(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
入力複素ベースバンド信号と、それをそのショートコードの周期の整数倍遅延（第１の遅延値と記す）したものとの積をとり、第１の積を求める第１の手段と、
上記第１の積と、その第１の積を上記第１の遅延値だけ遅延させたものとの積をとり、第２の積を求める第２の手段と、
上記第１の遅延値とは異なる第２の遅延値にて、上記第１の手段と、上記第２の手段とを上記入力複素ベースバンド信号に対して行って第３の積を求める第３の手段と、
ロングコードと上記第２の遅延値に依存した値（第３の遅延値と記す）だけ上記第２の積を遅延させ、ロングコードと上記第１の遅延値に依存した値（第４の遅延値と記す）だけ上記第３の積を遅延させて互いの積を取り、第４の積を求める第４の手段と、
ロングコードと上記第２の遅延値に依存した値（以下第５の遅延値）だけ上記第２の積を遅延させ、ロングコードと上記第１の遅延値に依存した値（以下第６の遅延値と記す）だけ上記第３の積を遅延させて、互いの積を取り、第５の積を求める第５の手段と、
上記第４の積を、ロングコードと上記第３の遅延値と、上記第４の遅延値と、上記第５の遅延値と上記第６の遅延値に依存した値だけ遅延させ、上記第５の積を、ロングコードと、上記第３の遅延値と、上記第４の遅延値と、上記第５の遅延値と、上記第６の遅延値とに依存した他の値だけ遅延させて互いの積をとる第６の手段と、
を具備するロングコード抽出装置。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】
この発明は送信データを、非常に長い周期のランダム符号系列（ロングコード）と、これに対し非常に短かい周期のランダム符号系列（ショートコード）とにより二重拡散し、互いに異なるショートコードをチャネルとして多重化したＣＤＭＡ信号から、ロングコードを抽出する装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】
ＣＤＭＡ通信方式においては、図２に示すように、入力端子１１からの情報ビット（データ）は２分され、それぞれ乗算器１２，１３で端子１４からのロングコードにより乗算されてスペクトル拡散され、これら乗算器１２，１３の出力はそれぞれ乗算器１５，１６で端子１７，１８からの第１、第２ショートコードと乗算されてスペクトル拡散される。乗算器１５，１６の出力はそれぞれ乗算器１９，２１で、端子２２，２３からの余弦搬送波ｃｏｓ（ωｔ）、正弦搬送波−ｓｉｎ（ωｔ）と乗算され、これら乗算結果は加算器２４で加算されて、送信信号として出力端子２５へ出力される。情報ビットはテストモードのようなすべて一定値とする。また各チャネルは同一のロングコードを使用するが、ショートコードはチャネルにより互いに直交した異なる符号系列を用いるものとする。
【０００３】
このようなスペクトラム拡散された送信信号のロングコードと同期した局部ロングコードを得るには従来においては図３に示すようにして行っていた。
前記送信信号が複素ベースバンド信号に変換されメモリ２７に格納され、そのメモリ２７からの複素ベースバンド信号と、局部ロングコード生成器２８からの局部ロングコードＩ−ｊＱとの複素相関計算が相関計算器２９で行われ、その相関計算結果の絶対値の２乗が２乗算器３１で求められ、この２乗算器３１の計算結果が最大であるかが最大値判定部３２で判定され、最大でなければ、局部ロングコードの位相を１チップシフトさせて、同様の相関演算を行い、最大となる局部ロングコードの位相を求め、その時の局部ロングコードが入力複素ベースバンドのロングコードに同期した状態である。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】
図３に示した従来の方法では、複素ベースバンド信号に周波数誤差がある場合は、正しく同期させることができない。また、周期が長いため、同期獲得までに時間がかかるという問題があった。
【０００５】
【課題を解決するための手段】
この発明によれば入力複素ベースバンド信号と、それをそのショートコードの周期の整数倍遅延（第１の遅延値ｍと記す）したものとの積をとり、第１の積を求めることを第１の手段により行い、
上記第１の積と、その第１の積を上記第１の遅延値ｍだけ遅延させたものとの積をとり、第２の積Ｂn,m を求めることを第２の手段により行い、
上記第１の遅延値ｍとは異なる第２の遅延値ｒにて、上記第１の手段と、上記第２の手段とを上記入力複素ベースバンド信号に対して行って第３の積Ｂn,r を求めることを第３の手段により行い、
ロングコードと上記第２の遅延値ｒに依存した値（第３の遅延値ｊと記す）だけ上記第２の積Ｂn,m を遅延させ、ロングコードと上記第１の遅延値ｍに依存した値（第４の遅延値ｋと記す）だけ上記第３の積Ｂn,r を遅延させて互いの積を取り、第４の積Ｘn-f を求めることを第４の手段により行い、
ロングコードと上記第２の遅延値ｒに依存した値（以下第５の遅延値ｉ）だけ上記第２の積Ｂn,m を遅延させ、ロングコードと上記第１の遅延値ｍに依存した値（以下第６の遅延値Ｐと記す）だけ上記第３の積Ｂn,r を遅延させて、互いの積を取り、第５の積Ｙn-d を求めることを第５の手段により行い、
第４の積Ｘn-f を、ロングコードと上記第３乃至第６の遅延値ｊ，ｋ，ｉ，ｐに依存した値ｆだけ遅延させ、上記第５の積Ｙn-d を、ロングコードと上記第３乃至第６の遅延値ｊ，ｋ，ｉ，ｐに依存した他の値ｄだけ遅延させて互いの積をとることを第６の手段により行う。
【０００６】
【発明の実施の形態】
以下にこの発明の実施例を説明する。この実施例ではロングコードとしてｇｏｌｄ符号が用いられている場合であり、ｇｏｌｄ符号は相互相関が小さい２種のＭ系列の積をとることにより生成される。またＭ系列は、１つのＭ系列と、これを１乃至複数チップシフトさせたものとをチップごとに掛合わせた系列は、もとのＭ系列を何チップかずらしたものとなる性質、いわゆるサイクル＆アドの性質があり、この発明はこの性質を利用している。
【０００７】
図１にこの発明の実施例を示す。入力端子４１からデータがロングコード及びショートコードにより二重拡散された複素ベースバンド信号Ｚn が入力される。この複素ベースバンド信号Ｚn は乗算器４２へ直接供給され、また遅延手段４３を通じてｍチップ遅延されると共にその複素共役として乗算器４２へ供給される。乗算器４２の出力は乗算器４４へ直接供給され、また遅延手段４５でｍチップ遅延されると共にその複素共役として乗算器４４へ供給される。
【０００８】
入力端子４１からの複素ベースバンド信号Ｚn は乗算器４６へ直接続され、また遅延手段４７でｒチップ遅延されると共にその複素共役として乗算器４６へ供給される。乗算器４６の出力は、乗算器４８へ直接供給され、かつ遅延手段４９でｒチップ遅延されると共にその複素共役として乗算器４８へ供給される。ここで遅延量ｍ，ｒはそれぞれショートコードの整数倍であってｒ≠ｍである。
【０００９】
乗算器４４の出力Ｂn,m は遅延手段５１，５２により、ロングコードと遅延量ｒチップとにより一意に決まる遅延量ｉ，ｊチップづつそれぞれ遅延される。乗算器４８の出力Ｂn,r は、遅延手段５３，５４により、ロングコードと遅延量ｍチップとにより一意に決まる遅延量ｋ，ｐづつそれぞれ遅延される。
遅延手段５１，５３の各出力Ｂn+j,m 、Ｂn+h,r は乗算器５５で乗算され、その乗算出力Ｘn-f は遅延手段５６でｆチップ遅延される。遅延手段５２，５４の各出力Ｂn+i,m 、Ｂn+p,r は乗算器５７で乗算され、その乗算出力Ｙn-d は遅延手段５８でｄチップ遅延される。遅延手段５６，５８の出力Ｘn ，Ｙn が乗算器５９で乗算されて、抽出されたロングコードＬn が得られる。
【００１０】
以上の処理をすればロングコードＬn が抽出されることを以下に数式で説明する。
入力の複素ベースバンド信号Ｚn は次式で表わせる。
ｉチャネルのＩ成分のショートコードをＳiI,n、Ｑ成分のショートコードをＳiQ,nとすると、入力複素ベースバンドＺn は次式で表わせる。
【００１１】
Ｚn ＝Σ（Ｌn ・ＳiI,n＋ｊＬn ・ＳiQ,n）・ｅｘｐ（ｊ（Δωｎ＋θ0 ））
Ｌn はロングコード（ｇｏｌｄ符号）であって、二つのＭ系列Ｘ，Ｙの積Ｘn ・Ｙn で表わせる。
Δωは角周波数誤差、θ0 は初期位相、Σはｉについての加算を表わす。
この式は下記のように変形できる。
【００１２】
0003809017.tif 000002
θi,n はｉチャネルのショートコードのｎチップ目の位相である。
乗算器４２の出力はＺn ・Ｚ* n+m となり、乗算器４４の出力Ｂn,m は次式となる。
【００１３】
0003809017.tif 000003
なおＬn ，Ｌn+m はそれぞれ１又は−１であるから、Ｌn+m ・Ｌn+m ＝１である。またこの式から周波数誤差Δω、初期位相θ0 が消去されたものとなっており、これらに影響されることなくロングコードを抽出することができる。
【００１４】
Ｌn ＝Ｘn ・Ｙn であるから、
Ｌn ・Ｌn+2m＝Ｘn ・Ｘn+2m・Ｙm ・Ｙn+2m
前記サイクル＆アドの性質から
Ｌn ・Ｌn+2m＝Ｘn+p ・Ｙn+k 
となる。ただし、ｎ，ｎ＋２ｍからｐを求める計算式はなく、Ｘn ・Ｘn+2mを演算した結果Ｘn+p のｐが判明する。これらより、ｐ，ｋはそれぞれロングコードとｍに依存して一意に決まる値であることがわかる。
【００１５】
以上から乗算器４４，４８の各出力Ｂn,m ，Ｂn,r を、Ａ2 ＝ａとおくとそれぞれ次式となる。
Ｂn,m ＝ａ・Ｌn ・Ｌn+2m＝ａ・Ｘn+p ・Ｙn+k 
Ｂn,r ＝ａ・Ｌn ・Ｌn+2r＝ａ・Ｘn+i ・Ｙn+j 
ｉ，ｊはｐ，ｋと同様に、ロングコードとｒとにより一意に決る値である。
【００１６】
遅延手段５１の出力Ｂn+j,m と遅延手段５３の出力Ｂn+k,r とを乗算した乗算器５５の出力は次のようになる。
0003809017.tif 000004
ｆはサイクル＆アドの性質によりロングコードとｉ，ｊ，ｋ，ｐにより一意に決る値である。
【００１７】
同様にして、乗算器５７の出力は次式で表わせる。
0003809017.tif 000005
遅延手段５６，５８の各出力はＸn ，Ｙn となり、乗算器５９の出力は、ロングコードの定義から
Ｘn ・Ｙn ＝Ｌn 
となる。つまりロングコードＬn が抽出される。
【００１８】
このように入力複素ベースバンド信号Ｚn からそのロングコードＬn を抽出でき、これを局部ロングコードとして用いれば、複素ベースバンド信号Ｚn のロングコードと完全に同期したものが得られる。
例えばロングコードとして以下の２つの生成多項式から作られるｇｏｌｄ符号を用いた場合、
Ｘ18＋Ｘ7 ＋１
Ｘ18＋Ｘ10＋Ｘ7 ＋Ｘ5 ＋１
ｍ＝２５６，ｒ＝３８４とすると、ｐ＝１８３１９３，ｋ＝１１４１３１，ｉ＝１８４４５２，ｊ＝１１３２８５，ｄ＝１０７６３４，ｆ＝９４６８４となる。これらｐ，ｋ，ｉ，ｊ，ｄ，ｆは生成多項式が決ったら、予め求めておけばよい。
【００１９】
従来法の演算量と比較すると、約４３００分の１の演算量で同期獲得ができる。
上述ではこの発明の実施例をハードウェアで構成したが、コンピュータによりプログラムを読出し、解読実行して、同期抽出を行うこともできる。
【００２０】
【発明の効果】
以上述べたようにこの発明によれば、複素ベースバンド信号を演算処理することにより、周波数誤差、初期位相を除去するため、これらに影響されることなく、正しくロングコードを抽出することができ、抽出したロングコードを局部ロングコードとすることにより、複素ベースバンド信号のロングコードに正しく同期したものを少ない演算量で得ることができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】この発明の実施例を示すブロック図。
【図２】ロングコードとショートコードによる二重拡散信号を作成する構成を示す図。
【図３】従来の同期装置を示すブロック図。
【図１】
0003809017.tif 000006
【図２】
0003809017.tif 000007
【図３】
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