(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
スペクトル拡散通信システムにおいて入力畳み込み符号化信号をインタリーブする方法であり、前記スペクトル拡散通信システムは、所定の制約長および所定数の連続したトレリス遷移分岐を有する符号を与えるコーダを備え、該デコーダは、所定の復号深度をさらに備える、ところの方法であって：
前記所定数の連続したトレリス遷移分岐における多数の符号化ビットの最小可能分離の第１最大値を決定する段階
前記符号の制約長に関連した前記所定数の連続した分岐における多数の符号化ビットの最小可能分離の第２最大値を決定する段階
前記復号深度に関連した前記所定数の分岐おける多数の符号化ビットの最小可能分離の第３最大値を決定する段階；および
前記第１最大値が前記第２最大値より大きく、前記第２最大値が前記第３最大値よりも大きくなるように、前記入力畳み込み符号化信号をインタリーブする段階
によって構成されることを特徴とする方法
【請求項２】
前記所定数の連続したトレリス遷移分岐は、前記符号の制約長よりも小さいことを特徴とする請求項１記載の方法
【請求項３】
前記所定数の連続したトレリス遷移分岐は、前記符号の制約長の平方根に等しいことを特徴とする請求項１記載の方法
【請求項４】
前記スペクトル拡散通信システムは、ＩＳ−９５Ａと整合性があることを特徴とする請求項１記載の方法
【発明の詳細な説明】
発明の分野
本発明は、一般に、情報をインタリーブすることに関し、さらに詳しくは、スペクトル拡散通信システムにおいて畳み込み符号化情報をインタリーブすることに関する。
発明の背景
ブロック・インタリーバ（block interleaver）は、ブロック符号化を採用する通信システムにおいて広く利用される。また、このようなインタリーバは、米国電気通信工業会（ＴＩＡ：Telecommunication Industry Association）から入手可能なスペクトル拡散通信規格ＴＩＡ／ＥＩＡ／ＩＳ−９５Ａ  Mobile Station-Base Station Compatibility Standard for Dual Mode Wideband Spread Spectrum Cellular System, July 1993において実施されるような、ブロック終端畳み込み符号化通信信号（block-terminated convolutionally coded communication signals）でも利用される。ブロック符号化では、インタリーバは、符号ワードにおける任意の２ビット間の最小時間期間が最大となるように設計すべきであることは周知である。例えば、ブロック符号のサイズがＭであり、ブロック・インタリーバのサイズがＬ＝ｋＭとすると、符号ワードにおける任意の２ビット間の最小距離はｋよりも大きくなり得ない。従って、このような符号の最適なブロック・インタリーバは、ｋ個の行（row）とＭ個の列（column）の行列の形式をとる。インタリーバを構成する送信機内では、この行列は列単位に埋められ、行単位に読み出され、また符号ワード内の任意の２ビット間の最小距離は明らかにｋであり、これは最適である。
しかし、畳み込み符号化信号をインタリーブするためにブロック・インタリーバを利用する場合、インタリーバの最適設計は不明確である。レート１／ｒの畳み込み符号では、符号ワードの長さは、符号の制約長（constraintlength）Ｋｒから開始し、無限大までである。誤差はいくつかの最短符号ワード長で発生しやすいので、ｒを符号化レートとすると、Ｋｒに等しい、あるいはＫｒよりも若干大きい行数を選ぶ場合が多い。しかし、このような設計条件は、畳み込み符号で用いられるインタリーバにとって決して最適ではない。
従って、関連する畳み込み符号について最適性能を達成するインタリーバが必要とされる。
【図面の簡単な説明】
第１図は、本発明による畳み込み符号化信号のインタリーブを有利に実施できる通信システムのブロック図を概略的に示す。
第２図は、本発明による畳み込み符号化信号のインタリーブを実施できる移動局送信機のブロック図を概略的に示す。
第３図は、従来のインタリーバ行列を概略的に示す。
第４図は、本発明による畳み込み符号化信号のインタリーブを実施するインタリーバによって生成されるインタリーバ行列を概略的に示す。
第５図は、従来のインタリーバ行列を実施するインタリーバと、本発明による畳み込み符号化信号のインタリーブを実施するインタリーバとの間の移動局性能比較を概略的に示す。
第６図は、本発明による畳み込み符号化信号のインタリーブを実施するインタリーバによって生成される別のインタリーバ・マトリクスを概略的に示す。
好適な実施例の詳細な説明
畳み込み符号化信号を入力とした、フェージング・チャネル上の通信に適したブロック・インタリーバについて開示する。このブロック・インタリーバは、従来のブロック・インタリーバに比べて優れた性能を提供するため、特定の畳み込み符号に整合される多重インタリーブ距離（multiple interleaving distances）を実施する。
概して、入力畳み込み符号化信号をインタリーブする方法は、スペクトル拡散通信システムにおいて実施され、このスペクトル拡散通信システム自体は、所定の制約長と、所定の数の連続したトリレス遷移分岐（consecutive trellis transition branches）と、復号深度（decoding depth）とを有する符号を与えるコーダを構築する。インタリーブは、所定の数の連続したトレリス遷移分岐における多数の符号化ビットの可能な最小分離の第１最大値を求め、次に符号の制約長に関連した数の連続分岐における多数の符号化ビットの可能な最小分離の第２最大値を求めることによって行われる。最後に、復号深度に関連した数の分岐における多数の符号化ビットの可能な最小分離の第３最大値が求められ、入力畳み込み符号化信号は、こうして求められた第１最大値，第２最大値および第３最大値に基づいてインタリーブされる。
好適な実施例では、所定の数の連続したトレリス遷移分岐は、符号の制約長よりも小さく、さらに具体的には、所定の数の連続したトレリス遷移分岐は、符号の制約長の平方根にほぼ等しい。また、好適な実施例では、スペクトル拡散通信システムは、ＩＳ−９５Ａと整合性がある。
言い換えると、所定の数のビットＬからなる入力畳み込み符号化信号は、Ｎ個の列とＭ個の行を有する行列にインタリーブされる。本発明による方法は、各列について、各列をＭ／Ｍ１ブロックに分割する段階，Ｍ／Ｍ１ブロックの第１要素を上から下に入力符号ビットで埋め、そしてＭ／Ｍ１ブロックの第２要素を上から下に埋める段階およびＭ／Ｍ１ブロックの最後の要素が埋められるまで続ける段階を実行する。上記の段階は、次の列について繰り返される。
Ｎ個の列を埋めるために実行される段階には、Ｎ個の列をＮ／Ｎ１ブロックに分割し、上記のように、Ｎ／Ｎ１ブロックの第１列を列単位に左から右に埋め、Ｎ／Ｎ１ブロックの第２列を埋め、そして全ての列が埋められるまで続けることを含む。本発明に従って本方法を実施するスペクトル拡散通信システムもＩＳ−９５Ａと整合性がある。
第１図は、本発明に従って、スペクトル拡散通信システムにおいて信号生成を有利に実施できる通信システム１００のブロック図を概略的に示す。好適な実施例では、通信システムは直接シーケンス符号分割多元接続（ＤＳ−ＣＤＭＡ：direct sequence code-division multiple access）セルラ無線電話システムである。
第１図に示すように、複数の基地局１０１〜１０３はコントローラ１０４に結合される。各基地局１０１〜１０３は、移動局１０５〜１０６に無線周波数（ＲＦ）通信を提供する。好適な実施例では、ＲＦ通信に対応するために基地局１０１〜１０３および移動局１０５〜１０６において構築される送信機／受信機（トランシーバ）ハードウェアは、米国電気通信工業会（ＴＩＡ）から入手可能な文書ＴＩＡ／ＥＩＡ／ＩＳ−９５Ａ  Mobile Station-Base Station Compatibility Standard for Dual Mode Wideband Spread Spectrum Cellular System, July 1993において定義される。また、コントローラ１０４は、とりわけ、トランスコーダ（transcoder）１１０を介した呼処理（call processing）および移動マネージャ（mobility manager）１０９を介した移動管理（mobility management）を担当する。コントローラ１０４の他のタスクには、機能制御（feature control）および送信、ならびにネットワーク・インタフェースが含まれる。コントローラ１０４の機能の詳しい情報については、本出願の譲受人に譲渡され、本明細書に参考として含まれる、Bachらによる米国特許第５，４７５，６８６号を参照されたい。
また第１図には、コントローラ１０４の移動マネージャー１０９に結合されたＯＭＣＲ（operations and maintenance center-radio）１１２も示される。ＯＭＣＲ１１２は、通信システム１００の無線部分（コントローラ１０４および基地局１０１〜１０３の組み合わせ）の運用および一般維持を担当する。コントローラ１０４は、移動交換局（ＭＳＣ：mobile switching center）１１５に結合され、このＭＳＣは一般電話交換網（ＰＳＴＮ）と、ＩＳＤＮ（integrated services digital network）１２２と、コントローラ１０４との間で交換機能を提供する。ＯＭＣＳ（operations and maintenance center-switch）１２４は、通信システム１００の交換部分（ＭＳＣ１１５）の運用および一般維持を担当する。ＨＬＲ（home location register）１１６およびＶＬＲ（visitor location register）１１７は、主に課金目的のために用いられるユーザ情報を通信システム１００に与える。
コントローラ１０４，ＭＳＣ１１５，ＨＬＲ１１６およびＶＬＲ１１７の機能は分散して第１図に示されているが、当業者であれば、機能は一つの要素に同様に集約できることが理解される。また、異なる構成では、トランスコーダ１１０はＭＳＣ１１５または基地局１０１〜１０３に同様に配置できる。好適な実施例では、ＭＳＣ１１５とコントローラ１０４とを結合するリンク１２６は、当技術分野で周知のＴ１／Ｅ１リンクである。トランスコーダ１１０をコントローラ１０４に配置することにより、トランスコーダ１１０による入力信号（Ｔ１／Ｅ１リンク１２６からの入力）の圧縮のために、リンク予算の４：１の改善が実現される。圧縮信号は、特定の移動局１０５〜１０６に送信するために特定の基地局１０１〜１０３に転送される。重要な点は、特定の基地局１０１〜１０３に転送された圧縮信号は、基地局においてさらに処理されてから、送信されることである。言い換えると、移動局１０５〜１０６に送信される最終的な信号は、トランスコーダ１１０から出る圧縮信号とは形式は異なるが、実体は同じである。
移動局１０５〜１０６が基地局１０１〜１０３によって送信された信号を受信すると、移動局１０５〜１０６は、基地局１０１〜１０３において行われた処理およびトランスコーダ１１０によって行われた音声符号化の全てを実質的に「元に戻す（undo）」（一般に、「復号（decode）する」という）。移動局１０５〜１０６が信号を基地局１０１〜１０３に返信するときも、移動局１０５〜１０６は同様に音声符号化を行う。従って、第１図の音声コーダ１１０は、移動局１０５〜１０６にもある。移動局１０５〜１０６（移動局は、信号の本質ではなく、形式を変えるために更なる信号処理も行う）によって音声符号化が施された信号が基地局１０１〜１０３に送信されると、基地局１０１〜１０３は、信号に施された処理を「元に戻し」、その信号を音声復号のためにトランスコーダ１１０に転送する。トランスコーダ１１０による音声復号の後、信号はＴ１／Ｅリンク１２６を介してエンド・ユーザに転送される。ＭＳＣ１０６の交換機能およびコントローラ１０４の制御機能は分散して第１図に示されているが、当業者であれば、この２つの機能はシステム構築のため共通の物理的な個体に統合できることが理解される。
第１図のＣＤＭＡセルラ無線電話通信システムにおける逆方向リンク（移動局から基地局）チャネルは、アクセス・チャネルと、それぞれが一人のユーザによって利用される複数のトラヒック・チャネルとによって構成される。これらのチャネルは、直接シーケンスＣＤＭＡ方式を利用して同一ＣＤＭＡ周波数割り当てを共用する。各トラヒック・チャネルは、特定のユーザに関連する固有のロング符号シーケンス（distinct long code sequence）によって識別され、各アクセス・チャネルは、固有のアクセス・チャネル・ロング符号シーケンスによって識別される。多重逆方向リンクＣＤＭＡチャネルは、周波数分割多重化方式で基地局によって利用できる。
第２図は、本発明による畳み込み符号化信号のインタリーブを実施できる移動局１０５における送信機のブロック図を概略的に示す。
第２図に示すブロック図は、上記のＩＳ−９５Ａ規格に示すものと同一であり、当技術分野では周知である。第２図に示すブロック図の詳細な説明については、上記のＩＳ−９５Ａ文書を参照されたい。
一般に、逆方向トラヒック・チャネル情報ビットはブロック２００に入力され、ここでフレーム品質表示（frame quality indicators）が追加される。次に、ブロック２００の出力はブロック２０３に入力され、ここで情報のフレーム毎に８ビット・エンコーダ・テール（8-bit encoder tail）が追加される。次に、ブロック２０３の出力は、符号化ブロック２０６によって畳み込み符号化される。次に、シンボル反復ブロック（symbol repetition block）２０９によって符号化ブロック２０６の符号化出力のシンボル反復が行われる。この時点で、シンボル反復ブロック２０９の出力はブロック・インタリーバ２１２に入力される。ブロック・インタリーバ２１２は、ＩＳ−９５Ａのセクション６．１．３．１．５で説明されるようにブロック・インタリーブを行い、第３図に示す従来のインタリーバ行列を出力する。第２図の残りのブロックの機能は、上記のＩＳ−９５Ａ文書において詳しく説明されている。
この時点で、インタリーブ行列について説明するのを助けるため用語を定義することが役立つ。つまり、
Ｓ（Ｊ）＝Ｊ個の連続したトレリス遷移分岐におけるｒＪ符号化ビットの最小可能分離（possible minimum-separation）；
Ｓ（Ｋ）＝任意の連続したＫ個の分岐におけるｒＫ符号化ビットの最小可能分離；
Ｓ（Ｋ’）＝Ｋ’個の分岐におけるｒＫ’符号化ビットの最小可能分離であって、Ｋ’は最小距離に等しい重みを有する最長のマージされていない経路；
Ｓ（Ｄ）＝最小可能分離。
第３図に示すインタリーバ行列では、ほとんどの場合、Ｓ（Ｊ）＝３，Ｓ（Ｋ’）＝３およびＳ（Ｄ）＝０である。
符号ワード内の任意のビットが符号の性能に対して同じ影響を有するようなブロック符号とは異なり、畳み込み符号では、符号ワードが互いに重複する。簡単なように、制約長Ｋおよび符号化レートｒを有する、畳み込み符号の最短符号ワード（Ｋｒビットの長さを有する）について検討する。同一トレリス分岐におけるｒビットは、長さＫｒを有するＫ符号ワードによって共用される。連続した２ｒビットは、Ｋ−１符号ワードによって共用される。従って、一つの分岐におけるｒビットおよび２つ以上の分岐において分散されるｒビットは、これら全ての分岐を収容する符号ワードの判定に対して同じ影響を有するが、いくつかの異なる分岐において分散されたｒビットは、一つの分岐におけるｒビットに比べて、影響を及ぼす符号ワード判定が少ない。その結果、同じ分岐におけるｒビットは、符号性能に対して、いくつかの異なる分岐において分散されたｒビットと同じ重要性を有するとみなすことはできない。
上記の説明を参照して、第３図に示すインタリーバ行列における欠点について説明する。第３図に示すインタリーバ行列を利用することにより、符号化ビットはＪ、例えばＪ＝３、をなし、連続したトレリス遷移分岐は互いに比較的近い。具体的には、これらはブロック全体で均等に分散されずに、ブロックの３分の１未満で集中している。さらに、分岐ＮおよびＮ＋１１に属する符号化ビットは、同じウォルシュ・シンボルに一般に属し、そのため相関性が極めて高い。これら２つの分岐は、最短符号ワードよりもそれほど長くない符号ワードに属しているので、このように高い相関性は誤差の可能性を高める。
本発明に従って、ｒ連続符号化ビットを構築するインタリーバは、長い時間期間で分散された符号化ビットに比べて、符号性能に対する影響が大きい。インタリーバを畳み込み符号と最適に整合させるため、インタリーバは次のことを行わなければならない：
（１）Ｊ個の連続したトレリス遷移分岐におけるｒＪ符号化ビットの最小可能分離Ｓ（Ｊ）の最大値を判定する。ただし、Ｊは符号の制約長Ｋよりも小さく、かつＫの平方根に近いように最適に選択される。なお、Ｓ（Ｊ）≦Ｌ／ｒである。
（２）任意の連続したＫ個の分岐におけるｒＫ符号化ビットの最小可能分離Ｓ（Ｋ）の最大値を判定する。ただし、Ｋは符号の制約長である、あるいは
（２’）Ｋ’個の分岐におけるｒＫ’符号化ビットの最小可能分離Ｓ（Ｋ’）の最大値を判定する。ただし、Ｋ’は最小距離に等しい重みを有する最長のマージされていない経路である。なお、Ｓ（Ｋ’）≦Ｌ／ｒＫ’およびＳ（Ｋ）≦Ｌ／ｒＫである。
（３）Ｄ個の分岐におけるｒＤ符号化ビットの最小可能分離Ｓ（Ｄ）の最大値を判定する。ただし、Ｄはほぼ最適な復号性能を達成する必要な復号深度である。なお、Ｓ（Ｄ）≦Ｌ／ｒＤである。
なお、Ｄ＞Ｋ’＞Ｋ＞Ｊなので、最小分離の最大可能値はＳ（Ｄ）＜Ｓ（Ｋ’）＜Ｓ（Ｋ）＜Ｓ（Ｊ）であることに留意されたい。従って、インタリーバは、重要でない符号化ビットの分離を低減せずに、最も重要な符号化ビットについて可能な限り最良の分離を達成する。
直交変調された畳み込み符号化信号では、一つのウォルシュ・シンボル内の全てのビットは相関性が高いとみなすことができるので、分離はウォルシュ・シンボルの単位を有する。ＩＳ−９５Ａで用いられる畳み込み符号（Ｋ＝９，ｒ＝１／３）では、ｒＫ＝３×９＝２７である。Ｋ’はＫよりもわずかに大きいと想定でき、ｒＫ’＝３２とする。ＪはＫの平方根に等しいという法則を利用すると、Ｊ＝３およびｒＪ＝９である。必要な判定遅延は、Ｄ＝５Ｋ＝４５より小さいまたは等しいと従来想定される。ここでは、Ｄ＝３２と想定するが、これは低レート符号では既知であり、必要な遅延は５Ｋよりも小さいためである。従って、第４図に示すようなシグナリングについて、最適インタリーバ行列４００を得る。このようなインタリーバ行列４００について、Ｓ（Ｊ）＞＝９ウォルシュ・シンボル（Ｓ（ｊ）＝６とする）が得られ、ここで設計を簡単にするため、ｒＪ＝９ではなく、ｒＪ＝８を選び、Ｓ（Ｋ’）＝３ウォルシュ・シンボル（Ｓ（Ｋ’）＝２とする）およびＳ（Ｄ）＝１ウォルシュ・シンボルとした。
本発明による第４図に示すようなインタリーバ行列４００は、パラメータＭ，Ｎ，Ｍ１，Ｎ１を利用して一般的な形式で説明できる。第４図のインタリーバ行列４００は、Ｍ個の行およびＮ個の列を有するアレイからなる。数値ＭまたはＭ＋１はＭ１で除算可能でなければならず、また数値ＮまたはＮ＋１はＮ１で除算可能でなければならない。符号シンボルは、以下で説明するように、完全なＬ＝ＮｘＭインタリーバ行列を列単位で埋めることにより、アレイに書き込まれる。インタリーバ行列４００内のデータは、行単位で順次読み出される。
インタリーバ行列４００の行は、１〜Ｍとして上から下に番号が付され、インタリーバ行列４００の列は、１〜Ｎで左から右に番号が付される。２次インタリーバのアレイを埋めるプロセスは、以下に示す擬似符号によって最もよく説明される：
0003986565.tif 000002
第４図に示すインタリーバ行列について、行の数Ｍは３２に等しく、Ｍ１は４に等しい。列の数Ｎは、符号ビットＬの総数をＭで除した値に等しい。第４図に示す好適な実施例では、Ｌ＝５７６であり、よってＮ＝１８およびＮ１＝Ｎ／３＝６である。
インタリーブ行列４００は、左上から埋められる。第１入力ビット（１）は、左上にあり、第２入力ビット（２）は、第１入力ビットからＭ１（４）行下であり、第３入力ビット（３）は、第２入力ビットからＭ１（４）行下であり、．．．、第８入力ビット（８）は、２９番目の行に埋められる。次に、第９入力ビット（９）は、２番目の行に埋められる。最終的には、３２番目の入力ビット（３２）は、第１列の３２番目の行に埋められる。第１列が埋められると、３３番目の入力ビット（３３）は、７番目の列の第１行に埋められる。（第１列と同様に）この列が完全に埋められると、６５番目の入力ビット（６５）は、１３番目の列の第１行に埋められる。このプロセスは、全ての符号ビットがインタリーバ行列４００に埋められるまで続く。
第５図は、従来のインタリーバ行列を実施するインタリーバと、本発明による畳み込み符号化信号のインタリーブを実施するインタリーバとの間の性能比較を概略的に示す。第５図に示すように、フレーム削除レート（ＦＥＲ：frame erasure rate）として表される性能は、本発明による本インタリーバを利用した場合に、０．５ｄＢ改善する。この性能改善は、第３図に示すインタリーブ行列の特性よりも第４図に示すインタリーブ行列の特性が優れていることに起因する。具体的には、第４図に示す行列を利用すると、任意の８個の隣接する符号化ビットはインタリーブ行列において均等に分散され、最大限可能な分離を達成する。これらのビットは、さらに分離したビットに比べて誤差を生じる可能性が高い３つの連続したトレリス分岐に属するので、これらのビットのさらに広い分離はその相関を大幅に低減し、そのため誤差の可能性を低減する。さらに、ＮおよびＮ＋１１分岐に属するビットは、異なるウォルシュ・シンボルに属するので、その相関は第３図に示す従来のインタリーブ行列に比べて低減される。
第６図は、本発明による畳み込み符号化信号のインタリーブを実施するインタリーバによって生成される別のインタリーバ行列６００を概略的に示す。第６図に示すインタリーバ行列６００では、行の数Ｍは３２に等しく、Ｍ１は４に等しい。列の数Ｎは符号ビットＬの総数をＭで除した値に等しい。この別の実施例では、Ｌ＝７６８であり、そのためＮ＝２４であり、Ｎ１＝１２である。インタリーブ行列６００は、左上から埋められ、また第１列は第４図で説明したように埋められる。第１列が埋められた後、３３番目の入力ビット（３３）は、１３番目の列の第１行に埋められる。（１番目および１３番目の列と同様に）この列が完全に埋められると、６５番目の入力ビット（６５）は、１４番目の列の第１行に埋められる。このプロセスは、全ての符号ビットがインタリーバ行列６００に埋められるまで続く。６４ｋｂｐｓまでの全てのデータ・レートでは、Ｍは４８に等しく、またＭ１は６に等しいものとする。数値Ｎは、符号ビットの総数をＭで除した値に等しく、またＮ１＝Ｎ／２である。符号レート１４４ｋｂｐｓでは、Ｍ＝２４，Ｍ１＝６であり、ＮおよびＮ１は他のレートと同じように決定される。
本発明について、特定の実施例を参照して具体的に図説してきたが、発明の精神および範囲から逸脱せずに、形式および詳細のさまざまな変更が可能であることが当業者に理解される。全ての手段の対応する構造，材料，行為および同等、ならびに請求の範囲における機能要素は、具体的に請求される他の請求要素とあわせて、機能を実施するための任意の構造，材料または行為を含むものとする。
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４】
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【図５】
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【図６】
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