTRU 230。然後， 第二WTRU 230對第一 wtRU 2]〇的所有每路徑位元串進 列解碼。兩個WTRU 210、230從第一 WTRU 210的每路 徑位元串中提取密餘。這種方案針對每個路徑進列分別處 理的操作，因此其稱為每路徑處理。注意的是，該每路徑 處理不同於上述的每位元處理。每位元處理意味著分別處 理來自單個路徑的每個量化位元。 或者是，在每路徑量化之後，第一 WTRU 2】〇可以將 所有結果位元串連接成一個位元串，發送所得到的單個位 元串的多義元至第二WTRU，並從中提取密鑰。然後，第 47 1344292 二WTRU 230利用接收到的檢驗子對該位元串的等同表示 進列解碼’並以相同的模式從巾提取密鑰。該方式稱為混 合處理。 工 一奶 儘管該混合處理的執列方式是直接的，但作為每路徑 處理方案的-部分的分別處理的操作帶來了需要解決的系 統級別的問題。該中，叫題是，針對每個找到的路徑，有 若干個生成的多義it位元流。這些位元城藉由同一空中 介面來發送’並且接收方則需要來識別哪些位元屬於^固 路徑。此外，每個處理在不同的時間完成，這導致損失兩 個WTRU 210、230之間的同步性的潛在問題。、> _識別哪個多義元屬於哪個路徑可以藉由對承載這些位 元的封包進列標籤化而制。封包包括封包報頭，其㈣ 報頭具有的資訊用於識顺封包與路徑相關’。、如= WTRU 210、230檢測到相同數量_徑（這是由雙途徑方 案的第-種執列方式來確保的），那麼在封包報頭中包括的 路徑索引就足夠來識別路徑。 當不能確保WTRU 210、230識別完全相同數量的路和 時’可以_靖於最早路徑、.最缝幅路徑或識別路經 的所有路徑或其子集_料觀遲來朗這些路經。該 方法仍餘有揭示路徑的位置。此位置#訊包含—些保密 内谷’儘讀從路徑振幅帽得的比率相比安全率顯著 低（幾乎可以忽略不計）。'然而，在狀應用中，仍值得^ ^存起來。編碼的備選方法可贿料對每個路經的固 夂最大資料結構，因此編碼暗含於資訊保持的位置。這在 48 資料傳送中狀了騎，但不揭示任何資訊。 除了 OGA之外，去除隨機變數的採樣之間的相關性的 備選方法是朗CIR採樣的差分編碼。 除了 OGA之外’去除隨機變數的採樣之間的相關性的 方法之一是壓縮。對相關的採樣進列壓縮有助於減少這些 採樣中的冗餘。細，壓縮在錄產生中並抑實可列。 傳統的壓，缩演算法通常從給定採樣中提取消息 ，並以壓縮 格式對他們進顺述。因此，魏描述有繼消息，並且 兩個相似但不是一致消息的壓縮描述很可能是不同形式。 在密鑰產生中’第一 WTRU的觀察的壓縮描述很可能 由於這些觀察中的細微差異而完全不同於針對第二wTRu 的觀察的壓縮描述。例如，考慮BER=Q1的相同長度的兩 個相似位元串。假設這兩個位元串是從同一頻道中的各個 繞察中推倒出來的。因此’在這些串中有很多冗餘。如果 藉由傳統的壓細冷异法（如Burrows和wheeler (BWT)) 來壓縮這兩個串，那麼這兩個被壓縮串的BER將高達〇 5。 而且，兩個被壓縮串很可能具有不同的長度。因此，對各 個頻道觀察進列壓縮對隨後的密鑰產生形成挑戰。 藉由壓縮來去除相關性的第二次機會在兩個WTRU 210、230在同一几余串上達成一致之後。然而，兩個 210、230在s亥几余串上達成一致的處理可以涉及太多被揭 示的“相關性位元”。這將動態地降低所實現的密鑰率。 甚至，不能產生密錄也是可能的。 時域中的延遲等同於頻域中的相移。從數學上來講， 49 1344292 沖-r)的傅立葉職是彻^。储了树域巾 間差的估計，每個WTRU21G、23〇對其觀察到的中寺 號的相移進列估計。該訊號的相移可以藉由線性回歸二 算。線'_較簡由-㈣最封㈣直線擬 處理。其經常用於減少一組標定（caIibrati(

學關係。 藉由模擬來檢查線性回歸方法估計採樣時間差的誤差 率。如果估計的採樣時間差與基本採樣時間差相比超過其 頻道傳送符號時間段的20%，則報錯。圖28說明了斜斜 阳頻道的估賴率。該誤差率㈣，時 對每個頻道觀察而進列的。模擬說明，當對來自複數個頻 道觀察的不同時間偏移求平均時，總估計誤差率 菩、 降低（例如在SNR=15dB時低於〇.01)。在此模擬中，採樣

點以簡化數 tion 率是奈奎斯特（Nyquist)率的兩倍，並且基本採樣時間差 被設定為晶片時間段的2〇%。 圖29-37說明了就WG4頻道而言從不同〇GA應用方 案（即單途徑或雙途徑）和不同後置處理方案（即混合處 理或每路經處理）方案所得到的關於錄率的結果。在此 模擬中’第-WTRU使用等概率量化和格雷編碼將高斯採 樣編碼成位元串。該位元㈣錄元（根據給定LDPC編 碼）被傳送給第二WTRU。然後，第二WTRU嘗試對該位 元串進列解碼’其中對對數健比進列軟決定。最後，兩 :固WTRU從該位元串中推導出公共揭示資訊（即多義元）， 剩下單純的保密位元。在此模擬中，使用具有比率^、區 50 1344292 塊大小=4800位元的不規則LDPC編碼，分佈度對是： + 0.397994/9,

乂〇〇 = 0.071428X +0.2301 】8? + 0.079596X9 + 0.147043/° +0.07382LC p(x) = X27. 允弄置信傳播演算法的30次迭代。在所有模擬中實現 了 BER為1〇'4的目標密鐘。 圖29中說明了針對WG4情況3頻道而言藉由使用單 途徑和混合處理方案所實現•的錄^所實現的密 低於上限。甚錄於在SNR<3_針對單路徑翻^道的 密输容量。該低密鑰率部分歸因於缺失的路徑，部分歸因 於來自兩個終端的獨立0GA應用的誤差。 圖30說明了就WG4情況！頻道而言利用單途徑和混 合處理方案所實現的練率。所實現的密鑰率由於相同原 因而車父低。 就腦情況3頻道而言利用雙途徑和混 =^貫現的謝。與圖29相比，該密錄率顯著 $ =因為職情況3頻道的所有四個基本路經 用又返徑方案進列了檢測。 謂4情況1頻糾_編和混 對現的密錄率。與_情況3頻道不同，針 況i 1頻道的結果密料仍_低。針對w情 徑組成(該差異為刪。當在同的兩個路 的高斯隨機變數進列量化時，兩個結t對^兩個路經 上的位元串具有不同的相關性。具體來說几從終端 導出的兩個相應串的ΒΕ”高於從第—路徑推導:的： 兩個路姉導出的串的混合料在兩個終端的結果串的相 對較高的BER，這防止了它們產生公共密繪。因此，混合 處理方案針_些在平均路徑神方面有很大差異的多路 徑頻道而言導致了低密_。_題可贿每路徑處理方 案來解決。 圖33 5兒明了當使用雙途徑和每路徑處理方案時所獲得 的在鑰率。所貫現的總密錄率為來自兩個路徑的兩個密錄 率之和，其上限是2.5位元之内。 圖 34-37 說明了就 WG4 情況 2、ITU PA3、ITU PB3 和 TO VA30頻道而言利用雙途徑加混合處理方案和雙途徑加 每路徑處理方朗實賴各麵率。除觸4航2頻道之 外，攸每路徑處理方案中得到的密鑰率總是高於從混合處 理方案中得到的密錄率。這是由於這些頻道的平均路徑功 率方面或多或少的差異。對於WG4情況2頻道而言，混合 處理方案和每路徑處理方案在獲得的密鍮率方面沒有差 別’因為WG4情況2頻道的所有三個基本路徑具有相同的 平均功率。 。圖35說明了針對ITU PA3所實現的紐率和頻道的密 鑰率的上限之間的大間隔。一個很明顯的解釋是4個基本 路=中僅有兩個路徑被路徑齡器所檢測（表1)。所實現 的密錄率是基於這兩個被檢測的路徑，而上限是從所有4 個基本路徑中推導出來的。 貫施例 52 丄 .種用於從由第一WTRU和第二WTRU共用的聯 合隨機性中產生密鑰的方法。 2.貫轭例1的方法，包括步驟：所述第一 wtrU執列 頻道估相及產生所述帛—WTRU和麟第二WTRU之 間的頻道上的第一採樣CIR。 3·實施例1-2中任何一個的方法，包括步驟：第二 WTRU執列頻道估計以產生所述第—资肋和所述第二 WTRU之_頻道上的第二採樣⑽。 4. 貫轭例2-3中任何一個的方法，包括步驟：所述第 - wTRim所述第一採樣CIR中產生第一位元組。 5. 貫施例4的方法，包括步驟：所述第一 WTRU從所 述第一位元組中產生密鑰和多義元。 6. 貫施例5的方法，包括步驟：所述第一 WTRU向所 述第二WTRU發送所述多義元。 7. 貝％例6的方法’包括步驟：所述第二WTRU從所 述多義元和所述第二採樣CIR中產生第二位元組。 8. 只施例7的方法，包括步驟：所述第二WTRU從所 述苐-一位元組中產生所述密錄。 9. 實施例4-8巾任何一個的方法，包括步驟：所述第 - WTRU f情述第-採樣CIR執列量化以產生量化位元。 10. 貝轭例9的方法，包括步驟：所述第一 對 所述量化位元執列來源編碼以產生所述第一位元組。 11. 實施例9-10中任何一個的方法，其中所述第〜 WTRU執列等概率量化和MMSE量化之„。 53 1344292 ’ 12.實施例1(M1中任何—個的方法，其中所述第_ / WTRU執列自然編碼和格 雷編碼之一。 R實施例9-12中任何一個的方法，其中所述坌_ . WTRU執列超量化以產生規則量化位元和超量化位元，從 . 所述規則量化位元中產生所述多義元和密綸，並向所述第 ·_ 〕WTRU發送舰超量化位元和魏乡航，並且所述第 WTRU進-步基於所述超量化位元產生所述第二位元 • 組。 14.實施例13的方法’其中所述第一”丁111;向所述第 二WTRU發送所述第一採樣aR的量化誤差。 ' 丨5.實施例m4中任何一個的方法，其中所述第二 WTRU细軟決絲計算LLR以產生所料二位元組。 16.貝轭例13-15中任何一個的方法，包括步驟：所述 第- WTRU藉㈣所述魏誤差映射到均自賴變數而對 所述置化誤差進列轉換，由此所轉換的量化誤差獨立於量 # 化分割並且均勻分佈。 17·貫施例5-16中任何一個的方法，其中所述第一 WTRU 執列一進位 LDPC 編碼、Reed-Solomon 編碼、Turbo ' 編碼和差分編碼中的至少一者以產生所述多義元。 . 18.貫施例7-17中任何一個的方法，其中所述第二 WTRU計算每位元LLR以產生所述第二位元組。 19. 實施例18的方法，其中所述第二WTRU使用硬決 定來計算所述LLR。 20. 實施例18的方法，其中所述第二WTRU使用軟決 54 1344292 . 定來計算所述LLR。 21.貫此例中任何一個的方法，其中所述第一 WTRU分別處理第一位元組中的每個位元以產生複數個每 位元多義元。 22·實施例21的方法’其中所述第二冒丁尺1;連續處理 : 每個每位元多義元以產生第二位元組。 23. 實施例21-22中任何一個的方法，其中所述第二 • WTRU從第一個每位元多義元開始處理每位元多義元，以 從第一位元組開始產生所述第二位元組中的第一位元組❶ 24. 實施例21-22中任何一個的方法，其中所述第二 WTRU從最後一個每位元多義元開始處理每位元多義元， 以從最後一個位元組開始產生所述第二位元組中的最後一 個位元組。 25. 實施例7-24中任何一個的方法，其中決定來源編 碼的速率’以便在能夠在所述第二WTRUi確解碼的同時 # 使所述多義元的長度最小化。 26. 實施例5-25中任何一個的方法，包括步驟：所述 第一 WTRU打孔所述多義元。 ' 27.實施例26的方法，包括步驟：所述第一 WTRU傳 - 送所述多義元的打孔形式。 28.實施例27的方法，包括步驟：所述第一 通 知所述第二WTRU所述多義元上的打孔位置，由此所述第 二WTRU基於所述多義元的打孔形式而產生所述第二位元 組。 55 1344292 . 29·實施例27·28中任何一個的方法，包括步驟：如果 〆 所述第— WTRU藉由使用所述多義元的打孔位置未能產生 所述第二位元組’那麼所述第二WTRU向所述第一 WTRu . 請求更多的多義元位元。 . 3〇·貫施例2-29中任何一個的方法，其中所述第一 ’ WTRU和所述第二WTRU包括複數個天線，並產生針對每 個天線組合的採樣CIR。 • 31.實施例2·30中任何一個的方法，包括步驟：所述 第- WTRU和/或所述第二WTRU對所述採樣aR執列後 置處理。 . 32.貫施例31的方法，包括步驟：所述第一 WTRU和 所述第二WTRU分別識別所述第一採樣aR和第二採樣 CIR中的至少一個多路徑分量。 33. 實施例32的方法，包括步驟：所述第一 WTRU和 所述第二WTRU從每個識朗多路徑分量巾產生所述密 • 鑰。 34. 實施例32-33 +任何一個的方法，其中所述第一 WTRU和所述第二WTRU||由使用⑽來分別識別所述 „ 多路徑分量。 35. 實施例34的方法’其中用於識別多路徑分量的步 驟包括：（a)識別優勢多路徑分量；⑻執列門檻值測試； (〇如果所述門檻值_||由，職出所識獅優勢多路 徑分量；以及⑷如果所述門鍊測試未藉由，則從所述 採樣QR中減去識別的優勢多路徑分量並返畔驟⑷以 56 織别隨後的多路徑分量。 馳ΐ實施例35的方法，其中藉由將所述採樣CIR與採 旦：城進列相關以找到具有最大相關性的多路徑分 里，而猎㈣域處理來識別所述多路徑分 八旦貫施例35-36中任何—個的方法，其中所述多路徑 刀里猎由頻域處理來識別。 / _貫知例35-37中任何-個的方法，其中所述採樣脈 衝形狀儲存在針對離散時間間隔的詞典中 ，由此藉由使用 該詞典來識別所述多路徑分量。 39.實施例35-38中任何—個的方法，其中所述門檻值 測試藉由將殘留分量的/2基準與門檀值相比較而執列。 4〇·實施例35-38中任何一個的方法，其中所述門檻值 測試藉由將所識別的多路徑分量·的絕對值與門植值相比較 而執列。 41. 實施例40的方法，其中所述門播值設定為第一個 識別的多路徑分量的一部分。 42. 實施例35-41中任何一個的方法，包括步驟：所述 第二WTRU將其所述第二採樣CIR中所有檢測到的路徑延 遲發送到所述第一 WTRU。 43. 實施例42的方法，包括步驟··所述第一 WTRU决 定所述第一 WTRU和所述第二WTRU之間的採樣時間羞。 44. 實施例43的方法，包括步驟：所述第一 WTRU暑 棄不成對的路徑延遲。 45. 實施例44的方法，包括步驟：所述第一 ％丁尺1；估 57 1344292 計針對所述第一 WTRU和所述第二WTRU的基本路徑延 遲。 46.實施例45的方法，包括步驟：所述第一 WTRU向 所述第二WTRU發送所述基本路徑延遲。

47. 實施例46的方法，包括步驟：所述第一 和 所述第二WTRU基於所述基本路徑延遲而分別從所述第一 採樣CIR和所述第二採樣CIR中產生路徑振幅值。

48. 實施例47的方法，包括步驟：所述第一 WTRU和 所述第二WTRU分別對所述路徑振幅值進列正規化。 49. 貫施例42-48中任何一個的方法，其中將時間線分 割為若干小分段，並且所述第一 WTRU分別對每個分段中 所述第- WTRU和所述第二WTRU的檢測到的路徑延遲 的數量進列計數’縣由味每辦間分財各檢測到的 路徑延賴分佈錢定所述第—和第：WTRU之間的採樣 時間差。

丹丫母徊崎間分段的持 被没定為頻道傳送符號時間段的一部分 、51.貝施例49-50中任何一個的方法，其中所述採樣丨 間差被設定為包含最大數量的制到的路徑延遲的、所」 第WTRU和所述第二WTRU的兩個時間分段之間的差 間差中㈣一個的方法，其中所述雜 '·’、匕3夕於特定數量的檢測到的路徑延遲的 所述第一 WTRU和所诂赞_ ΛΛ7Γ_ΤΤ 段之間的差。 、第—WTRU的兩個第一個時間1 58 1344292 53. 實施例43_52中任何一個的方法，其中在誤差 度中具有相應㈣路徑延遲是頻道傳送符號時間段的—部 分’並且將其看作是相同路徑。 σ 54. 實施例45·53中任何—個的方法，其中針對所述第 - WTRU _述基本路麵遲被設定為這樣—些時間分严 的開始，該時間分段包含局部最大數量的路軸遲，= 該數量位於預定門檻值之上。 ” 55‘實施例54的方法，其中所述門梧值是剩餘路經延 遲總數量的一部分。 56.實施例49-55中任何一個的方法，其中如果一個時 間分段之前和之後預定數量_鄰分段與該分段相比具有 較少的路觀遲計數’㈣認為該時間分段包含局部最大 數f的路徑延遲。 一 57.實施例45·56中任何—侧方法，其情對所述第 二WTRU的基本職延遲被設定為針騎述第—wtru 的基本路徑延遲加上採樣時間差。 58. 實施例34的方法，包括步驟：所述第—wtru和 所述第二WTRU分別識別所述第—採樣aR和所述第二採 樣CIR中的路徑延遲。 59. κ施例58的方法，包括步驟：所述第一 WTRu和 所述第二WTRU分別估計其基本路徑延遲。 ,60. κ施例59的方法，包括步驟：所述第一 WTRU和 所述第—WTRU基於所縣本路徑延遲分職所述第一採 樣cm和第二採樣CIR中產生路徑振幅值。 59 ΟΙ 所述第二W^RU八、方法，Ε括步驟：所述第一 WTRU和 62一實r例5=對所述路經振幅值進列正規化。

巧為若干彳中任何—個的方法，其中將時間線分 t為右^小刀&，並且所述第—WTRU #㈣[WTRU :=::1段中檢測到的路徑延遲的數量進列計數，並 =tr延遲估計為這樣-些時間分段的開始，該 日身刀&包含局部最大數量的路徑延遲，並且該數量位於 預疋門檻值之上。 63·實施例62的方法，其中所述門根值是剩餘路徑延 遲總數量的一部分。 64. 實施例61-63中任何一個的方法，包括步驟：所述 第-糧U將正規化的振幅值連接成—個連接的位元串， 由此從該連接的位元串中產生所述密鑰。 65. 實施例61-64中任何一個的方法，其中由參考路據 的SNR來決定量化等級。 66. 貫施例61-65 +任何一個的方法，包括步驟：所述 第- WTRU基於每個路㈣SNR並以不同的量化等級來 分別處理所正規化的振幅值，以產生複數個位元串。 67. 貫施例66的方法，包括步驟：所述第一 WTRU針 對每個位元串而產生單獨的多義元。 68. 貫施例67的方法’包括步驟：所述第一 WTRU將 所述單獨的多義元發送至所述第二WTRU，由此所述第； WTRU利用該單獨的多義元來產生所述密鑰。 69. 實施例68的方法，其中所述第一 WTRU附加封包 1344292 報頭以識別哪個多義元屬於哪個路徑。 7〇·實施例69的方法，其中在所述封 徑索引’以識別哪個多義元屬於哪個路徑。中匕3 7L實施例68的方法，其中利用相； 大振幅路徑以及所有識別路徑或__^3二Ξ —的相對路徑延遲來識別所述路徑。 ” ^

第中任何一個 1方法，包括步驟：所述 ^ 經的職並以不同的量化等級來 刀別處理正規倾難值，减生複_位元串。 73.實施例72的方法’包括步驟：所述第—w蕭連 接所述位元串。 74.實施例73的方法’包括步驟：所述第—產 生針對連接的位元串的多義元。

貫％例74的方法，包括步驟：所述第一 ^丁將 所述多義元發送輯述第二WTRU，由此所述第二醫口 利用該多義元產生所述密餘。 76.實施例35-75巾任何一個的方法，其中所述第一 WTRU和所述第一 WTRU細域令估計所觀察訊號的相 移，由此基於所勒移料來調整所獅樣時間差。 77_ -種用於從由第一 WTRU和第二曹肋共用的聯 合隨機性中產生密鑰的無線通訊系統。 、78.實施例77的系統，其中所述第-WTRU包括第-頻道估。十器’用於執列頻道估計以產生所述第—贾奶和 所述第一 WTRU之間的頻道上的第_採樣⑽。 61 〜79’實如例78的系統’其中所述第- WTRU包括量化 早το ’用，對所述第—採樣cir進列量化以產生量化值。 1〇._實苑例79的系統’其中所述第—WTRU包括來源 ’扁碼單7L ’胁在所述量化值上制來源編碼域生第二 位元組。 ^ 81· #_8G的系統，其中所述第—WTRU包括錯誤 校正編碼，’用於從所述第—位尬中產生多義元。 82. 貝施例81的系統’其中所述第__wtru包括保密 'έ強單元’用於從所述第—位元組巾產生密錄。 83. 貫施例77-83中任何一個的系統，其中所述第二 WTRU包括第二頻道估計器，用於執列頻道估計以產生所 述第- WTRU和所述第二WTRU之間的頻道上的第二採 樣 CIR。 84_貫施例83的系統，其中所述第二WTRU包括解碼 器，用於從接收自所述第一 WTRU的多義元中和所述第二 採樣CIR中產生第二位元組。 85. 實施例84的系統，其中所述第二WTRU&括第二 PA處理器，用於從所述第二位元組中產生所述密鑰。 86. 貫Μ例79-85中任何一個的系統，其中所述量化單 元執列等概率量化和MMSE量化之一。 87·實施例80-86中任何一個的系統，其中所述來源編 碼單元執列自然編碼和格雷編碼之一。 88·實施例79-87中任何一個的系統，其中所述量化單 元執列超量化以產生規則量化位元和超量化位元，所述錯 62 1344292 誤校正編碼單元從該規則量化位元中產生所述多義元，所 述第PA處理益從該規則量化位元中產生所述密鑰，並且 所述超里化位元和所述多義元被發送至所述第二， 並且所述解碼||進—步基於所述超量化位元來產生所述第 二位元組。 89. 實施例84_88中任何一個的系統，其中所述解碼器 利用軟決定來計算LLR，以產生所述第二位元組。 90. 實施例79-89中任何一個的系統，其中所述第一 WTRU將所述第一採樣CIR的量化誤差發送至所述第二 WTRU。 91. 貫施例84-90中任何一個的系統，其中所述解碼器 利用軟決定來計算LLR，以產生所述第二位元組。 。 92. 貫施例90-91中任何一個的系統，其中所述第一 WTRU藉由將所述量化誤差映射到均勻隨機變數而對所述 置化误差進列轉換，由此所轉換的量化誤差獨立於量化分 割並且均勻分佈。 93. 實施例81-92中任何一個的系統，其中所述錯誤校 正編碼單元執列二進位LDPC編碼、Reed_s〇i〇mon編碼、 Turbo編碼和差分編碼中的至少一者以產生所述多義元。 94. 實施例84-93中任何一個的系統，其中所述解碼器 计异母位元LLR以產生所述第二位元組。 95 ·實施例84-94中任何一個的系統，其中所述解碼器 使用硬決定來計算所述LLR。 96.實施例84-94中任何一個的系統，其中所述解碼器 63 1344292 使用軟決定來計算所述LLR。 97. 實施例8K96中任何一個的系統，其中所述第一 WTRU包括複數個錯誤校正編碼單元，用於分別處理第一 位元組中的每個位元以產生複數個每位元多義元。 98. 實施例97的系統’其中所述第：WTRU包括複數 個解碼器，用於連續地處理每個每位元多義元以產生第二 位元組。 99. 實施例98的系統，其中所述複數個解碼器從第一 個母位元多義元開始處理每位元多義元，以從第一位元組 開始產生所述第二位元組中的第一位元組。 100. 實施例99的系統’其中所述複數個解碼器從最後 一個每位元多義元開始處理每位元多義元，以從最後一個 位元組開始產生所述第二位元組中的最後一個位元組。 101. 貫加例80-100中任何一個的系統，其中決定來源 編碼的速率，以便在能夠在所述第二WTRU正確解碼的同 時使所述多義元的長度最小化。 102. 實施例81-101中任何一個的系統’其中所述第一 WTRU進-步包括減單元，服騎❹航進列打 孔，由此所述解碼器基於所述多義元的打孔形式而產 述第二位元組。 103. 實施例1〇2的系統，其中所述第二WTRU配置 為·如果所述解瑪器藉由使用所述多義元的打孔形式未能 產生第二位元組，則向所述第一 WTRU請求更多的多義元 位元。 64 1344292 104.貫施例78-103中任何一個的系統，其中所述第一 WTRU和/或第二WTRU包括複數個天線，並產生針對每 個天線組合的採樣CIR。 105，貫施例104的系統，其中所述第一 和所述 第一 WTRU配置為：將ΜΙΜΟ頻道劃分為特徵模式，並從 至少一個特徵模式中產生所述密鑰。 106. 實施例104-105中任何一個的系統，其中所述第

一 WTRU進一步包括干擾白化濾波器，用於在干擾向量不 是白色的時候進列干擾白化。 107. 實施例106的系統，其中所述第_ WTRU和所述 第一 WTRU配置為：交換關於干擾白倾波器和頻道矩陣 的資訊。 108.實施例78-107中任何一個的系統，其中所述第一 WTRU進-步包括第-後置處理器，用於對所述第一採樣

CIR執列後置處理，和/或所述第二WTRU進一步包括第二 後置處理器，用於對所述第二採樣匚瓜執列後置^理。一 跳實施例108的系統，其中所述第—後置^理器和 第二後置處理ϋ配置為：分別識酬述第—採樣弧和第 二採樣CIR中的至少一個多路徑分量，並且所述第一 WTRU和所g二WTRU配置馳每個酬的乡路徑分量 中產生所述密鐘。 H0·實施例1〇9的系統’其中所述第—後置處理器和 ，後置處理H分別藉由仙〇GA來識別所述多路:分 量。 65 1344292 Π1.實施例110的系統，其中所述第一後置處理器和 第二後置處理器包括用於執列門檻值測試的門檻值單元。 112. 實施例U1的系統，其中所述第一後置處理器和 第二後置處理器包括OGA單元，用於迭代地執列識別優勢 多路徑分量的處理’同時在門檻值測試失敗的情況下從所 述採樣CIR中減去所識別的優勢多路徑分量。

113. 貫施例ι〇9_112中任何一個的系統，其中藉由將 所述採樣CIR與採樣脈衝形狀進列相關以找到具有最大相 關性的多路技分量’而藉由時域處理來識別所述多路徑分 量° 114.貫施例109-112中任何一個的系統，其中所述多 路徑分量藉由頻域處理來識別。

115. 實施例109.114令任何一個的系統，進一步包括 触，用於儲存針對離散時間間隔的採樣脈衝形狀 ，由此 精由使用5亥§司典來識別所述多路徑分量。 116. 貫施例+任何一個的系統，其中所述門 楼值測試藉由將殘留分量的丨2基準與門植值相比較而執列。 1Π.實施例m-u5中任何一個的系統，其中所述門 檻值測試藉由將所識別的多路徑分量的絕對值與門植值相 比較而執列。 118.實;例111.117巾任何—個的系統，其中所述門 檻值設定為» -個識別的多路徑分量的一部分。 ny,貫施例 升Y所述第一後置處理| 括第-路徑識別單元，用於識別所述第—採樣aR中白 66 U44292 徑延遲。 120. 實施例119的系統，其中所述第-後置處理哭包 括路徑延遲估計ϋ，配置為決定所述第—WTRu和所^ 二WTRU之間的採樣時間差，吾棄不成對的路徑延遲 計針對所述第-w則㈣料二WTRU絲本路 遲，並將所述基本路徑延遲發送至所述第二WTRu。 121. 實施例120的系統’其中所述第一後置處理 括第二路徑識別單元’用於基於所述基本路键遲而從 述第一採樣CIR中產生路徑振幅值。 122. 實施例121的系統，其中所述第一後置處理器包 括第-正規化單元獅歸巾綠進列正規化。 m.實施例η9·122中任何一個的系統，其中所述第 二後置處理器包括第三路徑識別單元，配置為識別所述第 -採樣CIR巾的路徑延遲並將所述第二採樣CIR中其所有 檢測到的路徑延遲發送到所述第一 WTRU。 ” U4.實施例123的系統，其中所述第二後置處理器包 括第四路徑顧單元’配置絲於所述基本路徑延遲:從 所述第二採樣CIR中產生路徑振幅值。 125. 實施例124的系統’其中所述第二後置處理器包 括第二正規化單元’用於對所述職純值進列正規化。 126. 實施例12G-125中任何—個的系統，其中所述路 徑延遲估計器配置為：將時間線分割為若干小分段，分別 對每個分段中所述第一 WTRU和所述第二WTRU的檢測 到的路徑延遲的數量進列計數，並藉由對每個時間分段單 67 1344292 元内各檢測到的路徑延遲的分佈進列比較來決定所述第一 和第二WTRU之間的採樣時間差。 127. 實施例26的系統，其中每個時間分段的持續時間 被設定為頻道傳送符號時間段的一部分。 、 128. 實施例12(M27中任何一個的系統，其中所述採 樣時間差被設定為包含最大數量的檢測到的路徑延遲的、 所述第一 WTRU和所述第二WTRU的兩個時間分段之間 的差。 129. 實施例120-127中任何一個的系統，其中所述採 樣時間差被設定為包含多於特定數量的檢測到的路徑延遲 的、所述第一 WTRU和所述第二WTRU的兩個第—個時 間分段之間的差。 130. 實施例120-129中任何一個的系統，其中在誤差 容許度中具有相應值的路徑延遲是頻道傳送符號時間段的 一部分，並且將其看作是同一路徑。 131. 實施例120-130中任何一個的系統，其中針對所 述第一 WTRU的所述基本路徑延遲被設定為這樣一些時間 分段的開始，該時間分段包含局部最大數量路徑延遲，並 且該數量位於預定門檻值之上。 132. 實施例131的系統’其中所述門檻值是剩餘路後 延遲總數量的一部分。 133. 實施例131-132中任何一個的系統，其中如果— 個時間分段之前和之後預定數量的相鄰分段與該分段相比 具有較少的路徑延遲計數，那麼認為該時間分段包含局部 68 1344292 最大數量的路徑延遲。 134. 實施例131-133 +任何-個的系、统，其中針對所 述第二WTRU的基本路徑延遲被設定為針對所述第一 WTRU的基本路徑延遲加上採樣時間差。 135. 實施例108的系統，其中所述第〜後置處理器包 括第一路徑識別單元，用於識別所述第一採樣ci^中的路 徑延遲。 136. 實施例35的系統’其中所述第—後置器 第一路徑延遲估計器，配置為估計針對所述第一 WTRU* 所述第二WTRU的第一基本路徑延遲。 137. 貫;5也例136的系統，其中所述第一後置處理器包 括第二路徑識別單元，用於基於所述第一基本路徑延^而 從所述苐一採樣CIR中產生第一路徑振幅值。 138. 實施例137的系統，其中所述第一後置處理器包 括第一正規化單元，用於對所述路徑振幅值進列正規化。 139. 貫施例135-138中任何一個的系統，其中所述第 一後置處理器包括第三路徑識別單元，配置為識別所述第 二採樣CIR中的路徑延遲。 140. 實施例138的系統，其中所述第二後置處理器包 括第一路徑延遲估計器，配置為估計針對所述第—Wtru 和所述第二WTRU的第二基本路徑延遲。 141. 實施例140的系統，其中所述第二後置處理器包 括第四路徑識別單元，配置為基於所述第二基本路徑延遲 而從所述第二採樣CIR中產生第二路徑振幅值。 69 (S ) 1344292 M2.實施例141的系統，其中所述第二後置處理 括第二正規化單元，祕_魏徑振雛朝正規化。 143.實施例购42中任何一個的系統，其中所 -路控延遲估計H和所述第二路徑延遲估計器被配 將時間線分割為若干小分段，分職每個分段中檢測 路徑延遲的數量進顺數，並且所絲本職延遲估計為 這樣-些時間分段關始’科間分段包含局部最大數量 的路徑延遲，並且該數量位於預定門檻值之上。 m.實施例143的系統，其中所述門植值是剩餘路和 延遲總數量的一部分。 145. 實施例138-144 +任何一個的系、统，其中所述第 一 WTRU將正規化的振幅值連接成一個連接的位元串，由 此從該連接的位元串中產生所述密输。 146. 實施例138-145中任何一個的系統，其中由參考 路徑的SNR來決定量化等級。 147. 實施例138-146中任何一個的系統，其中所述第 一 WTRU基於每個路徑的SNR並以不同的量化等級來分 別處理正規化的振幅值以產生複數個位元串，產生針對每 個位元串的單獨的多義元，並將該單獨的多義元發送至所 述第二WTRU，由此所述第二WTRU利用該單獨的多義元 產生所述密鑰。 148. 實施例147的系統，其中所述第一 WTRU附加封 包報頭以識別哪個多義元屬於哪個路徑。 149·實施例147-148中任何一個的系統，其中在所述 70 1344292 封包報頭中包含路徑封， 徑。 M固夕義凡屬於哪個路 150.實施例147的系、统，其中利 最大振幅路独及所錢獅徑或識财彳 之一的相對路徑延遲來識別所述路徑。

⑸.實施例购5Q中任何—個的系統，述 一 ™基於每個路徑的SNR並以不同的量 別處理正規化龍陳减錢數個位元_ 刀 元串，產生針對連接的低串的多義元，並將 義_ 發送至所述第二WTRU，由此所述第二卿如利用3 = 元產生所述密錄。 152·實施例135_⑸中任何一個的系統，其中所述第 - WTRU和所述第二WTRU在頻域中估計所觀察訊號的 相移，由此基於所述相移估計來調整所述採樣時間差。

153. -種在無線通訊系統中將估計的cir劃分為離散 的多路控分量的方法。 154. 實施例153的方法，包括步驟：產生採樣⑽。 155. 實施例154的方法，包括步驟：識別優勢多路徑 分量。 156. 貫施例155的方法，包括步驟：執列門檻值測試。 157·實施例156的方法，包括步驟：如果該門檻值測 試藉由，則輸出所識別的優勢多路徑分量。 158.貫施例157的系統，包括步驟：如果所述門檻值 測試未藉由’則從所述採樣CIR中減去所識別的優勢多路 71 =量’錢回實關155时驟·職後的多路徑分 =，實施例155·158中任何_個的系統，其中藉由將 ^木樣CIR與採樣脈衝形狀進列相關以找到具有最大相 生的多路徑分量，而藉由時域處理來識別所述多路徑分 置。 _職實施例155损中任何—個的系統，其中所述多 路杈分量藉由頻域處理來識別。 161. 實施例155-160巾任何一個的系統，其中所述採 樣脈衝形狀儲存在針對離散時間間隔的詞典中，由此藉由 使用該詞典來識別所述多路徑分量。 162. 實施例156-161中任何—個的系統，其中所述門 檻值測試藉由將殘留分量的/2基準與門檻值相比較而執列。 163. 實施例156-161中任何一個的系統，其中所述門 植值測ό式糟由將所識別的多路彳坐分量的絕對值與門植值相 比較而執列。 164. 實施例163的系統，其中所述門檻值設定為第一 識別的多路徑分量的一部分。 165. 貫施例153-164中任何一個的系統，其中所述識 別的多路徑分ϊ用於CDMA系統的把式接收器中的處理。 166_實施例153-164中任何一個的系統，其中所述識 別的多路徑分量用於等化器中的處理。 167. —種用於在無線通訊系統中將所估計的cir劃分 成離散多路徑分量的設備。 72 168. 實施例〗67的設備，包括頻道估計器，用於產生 採樣CIR。 169. 實施例168的設備，包括門檻值單元，用於執列 門檻值測試。 170·實施例169的設備，包括OGA單元，用於迭代 地執列識別優勢多路徑分量的處理，同時在門檻值測試失 敗的情況下從所述採樣CIR中減去所識別的優勢多路徑分 量。 171. 實施例170的設備’其中藉由將所述採樣CIR與 採樣脈衝形狀進列相關以找到具有最大相關性的多路徑分 量，而藉由時域處理來識別所述多路徑分量。 172. 實施例170的設備，其中所述多路徑分量藉由頻 域處理來識別。 173. 實施例170-172中任何一個的設備，包括詞典， 用於儲存針對離散時間間隔的採樣脈衝形狀，由此藉由使 用該詞典來識別所述多路徑分量。 174. 實施例169-173中任何一個的設備，其中所述門 檻值測試藉由將殘留分量的/2基準與門檻值相比較而執列。 175. 實施例169-173中任何一個的設備，其中所述門 檻值測試藉由將所識別的多路徑分量的絕對值與門檻值相 比較而執列。 176. 實施例169-175中任何一個的設備，其中所述門 檻值設定為第一個識別的多路徑分量的一部分。 m實施例167-176巾任何一個的設備，包括耙式接 用於對具有識別的多路徑分量的接收刺訊號進列 用於例167·177中任何—個的設備，包括等化器， …’別的多路徑分f的接收到的訊號進列處理。 月的特徵和元件在較佳的實施方式 Ί 寺破和凡素的情況下單獨使用，或在盥 =，蜞他特徵和元件結合的各種情況下使用:、 二雷θ供的方法或流程圖可以在由通用電腦或處理哭執 軟體或固件中實施，其中所述電腦料、 肢或©件以有形的料包含在電料

關於電腦可讀儲存媒體的實例包括唯讀記S I導記憶體(麵)、暫存器、緩衝記憶體、 部硬碟和可移動磁片之_磁媒體、 類碟片和多功能數位光物則之 理哭舉！!=兒，恰當的處理器包括：通用處理器、專用處 理;：、、數健號處理11 (Dsp)、複數倾處 口…、DSP核心相關聯的一個或複數倾處理哭 杰、微控制器、專用積體電路（ASIC)、現場可^二 列CFPGA)電路、似·τ _雜㈣,式化閘陣 鮮雕相^ (ί〇和/或狀態機。 相:聯的處理器可以用於實現一個射頻收發信 端、A:士：射接收單元(™)、使用者設備、終 * 土也。、無線電網路控制器或是任何―種主機電腦中

S 74 1344292

加以使用。WTRU可以與採用硬體和/或軟體形式實施的模 組結合使用，例如相機、攝像機模組、食品電路可视電話、、 揚聲器電話、振動設備、揚聲器、麥克風、電視收發信機、 免提耳機、鍵盤、藍牙模組、調頻（FM)無線電單元液 aa顯不器（LCO)顯不單元、有機發光二極體（〇LED)顯 示單元、數位音樂播放器、媒體播放器、視頻遊戲機模組、 '•罔IV、網路、流覽器和/或任何一種無線區域網路（man)模 系且。 75 1344292

【圖式簡單說明】 圖I說明了單路徑瑞利衰落頻道的密鑰容量曲線； 圖2是根據本發明的包括兩個WTRU的系統方塊圖. 圖3說明了用於比較自然編碼和格雷編碼之間在誤瑪率 (BER )方面的性能的模擬結果；

圖4和圖5說明了驗在使用自然編碼和格雷編碼時不 同量化等級在BER方面的性能的模擬結果； 圖6說明了用於比較等概率量化和最小均方誤差 (MMSE )量化在BER方面的性能的模擬結果； 圖人說明了根據本發明的從不同位元轉化方案和不同 LLR計算方法所得出的密鑰率的模擬結果； 圖8是根據本發明的配置為執列超量化的第-WTRU的 方塊圖； 了鳴她細繼橋實現的賴

圖⑺說明了根據本發明的使甩軟誤差轉發方案所實現的 密鑰率的模擬結果； 圖11是根據本發明的配置為執列每位元處理的第-WTRU的方塊圖； 配置為執列每位元處理的第二 圖12是根據本發明的 WTRU的方塊圖； 疋根據本兩明的配置為執列每位元處理第二Wtru 的另一實施方式的方塊圖； 圖# ® 15 5兒明了用於比較利用每位元處理方案所實 76 1344292 • 現的密鑰率的性能的模擬結果； * 圖16°《明了就單路彳[翻衰落頻道而言密錄容iCs相對 於SNRA和SNRB的圖示；

圖17-圖19分別說明了具有固定SNRA=2_、25dB、3〇dB 的所實現的密鑰相對於SNRB的圖示； 11 20㈣了就工作組4 (WG4)情況3頻道而言由正交 gieedy演算法（OGA)利服切檻賴制的平均路徑 φ 數； 圖21和圖22分別說明了就她情況！和而4情況3 的頻道而言OGA利用該相對門捏值所檢測的各個平均路 . 徑的數量； 圖23說明了就WG4情況3頻道而言在兩個終端的獨立 OGA應用的誤差率； 圖24是根據本發明的第一 WTRU的後置處理器和第二 WTRU的後置處理器的方塊圖； 鲁圖25說明了就SNR=20dB的WG4情況3頻道而言所檢 測到的路徑延遲的正規化頻率的柱狀圖； 圖26說明了步驟2之後_路徑輯的正規化頻率的柱 • 狀圖； 目27是根據本發明備選實施方式的第一 WRu的後置 處理器和第二WTRU的後置處理器的方塊圖； 圖Μ說明了針對ITU則頻道估計採樣時間差的誤差 率； 圖29說明了就腦情況3頻道而言利用單途捏和混合 77 1344292 處理方案所實現的密鑰率； 圖30說明了就WG4情況1頻道而言利用單途徑和混合 處理方案所實現的密鑰率； 圖31說明了就WG4情況3頻道而言利用雙途徑和混合 處理方案所實現的密鑰率； 圖32說明了就WG4情況1頻道而言利用雙途徑和混合 處理方案所實現的密鑰率； 圖33說明了就WG4情況1頻道而言利用雙途徑和每路 徑處理方案所獲得的密鑰率； 圖34-圖37說明了就W4情況2頻道、ITU PA3頻道、ITU PB 3頻道和ITU VA3 0頻道而言利用雙途徑加混合處理方案 和雙途徑加每路徑處理方案所實現的各個密鑰率。 【主要元件符號說明】 X、Y 高斯隨機變數 Xb 位元 Xq 量化值 SA、SB 密鑰 MMSE 最小均方誤差 PI 每位元多義元 OGA 正交greedy演算法 hA 第一 WTRU的估計的向量 he 第二WTRU的估計的向量 78

Claims (1)

1344292 —年3月’2 日修 i^JEQ^ ： 1〇〇^3 ^ J8 g 申請專利範圍： WTRU包括 二通訊同等體㈣所共用的聯合隨機 一铪鑰的無線傳輸/接收單元（WTRU)，該 第頻道估计益’用於執行頻道估計以產生在所述 WTRU和所述通訊同等體之間的—頻道上的一第 樣頻道衝擊回應（CIR); 一量化單元，用於量化所述第-採樣CIR以產生量化 -來源編解元，驗騎述量化值執行來源編碼以 產生一第一位元組； -錯誤校正編碼單元’祕從所述第—位元組中產生 一多義元； 一保密增強單元，用於從所述第一位元組中產生一密 錄；以及 一傳輸為，用於發送所述多義元至所述通訊同等體來 致能所述通訊同等體以從所述多義元和一第二採樣 CIR中產生一弟一位元組並從所述第二位元組中產生 所述密鑰，其中所述第二採樣CIR是在所述WTRU和 所述通訊同等體之間的一頻道上由所述通訊同等體所 產生。 2.如申請專利範圍第1項所述的WTRU，其中，所述量 化單元執行超量化以產生規則量化位元和超量化位 元，所述錯誤校正編碼單元從該規則量化位元令產生 79 修正日期：100年3月18曰 所述多義元’所述保密增強單元從該規則量化位元中 產生所述密鑰，並且所述超量化位元和所述多義元被 發送至所述通訊同等體來致能所述通訊同等體以進一 步基於所述超量化位元來產生所述第二位元組。 如申請專利範圍第2項所述的WTRU ,其中所述 WTRU發送所述第一採樣CIR的一量化誤差至所述通 訊同等體。 如申請專利範圍第3項所述的WTRU，其中所述 WTRU藉由將所述量化誤差映射到一均勻隨機變數來 轉換所述量傾差，藉此，所賴的量化誤差係獨立 於一量化分割並且均勻分佈。 如申請專利範圍第1項所述的WTRU，其中所述錯誤 校正編碼單元執行一二進位低密度奇偶校驗（LDPC) 編碼、Reed-Solomon編碼、Turbo編碼和差分編碼中 的至少其申之一以產生所述多義元。 如申請專利範圍第1項所述的WTRU，其中所述 WTRU包括複數個錯誤校正編碼單元，用於分別處理 該第一位元組中的各位元，以產生複數個每位元多義 元。 如申請專利範圍第1項所述的WTRU，其中決定該來 源編碼的一速率，以於所述通訊同等體進行一正確解 碼時最小化所述多義元的長度。 如申請專利範圍第1項所述的WTRU，其中所述 WTRU進一步包括一打孔單元，用於對所述多義元進 1344292 修正曰期：100年3月18曰 行打孔。 9.如申請專利範圍第1項所述的WTRU，其中，所述 WTRU包括複數個天線，並產生用於各天線組合之採 樣 CIR。 10·如申請專利範圍第9項所述的WTRU，其中所述 WTRU係配置以將一多重輸入多重輸出頻

道劃分為特徵模式，並從該等特徵模式中的至少其中 之一產生所述密鑰。 11. 如申請專利範圍第9項所述的WTRU，其中所述 WTRU進一步包括一干擾白化濾波器，用於在干擾向 量不是白色時進行干擾白化。 12. 如申請專利範圍第11項所述的WTRU，其中所述 WTRU係配置以交換關於該干擾白化濾波器和頻道矩 陣的資訊。

13. 如申请專利範圍第1項所述的wtru，其中所述 WTRU進-步包括—後置處萄，所述後置處理器係 配置以識別在所述第一採樣CIR中的至少一多路徑分 Ϊ ’且所述WTRIH系配置以從所識別的各多路徑分量 中產生所述密鑰。 R如申5青專利範圍第13項所述的_奶，其中所述後置 處理器藉由使用正交greedy演算法（〇GA)來識別所 述多路徑分量。 I5·如申凊專利範圍第Η項所述的WTRU，其中所述後置 處理器包括： 1344292 ‘ 修正日期：100年3月18曰 一門檻值單元’用於執行一門檻值測試；以及 OGA單元’用於反覆執行一處理以識別一優勢多路 徑分量’同時在該門檻值測試失敗時從所述採樣CIR 中減去所識別的優勢多路徑分量。 16·如申請專利範圍第15項所述的WTRU，其中藉由將所 述採樣CIR與一採樣脈衝形狀進行相關以找到具有一 最大相關性的一多路徑分量，進而藉由時域處理來識 • 別所述多路徑分量。 17_如申請專利範圍第15項所述的WTRU，其中所述多路 k分置是藉由頻域處理而加以識別。 18.如申請專利範圍第15項所述的WTRU，進一步包括一 詞典’用於儲存離散時間間隔之一採樣脈衝形狀，藉 此’使用該詞典來識別所述多路徑分量。 19·如申請專利範圍第15項所述的WTRU，其尹所述門檻 值测試是藉由比較一殘留分量的一 Z2基準與一門檻值 ® 而執行。 2〇.如申請專利範圍第15項所述的WTRU，其中所述門檻 值測試是藉由比較所識別的多路徑分量的一絕對值與 一門檻值而執行。 21.如申請專利範圍第20項所述的WTRU，其中所述門檻 值係設定為一第一識別之多路徑分量的一部分。 22·如申請專利範圍第13項所述的WTRU’其中， 所述後置處理器包括： 一第一路徑識別單元，用於識別所述第一採樣CIR中 82 修正曰期：100年3月18曰 的路徑延遲； =路技延雜計n，其係置以狄触wru和所 訊同等體之間的—採樣時間差，丢棄不成對的路 徑延遲’料㈣WTRU之基本路麵遲，並發送所 述基本路徑延遲至所述通訊同等體； 一第二路彳i糊單元’驗基於所絲本路徑延遲而 從所述第一採樣CIR中產生路徑振幅值； 第正規化單元，用於正規化對所述路徑振幅值。 23·如申請專利範圍第η項所述的WTRU，其中所述路徑 延遲估计為係配置以將一時間線分割為若干小分段， 分別計數各分段中所述WTRU和所述通訊同等體的檢 測到的路徑延遲的數量，並藉由比較在各時間分段單 元内分別檢測到的路徑延遲的分佈來決定所述WTRU 和所述通訊同等體之間的採樣時間差。 24. 如申請專利範圍第23項所述的wtru，其中各時間分 段的持續時間係設定為一頻道傳送符號時間段的一部 分。 25. 如申請專利範圍第23項所述的wtRU，其中所述採樣 時間差係設定為所述WTRU和所述通訊同等體的兩個 時間分段之間的一差異，其中所述時間分段包含最大 數量的檢測到的路徑延遲。 26. 如申請專利範圍第23項所述的WTRU，其中所述採樣 時間差係設定為所述WTRU和所述通訊同等體的兩第 一時間分段之間的一差異，其中所述第一時間分段包 1344292 修正日期：100年3月18日 含多於一特定數量的檢測到的路徑延遲。 27，如申請專利範圍第23項所述的WTRU，其中在一誤差 谷°午度中具有相應值的一路徑延遲係視為同一路徑， 其中所述路徑延遲是一頻道傳送符號時間段的一部 份。 28. 如申請專利範圍第23項所述的WTRU，其中所述 WTRU之所述基本路徑延遲係設定為包含局部最大數 鲁 *的路徑延遲的時間分段的開始，並且該數量大於一 預定門檻值。 29. 如申請專利範圍第28項所述的WTRU，其中所述門檻 值是剩餘路徑延遲總數量的一部分。 3〇.如申請專利範圍第28項所述的WTRU，其中如果在-蛉間分段前後一預定數量的相鄰分段具有比該時間分 段少的一路徑延遲計數，則將該時間分段視為包含一 局部最大數量的路徑延遲。 鲁 31，如申請專利範圍S 28項所述的WTRU，其中所述通訊 同等體之該基本路徑延遲係設定為所述WTRU的該基 本路徑延遲加上該採樣時間差。 32. 如申請專利範圍第22項所述的WTRU，其申所述 WTRU估計在頻域中所觀察到的訊號的一相移’藉此 基於所述相移估計來調整所述採樣時間差。 33. 如申請專利範圍第13項所述的WTRU，其中， 所述後置處理器包括： 一第一路徑識別單元，用於識別所述第一採樣CIR中 84 1344292 修正日期：100年3月18曰 的路徑延遲； 路從延遲料器’纽置以估計驗所述WTRU和 斤通訊同等體之第—基本路徑延遲； 第—路徑識別單元，用於基於所述第一基本路徑延 遲而從所述第一採樣CIR中產生第-路徑振幅值；和 正規化單元，用於正規化所述路徑振幅值。 34. 如申凊專利範圍第幻項所述的WTRU，其中所述路徑 延遲估計器係配置以將一時間線分割為若干小分段， 汁數各分段中檢測到的路徑延遲的數量，並將所述基 本路彳兰延遲估計為包含局部最大數量的路徑延遲的時 間分段的開始，並且所述數量大於一預定門檻值。 35. 如申請專利範圍第34項所述的WTRU，其中所述門檻 值疋剩餘路徑延遲總數量的一部分。 36. 如申請專利範圍第34項所述的WTRU，其中所述 WTRU將正規化的振幅值連接成一連接位元串，藉此 從該連接位元串中產生所述密綠。 37. 如申請專利範圍第36項所述的WTRU，其中由一參考 路控的一訊號干擾比（SNR)來決定一量化等級。 38. 如申請專利範圍第34項所述的WTRU，其中所述 WTRU基於各路徑的一訊號干擾比（SNR)並以不同 的量化等級來分別處理正規化的振幅值以產生複數個 位元串’產生各位元串之單獨的多義元’並發送該單 獨的多義元至所述通訊同等體來致能所述通訊同等體 以利用該單獨的多義元來產生所述密錄。 85 1344292

42.

43. 一 修正日期：100年3月18日 39.如申請專利範圍第38項所述的WTRU，其中所述 WTRU附加一封包報頭以識別哪個多義元屬於哪個路 徑。 4〇.如申請專利範圍第39項所述的WTRU，其中在所述封 包報頭中包含一路徑索引，以識別哪個多義元屬於哪 個路徑。 41.如申請專利範圍第39項所述的WTRU，其中該等路徑 利用相對於-最早路徑、一最大振幅路徑以及所有識 別路徑或一識別路徑子集其中之一的相對路徑延遲加 以識別。 如申凊專利範圍第34項所述的WTRU，其中所述 wtjuj基於各路徑的—訊號干擾比（SNR)並以不同 的I化等級來分別處理正規化的振幅值以產生複數個 串’連接所述位元串，產生所連接的位元串之一 夕義70 ’並發送所述乡義元至所述通關等體來致能 崎=訊_體_職Μ元來產生所述密餘。 種k由一第一無線傳輸/接收單元(WTRU)和一第二 WTRU所制的聯合隨機財產生-錄的方法，該 方法包括： 所迷第一 WTRU基於在㈣第—WTRU和所述第二 之間的—頻道而執行頻道估計以產生—第二採 僳頻道衝擊回應(CIR); 所述第一 WTRU接收從所述第—來的一多義 疋’所述第-WTRU從—第―狀组中產生所述多義 86 修正曰期：100年3月18曰 元所述第-位元，组是基於在所述第一 WTRU和所述 第二WTRU之間的-頻道從一第一採樣aR中所產 生； 所述第二WTRU從魏自所述第_ WTRU的所述多 義元和所述第二採樣CIR中產生—第二位元組；以及 所述第二WTRU從所述第二位故中產生一密輪。 44.如申請專利範圍第43項所述的方法，進一步包括： 所述第—WTRU接收從所述第—资奶來的超量化 位7C ’其中所述第二WTRU進一步基於所述超量化位 元產生所述第二位元細。 如申π專利範圍第43項所述的方法，進—步包括： 所述第二WTRU綱在所述第三採樣aR中的至少一 多路徑分量；以及 所j第二WTRU從所識別的多路徑分量中的各多路徑 分量產生所述密鑰。 46·-種，於從與一通訊同等體所共用的聯合隨機性中產 生铪鑰的無線傳輸/接收單元（WTRU)，該WTRU 包括： ★頻道估計器，用於基於在所述WTRU和所述通訊同 等體之間的一頻道而產生一第二採樣頻道衝擊回應 (CIR); _接收器，用於接收從所述通訊同等體來的一多義 =，所述通訊同等體基於在所述WTRU和所述通訊同 等體之間的一頻道從一第一採樣CIR中產生所述多義 87 1344292 修正日期：100年3月18曰 元； 一解碼器’用於從所述第二採樣CIR和接收自所述通 訊同等體的所述多義元中產生一第二位元組；以及 一保密増強(PA)處理器，用於從所述第二位元組中產生 所述密輸。

47. 如申請專利範圍第46項所述的WTRU，其中所述 WTRU接收從所述通訊同等體來的超量化位元’且進 一步基於所述超量化位元產生所述第二位元組。 48. 如申請專利範圍第46項所述的WTRU，其中所述 WTRU識別在所述第二採樣^丨尺中的至少一多路徑分 1，且從所識別的多路徑分量中的各多路徑分量產生 所述密鑰。 仪一種從由一第一無線傳輸/接收單元⑽肪)和一第二 WTRU所制的聯合隨機性巾產生—密辆方法，該 方法包括：

所述第-WTRU執行簡估計以產生在所述第一 WTRU和所述第二WTRU之間的一頻道上的一第一採 樣頻道衝擊回應(CIR); 所述第-WTRU從所述第—採樣aR中產生一第一位 元組； 所述第-WTRU產生所述密餘； 述多義元 所述第一 WTRU基於在所述第一 WTRu和所述第二 之間的所述頻道從所述第—採樣CIR中產生所 88 1344292 4 " 修正日期：100年3月18曰 所述苐一 WTRU發送所述多義元至所述第二wtrxj . 來致能所述第二WTRU以從所述多義元和一第二位元 組中產生所述密鑰，其中所述第二位元組是基於在所 述第一 WTRU和所述第二wtru之間的所述頻道從 一第二採樣CIR中由所述第二WTRU所產生。 5〇·如申請專利範圍第49項所述的方法，進一步包括： 所述第一 WTRU執行所述第一採樣CIR之量化以產生 • 量化位元；以及 所述第-WTRU對所述量化位元執行來源編碼，以產 生所述第一位元組。 51. 如申請專利範圍第5〇項所述的方法，其中所述執行來 源編碼包括選擇一來源編碼率以最小化所述多義元的 長度並於所述第二WTRU致能一正確解碼。 52. 如申請專利範圍第5〇項所述的方法，其中所述執行 0 化包括： 執行超量彳UX產生細量化位元和超量化位元； 处所述規則量化位元中產生所述多義元和所述密 以及 所述發送所述多義元包括發送所述超量化位元。 .如申4專利範圍第52項所述的方法，其中所述發送所 述多義元包括發送所述第一採樣CIR的一量化誤差。 如申叫專利範圍第％項所述的方法，進一步包括： 所，第-WTRUH由將所述量化誤差映糊—均勾隨 機變數而轉換所述量化誤差，藉此，所轉換的量化誤 89 修正日期：100年3月18曰 差獨立於一量化分割並且均勻分佈。 55·如申請專利範圍第49項所述的方法，其中所述產生一 夕義元包括執行一二進位低密度奇偶校驗（LDpc)編 碼、Reed-Solomon編碼、Turbo編碼或差分編碼。 56. 如申請專利範圍第49項所述的方法，其中所述產生一 多義元包括藉由分別處理一第一位元組中的每個位元 以產生複數個每位元多義元。 57. 如申請專利範圍第49項所述的方法，進一步包括： 所述第一 WTRU對所述多義元進行打孔； 所述第-WTRU傳送所述多義元的一打孔版本；以及 所述第一 WTRU通知所述第二WTRU所述多義元上 的打孔位置練能所述第二WTRU以基於所述多義元 的該打孔版本來產生所述第二位元組。 58. 如申請專利範圍第49項所述的方法，其中執行頻道估 計包括爲複數個天線組合中的各天線組合產生一採樣 CIR。 59·如申請專利範圍第49項所述的方法，進一步包括： 所述第-WTRU識別在所述第一採樣CIR中的一多路 徑分量；以及 所述第-WTRU從所朗的多職分量巾產生所述密 绩。 60. 如申請專利範圍第％項所述的方法，其中所述識別一 多路控分量包括使用一正交取吻演算法（〇g幻。 61. 如申請專利範圍第59項所述的方法，其中所述識別一 修正日期：100年3月18曰 多路徑分量包括： 識別一優勢多路徑分量； 在-門梭值測試通過的條件下，則輪出所識別的優勢 多路徑分量；以及 在所述門德值測試未通過的條件下，則從所述第一採 樣CIR中減去所述所識別的優勢多路徑分量，並重複 所述識別一多路徑分量。

砭如申請專利範圍第61項所述的方法，其中所述門梭值 測試包括比較-魏分量的—基料 紅如申請專利範圍第61項所述的方法，其中所i門梧值 測試包括比較所識別的多路徑分量的一絕對值與一門 檀值。 64.=請專利範圍第61項所述的方法，其中所述門梭值 疋5 又又為一第一識別多路徑分量的—部分。

65· ^申請專利範圍第％項所述的方法，其中所述識別一 分置包括1&由將所述第一採樣CIR與一採樣脈 ^狀進行相關以找到具有—最大_㈣一多路經 刀里，而執行時域處理。 專利翻第％項所述的方法，其中所述識別-幻夕路偟分量包括執行頻域處理。 Ο.=請專利範圍第％項所述的方法，其中所述識別-分量包括將-採樣脈_狀儲存在—離散 ，之詞典巾，藉此细购典來識賴述多路 91 1344292 修正日期：100年3月18曰 68.如申請專利範圍第59項所述的方法，進一步包括： 所述第一 WTRU接收從所述第二WTRU來而在所述 第二採樣CIR中的全部檢測到的路徑延遲； 所述第一 WTRU決定所述第一 wtru和所述第二 WTRU之間的採樣時間差；

所述第一 WTRU丟棄不成對的路徑延遲； 所述第一 WTRU估計用於所述第一 和所述第 二WTRU之基本路徑延遲； 所述第-WTRU發酬絲本路彳誕駐所述第二 WTRU ； 69.

所述第WTRU基於所述基本路徑延遲而從所述第一 採樣CIR中產生路徑振幅值；以及 所述第-WTRU正·所述路徑振幅值。 如申請專利範圍第68項所述的方法，其中一時間線係 分割為小分段，該方法進一步包括： 岍逦弟一 WTRU .二二” u…计數在各分段中所述第一 WTRU和 所述第二WTRU的檢_的路徑 所述決定所述第一 WTRU和所述第二WTRU之間的 2採樣時包括啸各時間分段單位巾分別檢測 到的路徑延遲的分佈。

H凊專觀®第69項所獅方法，其巾各時間分段 夺續時間係設定為—縣傳送符號時間段的一分0 部 如申請專利範圍第69項所述的方法，其中所述採樣時 92 1344292 72. 翁 73. 74. • 75. 76. 修正日期：100年3月18日 間差係設定為所述第一 WTRU和所述第二_ ΐ個時間分段之間的—差異，其中所述時間分段包含 最大數量的檢測到的路徑延遲。 如申請專利個第69躺述咐法，其中所述採樣時 間差係設定為所述第—WTRU的第一時間分段和所述 kWTRU的第-時間分段之間的一差異，其中所述 弟-時間分段包含多於特定數量的檢測到的路徑延 遲。 如申π專利範圍第69項所述的方法，其中在—誤差容 許度中具有相應值的-職延遲係視為同—路徑，其 中所述路徑延遲是-頻道傳送符號時的一部分。 如申请專纖圍第"73項所柄方法，其中用於所述第 WTRU之所迷基本路槪勒奴為包含局部最大 數量的路魏遲的各猶間錢關始，並且所述數 量大於一預定門檻值。 如申請專利範圍第74摘述的方法，其情述門握值 是剩餘路徑延遲總數量的一部分。 如申凊專利範圍第74項所述的方法，其中如果在一時 間分段預定數量_鄰分段具有㈣時間分段 少路徑賴計數’縣該飾純視為包含一局 部最大數量的路徑延遲。 如申凊專利範圍第74項所述的方法，其中用於所述第 一 WTRU之該基本路徑延遲係設定為用於所述第一 WTRU的該基本路徑延遲加上該採樣時間差。 93 77. 丄《344292 修正日期：100年3月18曰 78·如申請專利翻第59項所述的方法，進-步包括： 所述第-WTRU識別在所述第一採樣CIR中的路徑延 遲； 所述第一 WTRU估計其基本路徑延遲； 所述第-WTRU基於所述基本路魏遲而從所述第一 採樣CIR中產生路徑振幅值；以及 _ 所述第一 WTRU正規化所述路徑振幅值。 如申印專利範圍第78項所述的方法，其中一時間線係 分割為小分段，該方法進一步包括： 所述第-WTRU計數在各分段中檢測到的路徑延遲的 數量；以及 所述估計所述基本路徑延遲包括設定所述基本路徑延 遲為包含局部最大數量的路徑延遲之時間分段的開 始，並且所述數量大於一預定門檻值。 鲁 80. *申請專利範圍g 79項所述的方法，其中所述門檀值 疋剩餘路彳坐延遲總數量的一部分。 h如申凊專利範圍第80項所述的方法，進一步包括： 所述第-WTRU將正航的振巾自值連接成—連接位元 串，藉此，所述密墙是從該連接位元串中所產生。 82.如申請專利範圍第81項所述的方法其中由一參考路 !的一訊號干擾比（SNR)來決定一量化等級。 3’如申晴專利範圍第81項所述的方法，進一步包括： 所述第一 WTRU基於各路徑的一訊號干擾比（SNR) 而以不同的量化等級來分別處理所正規化的振幅值， 94 修正曰期：100年3月18曰 以產生複數個位元串； 所述第-WTRU產生胁各位元㈣單躺多義元· 以及 ’ 所述第-WTRU發送所述料義元至所述第二 WTRU來贱所料二WTRU明㈣述單獨的多 元來產生所述密绩。 如申請專利錢第83項所述的方法，其中所述第一 WTRU附加-封包報頭以識別哪個多献屬於哪個 徑。 如申請專利範㈣84項所述的方法，其中在所述封包 報頭中包含—路徑索引，以識別哪個多義it屬於哪個 路徑。 如申請專利範ϋ第85項所述的方法，其中所述路徑是 利用相對於-最早賴、—最大振幅路徑以及所有識 別路或-識祕徑子集其巾之—的姆路徑延遲 加以識別。 如申請專利範圍第8G項所述的方法，進—步包括： 所述第-WTRU基於各職的—崎干擾比（SKR) 並以不同的量鱗絲分別處理正規化的振幅值，以 產生複數個位元串； 所述第一 WTRU連接所述位元串； 所述第-WTRU產生用於所連接的位元串之 元；以及 所述第-WTRU發送所述多義元至所述第三WRU 1344292 • 修正日期：100年3月18曰 來致能所述第二WTRU以利用所述多義元產生所述密 • 錄。 88.如申請專利範圍第49項所述的方法，其中，所述第一 WTRU估計在一頻域中所觀察訊號的一相移，藉此， 基於所述相移估計來調整所述採樣時間差。

96 1344292 * ---- . _ I . /ro年3月日修正本修正日期：100年3月18曰 Η—、圖式：

1/19 密鑰容量 (位元/採樣)

訊號干擾比（dB) Β 1

圖2 位元 97 1344292 修正曰期：100年3月18曰

圖3

圖4 2/19 誤碼率

訊號干擾比(dB)

98 1344292 修正日期：100年3月18日 # 05 3/19 誤碼率

99 1344292 修正日期：100年3月18曰

4/19 來绘率 (位元/採樣)

圖7 超量化位元 -►

210a 212a -214a -216a 21?a 信道估 後置處理 X 量化單元 Xq 來源編 計器 單元 -> — 碼單元 圓8 -220a 錯誤校正 編瑪单元 同位位元 ——► 規則量化位元 222a

100 1344292 修正日期：100年3月18曰

5/19

(位元/採樣)

ιοί 010 1344292 修正日期：100年3月18曰 6/19 210b

圓11

222bnr PA w 處理器1 r 混 和 器 PA 處理器2 —> ；222b2 PA 處理器m —> SA 230b -238b1 240 信道 估計器+

102 1344292 修正日期：100年3月18曰 230b 7/19 信道 估計器

240 混和器 SB 參 Μ 14 密鑰率 (位元/採樣）5

0 2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 22 24 26 28 30 32 訊號干擾比（dB) 103 1344292 修正曰期：100年3月18曰

密鑰率 (位元/採樣） 圖15 8/19 互信息 沒ίϊ用每位元處理方案的密餘率 來自第一量化位元的密鑰率 來自第二量化位元的密鑰率 來自第三量化位元的密鑰率 來自第四量化位元的密鑰率 使用第_每位元處理方案的密鑰率

0 2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 22 24 26 28 30 訊號干擾比 （dB)

密鑰容量 (位元/採樣)

0 0 訊號干擾比A (dB) 訊號干擾比B (dB)016 104 1344292 修正日期：100年3月18日

0 17 9/19 保密率 (位元/來源觀察)

105 1344292 修正曰期：100年3月18曰

η 19 10/19 (位元/採樣)

訊號干擾比B(dB)

106 1344292 修正日期：100年3月18曰 11/19 ©-過採樣率=1 過採樣率=2 ^過採樣率=4 過搡檨率=8 檢測到的路徑 的平均數量 1.8

20 25 30 訊號干擾比（dB) Μ 21 檢測到的路徑 的平均數量

20 25 30 訊號干擾比（dB) 圓22 107 15 1344292 修正曰期：100年3月18曰

圓23 12/19 獨立0GA應用 的誤差率

108 1344292 修正日期：100年3月18曰 13/19 0.12 0.1 080604 cS cS 到遲比 測延分 檢徑百 有略的 所的中 0.02

0 1.25 2.5 3.75 5 6.25 7.5 8.75 10 11251Z513.75 15 路徑延遲（晶片時間段） 圓25 0.14 0.12 0.1 所有檢測到 〇.〇8 的路徑延遲 中钓百分比（jog 0.02 Ο 0.04

0 1.25 2.5 3.75 5 6.25 jfk j 7.518.75 1125 1Ζ5 10 2510 m 26 7.125 8.125 9.125 10.25 路徑延遲（晶片時間段） 109 1344292 修正曰期：100年3月18曰 14/19

214丨

'316丨 ,3121 ^314' OGA 路徑延遲 w OGA 單元1 估計器 單元2 八 318' α2、 正規化單元 正規化單元 318'^ (xL ^ 正規化單元 a'L 圖27 圖28 334' 採樣時間差估計 的誤差率

110 1344292 修正曰期：100年3月18日 15/19 密錄率 (位元/信道觀察)

密餘率 (位元/信道觀察) 圓29 圈30 111 1344292 修正日期：100年3月18日 參 0 31 靥32 16/19 (位元/信道觀察) 萍:给率· (位元/信道觀察)

10 15 20 25 30 35 訊號干擾比（dB) 112 1344292 修正日期：100年3月18曰 17/19 (位元/信道觀察) (位元/信道觀察)

厨33 圖34 113 Ί344292 Λ .*' 修正日期：100年3月18日

密绘率 (位元/信道觀察) 圖35 18/19

圓36 (位元/信道觀察)

114 1344292 修正曰期：100年3月18曰 19/19

密輪率 (位元/信道觀察)

圖37 115