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JP4038493B2 - 符号分割多重接続移動通信システムの伝送率符号化装置及び方法 - Google Patents
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JP4038493B2 - 符号分割多重接続移動通信システムの伝送率符号化装置及び方法 - Google Patents

符号分割多重接続移動通信システムの伝送率符号化装置及び方法 Download PDF

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Description

本発明は符号分割多重接続移動通信システムで情報を伝送するための装置及び方法に関するもので、特に、伝送率情報(Transport Format Combination Indi cator、以下、ＴＦＣＩ)を伝送するための装置及び方法に関する。
一般的に符号分割多重接続方式を使用する移動通信システム(以下、ＩＭＴ２０００システム)では一つの物理的チャネル、例えば、専用物理データチャネル(ＤＰＤＣＨ)内に音声サービス、画像サービス、文字サービスなどのような各種サービスを提供するフレームを伝送する。前記サービスフレームは固定されたデータ伝送率、または可変的なデータ伝送率に伝送される。固定された伝送率にサービスフレームを伝送する場合には、伝送する各サービスフレームの拡散レート(spreading rate)を受信側に知らせる必要がない。しかし、可変的な伝送率にサービスフレームを伝送する場合には、伝送される各サービスフレームが相異なる伝送率により伝送されることができるので、送信側は各サービスフレームの伝送率により決定される拡散レートを受信側に知らせるべきである。この時、通常的なＩＭＴ２０００システムで伝送率とデータ伝送速度は比例関係であり、前記データ伝送速度とデータ拡散レートは反比例関係である。
上述した可変的な伝送率にサービスフレームを伝送する場合に、現在伝送されているサービスフレームの伝送率を受信側に知らせる役割をすることが専用物理制御チャネル(ＤＰＣＣＨ)内に含まれたＴＦＣＩフィールドである。前記ＴＦＣＩフィールドにはサービスフレームの伝送率を含む情報を示す伝送率情報(ＴＦＣＩ)が含まれる。前記ＴＦＣＩはそれぞれの伝送率による音声、またはデータサービスが正しく遂行されるようにする情報である。
図１Ａ乃至図１Ｄに前記ＴＦＣＩの使用例を示す。前記図１Ａの例はアップリンク(up-link)専用物理データチャネル(ＤＰＤＣＨ)とアップリンク(up-link)専用物理制御チャネル(ＤＰＣＣＨ)での適用を示している。前記図１Ｂの例はランダムアクセスチャネル(ＲＡＣＨ)での適用を示している。前記図１Ｃの例はダウンリンク(down-link)専用物理データチャネル(ＤＰＤＣＨ)とダウンリンク専用物理制御チャネル(ＤＰＣＣＨ)での適用を示している。前記図１Ｄの例は第２共通物理制御チャネル(ＳＣＣＰＣＨ)での適用を示している。
前記図１Ａ乃至図１Ｄを参照すると、一つのフレームは１６個のスロットに構成され、前記各スロットはＴＦＣＩフィールドを有する。従って、一つのフレームは１６個のＴＦＣＩフィールドを含む。前記ＴＦＣＩフィールドはＮＴＦＣＩビットに構成される。通常的に伝送率情報(ＴＦＣＩ)は３２ビットになされる。一つのフレームに３２ビットのＴＦＣＩを伝送するためには、一つのフレームを構成する１６スロット(Ｔｓｌｏｔ＝０．６２５ｍｓ)ごと２ビットのＴＦＣＩビットが割り当てられる。
図２は通常的なＩＭＴ−２０００システムの基地局送信器構造を示している図である。
前記図２を参照すると、乗算器２１１、２３１、２３２は入力信号を利得係数Ｇ１、Ｇ３、Ｇ５とかけて出力する。乗算器２２１、２４１、２４２は対応するＴＦＣＩ符号器から受信されたＴＦＣＩ符号語(符号化シンボル)と利得係数Ｇ２、Ｇ４、Ｇ６をかけて出力する。前記利得係数Ｇ１、Ｇ２、Ｇ３、Ｇ４、Ｇ５、Ｇ６はサービス種類やハンドオーバ状況などによってそれぞれ異なる値を有することもできる。前記入力信号はＤＰＤＣＨデータとＤＰＣＣＨ信号を構成するパイロット信号(Pilot)、電力制御信号(ＴＰＣ)などを含む。マルチプレクサ２１２は図１Ｃに示したように、前記乗算器２２１から受信される３２ビットの符号化シンボルを前記ＴＦＣＩフィールドに挿入して出力する。マルチプレクサ２４２は前記乗算器２４１から受信される３２ビットの符号化シンボルを前記ＴＦＣＩフィールドに挿入して出力する。マルチプレクサ２５２は前記乗算器２４２から受信される３２ビットの符号化シンボルを前記ＴＦＣＩフィールドに挿入して出力する。前記ＴＦＣＩフィールドに符号化シンボルを挿入する例は図１Ａ乃至図１Ｄに示したようである。前記３２ビットの符号化シンボルは各チャネルのデータ信号による伝送速度情報などを定義するＴＦＣＩビット(情報ビット)を符号化することにより得られるシンボルである。第１、第２及び第３直並列変換器(以下、Ｓ／Ｐ)２１３、２３３、２３４は、前記マルチプレクサ２１２、２４２、２５２からの出力をＩチャネルとＱチャネルに分離する。乗算器２１４、２２２、２３５、２３６、２３７、２３８は前記直並列変換器２１３、２３３、２３４からの出力をチャネル区分コード(Channelization code)Ｃｃｈ１、Ｃｃｈ２、Ｃｃｈ３とかける。前記チャネル区分コードは直交符号が使用される。前記乗算器２１４、２３５、２３７の出力は第１合算器２１５で合算されＩチャネル信号に生成される。前記乗算器２２２、２３６、２３８の出力は第２合算器２２３で合算されＱチャネル信号に生成される。位相遷移器２２４は前記第２合算器２２３から受信されたＱチャネル信号の位相を９０゜シフトする。合算器２１６は第１合算器２１５の出力と位相遷移器２２４の出力を合算して複素信号Ｉ＋ｊＱを生成する。乗算器２１７は前記複素信号を各基地局に割り当てられたＰＮシーケンス(Cｓｃｒａｍｂ)によりスクランブリングする。第４Ｓ／Ｐ２１８は前記スクランブリングされた信号を直／並列変換してＩチャネル及びＱチャネルに分配する。前記第４Ｓ／Ｐ２１８の出力はＩチャネル及びＱチャネル別に低域ろ波器２１９と２２５を通過して帯域幅が制限された信号が生成される。前記低域ろ波器２１９と２２５の出力信号は乗算器２２０と２２６で搬送波cos(２πfｃt)、sin(２πfｃt)とかけられて高周波帯域に遷移される。合算器２２７は前記高周波帯域に遷移されたＩチャネルとＱチャネルの信号を合わせて出力する。
図３は通常的なＩＭＴ−２０００システムの移動局送信器の構造を示す図である。
前記図３を参照すると、乗算器３１１、３２１、３２３は対応する信号をチャネル区分コード(Channelization code)Ｃｃｈ１、Ｃｃｈ２、Ｃｃｈ３とかけて出力する。信号１、２、３は第１、第２、第３ＤＰＤＣＨ信号である。入力信号４はＤＰＣＣＨのパイロット信号(Pilot)と電力制御信号(ＴＰＣ)などを含む。ＴＦＣＩ情報ビットはＴＦＣＩ符号器３０９により３２ビットＴＦＣＩ符号語シンボルに符号化される。乗算器３１０は図１Ａに示したように、３２ビットＴＦＣＩ符号化シンボルを信号４に挿入する。乗算器３２５は前記乗算器３１０からのＴＦＣＩ符号化シンボルを含むＤＰＣＣＨ信号とチャネル区分コードＣｃｈ４をかける。前記チャネル区分コードＣｃｈ１、Ｃｃｈ２、Ｃｃｈ３、Ｃｃｈ４は直交符号が使用される。前記３２ビットの符号化シンボルはＤＰＤＣＨ信号の伝送速度情報などを定義するＴＦＣＩ情報ビットを符号化することにより得られるシンボルである。前記乗算器３１１、３２１、３２３、３２５の出力は乗算器３１２、３２２、３２４、３２６で利得係数Ｇ１、Ｇ２、Ｇ３、Ｇ４とかけられる。前記利得係数Ｇ１、Ｇ２、Ｇ３、Ｇ４はそれぞれ異なる値を有することもできる。前記乗算器３１２、３２２の出力は第１合算器３１３で合算されＩチャネル信号に出力され、乗算器３２４、３２６の出力は第２合算器３２７で合算されＱチャネル信号に出力される。位相遷移器３２８は第２合算器３２７から受信される前記Ｑチャネル信号の位相を９０゜シフトする。合算器３１４は第１合算器３１３の出力と位相遷移器３２８の出力を合算して複素信号Ｉ＋ｊＱを生成する。乗算器３１５は前記複素信号を各基地局に割り当てられたＰＮシーケンス(Cｓｃｒａｍｂ)によりスクランブリングする。第４Ｓ／Ｐ３２９は前記スクランブリングされた信号を直／並列変換してＩチャネル及びＱチャネルに分配する。前記第４Ｓ／Ｐ３２９の出力はＩチャネル及びＱチャネル別に低域ろ波器３１６と３３０を通過して帯域幅が制限された信号が生成される。前記低域ろ波器３１６、３３０の出力信号は乗算器３１７と３３１で搬送波cos(２πfｃt)、sin(２πfｃt)とかけられて高周波帯域に遷移される。合算器３１８は前記高周波帯域に遷移されたＩチャネルとＱチャネルの信号を合わせて出力する。
上述したように伝送率情報を伝送するＴＦＣＩは基本型ＴＦＣＩと拡張型ＴＦＣＩに区分されることができる。前記基本型ＴＦＣＩは６ビットに構成されたＴＦＣＩ情報ビットを利用して対応するデータチャネルの伝送速度を含む１乃至６４の相異なる情報を指定することができ、前記拡張型ＴＦＣＩは７乃至１０ビットに構成されたＴＦＣＩ情報ビットを利用して１乃至１２８、１乃至２５６、１乃至５１２及び１乃至１０２４の相異なる情報を指定することができる。前記拡張型ＴＦＣＩは符号分割多重接続移動通信システムで、より多様なサービスの支援要求を満足させるために提案された。前記ＴＦＣＩビットは送信側で伝送したサービスフレームを受信側で正しく解釈するため必ず必要な情報である。このため、前記ＴＦＣＩビットが伝送誤りにより受信側に伝達されないと、受信側では受信したサービスフレームを正しく解釈できないようになる。従って、前記ＴＦＣＩビットは伝送中に誤りが発生しても受信側で発生した誤りを訂正することができるように、送信側は前記ＴＦＣＩビットを誤り訂正符号により符号化して伝送するようになる。
図４Ａは従来の符号分割多重接続移動通信システムで基本型ＴＦＣＩビットを符号化するための構成を概念的に示しており、図４Ｂは図４Ａの相互直交符号器に適用される符号化テーブルの一例を示している。上述したように、基本型ＴＦＣＩは１乃至６４の異なる情報を指定する６ビットのＴＦＣＩビット(以下、基本型ＴＦＣＩビット)に構成される。
前記図４Ａ及び４Ｂを参照すると、基本型ＴＦＣＩビットは相互直交(Biorthogonal)符号器４０２に入力され、３２シンボル(またはビット)のＴＦＣＩ符号語に出力される。前記基本型ＴＦＣＩビットは上述したように６ビット表現形式を基本としている。従って、６ビットより小さいビット数を有する基本型ＴＦＣＩビットが前記相互直交符号器４０２に印加される場合には、前記入力された基本型ＴＦＣＩビットのＭＳＢ(most significant bit、最左のビット)から０の値を入れて６ビット表現形式を有するようにする。一方、前記相互直交符号器４０２は入力される６ビット表現形式の基本型ＴＦＣＩビットにより３２シンボルのＴＦＣＩ符号語を出力するため所定の符号化テーブルを有する。その一例は図４Ｂに示されている。前記図４Ｂのように、符号化テーブルには３２ビットの長さを有する３２個の直交符号語ｃ３２，１乃至ｃ３２，３２と、前記３２個の符号語ｃ３２，１乃至ｃ３２，３２の
Figure 0004038493
 に該当する３２個の相互直交符号語が登録されている。従って、前記相互直交符号器４０２は基本型ＴＦＣＩビットのＬＳＢ(Least significant bit、最下位ビット)が１であると、３２個の相互直交符号語を選択し、前記ＬＳＢが０であると、３２個の直交符号語を選択する。前記ＬＳＢにより直交符号、または相互直交符号が選択されると、前記ＬＳＢを除外したその以外のＴＦＣＩビットにより前記選択された直交符号、または相互直交符号のいずれか一つを選択してＴＦＣＩ符号語に出力する。
一方、ＴＦＣＩ符号語は上述したように誤り訂正能力を有すべきであるが、一般的に２進線形符号(Binary Linear Codes)の誤り訂正能力は２進線形符号間の最小距離(dmin:Minimum Distance)によって決定される。最適符号(optimal code)になるための２進線形符号間の最小距離(dmin：Minimum Distance)は下記参照文献[１]で開示している。
参照文献[１]: An Updated Table of Minimum-Distance Bounds for Binary Linear Codes(A.E. Brouwer and Tom Verhoeff, IEEE Transactions on Information Theory, Vol.39, No.2, March 1993)
前記参照文献[１]で６ビットの入力により３２ビットが出力される２進線形符号で要求される最小距離(dmin:Minimum Distance)は１６に提案している。このような観点からみる時、前記相互直交符号器４０２の出力であるＴＦＣＩ符号語は１６の最小距離(dmin:Minimum Distance)を有する。従って、前記相互直交符号器４０２から出力されるＴＦＣＩ符号語は最適符号ということができる。
一方、図５Ａは従来の符号分割多重接続移動通信システムで拡張型ＴＦＣＩビットを符号化するための構成を概念的に示しており、図５Ｂは図５Ａの制御器が伝送率情報を分配するため遂行するアルゴリズムの一例を示している。また、図５Ｃは図５Ａの相互直交符号器に適用される符号化テーブルの一例を示している。拡張型ＴＦＣＩはＴＦＣＩビット数により定義されることができる。即ち、前記拡張型ＴＦＣＩは１乃至１２８、１乃至２５６、１乃至５１２及び１乃至１０２４の相異なる情報を指定する７ビット乃至１０ビットのＴＦＣＩビット(以下、拡張型ＴＦＣＩビット)に構成される。
前記図５Ａ乃至図５Ｃを参照すると、拡張型ＴＦＣＩビットは制御器５００に入力され所定アルゴリズムにより両分され出力される。例えば、１０ビットの拡張型ＴＦＣＩビットが入力されると、前記制御器５００は前記１０ビットの拡張型ＴＦＣＩビット中の５ビットを第１ＴＦＣＩビット(word１)に出力し、その他の５ビットを第２ＴＦＣＩビット(word２)に出力する。前記拡張型ＴＦＣＩビットは上述したように１０ビット表現形式を基本にしている。従って、前記制御器５００は１０ビットより小さいビット数を有する拡張型ＴＦＣＩビットが入力される場合には、前記入力された拡張型ＴＦＣＩビットのＭＳＢから０の値を入れて１０ビット表現形式を有するようにする。その後、前記制御器５００は前記１０ビット表現形式の拡張型ＴＦＣＩビットを上述した動作によりword１とword２に分割して出力する。
前記５ビットに分割されたword１とword２はそれぞれ相互直交符号器５０２、５０４に入力される。前記制御器５００で入力される拡張型ＴＦＣＩビット(ａ１乃至ａ１０)をword１とword２に分割して出力する方法の一例は図５Ｂのようである。
前記相互直交符号器５０２は前記制御器５００から受信されるword１を符号化して長さ１６シンボルの第１ＴＦＣＩ符号語を出力し、前記相互直交符号器５０４は前記制御器５００から受信されるword２を符号化して長さ１６のシンボルの第２ＴＦＣＩ符号語を出力する。一方、前記相互直交符号器５０２と５０４は入力される５ビットのＴＦＣＩビット(word１、word２)により１６シンボルのＴＦＣＩ符号語を出力するため所定の符号化テーブルを有する。その例は図５に示されている。前記図５Ｃのように符号化テーブルには１６ビットの長さを有する１６個の直交符号語(ｃ１６，１乃至ｃ１６，１６)と前記１６個の直交符号語の
Figure 0004038493
 に構成された相互直交符号語が登録されている。従って、前記相互直交符号器５０２と５０４は入力される５ビットのＴＦＣＩビットのＬＳＢ(Least significant bit、最下位ビット)が１であると、１６個の相互直交符号語を選択し、前記ＬＳＢが０であると、１６個の直交符号語を選択する。その後、前記相互直交符号器は、前記ＬＳＢを除外したその他のＴＦＣＩビットに基づいて前記選択された直交符号、または相互直交符号中のいずれか一つを選択して、第１、または第２ＴＦＣＩ符号語に出力する。
前記相互直交符号器５０２から出力される１６シンボルの第１ＴＦＣＩ符号語と前記相互直交符号器５０４から出力される１６シンボルの第２ＴＦＣＩ符号語はマルチプレクサ５１０に提供される。前記マルチプレクサ５１０は前記第１ＴＦＣＩ符号語と前記第２ＴＦＣＩ符号語をマルチプレクシングして３２シンボルのＴＦＣＩ符号語を出力する。
受信側では前記３２シンボル(またはビット)のＴＦＣＩ符号語を受信して１６シンボル(またはビット)ずつ分けて、それぞれ５ビットのＴＦＣＩビット(word１、word２)に復号した後、これを合わせて１０ビットの正確なＴＦＣＩビットを得る。従って、上述した復号過程で復号された５ビットのＴＦＣＩビット(word１、またはword２)の中の一つでも誤りが発生する時には１０ビットの全体ＴＦＣＩビットに誤りが発生する。
一方、拡張型ＴＦＣＩ符号語も上述したように誤り訂正能力を有すべきである。このためには前記拡張型ＴＦＣＩ符号語は前記参照文献[１]で提案している最小距離を有すべきである。
送信側でのＴＦＣＩビットが１０ビットであり、前記ＴＦＣＩビットを符号化したＴＦＣＩ符号語が３２シンボル(またはビット)であることを考慮すると、前記参照文献[１]では最適符号のための最小距離を１２に提案している。しかし、前記図５Ａのような構造から出力されるＴＦＣＩ符号語は８の最小距離(dmin：Minimum Distance)を有する。その理由は上述したように復号過程で復号された５ビットのＴＦＣＩビット(word１、またはword２)の一つでも誤りが発生する時には、１０ビットの全体ＴＦＣＩビットに誤りが発生するためである。即ち、ＴＦＣＩビットが５ビットずつ分割され符号化されるとしても、最終出力されるＴＦＣＩ符号語間の最小距離は相互直交符号器５０２と５０４の符号語間の最小距離である８になる。
従って、前記図５Ａに示した符号化構造から伝送されるＴＦＣＩ符号語は最適符号を有することができなく、これは同一の無線チャネル環境でＴＦＣＩビットの誤りが発生する確率が高くなる原因になる。一方、前記ＴＦＣＩビットの誤り発生確率が高くなると、受信側で受信されたデータフレームの伝送率を誤判断するようになり、これはデータフレームの復号時、エラー率を増加させるようになって、符号分割多重接続移動通信システムの効率を低下させる問題をもたらした。
また、前記従来技術によると、基本型ＴＦＣＩと拡張型ＴＦＣＩをサービスするためには基本型ＴＦＣＩをサービスするためのハードゥウェア構成と前記拡張型ＴＦＣＩをサービスするためのハードゥウェア構成を別に設けるべきであった。これは符号分割多重接続移動通信システムを具現することにおいて、費用とシステムの大きさにおいて不合理な問題を発生させた。
本発明は上述した従来の問題点を解決するためのもので、本発明の目的は符号分割多重接続移動通信システムで、拡張型伝送率情報(ＴＦＣＩ)を符号化する符号化装置及び方法を提供することにある。
本発明の他の目的は符号分割多重接続移動通信システムで、拡張型伝送率情報(ＴＦＣＩ)の符号化と共に、基本型伝送率情報(ＴＦＣＩ)の符号化に対して互換性を有する符号化装置及び方法を提供することにある。
本発明のさらに他の目的は符号分割多重接続移動通信システムで、拡張型伝送率情報(ＴＦＣＩ)を復号化する復号化装置及び方法を提供することにある。
本発明のさらに他の目的は符号分割多重接続移動通信システムで、拡張型伝送率情報(ＴＦＣＩ)の復号化と、基本型伝送率情報(ＴＦＣＩ)の復号化に対して互換性を有する復号化装置及び方法を提供することにある。
本発明のさらに他の目的は符号分割多重接続移動通信システムで、拡張型伝送率情報(ＴＦＣＩ)を符号化することによって、最適符号を生成することができる符号化装置及び方法を提供することにある。
本発明のさらに他の目的は符号分割多重接続移動通信システムで、拡張型伝送率情報(ＴＦＣＩ)を符号化及び復号化するため使用されるマスクシーケンスを生成する方法を提供することにある。
前記目的を達成するために本発明は、符号分割多重接続移動通信システムでＴＦＣＩ符号化／復号化装置及び方法を提供する。前記ＴＦＣＩ符号化装置は、同一シンボルのシーケンスを発生する１ビット発生器と、複数の基底直交シーケンスを発生する基底直交シーケンス発生器と、複数の基底マスクシーケンスを発生する基底マスクシーケンス発生器と、相互直交シーケンスへの変換を示す第１情報部分と、直交シーケンスへの変換を示す第２情報部分と、マスクシーケンスへの変換を示す第３情報部分とを含む伝送率情報ビットを受信し、前記基底直交シーケンスの中、前記第２情報部分により前記基底直交シーケンスから選択される直交シーケンスと、前記選択される直交シーケンスと前記第１情報部分により選択される前記同一シンボルの組み合わせに構成される相互直交シーケンスと、前記相互直交シーケンスと前記第３情報部分により選択されるマスクシーケンスとを組み合わせて伝送率情報シーケンスに発生する演算部と、を含む。
以下、本発明の望ましい実施形態を添付図を参照しつつ詳細に説明する。下記の発明において、本発明の要旨のみを明瞭にする目的で、関連した公知機能又は構成に関する具体的な説明は省略する。
先ず、本発明では第１ＴＦＣＩビットにより出力される第１符号化シンボル(第１ＴＦＣＩ符号語)と第２ＴＦＣＩビットにより出力される第２符号化シンボル(第２ＴＦＣＩ符号語)を加算して完全な符号化シンボル(ＴＦＣＩ符号語)を出力する符号分割多重接続移動通信システムでの伝送率情報(ＴＦＣＩ)符号化概念を提案している。前記ＴＦＣＩ符号化概念は図６に示されている。ここで、相互直交シーケンス及びマスクシーケンスは、第１ＴＦＣＩ符号語及び第２ＴＦＣＩ符号語をそれぞれ開示している。
前記図６を参照すると、伝送率情報(ＴＦＣＩ)ビットは第１ＴＦＣＩビットと第２ＴＦＣＩビットに分割され、マスクシーケンス発生部６０２と相互直交シーケンス発生部６０４にそれぞれ入力される。前記マスクシーケンス発生部６０２は受信された第２ＴＦＣＩビットを符号化して所定マスクシーケンスを生成する。前記相互直交シーケンス発生部６０４は受信された第１ＴＦＣＩビットを符号化して所定相互直交シーケンスを生成する。加算器６１０は前記マスクシーケンスと前記相互直交シーケンスを加算して、前記ＴＦＣＩビットが符号化された完全な符号化シンボル(ＴＦＣＩ符号語)を出力する。この時、前記マスクシーケンス発生部６０２は入力される第２ＴＦＣＩビットのすべての場合数に対応してマスクシーケンスを符号化テーブルに有していることができる。前記相互直交シーケンス発生部６０４も入力される第１ＴＦＣＩビットのすべての場合数に対応して相互直交シーケンスを符号化テーブルに有していることができる。
上述したように本発明の実施のためにはマスクシーケンス及びマスクシーケンス生成方法が定義されるべきである。一方、本発明の実施形態では前記直交シーケンスの一例にウォルシュ符号を開示している。
１．マスクシーケンス生成方法
本発明は上述したように、ＩＭＴシステムでＴＦＣＩビットを符号化及び復号化する技術に関するもので、拡張されたリードミュラー(Extended Reed Muller)コードを使用するものである。このためには所定シーケンスが使用されるが、この時のシーケンスは誤り訂正性能が優秀な最小距離を有すべきである。
通常的に線形誤り訂正符号(Linear Error Correcting Code)の性能、または能力を示す重要な尺度(measure)、即ちパラメータは誤り訂正符号の符号語(code word)間の最小距離(minimum distance)である。その符号語のハミングウェイト(Hamming weight)は“０”ではないシンボルの個数を意味する。即ち、符号語が“０１１１”であると、ハミングウェイトは３である。各コードに対して“０”ではない符号語の一番小さいハミングウェイトは最小ウェイト(minimum weight)と言われ、各２進線形コードの前記最小距離は前記最小ウェイトと同一である。前記線形誤り訂正符号(Linear Error Correcting Code)で最小距離が大きいほど誤り訂正性能が優秀である。これは参照文献２“The Theory of Error-Correcting Codes”-F.J.Macwilliams, and N.J.A. Sloane, North-Hollandで詳細に開示している。
前記拡張されたリードミュラーコードは任意のシーケンスとｍシーケンスの和になされるシーケンスの集合であるシーケンス群から類推することができる。前記シーケンス群を線形誤り訂正符号に使用するためには、前記シーケンス群の最小距離が大きくなければならない。このようなシーケンス群はカサミシーケンス(Kasami sequence)群、ゴールドシーケンス(Gold sequence)群、カドックシーケンス(Kerdock sequence)群を含む。前記シーケンスは全体長さＬ＝２２ｍである時、最小距離が(２２ｍ−２ｍ)／２であり、Ｌ＝２２ｍ＋１である時、最小距離が(２２ｍ＋１−２２ｍ)／２である。即ち、全体長さが３２である時、最小距離は１２である。
以下、本発明では前記のようなシーケンス群を使用して優秀な性能を有する線形誤り訂正符号である拡張された誤り訂正符号(ウォルシュ符号及びマスクシーケンス)を生成する方法に対して説明する。
コード理論(Coding Theory)によると、元のｍシーケンスを一回からｎ回循環することにより形成されるグループのｍシーケンスからウォルシュ符号を形成する列置換関数は存在する。ここでｎはｍシーケンスの長さである。言い換えれば、各ｍシーケンスは元のｍシーケンスを所定回数循環させることにより形成される。前記列置換関数は前記ｍシーケンス内のシーケンスをウォルシュ符号に置換するための関数である。ここで、元のｍシーケンスと他の元のｍシーケンスを加算することにより形成させるシーケンスにはゴールドシーケンス、またはカサミシーケンスがあると仮定する。ｍシーケンスのさらに他のグループは他の元のｍシーケンスを一回からｎ回循環させることにより類似に形成される。ここで、ｎは予め決定されたシーケンスの長さである。その後、逆列置換関数は他の元のｍシーケンスから形成されたｍシーケンスの第２グループに印加される。前記逆列置換関数のｍシーケンスの第２グループへの印加はマスクシーケンスと定義できる他のシーケンス群を生成する。
本実施形態ではゴールドシーケンス群を使用して、(２ｎ、ｎ＋ｋ)コード(拡張されたリードミュラーコード)(ただ、ｋ＝１、．．．、ｎ＋１)を生成する場合、上述したマスクシーケンスの生成方法を説明する。前記(２ｎ、ｎ＋ｋ)コードとはｎ＋ｋ個のＴＦＣＩビット(入力情報ビット)を入力として２ｎ個の符号化されたＴＦＣＩ符号語(符号化シンボル)を出力するためのコードを意味する。実際に、ゴールドシーケンスは二つの相異なる特定ｍシーケンスの和に表現されることは公知の事実である。従って、前記(２ｎ、ｎ＋ｋ)コードを生成するためには、先ず長さ２ｎ−１であるゴールドシーケンスを生成すべきである。ここで、生成多項式ｆ１(ｘ)とｆ２(ｘ)から生成される二つのｍシーケンスｍ１(ｔ)とｍ２(ｔ)の和がゴールドシーケンスになる。この時、ｍシーケンスｍ(ｔ)、即ちｍ１(ｔ)とｍ２(ｔ)は、生成多項式ｆ１(ｘ)とｆ２(ｘ)が定まると、下記式（１）のようにトレイス関数(Trace function)を利用して求めることができる。
Figure 0004038493
前記式（１）でＡはｍシーケンスの初期値によって決定される値、αは生成多項式の根、ｎは生成多項式の次数を示す。
図７は前記シーケンス群の中、ゴールドシーケンス群を使用して、(２ｎ、ｎ＋ｋ)コード(即ち、ｎ＋ｋビットの情報ビットを入力して２ｎビットの符号化シンボルを出力するためのコード)を生成する場合に使用されるマスクシーケンスの生成過程を示す。
前記図７を参照してマスクシーケンスの生成過程を説明すると、７１０段階では前記式（１）により生成多項式ｆ１(ｘ)と生成多項式ｆ２(ｘ)を使用してｍシーケンスｍ１(ｔ)とｍシーケンスｍ２(ｔ)を求める。すると、７２０段階では前記ｍシーケンスｍ２(ｔ)を０からｎ−２回循環させ形成されたｍシーケンスを有するシーケンス群からウォルシュ符号を形成するためにシーケンス列置換関数σ(t)を求める。ここで、下記のようにｍ２(ｔ)から形成された前記ｍシーケンスの先にすべて０の列を挿入する。
Figure 0004038493
すると、７３０段階では前記ｍシーケンスｍ１(ｔ)を０から３０回まで循環(cyclically shifting)させ得られる３１個のシーケンス群を前記ｍ２(ｔ)をウォルシュ符号に形成する列置換関数σ(t)の逆関数を利用したσ−１(ｔ)＋２に列置換する。そして、前記列置換により形成されたそれぞれのシーケンスのスタート部分に“０”を加えることにより長さ２ｎに形成して長さ２ｎである２ｎ−１個のシーケンス群ｄｉ(ｔ)（ｉ＝０、．．．、２ｎ−２、ｔ＝１、．．．、２ｎ）を生成する。前記のように７３０段階で生成されるシーケンス群は下記式（３）のように表現することができる。
Figure 0004038493
複数のｄｉ(ｔ)は前記マスク関数であり、３１個のマスクに使用することができる。
ｄｉ(ｔ)の性質の中、一つの性質は前記マスクの中、２個の相異なるマスクを加えると、前記二つのマスクを除いた２ｎ−１個のマスク中一つのマスクになるものである。より一般化させると、前記２ｎ−１個のマスクのそれぞれは、特定なｎ個のマスクの少なくとも二つ以上の和に表現されることができる。前記特定ｎ個のマスクを基底マスクシーケンスと定義する。
前記(２ｎ、ｎ＋ｋ)コード(拡張されたリードミュラーコード)を生成する時、必要とする符号語(Code word)の個数は入力情報ビット(ＴＦＣＩビット)ｎ＋ｋに対して２ｎ＋ｋ個である。２ｎ個の直交シーケンス(ウォルシュシーケンス)とその補数を示す相互直交シーケンス(Biorthogonal sequence)の個数は２ｎ×２＝２ｎ＋１であり、(２ｎ、ｎ＋ｋ)コードを生成するため必要な“０”ではないマスクの個数は(２ｎ＋ｋ／２ｎ＋１)−１＝２ｋ−１−１個である。また、この時、２ｋ−１−１個のマスクは、上述したようにｋ−１個の基底マスクシーケンスにより表現されることができる。
以下、前記ｋ−１個の基底マスクシーケンスを選択する方法を説明する。前記図７の７３０段階でｍ１(ｔ)を０から２ｎ−１回まで循環(cyclically shift)させシーケンス群を生成するが、この時、ｍ１(ｔ)をｉ回循環(cyclic shift)させたｍシーケンスは前記式（１）を使用して表現するとTr(αｉ・αｔ)になる。即ち、ｍ１(ｔ)を初期値Ａ＝１、α、．．．、α２ｎ−２について０から３０回まで循環(cyclic shift)させることにより生成されるシーケンス群である、この時、ガロアの元素１、α、．．．、α２ｎ−２の中、線形独立であるｋ−１個の基底元素を探し、前記ｋ−１個の基底元素を初期値にするトレイス関数の出力シーケンスに対応するマスクシーケンスが基底マスクシーケンスになる。前記過程の中、線形独立の条件を式に示すと式（４）のようである。
Figure 0004038493
上述した一般化されたマスク関数生成方法を具体的に説明するために、下記では前記図７を参照してゴールドシーケンス群を使用して、(３２、１０)コードを生成する場合を一例に説明する。実際に、ゴールドシーケンスは相異なる特定のｍシーケンスの和に表現されることは公知の事実である。従って、得ようとする(３２、１０)コードを生成するためには、先ず、長さ３１であるゴールドシーケンスを生成すべきである。前記ゴールドシーケンスは生成多項式ｘ５＋ｘ２＋１とｘ５＋ｘ４＋ｘ＋１からそれぞれ生成される二つのｍシーケンスの和である。また、ｍシーケンスｍ１(ｔ)とｍ２(ｔ)のそれぞれは、対応する生成多項式が定まると、下記の式（５）のようにトレイス関数を利用して求めることができる。
Figure 0004038493
前記式（５）でＡはｍシーケンスの初期値によって決定される値であり、αは生成多項式の根、ｎは生成多項式の次数である。ここで、ｎは“５”である。
図７は前記シーケンス群の中、ゴールドシーケンス群を使用して、(３２、１０)コード(即ち、１０ビットの入力情報ビット(ＴＦＣＩビット)を入力して３２ビットの符号化シンボル(ＴＦＣＩ符号語)を出力するためのコード)を生成する場合、前記のようなマスク関数の生成過程を示す。
前記図７を説明すると、７１０段階では前記式（１）により前記生成多項式ｆ１(ｘ)とｆ２(ｘ)を使用してｍシーケンスｍ１(ｔ)とｍ２(ｔ)をそれぞれ生成する。すると、７２０段階では前記ｍシーケンスｍ２(ｔ)を下記式（６）に適用して前記ｍ２(ｔ)をウォルシュ符号に形成する列置換関数σ(ｔ)を求める。
Figure 0004038493
すると、７３０段階では前記ｍシーケンスｍ１(ｔ)を０から３０回まで循環(cyclic shift)させ得られる３１個のシーケンス群を前記式（６）により求められた列置換関数σ(ｔ)の逆関数を利用した“σ−１(ｔ)＋２”に列置換する。そして、前記列置換されたそれぞれのシーケンスのスタート部分に０を加えることにより、長さ３２である３１個のシーケンス群ｄｉ(ｔ)を生成する。ここで、ｉ＝０、．．．、３１であり、ｔ＝１、．．．、３２である。前記のように７３０段階で生成されるシーケンス群は下記式（７）のように表現することができる。
Figure 0004038493
前記式（７）により求められた複数のｄｉ(ｔ)は３１個のマスクシーケンスに使用することができる。
ｄｉ(ｔ)の性質中の一つは、前記マスクシーケンスの中、二つの相異なるマスクシーケンスを加えると、前記二つのマスクを除いた３１個のマスク中の一つになるものである。言い換えれば、前記３１個のマスクシーケンスは３１個のマスクシーケンスの中、特定な５個のマスクシーケンスの和に表現されることができる。前記５個のマスクシーケンスは基底マスクシーケンスである。
前記(３２、１０)コードを生成する時、必要な符号語(Code word)の総数はすべての場合の入力情報ビット(ＴＦＣＩビット)の数である２１０＝１０２４個である。この時、長さ３２である相互直交(Biorthogonal)シーケンスの個数は３２×２＝６４であり、この時、(３２、１０)コードを生成するため必要なマスクシーケンスの個数は(１０２４／６４)−１＝１５個である。また、この時、１５個のマスクシーケンスは４個の基底マスクシーケンスの組み合わせに表現されることができる。従って、前記４個の基底マスクシーケンスを選択する方法が必要である。
前記４個の基底マスクシーケンスを選択する方法を説明すると、前記図７の７３０段階でｍ１(ｔ)を０から３０回まで循環(cyclicshift)させシーケンス群を生成するが、この時、ｍ１(ｔ)をｉ循環(cyclic shift)させたｍシーケンスは前記式（１）を使用して表現するとＴｒ(αｉ・αｔ)になる。即ち、前記ｍ１(ｔ)を０から３０回まで循環(cyclic shift)させ生成されたシーケンス群は初期値Ａが１、α、．．．α３０である場合、それぞれに対応して生成されるシーケンスである。この時、ガロア(Galois)の元素１、α、．．．、α３０の中、線形独立である４個の基底元素を探し、前記４個の基底元素を初期値にするトレリス関数の出力シーケンスに対応するマスクシーケンスが基底マスクシーケンスになる。この、線形独立の条件を式に示すと数（８）のようである。
Figure 0004038493
実際、ガロアＧＦ(２５)で１、α、α２、α３は前記のような４個の線形独立元素に知らせた基底多項式(polynomial basis)である。従って、前記基底多項式を前記式（１）の変数Ａの代わり代入することによって、求められた４個の基底マスクシーケンスＭ１、Ｍ２、Ｍ４、Ｍ８は次のようである。
M1 = 00101000011000111111000001110111
M2 = 00000001110011010110110111000111
M4 = 00001010111110010001101100101011
M8 = 00011100001101110010111101010001
以下、本発明の実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで、上述した方式により求められた基底マスクシーケンスを利用してＴＦＣＩを符号化／復号化する装置及び方法に対して説明する。
２．符号化／復号化装置及び方法の第１実施形態
図８及び図９は本発明の一実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで、伝送率情報を符号化及び復号化するための構成をそれぞれ示している。
先ず、図８を参照して本発明の一実施形態による符号化装置を説明すると、１０ビットの入力情報ビット(ＴＦＣＩビット)が入力されると、それぞれのビットａ０、ａ１、ａ２、ａ３、ａ４、ａ５、ａ６、ａ７、ａ８、ａ９は対応する乗算器８４０、８４１、８４２、８４３、８４４、８４５、８４６、８４７、８４８、８４９にそれぞれ入力される。１ビット発生器８００は持続的に所定の符号ビットを発生する。即ち、本発明では相互直交シーケンスを対象にしているので、直交シーケンスを相互直交シーケンスに使用するため要求されるビットを発生する。例えば、前記１ビット発生器８００は持続的に“１”の値を有するビットを発生することにより、基底ウォルシュ符号発生器８１０から発生される直交シーケンス(ウォルシュ符号)が反転され相互直交シーケンスが発生するようにする。前記基底ウォルシュ符号発生器８１０は所定長さを有する基底ウォルシュ符号を発生する。前記基底ウォルシュ符号は任意の和により使用しようとするウォルシュ符号をすべて生成することができるウォルシュ符号を意味する。例えば、長さ３２のウォルシュ符号を使用する場合、基底ウォルシュ符号は第１ウォルシュ符号(Ｗ１)、第２ウォルシュ符号(Ｗ２)、第４ウォルシュ符号(Ｗ４)、第８ウォルシュ符号(Ｗ８)、第１６ウォルシュ符号(Ｗ１６)になる。前記Ｗ１、Ｗ２、Ｗ３、Ｗ４は下記のようである。
W1: 01010101010101010101010101010101
W2: 00110011001100110011001100110011
W4: 00001111000011110000111100001111
W8: 00000000111111110000000011111111
W16: 00000000000000001111111111111111.
基底マスクシーケンス発生器８２０は所定長さを有する基底マスクシーケンスを発生する。前記基底マスクシーケンス発生方法は上述したので詳細な説明は省略する。例えば、長さ３２のマスクシーケンスを使用する場合、基底マスクシーケンスは第１マスクシーケンス(Ｍ１)、第２マスクシーケンス(Ｍ２)、第４マスクシーケンス(Ｍ４)、第８マスクシーケンス(Ｍ８)になる。前記Ｍ１、Ｍ２、Ｍ４、Ｍ８は下記のようである。
M1: 00101000011000111111000001110111
M2: 00000001110011010110110111000111
M4: 00001010111110010001101100101011
M8: 00011100001101110010111101010001
前記１ビット発生器８００から出力されるシンボル１は前記乗算器８４０に入力され前記入力情報ビット中ａ０とシンボル単位にかけられて出力される。
前記基底ウォルシュ符号発生器８１０から出力される基底ウォルシュ符号Ｗ１、Ｗ２、Ｗ４、Ｗ８、Ｗ１６はそれぞれ対応する前記乗算器８４１、８４２、８４３、８４４、８４５に入力される。前記乗算器８４１は前記入力される基底ウォルシュ符号Ｗ１を前記入力情報ビットａ１とかけて出力し、前記乗算器８４２は前記入力される基底ウォルシュ符号Ｗ２を前記入力情報ビットａ２とかけて出力する。前記乗算器８４３は前記入力される基底ウォルシュ符号Ｗ４を前記入力情報ビットａ３とかけて出力し、前記乗算器８４４は前記入力される基底ウォルシュ符号Ｗ８を前記入力情報ビットａ４とかけて出力する。最後に、前記乗算器８４５は前記入力される基底ウォルシュ符号Ｗ１６を前記入力情報ビットａ５とかけて出力する。この時、前記乗算器８４１、８４２、８４３、８４４、８４５は入力される基底ウォルシュ符号Ｗ１、Ｗ２、Ｗ４、Ｗ８、Ｗ１６を対応する入力情報ビットとシンボル単位にかけて出力する。
一方、前記基底マスクシーケンス発生器８２０から出力される基底マスクシーケンスＭ１、Ｍ２、Ｍ４、Ｍ８はそれぞれ対応する前記乗算器８４６、８４７、８４８、８４９に入力される。前記乗算器８４６は前記入力される基底マスクシーケンスＭ１を前記入力情報ビットａ６とかけて出力し、前記乗算器８４７は前記入力される基底マスクシーケンスＭ２を前記入力情報ビットａ７とかけて出力する。前記乗算器８４８は前記入力される基底マスクシーケンスＭ４を前記入力情報ビットａ８とかけて出力し、前記乗算器８４９は前記入力される基底マスクシーケンスＭ８を前記入力情報ビットａ９とかけて出力する。この時、前記乗算器８４６、８４７、８４８、８４９は入力される基底マスクシーケンスＭ１、Ｍ２、Ｍ４、Ｍ８を対応する入力情報ビットとシンボル単位にかけて出力する。
前記乗算器８４０、８４１、８４２、８４３、８４４、８４５、８４６、８４７、８４８、８４９のそれぞれから出力される符号化された入力情報ビットは加算器８６０に入力されシンボル単位に加算され、最終符号化シンボル(ＴＦＣＩ符号語)が出力される。従って、前記加算器８６０は３２ビットの長さを有する最終符号化シンボル(ＴＦＣＩ符号語)を出力するようになる。前記加算器８６０からの最終符号化シンボル(ＴＦＣＩ符号語)の長さは、上述したように基底ウォルシュ符号発生器８１０から発生される基底ウォルシュ符号及び基底マスクシーケンス発生器８２０から発生される基底マスクシーケンスの長さにより決定される。
例えば、入力情報ビットａ０乃至ａ９が“０１１１０１１０００”である場合、前記図８の構成を参照して符号化動作の一例を説明すると、次のようである。
乗算器８４０は１ビット発生器８００から発生された“１”をａ０に該当する“０”とシンボル単位にかけて長さ３２であるすべてのシンボルが“０”である符号化シンボルを出力する。乗算器８４１はａ１に該当する“１”を基底ウォルシュ符号発生器８１０から発生されるＷ１とシンボル単位にかけて“０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１”の符号化シンボルを出力する。乗算器８４２はａ２に該当する“１”を前記基底ウォルシュ符号発生器８１０から発生されるＷ２とシンボル単位にかけて“００１１００１１００１１００１１００１１００１１００１１００１１”の符号化シンボルを出力する。乗算器８４３はａ３に該当する“１”を前記基底ウォルシュ符号発生器８１０から発生されるＷ４とシンボル単位にかけて“００００１１１１００００１１１１００００１１１１００００１１１１”の符号化シンボルを出力する。乗算器８４４はａ４に該当する“０”を前記基底ウォルシュ符号発生器８１０から発生されるＷ８とシンボル単位にかけて長さ３２であるすべてのシンボルが“０”である符号化シンボルを出力する。乗算器８４５はａ５に該当する“１”を前記基底ウォルシュ符号発生器８１０から発生されるＷ１６とシンボル単位にかけて“００００００００００００００００１１１１１１１１１１１１１１１１”の符号化シンボルを出力する。乗算器８４６はａ６に該当する“１”を前記基底マスクシーケンス発生器８２０から発生されるＭ１とシンボル単位にかけて“００１０１００００１１０００１１１１１１０００００１１１０１１１”の符号化シンボルを出力する。乗算器８４７はａ７に該当する“０”を前記基底マスクシーケンス発生器８２０から発生されるＭ２とシンボル単位にかけて長さ３２であるすべてのシンボルが“０”である符号化シンボルを出力する。乗算器８４８はａ８に該当する“０”を前記基底マスクシーケンス発生器８２０から発生されるＭ４とシンボル単位にかけて長さ３２であるすべてのシンボルが“０”である符号化シンボルを出力する。乗算器８４９はａ９に該当する“０”を前記基底マスクシーケンス発生器８２０から発生されるＭ８とシンボル単位にかけて長さ３２であるすべてのシンボルが“０”である符号化シンボルを出力する。一方、前記加算器８６０は乗算器８４０乃至８４９から受信される符号化シンボルを加算して“０１０００００１００００１０１００１１００１１０１１１００００１”の最終符号化シンボルを出力する。前記最終符号化シンボルは“１”を有する入力情報ビットに対応する基底ウォルシュ符号(Ｗ１、Ｗ２、Ｗ４、Ｗ１６)と基底マスクシーケンス(Ｍ１)をシンボル単位に加算した結果である。即ち、基底ウォルシュ符号Ｗ１、Ｗ２、Ｗ４、Ｗ１６を加算することによりＷ２３が生成され、前記生成されたＷ２３にＭ１を加算した形態(Ｗ２３＋Ｍ１)のＴＦＣＩ符号語(符号化シンボル)が前記加算器８６０の最終出力になる。
図１１は本発明の一実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報を符号化するための制御流れを示している図である。
前記図１１を参照すると、先ず、１１００段階で１０ビットの入力情報ビット(ＴＦＣＩビット)を受信し、変数ｓｕｍとｊを０に初期化する。前記変数ｓｕｍはシンボル単位に加算され出力される最終符号化シンボルを示す変数であり、前記変数ｊはシンボル単位への加算により出力される最終符号化シンボルの個数をカウントするための変数である。１１１０段階で、変数ｊが３２であるかを判断する。前記変数ｊが３２であるかを判断することは前記入力情報ビットの符号化のため使用されるウォルシュ符号及びマスクシーケンスの長さが３２シンボルであるためである。即ち、１１１０段階は前記入力情報ビットがウォルシュ符号及びマスクシーケンスの３２シンボルそれぞれに対応して符号化されたかを判断するために遂行される。
前記１１１０段階でｊが３２ではないと、ウォルシュ符号及びマスクシーケンスのすべてのシンボルに対応した符号化動作が遂行されなかったと判断して１１２０段階に進行する。前記１１２０段階に進行すると、基底ウォルシュ符号Ｗ１、Ｗ２、Ｗ４、Ｗ８、Ｗ１６のｊ番目シンボルであるＷ１(ｊ)、Ｗ２(ｊ)、Ｗ４(ｊ)、Ｗ８(ｊ)、Ｗ１６(ｊ)と基底マスクシーケンスＭ１、Ｍ２、Ｍ４、Ｍ８のｊ番目シンボルであるＭ１(ｊ)、Ｍ２(ｊ)、Ｍ４(ｊ)、Ｍ８(ｊ)を入力する。上述したような入力が遂行されると、１１３０段階では前記入力されたシンボルを前記入力情報ビット(ＴＦＣＩビット)とシンボル単位にかけた後、その結果値を全部合わせてｓｕｍを求める。
前記１１３０段階でなされる動作を式に表現すると、下記式（９）のように示すことができる。
Figure 0004038493
前記式（９）から分かるように、各入力情報ビットは対応する基底ウォルシュ符号、または基底マスクシーケンスのシンボルとかけられ、前記かけられた結果を加算することにより所望する符号化シンボルを得るようになる。
１１４０段階では前記１１３０段階で求められたｊ番目符号化シンボルであるｓｕｍを出力し、１１５０段階に進行してｊを１だけ増加させた後、さらに１１１０段階を進行して上述した動作を反復して遂行する。一方、上述した動作の反復遂行を通じて前記１１１０段階でｊが３２であると、すべての符号化動作を完了するようになる。
一方、図８を参照して説明した本発明の一実施形態による符号化装置は、基本型ＴＦＣＩだけではなく、すべての拡張型ＴＦＣＩも支援することができる。前記拡張型ＴＦＣＩを支援するための符号器には(３２、１０)符号器、(３２、９)符号器、(３２、８)符号器、(３２、７)符号器がある。
前記(３２、１０)符号器の出力は、１０ビットの入力情報ビットを入力として長さ３２である３２個のウォルシュ符号と前記ウォルシュ符号それぞれを反転した３２個の相互直交符号と１５種類のマスクシーケンスの組み合わせに示される。前記３２個のウォルシュ符号は５個の基底ウォルシュ符号の組み合わせから生成され得るすべてのウォルシュ符号を意味する。前記３２個の相互直交符号は前記３２個のウォルシュ符号それぞれを構成する３２シンボルに１を加算することにより求められる。これは前記３２個のウォルシュ符号を実数に仮定した時、−１をかけることと同一の効果を有する。前記１５個のマスクシーケンスは５個の基底マスクシーケンスの組み合わせに求められる。従って、前記(３２、１０)符号器から得られる総符号語の数は１０２４個である。
前記(３２、９)符号器の出力は、９ビットの入力情報ビットを受信し、長さ３２である３２個のウォルシュ符号と前記ウォルシュ符号それぞれを反転した３２個の相互直交符号と４種類のマスクシーケンスの組み合わせに示される。前記４種類のマスクシーケンスは４個の基底マスクシーケンス中、２個の基底マスクシーケンスの組み合わせに求められる。
前記(３２、７)符号器の出力は、７ビットの入力情報ビットを受信し、前記１０２４個の符号語中、長さ３２である３２個のウォルシュ符号と、前記ウォルシュ符号それぞれを反転した３２個の相互直交符号と、４個の基底マスクシーケンス中、１個の基底マスクシーケンスの組み合わせに示される。
一方、拡張型ＴＦＣＩをサービスするため上述した符号器はすべて最小距離１２を有すべきであり、前記基底マスクシーケンス発生器８２０からの４種類の基底マスクシーケンス中、少なくとも一つの基底マスクシーケンスに対する入力と出力を遮断することにより具現されることができる。
即ち、(３２、９)符号器は前記図８の基底マスクシーケンス発生器８２０からの４種類基底マスクシーケンス中、いずれか一つの基底マスクシーケンスに対する入力と出力を遮断することにより具現されることができる。(３２、８)符号器は前記基底マスクシーケンス発生器８２０からの４種類基底マスクシーケンス中、二つの基底マスクシーケンスに対する入力と出力を遮断することにより具現されることができる。また、(３２、７)符号器は前記基底マスクシーケンス発生器８２０からの４種類基底マスクシーケンス中、三つの基底マスクシーケンスに対する入力と出力を遮断させることにより具現されることができる。上述したように本発明の一実施形態による符号器は入力情報ビット、即ち伝送しようとするＴＦＣＩのビット数に従って流動的に符号化ができ、符号器の性能を左右する最小距離を最大限高めることにより優秀な性能を有するようになる。
前記符号器は長さ３２である３２個のウォルシュ符号と前記ウォルシュ符号にすべて１を加えた３２個の相互直交符号になされる総６４個の符号に、長さ１５である１５個のマスクシーケンスを組み合わした数列を符号語に使用するが、これに対する構造は図１３に示されている。
上述したＴＦＣＩビットを符号化する過程に対する理解を助けるため、下記＜表１Ａ＞乃至＜表１Ｆ＞では１０ビットのＴＦＣＩビットそれぞれに対応して符号化された符号化シンボル(ＴＦＣＩ符号語)を示している。
Figure 0004038493
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次に、図９を参照して本発明の一実施形態による復号化装置を説明すると、先ず入力信号ｒ(ｔ)は１５個の乗算器９０２、９０４、．．．、９０６と相関度計算器９２０に印加される。前記入力信号ｒ(ｔ)は送信側で所定のウォルシュ符号と所定のマスクシーケンスにより符号化された信号である。マスクシーケンス発生器９１０は１５個のすべての場合のマスクシーケンスＭ１、Ｍ２、．．．、Ｍ１５を生成して前記乗算器９０２、９０４、．．．、９０６に出力する。従って、前記乗算器９０２、９０４、．．．、９０６それぞれは前記マスクシーケンス発生器９１０から固有のマスクシーケンスを受信して、前記入力信号ｒ(ｔ)をかけて出力する。乗算器９０２は入力信号ｒ(ｔ)とマスクシーケンス生成器９１０からのＭ１をかけて相関度計算器９２２に出力する。乗算器９０４は入力信号ｒ(ｔ)とマスクシーケンス生成器９１０からのＭ２をかけて相関度計算器９２４に出力する。乗算器９０６は入力信号ｒ(ｔ)とマスクシーケンス生成器９１０からのＭ１５をかけて相関度計算器９２６に出力する。従って、送信側で所定マスクシーケンスを使用してＴＦＣＩビットを符号化すると、前記乗算器９０２、９０４、．．．、９０６からの出力の中のいずれか一つはマスクシーケンスが除去された信号である。例えば、送信側でＭ２を使用してＴＦＣＩビットを符号化すると、Ｍ２と入力信号ｒ(ｔ)をかける乗算器９０４の出力がマスクシーケンスの除去された信号である。前記マスクシーケンスが除去された信号は所定ウォルシュ符号のみにより符号化が遂行されたＴＦＣＩビットである。相関度計算器９２０、９２２、９２４、．．．、９２６は入力信号ｒ(ｔ)及び前記乗算器９０２、９０４、．．．、９０６からの出力と６４個の相互直交符号との相関度を計算する。前記６４個の相互直交符号はすでに定義されている。相関度計算器９２０は入力信号ｒ(ｔ)と長さ３２である６４個の相互直交符号との相関値を求める。そして、前記求められた６４個の相関値中、最大相関値を選択して、前記選択された相関値と、前記選択された相関値に対応する相互直交符号インデックス及び自分の固有インデックス００００を相関度比較器９４０に出力する。
相関度計算器９２２は前記乗算器９０２の出力と６４個の相互直交符号との相関値を求める。そして、前記求められた６４種類の相関値中、一番大きな相関値を選択して、前記選択された相関値と、前記選択された相関値に対応する相互直交符号インデックス及び自分の固有インデックス０００１を相関度比較器９４０に出力する。相関度計算器９２４は前記乗算器９０４の出力と６４個の相互直交符号との相関値を求める。そして、前記求められた６４種類の相関値中、一番大きな相関値を選択して、前記選択された相関値と、前記選択された相関値に対応する相互直交符号インデックス及び自分の固有インデックス００１０を相関度比較器９４０に出力する。その以外の相関度計算器(図示さず)は対応する乗算器の出力と６４個の相互直交符号との相関値をそれぞれ計算し、上述した相関度計算器と同一の動作を遂行する。
最後に、相関度計算器９２６は前記乗算器９０６の出力と６４個の相互直交符号との相関値を求める。そして、前記求められた６４種類の相関値中、一番大きな相関値を選択して、前記選択された相関値と、前記選択された相関値に対応する相互直交符号インデックス及び自分の固有インデックス１１１１を相関度比較器９４０に出力する。
上述したように前記相関度計算器９２０、９２２、９２４、．．．、９２６から出力される固有インデックスは、前記乗算器９０２、、．．、９０６の入力信号ｒ(ｔ)によりかけられた所定マスクシーケンスのインデックスと同一である。前記乗算器によりかけられる１５個のマスクシーケンスとマスクシーケンスを使用しない場合に対応するマスクシーケンスインデックスの一例を示すと、下記＜表２＞のようである。
Figure 0004038493
前記＜表２＞から分かるように、入力信号ｒ(ｔ)にＭ１がかけられた信号を受信する相関度計算器９２２は、固有インデックスに“０００１”を出力する。入力信号ｒ(ｔ)にＭ１５がかけられた信号を受信する相関度計算器９２６は、固有インデックスに“１１１１”を出力する。しかし、マスクシーケンスがかけられない入力信号ｒ(ｔ)のみを受信する相関度計算器９２０は、固有インデックスに“００００”を出力する。
一方、前記相互直交符号インデックスは２進符号形態に表現して使用することができる。例えば、Ｗ４の補数である
Figure 0004038493
 に対する相関値が一番大きいと、対応する相互直交符号インデックス(ａ０乃至ａ９)は００１００１である。
前記相関度比較器９４０は前記それぞれの相関度計算器９２０乃至９２６から受信された１６種類の最大相関値を比較して、その中で最大の相関値を選択する。前記最大の相関値が選択されると、前記選択された相関値に対応して該当相関度計算器から受信された相互直交符号インデックスとマスクシーケンスインデックスに基づいて送信側で送信したＴＦＣＩビットを出力する。前記ＴＦＣＩビットは、前記相互直交符号インデックスと前記マスクシーケンスインデックスを結合することにより決定することができる。例えば、前記マスクシーケンスインデックスがＭ４(０１００)に対応するインデックスであり、前記相互直交符号インデックスが
Figure 0004038493
 に対応するインデックスであると、前記ＴＦＣＩビット(ａ９乃至ａ０)は
Figure 0004038493
 になる。即ち、前記ＴＦＣＩビット(ａ９乃至ａ０)は“０１００００１００１”である。
例えば、送信側でＴＦＣＩビット(ａ０乃至ａ９)“１０１１００００１０”に対応する符号化シンボルを伝送したと仮定すると、前記送信側ではＴＦＣＩビットを
Figure 0004038493
 とＭ４に符号化して伝送する。これは上述した符号化による動作部分ですでに説明された。一方、受信側では
Figure 0004038493
 とＭ４に符号化された入力信号ｒ(ｔ)に対してすべてのマスクシーケンスをかけることにより、前記入力信号ｒ(ｔ)がＭ４により符号化されたことを判断できるようになる。また、前記Ｍ４がかけられた入力信号ｒ(ｔ)に対してすべての相互直交符号との相関度を測定することにより、前記ｒ(ｔ)が
Figure 0004038493
 により符号化されたことが分かる。上述した例に基づいて、前記第５相関度計算器(図示さず)は最大相関値、即ち
Figure 0004038493
 のインデックス１０１１００と固有インデックス００１１を出力する。すると、受信側は前記
Figure 0004038493
 に対応するインデックス１０１１００とＭ４に対応するインデックス“００１０”を加算することにより、復号されたＴＦＣＩビット(ａ０乃至ａ９）“１０１１００００１０”を出力する。
本発明の一実施形態による復号化装置は、入力信号ｒ(ｔ)をマスクシーケンスの個数に対応して並列に処理する構成を示している。しかし、他の実施形態として入力信号ｒ(ｔ)に対してすべてのマスクシーケンスを順次的にかけ、これに対する相関度を順次的に計算する構成を有するように復号化装置を具現することができる。
図１７は復号化装置の他の実施形態を示している図である。
前記図１７を参照すると、メモリ１７２０は３２シンボルの入力信号ｒ(ｔ)を貯蔵する。マスクシーケンス発生器１７１０は送信側で使用する１６種類のマスクシーケンスを生成して順次的に出力する。乗算器１７３０は前記マスク生成器１７１０から受信される１６種類のマスクシーケンス中の一つと前記メモリ１７２０から受信される入力信号ｒ(ｔ)をかけて相関度計算器１７４０に出力する。前記相関度計算器１７４０は６４種類の長さ３２である相互直交符号(ウォルシュ符号)と前記乗算器１７３０の出力の相関度を計算した後、前記計算によるすべての相関値の中、最大相関値と、前記最大相関値に対応する相互直交符号のインデックスを相関度比較器１７５０に出力する。前記相関度比較器１７５０は前記相関度計算器１７４０から受信された最大相関値及び相互直交符号インデックスと、前記マスクシーケンス発生器１７１０から受信されたマスクシーケンスのインデックスを貯蔵する。
上述した動作により所定マスクシーケンスに対応した復号化動作が完了されると、前記メモリ１７２０は前記貯蔵された入力信号ｒ(ｔ)を乗算器１７３０に出力する。前記乗算器１７３０は前記マスクシーケンス発生器１７１０で発生される１６種類のすべてのマスクシーケンス中、すでに使用されたマスクシーケンスを除外し、残ったマスクシーケンス中のいずれか一つを前記ｒ(ｔ)とかけて前記相関度計算器１７４０に出力する。前記相関度計算器１７４０は前記乗算器１７３０の出力と長さ３２である６４種類の相互直交符号との相関度を計算した後、最大相関値と、前記最大相関値に対応する相互直交符号のインデックスを出力する。前記相関度比較器１７５０は前記最大相関値と、前記最大相関値に対応する相互直交符号インデックスと、前記マスクシーケンス発生器１７１０から受信されたマスクシーケンスインデックスを貯蔵する。
上述したような動作は前記マスクシーケンス発生器１７１０から発生される１６種類のすべてのマスクシーケンスに対して遂行される。すると、前記相関度比較器１７５０には１６種類の最大相関値と前記最大相関値に対応する相互直交符号のインデックスが貯蔵される。前記相関度比較器１７５０は上述した動作の１６回反復遂行が完了されると、貯蔵されている１６種類の相関値を比較して最大相関値を決定する。前記最大相関値が決定されると、前記相関度比較器１７５０は前記決定された最大相関値に対応する相互直交符号インデックスとマスクシーケンスインデックスを組み合わせてＴＦＣＩビットに出力する。上述した動作により、ＴＦＣＩビットの復号過程が終了すると、前記メモリ１７２０に貯蔵されていた入力信号ｒ(ｔ)は削除され、次の入力信号ｒ(ｔ＋１)が貯蔵される。
上述した前記図１７に対する動作では相関度比較器１７５０は１６回入力される最大相関値を一度に比較することに説明した。しかし、さらに他の方法には相関度比較を実時間に遂行することができる。即ち、最初に入力される最大相関値と次に入力される最大相関値を比較して、より大きな相関値とそれに対するマスクシーケンスインデックス及び相互直交符号インデックスを貯蔵する。次に最大相関値が入力されると、すでに貯蔵されている最大相関値と比較して、より大きな相関値を選択する。これによって所定相関値が選択されると、前記選択された相関値とこれに対応するマスクシーケンスインデックス及び相互直交符号インデックスを貯蔵する。このような動作を前記マスクシーケンス発生器１７１０で発生されるマスクシーケンスの総個数だけ反復遂行するようになる。前記マスクシーケンスの総個数に対応して上述した動作をすべて遂行するようになると、前記相関度比較器１７５０は最後に貯蔵されている相互直交符号インデックス(ａ６乃至ａ６)とマスクシーケンスインデックス(ａ７乃至ａ９)を組み合わせてＴＦＣＩビットに出力する。
図１０は図９の相関度比較器９４０の動作を示した流れ図である。前記相関度比較器９４０は１６種類の最大相関値を貯蔵し、前記１６種類の最大相関値中に一番大きな最大相関値を選択し、前記選択された最大相関値に対応する相互直交符号インデックスとマスクシーケンスインデックスにより入力情報ビット(ＴＦＣＩビット)を出力する。前記１６種類の最大相関値は比較され、前記ＴＦＣＩビットは前記最大相関値に対応する相互直交符号インデックスとマスクシーケンスインデックスに基づいて出力される。
前記図１０を参照して説明すると、１０００段階では最大相関インデックスｉは１に、検索しようとする最大相関値、相互直交符号、マスクシーケンスのインデックスは０に初期化する。１０１０段階で前記相関度比較器９４０は相関度計算器９２０から１番目最大相関値、１番目相互直交符号インデックス、１番目マスクシーケンスインデックスを受信する。前記受信が完了されると、１０２０段階で前記相関度比較器９４０は前記１番目最大相関値と既存の最大相関値を比較する。前記１番目最大相関値が既存の最大相関値より大きいと、１０３０段階に進行し、前記１番目最大相関値が既存の最大相関値と同じであるか、小さいと１０４０段階に進行する。前記１０３０段階に進行すると、前記相関度比較器９４０は前記１番目最大相関値を最終最大相関値に指定し、１番目相互直交符号インデックスとマスクシーケンスインデックスをそれぞれ最終直交符号インデックスとマスクシーケンスインデックスとして貯蔵する。前記１０４０段階に進行すると、前記相関度比較器９４０は前記１番目最大相関値インデックスと相関度計算器の個数である１６を比較して、１６個のすべての相関値に対する比較が完了されたかを判断する。前記１０４０段階でｉが１６ではないと、１０６０段階に進行して前記ｉを１増加させた後、前記１０１０段階に進行して上述した過程を反復遂行する。
上述したような反復遂行動作により１６番目最大相関値、１６番目相互直交符号インデックス、１６番目マスクシーケンスインデックスに対する比較まで完了されると、１０４０段階で１０５０段階に進行する。前記１０５０段階に進行すると、前記相関度比較器９４０は前記変数である相互直交符号インデックスとマスクシーケンスインデックスに対応する復号ビット(入力情報ビット、ＴＦＣＩビット)を出力する。前記復号ビットに対応する相互直交符号インデックスとマスクシーケンスインデックスは、１６個の相関度計算器から受信された１６種類の最大相関値の中、最終最大相関値に対応するインデックスである。
３．符号化／復号化装置及び方法の第２実施形態
上述した第１実施形態は電力制御の単位であるスロットの個数が１６であるので、３２シンボルのＴＦＣＩ符号語を出力する(３２、１０)ＴＦＣＩ符号化器に対して説明した。最近、ＩＭＴ−２０００標準規格は一つのフレームが１５スロットを有している。下記の第２実施形態ではスロットの個数が１５であるので、３０シンボルのＴＦＣＩ符号語を出力する(３０、１０)ＴＦＣＩ符号化器である。従って、本発明の２実施形態は前記第１実施形態による(３２、１０)ＴＦＣＩ符号化器を通じて符号化された３２個の符号化シンボルの中、２シンボルを穿孔して３０シンボルを出力する符号化装置及び方法を提案する。
本発明の第２実施形態による符号化装置の構造は上述した第１実施形態の符号化装置の構造と同一である。ただ、第２実施形態での１ビット発生器、基底ウォルシュ符号発生器及び基底マスクシーケンス発生器で出力される数列は、前記第１実施形態の数列の＃０(第１シンボル)と＃１６(第１７シンボル)のシンボルを穿孔することにより長さ３０を有する。
前記図８を参照して第２実施形態の符号化装置を説明すると、１０ビットの入力情報ビット(ＴＦＣＩビット)が入力されると、それぞれの入力情報ビットａ０、ａ１、ａ２、ａ３、ａ４、ａ５、ａ６、ａ７、ａ８、ａ９は乗算器８４０、８４１、８４２、８４３、８４４、８４５、８４６、８４７、８４８、８４９にそれぞれ入力される。１ビット発生器８００は常に１であるシンボルを乗算器８４０に出力する。前記乗算器８４０は前記１ビット発生器８００から受信される３２個のシンボルそれぞれに入力情報ビットａ０を乗算する。基底ウォルシュ符号発生器８１０は長さ３２の基底ウォルシュ符号Ｗ１、Ｗ２、Ｗ４、Ｗ８、Ｗ１６を同時に発生する。前記乗算器８４１は前記基底ウォルシュ符号Ｗ１のシンボル(１０１０１０１０１０１０１０１１０１０１０１０１０１０１０１)と前記入力情報ビットａ１をかける。前記乗算器８４２は前記基底ウォルシュ符号Ｗ２のシンボル(０１１００１１００１１００１１０１１００１１００１１００１１)と前記入力情報ビットａ２をかける。前記乗算器８４３は前記基底ウォルシュ符号Ｗ４のシンボル(０００１１１１００００１１１１０００１１１１００００１１１１)と前記入力情報ビットａ３をかける。前記乗算器８４４は前記基底ウォルシュ符号Ｗ８のシンボル(０００００００１１１１１１１１０００００００１１１１１１１１)と前記入力情報ビットａ４をかける。前記乗算器８４５は前記基底ウォルシュ符号Ｗ１６のシンボル(０００００００００００００００１１１１１１１１１１１１１１１)と前記入力情報ビットａ５をかける。
基底マスクシーケンス発生器８２０は長さ３２の基底マスクシーケンスＭ１、Ｍ２、Ｍ３、Ｍ４を同時に発生する。前記乗算器８４６は基底マスクシーケンスＭ１のシンボル(０１０１００００１１０００１１１１１０００００１１１０１１１)と入力情報ビットａ６をかける。前記乗算器８４７は基底マスクシーケンスＭ２のシンボル(００００００１１１００１１０１１１０１１０１１１０００１１１)と入力情報ビットａ７をかける。前記乗算器８４８は基底マスクシーケンスＭ４のシンボル(０００１０１０１１１１１００１００１１０１１００１０１０１１)と入力情報ビットａ８をかける。前記乗算器８４９は基底マスクシーケンスＭ８のシンボル(００１１１００００１１０１１１０１０１１１１０１０１０００１)と入力情報ビットａ９をかける。前記乗算器８４０乃至８４９は前記各基底ウォルシュ符号、各基底マスクシーケンス、１ビット発生器からのビットの発生及び出力を制御するスイッチのように機能する。
前記加算器８６０は前記乗算器８４０、８４１、８４２、８４３、８４４、８４５、８４６、８４７、８４８、８４９の出力をシンボル単位に加算して３２符号化シンボル(ＴＦＣＩ符号語)を出力する。前記３２符号化シンボル中に二つのシンボルは所定位置に穿孔される(前記加算器８６０のシンボル＃０(第１シンボル)及びシンボル＃１６(第１７シンボル)は穿孔された。)。その以外の３０シンボルは３０ＴＦＣＩシンボルになる。これは本発明の第２実施形態により容易に変更できる。例えば、１ビット発生器８００、基底ウォルシュ発生器８１０、基底マスクシーケンス発生器８２０は＃０及び＃１６シンボルを除いた３０シンボルを発生することができる。前記加算器８６０は前記１ビット発生器８００、基底ウォルシュ発生器８１０及び基底マスクシーケンス発生器８２０の出力をビット単位に加算して、ＴＦＣＩシンボルとして３０符号化されたシンボルを出力する。
図１２は本発明の第２実施形態によるスロットの個数が１５である場合の符号化装置の動作に対する制御流れを示している図である。
図１２を参照すると、１２００段階で１０ビットの入力情報ビットａ０、ａ１、．．．、ａ９を入力し、変数ｓｕｍとｊを０に初期化する。１２１０段階で、変数ｊが３０であるかを判断する。前記１２１０段階で前記ｊが３０ではないと、１２２０段階で、基底ウォルシュ符号Ｗ１、Ｗ２、Ｗ４、Ｗ８、Ｗ１６のｊ番目シンボルであるＷ１(ｊ)、Ｗ２(ｊ)、Ｗ４(ｊ)、Ｗ８(ｊ)、Ｗ１６(ｊ)と基底マスク符号Ｍ１、Ｍ２、Ｍ４、Ｍ８のｊ番目シンボルであるＭ１(ｊ)、Ｍ２(ｊ)、Ｍ４(ｊ)、Ｍ８(ｊ)を入力する。１２３０段階では前記１２２０段階で入力されたシンボルを前記入力情報ビットとシンボル単位にかけ、その結果値を全部合わせてｓｕｍを求める。１２４０段階では前記１２３０段階で求められたｊ番目符号化シンボルであるｓｕｍを出力し、１２５０段階でｊを１だけ増加させた後、前記１２１０段階に進行して上述した動作を反復して遂行する。一方、上述した動作の反復遂行を通じて前記１２１０段階でｊが３０であると、すべての符号化動作を完了するようになる。
前記(３０、１０)符号器はシンボル＃０と＃１６が穿孔された前記(３２、１０)符号器の符号語に相当する１０２４個の符号語を出力する。従って、総符号語の数は１０２４個である。
前記(３０、９)符号器は前記１０２４個の符号語中、長さ３２である３２個の各ウォルシュ符号の＃０と＃１６シンボルが穿孔された長さ３０である３２個のウォルシュ符号と、前記穿孔されたウォルシュ符号の各シンボルに１を加えた(実数の場合、−１をかけた)３２個の相互直交符号と、前記４個の穿孔された基底マスクシーケンス中、任意の３個の基底マスクシーケンスの組み合わせにより求められる総８種類のマスクシーケンスとの組み合わせに示される。
前記(３０、８)符号器は前記１０２４個の符号語中、長さ３２である３２個の各ウォルシュ符号の＃０と＃１６シンボルが穿孔された長さ３０である３２個のウォルシュ符号と、前記穿孔されたウォルシュ符号の各シンボルに１を加算した(実数の場合、−１をかけた)３２個の相互直交符号と、前記４個の穿孔された基底マスクシーケンスの中、任意の２個の基底マスクシーケンスの組み合わせにより求められる総４種類のマスクシーケンスとの組み合わせに示される。
前記(３０、７)符号器は前記１０２４個の符号語中、長さ３２である３２個の各ウォルシュ符号の＃０と＃１６シンボルが穿孔された長さ３０である３２個のウォルシュ符号と、前記穿孔されたウォルシュ符号の各シンボルに１を加算した(実数の場合、−１をかけた)３２個の相互直交符号と、前記４個の穿孔された基底マスクシーケンスの中、１個の基底マスクシーケンスとの組み合わせに示される。
一方、拡張型ＴＦＣＩをサービスするために上述した符号器はすべて最小距離が１０である。前記拡張型ＴＦＣＩをサービスするため上述した(３０、９)、(３０、８)、(３０、７)符号器は、前記図８の基底マスクシーケンス発生器８２０からの４種類基底マスクシーケンス中、少なくとも一つの基底マスクシーケンスに対する入力と出力を遮断することにより具現されることができる。
前記符号器は入力情報ビット(ＴＦＣＩビット)数に応じて流動的に符号化が可能であり、符号器の性能を左右する最小距離を最大限高めることにより優秀な性能を有するようになる。
一方、本発明の第２実施形態による復号化装置は、符号化されたシンボルの信号長さが異なるだけで、上述した第１実施形態で説明された復号化装置と同一構成(図９参照)を有し、その動作も同一である。即ち、上述した第１実施形態による復号化装置は長さ３２のウォルシュ符号とマスクシーケンスを使用することに対して、第２実施形態では長さ３０のウォルシュ符号とマスクシーケンスを使用する。従って、第２実施形態による復号化装置を構成するマスクシーケンス発生器は０番目シンボルと１６番目シンボルが穿孔された１５種類のマスクシーケンスを発生すべきである。また、相関度計算器は相関度を計算することにおいて、０番目シンボルと１６番目シンボルが穿孔された６４個のウォルシュ符号を使用すべきである。
本発明による第２実施形態の復号化装置を構成する相関度比較器で遂行する段階も、上述した第１実施形態で図１０を参照して詳細に説明したことと同一であるので、追加的な説明は省略する。
４．符号化／復号化装置及び方法の第３実施形態
上述した第２実施形態は第１実施形態で使用しているウォルシュ符号とマスクシーケンスの＃０シンボルと＃１６シンボルを穿孔した長さ３０のウォルシュ符号とマスクシーケンスを使用する符号化装置を示した。また、前記第２実施形態の符号化装置は４個の基底マスクシーケンスの使用を制御することにより、(３０、７)、(３０、８)、(３０、９)、(３０、１０)符号器に使用できるようにしている。
本発明の第３実施形態は前記第２実施形態の(３０、７)、(３０、８)、(３０、９)、(３０、１０)（以下、(３０、７−１０)）符号器で１ビット発生器の出力を遮断する符号化装置を提供する。また、この代わりさらに他のマスクシーケンスを発生させることにより、最小距離が１１になるようにする符号化装置を提供する。前記(３０、７−１０)符号器は７乃至１０ビットの入力情報ビット(ＴＦＣＩビット)を入力として３０シンボルのＴＦＣＩ符号語を出力する符号器を意味する。
図１４は本発明の第３実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報を符号化するため符号化装置の構成を示している図である。即ち、前記図１４の(３０、７−１０)符号器は、最小距離が１１になるように設計された。
前記第３実施形態の符号化装置の構造は、上述した第２実施形態の符号化装置の構造と類似である。ただ、本発明の第３実施形態による符号化装置は、基底マスクシーケンスＭ１６を発生するマスクシーケンス発生器１４８０と、前記マスクシーケンス発生器１４８０と１ビット発生器１４００を乗算器１４４０にスイッチングするスイッチ１４７０をさらに設けている。
前記図１４で使用される２ビット穿孔された基底マスクシーケンスＭ１、Ｍ２、Ｍ４、Ｍ８、Ｍ１６は次のようである。
M1 = 000001011111000010110100111110
M2 = 000110001100110001111010110111
M4 = 010111100111101010000001100111
M8 = 011011001000001111011100001111
M16 = 100100011110011111000101010011
前記図１４を参照して説明すると、(３０、６)符号器が使用される場合には、スイッチ１４７０は前記１ビット発生器１４００を乗算器１４４０に連結し、基底マスク発生器１４８０で発生するすべての基底マスクシーケンスの使用を遮断する。一方、前記１ビット発生器１４００で発生されるシンボルは乗算器１４４０により入力情報ビットａ０とシンボル単位にかけられて出力される。
これに対して、前記(３０、７−１０)符号器が使用される場合には、スイッチ１４７０はマスクシーケンス発生器１４８０と乗算器１４４０を連結し、前記基底マスクシーケンス発生器１４２０から出力される４種類の基底マスクシーケンスを選択的に使用する。この場合には５種類の基底マスクシーケンスの組み合わせにより３１個のマスクシーケンスＭ１、Ｍ２、Ｍ３、Ｍ４、Ｍ５、．．．、Ｍ２９、Ｍ３０、Ｍ３１が発生され得る。
一方、乗算器１４４０乃至１４４９を使用して入力情報ビット(ａ０乃至ａ９)を符号化シンボルに符号化して出力する構成及び動作は、上述した第１及び第２実施形態と同一であるので、詳細な説明は省略する。
上述したように、(３０、７−１０)符号器をサービスするためには、スイッチ１４７０はマスクシーケンス発生器１４８０を乗算器１４４０に連結すべきであり、(３０、６)符号器をサービスするためには、スイッチ１４７０は１ビット発生器１４００を乗算器１４４０に連結すべきである。
(３０、６)符号器の出力は、６ビットの入力情報ビットを入力として長さ３０である３２個のウォルシュ符号と前記１ビット発生器１４００の出力により前記ウォルシュ符号が反転された３２個の相互ウォルシュ符号の組み合わせに示される。
(３０、１０)符号器の出力は、１０ビットの入力情報ビットを入力として長さ３０である３２個のウォルシュ符号と５個の基底マスクシーケンスにより発生される３２個のマスクシーケンスの組み合わせに示される。この時、前記５個の基底マスクシーケンスは、上述したようにＭ１、Ｍ２、Ｍ４、Ｍ８、Ｍ１６であり、前記Ｍ１６は本発明の第３実施形態による符号化装置に追加されたマスクシーケンス発生器１４８０から出力されるマスクシーケンスである。従って、前記(３０、１０)符号器から得られる総符号語の数は１０２４である。(３０、９)符号器の出力は、９ビットの入力情報ビットを入力として前記１０２４個の符号語中、長さ３０である３２個のウォルシュ符号と１６種類のマスクシーケンスの組み合わせに示される。前記１６種類のマスクシーケンスは５個の基底マスクシーケンスの中、４個の基底マスクシーケンスの組み合わせに求められる。(３０、８)符号器の出力は８ビットの入力情報ビットを入力として前記１０２４個の符号語の中、長さ３０である３２個のウォルシュ符号と８種類のマスクシーケンスの組み合わせに示される。前記８種類のマスクシーケンスは５個の基底マスクシーケンスの中、３個の基底マスクシーケンスの組み合わせに求められる。(３０、７)符号器の出力は７ビットの入力情報ビットを入力として前記１０２４個の符号語の中、長さ３０である３２個のウォルシュ符号と４種類のマスクシーケンスの組み合わせに示される。前記４種類のマスクシーケンスは５個の基底マスクシーケンスの中、２個の基底マスクシーケンスの組み合わせに求められる。
一方、拡張型ＴＦＣＩをサービスするために、上述した(３０、７−１０)符号器はすべて最小距離が１１である。前記拡張型ＴＦＣＩをサービスするために、上述した(３２、７−１０)符号器は図１４の基底マスクシーケンス発生器１４２０とマスクシーケンス発生器１４８０からの５種類の基底マスクシーケンスの中、少なくとも一つの基底マスクシーケンスに対する使用を制御することにより具現されることができる。
図１６は本発明の第３実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報を符号化するための制御流れを示している図である。
前記図１６を参照すると、先ず１６００段階で１０ビットの入力情報ビット(ＴＦＣＩビット)ａ０乃至ａ９を入力し、変数ｓｕｍとｊを０に初期化する。前記変数ｓｕｍはシンボル単位に加算された後、出力される最終符号化シンボルを示す変数であり、前記変数ｊはシンボル単位に加算された後、出力される最終符号化シンボルの個数をカウントするための変数である。前記１６００段階が終了されると、１６１０段階に進行して変数ｊが３０であるかを判断する。前記変数ｊが３０であるかを判断するのは、前記入力情報ビットの符号化のため使用される穿孔されたウォルシュ符号及びマスクシーケンスの長さが３０シンボルであるためである。即ち、１６１０段階を遂行するのは、前記入力情報ビットがウォルシュ符号及びマスクシーケンスの３０シンボルそれぞれに対応して符号化されたかを判断するためである。
前記１６１０段階でｊが３０ではないと、ウォルシュ符号及びマスクシーケンスのすべてのシンボルに対応した符号化動作が遂行されなかったと判断して１６２０段階に進行する。前記１６２０段階に進行すると、基底ウォルシュ符号Ｗ１、Ｗ２、Ｗ４、Ｗ８、Ｗ１６のｊ番目シンボルであるＷ１(ｊ)、Ｗ２(ｊ)、Ｗ４(ｊ)、Ｗ８(ｊ)、Ｗ１６(ｊ)と基底マスクシーケンスＭ１、Ｍ２、Ｍ４、Ｍ８、Ｍ１６のｊ番目シンボルであるＭ１(ｊ)、Ｍ２(ｊ)、Ｍ４(ｊ)、Ｍ８(ｊ)、Ｍ１６(ｊ)を入力する。１６３０段階では前記入力されたシンボルを前記入力情報ビット(ＴＦＣＩビット)とシンボル単位にかけた後、その結果値を全部合わせてｓｕｍを求める。
前記１６３０段階を下記式（１０）のように表現することができる。
式（１０）
ｓｕｍ＝ａ０＋Ｍ１６(ｊ)＋ａ１Ｗ１(ｊ)＋ａ２・Ｗ２(ｊ)＋ａ３・Ｗ４(ｊ)＋ａ５・Ｗ１６(ｊ)＋ａ６・Ｍ１(ｊ)＋ａ７・Ｍ２(ｊ)＋ａ８・Ｍ４(ｊ)＋ａ９・Ｍ８(ｊ) ……（１０）
前記式（１０）から分かるように、各入力情報ビットは対応する基底ウォルシュ符号、または基底マスクシーケンスのシンボルとかけられて、前記かけられた結果を加算することにより所望する符号化シンボルを得るようになる。
１６４０段階では前記１６３０段階で求められたｊ番目符号化シンボルであるｓｕｍを出力し、１６５０段階に進行してｊを１だけ増加させた後、１６１０段階を進行して上述した動作を反復して遂行する。一方、１６１０段階でｊが３０であると、すべての符号化動作を完了するようになる。
次に、図１５を参照して本発明の第３実施形態による復号化装置を説明する。送信側により伝送された３０符号化されたシンボルを含む入力信号ｒ(ｔ)と、前記符号器により穿孔された位置に挿入された二つのダミーシンボルは、３１個の乗算器１５０２、１５０４、．．．、１５０６と相関度計算器１５２０に入力される。マスクシーケンス発生器１５００は長さ３２である３１個のすべての場合のマスクシーケンスＭ１、Ｍ２、．．．、Ｍ３１を生成して前記乗算器１５０２、１５０４、．．．、１５０６に出力する。従って、前記乗算器１５０２、１５０４、．．．、１５０６それぞれは前記マスクシーケンス発生器１５００から受信されたマスクシーケンスと前記入力信号ｒ(ｔ)をかけて出力する。従って、送信側で所定マスクシーケンスを使用してＴＦＣＩビットを符号化すると、前記乗算器１５０２、１５０４、．．．、１５０６の出力の中のいずれか一つは、マスクシーケンスが除去された信号である。例えば、送信側でＭ３１を使用してＴＦＣＩビットを符号化すると、Ｍ３１と入力信号ｒ(ｔ)をかける乗算器１５０６の出力が、マスクシーケンスが除去された信号である。しかし、送信側でマスクシーケンスを使用しない場合には、相関度計算器１５２０に印加される入力信号ｒ(ｔ)自体がマスクシーケンスの除去された信号である。前記相関度計算器１５２０、１５２２、１５２４、．．．、１５２６は入力信号ｒ(ｔ)及び前記乗算器１５０２、１５０４、．．．、１５０６からの出力に構成された３２個の信号を受信して、長さ３２である６４個の相互直交符号との相関度を計算する。一方、前記相関度計算器１５２０、１５２２、１５２４、．．．、１５２６は、前記計算した６４種類の相関値の中、一番大きな相関値を決定する。前記相関値が決定されると、前記決定された相関値と、前記決定された相関値に対応する相互直交符号のインデックス及び自分の固有インデックスを相関度比較器１５４０に出力する。
前記相関度比較器１５４０は前記それぞれの相関度計算器１５２０乃至１５２６から受信された３２種類の最大相関値を比較して、その中で最大の相関値を最終の最大相関値として決定する。すると、前記相関度比較器１５４０は前記最終最大値に対応する相互直交符号及びマスクシーケンスのインデックスにより送信側から伝送される符号化されたＴＦＣＩビットを出力する。図１７のように、本発明の前記第３実施形態は相互直交符号の相関値を計算する単一相関値計算器と、前記マスクとｒ(ｔ)をかける単一乗算器により具現されることもできる。
〔発明の効果〕
上述したように本発明は基本型ＴＦＣＩと拡張型ＴＦＣＩを可変的にサービスする符号化／復号化装置及び方法を提案することにより、ハードゥウェアを簡単化させる利点と、前記基本型ＴＦＣＩと拡張型ＴＦＣＩに対する誤り訂正符号化方式をすべて支援することにより、サービスの安定性を向上させる利点がある。また、符号化装置の性能を決定する最小距離を符号分割多重接続移動通信システムで要求される条件に満足するようにすることにより、優秀な性能を有するようにする効果がある。
以上、本発明の実施形態を添付図面を参照して説明したが、本発明はこの特定の実施形態に限るものでなく、各種の変形及び修正が本発明の範囲を逸脱しない限り、該当分野における通常の知識を持つ者により可能なのは明らかである。
通常的な符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報の使用例を示すためのフレーム構造を示した図である。 通常的な符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報の使用例を示すためのフレーム構造を示した図である。 通常的な符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報の使用例を示すためのフレーム構造を示した図である。 通常的な符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報の使用例を示すためのフレーム構造を示した図である。 通常的な符号分割多重接続移動通信システムの基地局送信器構造を示している図である。 通常的な符号分割多重接続移動通信システムの移動局送信器の構造を示している図である。 従来の符号分割多重接続移動通信システムで基本的な伝送率情報を符号化するための構成を概念的に示している図である。 図４Ａの相互直交符号器に適用される符号化テーブルの一例を示している図である。 従来の符号分割多重接続移動通信システムで拡張された伝送率情報を符号化するための構成を概念的に示している図である。 図５Ａの制御器が伝送率情報を分配するため遂行するアルゴリズムの一例を示している図である。 図５Ａの相互直交符号器に適用される符号化テーブルの一例を示している図である。 本発明の一実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報を符号化するための構成を概念的に示している図である。 本発明の一実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報を符号化するため要求されるマスクシーケンスを生成する制御流れを示している図である。 本発明の一実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報符号化装置の構成を示している図である。 本発明の一実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報復号化装置の構成を示している図である。 図９の相関度比較器で遂行する制御流れを示している図である。 本発明の一実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報を符号化するための制御流れを示している図である。 本発明の他の実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報を符号化するための制御流れを示している図である。 本発明の一実施形態による伝送率情報により決定される直交シーケンス及びマスクシーケンスの構造を示している図である。 本発明の実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報符号化装置の他の例を示している図である。 本発明の実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報復号化装置の他の例を示している図である。 本発明の他の実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報を符号化するための制御流れの例を示している図である。 本発明のさらに他の実施形態による符号分割多重接続移動通信システムで伝送率情報復号化装置の例を示している図である。
符号の説明
６０２ マスクシーケンス発生部
６０４ 相互直交シーケンス発生部
６１０ 加算器
９０２、９０４、．．．、９０６、１５０２、１５０４、．．．、１５０６、１７３０ 乗算器
９１０ マスクシーケンス発生器
９２０、９２２、９２４、９２６、１５２０、１５２２、１５２４、．．．、１５２６、１７４０ 相関度計算器
９４０、１５４０、１７５０ 相関度比較器
１５００、１７１０ マスクシーケンス発生器
１７２０ メモリ

Claims (28)

  1. 同一シンボルを有するシーケンスを発生する１ビット発生器と、
    複数の基底シーケンスを発生する基底シーケンス発生器と、
    複数の基底マスクシーケンスを発生する基底マスクシーケンス発生器と、
    情報ビットを受信し、かつ、前記情報ビットを、対応する前記同一シンボルを有するシーケンスと前記基底シーケンス及び前記基底マスクシーケンスのそれぞれと乗算する演算部と、
    前記情報ビットに基づいて乗算されたシーケンスを加算する加算器と
    を含むことを特徴とする符号分割多重接続移動通信システムの伝送率符号化装置。
  2. 前記同一シンボルは１であることを特徴とする請求項１に記載の符号化装置。
  3. 前記複数の基底シーケンスは、長さ３２の第１ウォルシュ符号（Ｗ１）、第２ウォルシュ符号（Ｗ２）、第４ウォルシュ符号（Ｗ４）、第８ウォルシュ符号（Ｗ８）、第１６ウォルシュ符号（Ｗ１６）であることを特徴とする請求項１に記載の符号化装置。
  4. 前記基底マスクシーケンスは、第１マスクシーケンス“００１０１００００１１０００１１１１１１０００００１１１０１１１”、第２マスクシーケンス“０００００００１１１００１１０１０１１０１１０１１１０００１１１”、第４マスクシーケンス“００００１０１０１１１１１００１０００１１０１１００１０１０１１”、第８マスクシーケンス“０００１１１００００１１０１１１００１０１１１１０１０１０００１”を具備することを特徴とする請求項１に記載の符号化装置。
  5. 前記演算部は、前記シーケンスの補数を求めることにより相互直交シーケンスを提供する変換器をさらに含むことを特徴とする請求項１に記載の符号化装置。
  6. 前記変換器は、前記シーケンスそれぞれのシンボルに１を加算するための加算器であることを特徴とする請求項５に記載の符号化装置。
  7. 前記基底マスクシーケンスの長さは３２シンボルであることを特徴とする請求項１に記載の符号化装置。
  8. 前記基底マスクシーケンス発生器は、ゴールドコードを形成するために共に加われる第１ｍシーケンス及び第２ｍシーケンスを備え、前記第１ｍシーケンスを循環して形成されるシーケンスを有する第１シーケンスグループと、前記第２ｍシーケンスを循環して形成されるシーケンスを有する第２シーケンスグループとを形成し、前記第１グループの前記シーケンスを直交シーケンスに変換するために、列置換関数を生成し、前記第２グループの前記シーケンスの先に０の列を挿入し、前記第２グループの前記シーケンスをマスクシーケンスに変換するために、逆列置換関数を前記第２グループの前記シーケンスに印加することを特徴とする請求項１に記載の符号化装置。
  9. 前記基底マスクシーケンスは、第１マスクシーケンス“００１０１００００１１０００１１１１１１０００００１１１０１１１”、第２マスクシーケンス“０００００００１１１００１１０１０１１０１１０１１１０００１１１”、第４マスクシーケンス“００００１０１０１１１１１００１０００１１０１１００１０１０１１”、第８マスクシーケンス“０００１１１００００１１０１１１００１０１１１１０１０１０００１”であることを特徴とする請求項８に記載の符号化装置。
  10. 前記演算部は、
    前記同一シンボルを有するシーケンスと前記情報ビットの第１の部分とを乗算する第１乗算器と、
    前記基底シーケンスと前記情報ビットの第２の部分とをそれぞれ乗算する複数の第２乗算器と、
    前記基底マスクシーケンスと前記情報ビットの第３の部分とをそれぞれ乗算する第３乗算器と、
    を含むことを特徴とする請求項１に記載の符号化装置。
  11. 前記基底シーケンス発生器は、長さ３２のウォルシュ符号から＃０及び＃１６シンボルが除かれた長さ３０のシーケンスを出力することを特徴とする請求項３に記載の符号化装置。
  12. 前記基底マスクシーケンス発生器は、長さ３２の基底マスクシーケンスから＃０及び＃１６シンボルが除かれた長さ３０のシーケンスを出力することを特徴とする請求項１１に記載の符号化装置。
  13. 前記第１ウォルシュ符号（Ｗ１）は“１０１０１０１０１０１０１０１１０１０１０１０１０１０１０１”であり、
    前記第２ウォルシュ符号（Ｗ２）は“０１１００１１００１１００１１０１１００１１００１１００１１”であり、
    前記第４ウォルシュ符号（Ｗ４）は“０００１１１１００００１１１１０００１１１１００００１１１１”であり、
    前記第８ウォルシュ符号（Ｗ８）は“０００００００１１１１１１１１０００００００１１１１１１１１”であり、
    前記第１６ウォルシュ符号（Ｗ１６）は“０００００００００００００００１１１１１１１１１１１１１１１”である
    ことを特徴とする請求項１２に記載の符号化装置。
  14. 前記基底マスクシーケンスは、第１マスクシーケンスＭ１“０１０１００００１１０００１１１１１０００００１１１０１１１”、第２マスクシーケンスＭ２“００００００１１１００１１０１１１０１１０１１１０００１１１”、第３マスクシーケンスＭ４“０００１０１０１１１１１００１００１１０１１００１０１０１１”及び第４マスクシーケンスＭ８“００１１１００００１１０１１１０１０１１１１０１０１０００１”であることを特徴とする請求項１３に記載の符号化装置。
  15. 前記演算部は、前記乗算されたシーケンスから＃０及び＃１６シンボルが除かれた長さ３０のシーケンスを出力することを特徴とする請求項１に記載の符号化装置。
  16. 前記基底シーケンスは、
    “０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１”、
    “００１１００１１００１１００１１００１１００１１００１１００１１”、
    “００００１１１１００００１１１１００００１１１１００００１１１１”、
    “００００００００１１１１１１１１００００００００１１１１１１１１”であり、
    前記基底マスクシーケンスは、
    “００１０１００００１１０００１１１１１１０００００１１１０１１１”、
    “０００００００１１１００１１０１０１１０１１０１１１０００１１１”、
    “００００１０１０１１１１１００１０００１１０１１００１０１０１１”
    “０００１１１００００１１０１１１００１０１１１１０１０１０００１”であることを特徴とする請求項１５に記載の符号化装置。
  17. 同一シンボルを有するシーケンスを発生する過程と、
    複数の基底シーケンスを発生する過程と、
    複数の基底マスクシーケンスを発生する過程と、
    情報ビットを受信し、かつ、前記情報ビットを、前記同一シンボルを有するシーケンスと前記基底シーケンスと前記基底マスクシーケンスとのそれぞれと乗算する過程と、
    前記情報ビットに基づいて乗算されたシーケンスを加算する過程と
    を含むことを特徴とする符号分割多重接続移動通信システムの伝送率符号化方法。
  18. 前記同一シンボルは１であることを特徴とする請求項１７に記載の符号化方法。
  19. 前記複数の基底シーケンスは、長さ３２の第１ウォルシュ符号（Ｗ１）、第２ウォルシュ符号（Ｗ２）、第４ウォルシュ符号（Ｗ４）、第８ウォルシュ符号（Ｗ８）、第１６ウォルシュ符号（Ｗ１６）であることを特徴とする請求項１７に記載の符号化方法。
  20. 前記基底マスクシーケンスは、第１ｍシーケンスと第２ｍシーケンスとを加算することによって生成されるゴールドシーケンスから生成され、前記第１ｍシーケンスを循環して形成されるシーケンスを有する第１シーケンスグループと、前記第２ｍシーケンスを循環して形成されるシーケンスを有する第２シーケンスグループとを形成し、前記第１グループの前記シーケンスを前記直交シーケンスに変換するために、列置換関数を前記第１グループの前記シーケンスに印加し、前記第２グループの前記シーケンスの先に０の列を挿入し、前記第２グループの前記シーケンスをマスクシーケンスに変換するために、逆列置換関数を前記第２グループの前記シーケンスに印加することを特徴とする請求項１７に記載の符号化方法。
  21. 前記基底マスクシーケンスは、第１マスクシーケンス“００１０１００００１１０００１１１１１１０００００１１１０１１１”、第２マスクシーケンス“０００００００１１１００１１０１０１１０１１０１１１０００１１１”、第４マスクシーケンス“００００１０１０１１１１１００１０００１１０１１００１０１０１１”、第８マスクシーケンス“０００１１１００００１１０１１１００１０１１１１０１０１０００１”であることを特徴とする請求項１７に記載の符号化方法。
  22. 前記同一シンボルを有するシーケンスは、前記情報ビットの第１部分と乗算され、前記基底シーケンスは、前記情報ビットの第２部分と乗算され、前記基底マスクシーケンスは、前記情報ビットの第３部分と乗算されることを特徴とする請求項１７に記載の符号化方法。
  23. 前記基底シーケンスは、長さ３２の基底シーケンスから＃０及び＃１６シンボルが除かれた長さ３０のシーケンスを出力することを特徴とする請求項１７に記載の符号化方法。
  24. 前記基底マスクシーケンスは、長さ３２の基底マスクシーケンスから＃０及び＃１６シンボルが除かれた長さ３０のシーケンスを出力することを特徴とする請求項２３に記載の符号化方法。
  25. 前記基底シーケンスは、
    第１ウォルシュ符号Ｗ１“１０１０１０１０１０１０１０１１０１０１０１０１０１０１０１”、
    第２ウォルシュ符号Ｗ２“０１１００１１００１１００１１０１１００１１００１１００１１”、
    第４ウォルシュ符号Ｗ４“０００１１１１００００１１１１０００１１１１００００１１１１”、
    第８ウォルシュ符号Ｗ８“０００００００１１１１１１１１０００００００１１１１１１１１”、
    第１６ウォルシュ符号Ｗ１６“００００００００００００００１１１１１１１１１１１１１１１１”である
    ことを特徴とする請求項２４に記載の符号化方法。
  26. 前記基底マスクシーケンスは、
    第１マスクシーケンスＭ１“０１０１００００１１０００１１１１１０００００１１１０１１１”、第２マスクシーケンスＭ２“００００００１１１００１１０１１１０１１０１１１０００１１１”、第３マスクシーケンスＭ４“０００１０１０１１１１１００１００１１０１１００１０１０１１”及び第４マスクシーケンスＭ８“００１１１００００１１０１１１０１０１１１１０１０１０００１”であることを特徴とする請求項２５に記載の符号化方法。
  27. 前記乗算されたシーケンスから＃０及び＃１６シンボルが除かれた長さ３０のシーケンスを出力する過程をさらに含むことを特徴とする請求項１７に記載の符号化方法。
  28. 前記基底シーケンスは、
    “０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１０１”、
    “００１１００１１００１１００１１００１１００１１００１１００１１”、
    “００００１１１１００００１１１１００００１１１１００００１１１１”、
    “００００００００１１１１１１１１００００００００１１１１１１１１”であり、
    前記基底マスクシーケンスは、
    “００１０１００００１１０００１１１１１１０００００１１１０１１１”、
    “０００００００１１１００１１０１０１１０１１０１１１０００１１１”、
    “００００１０１０１１１１１００１０００１１０１１００１０１０１１”
    “０００１１１００００１１０１１１００１０１１１１０１０１０００１”であることを特徴とする請求項２７に記載の符号化方法。
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