CN100531016C - Cdma蜂窝通信系统中移动站对基站发送的识别码解码的方法 - Google Patents

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    • H04L7/041—Speed or phase control by synchronisation signals using special codes as synchronising signal
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Abstract

公开了在CDMA通信系统中的网孔查找期间用来更有效地获得长码与帧定时的一种特殊编码方案。包括来自一组Q个短码的码元的、长度为M的Q元码字的码组被规定具有某些特性。要满足的主要特性是：码字的循环移位不会生成有效码字。要满足的其它特性是：在长码消息与有效码字之间具有一对一变换，并且解码器在出现干扰与噪声时应能利用一定程度的准确性与合理的复杂性而找到随机移位(从而无疑地发现帧定时)与发送的码字(即，其相关长码指示消息)。

Description

CDMA蜂窝通信系统中移动站对基站发送的识别码解码的方法
本发明申请是申请日为1998年8月25日、申请号为98810693.0、发明名称为“码分多址通信系统中的网孔查找”的专利申请的一个分案申请。
本专利申请对在此引用作为参考的、于1997年8月29日提交的待审的美国临时申请专利序列号60/057,412的全部公开内容提出优先权要求。
技术领域
本发明一般涉及扩频通信领域，并特别涉及移动站为了获得与基站的时间同步和得到在码分多址(CDMA)通信系统中使用的由网孔规定的长码与帧定时信息而执行的网孔查找(cell search)活动。
背景技术
蜂窝电话工业在全世界商业运作中已经取得显著的进步。主要大都市区域中的增长已远远超出预期并正超过系统容量。如果这种趋势继续，迅速增长的影响不久将甚至到达最小的市场。有关这样的连续增长的主要问题是客户基数正在扩展，而分配给蜂窝业务提供者的用于传送射频通信的电磁频谱数量有限。要求新颖的解决方案以便在有限的可利用频谱中满足这些日益增长的容量需求，以及保持高质量业务并避免提高价格。
当前，主要使用频分多址(FDMA)与时分多址(TDMA)方法来实现蜂窝系统中的信道接入。在FDMA系统中，物理通信信道包括使信号的发送功率集中于其中的单个射频频带。在TDMA系统中，物理通信信道是在同一射频上具有时间间隔的周期性序列中的时隙。虽然从FDMA与TDMA通信系统中获得了令人满意的性能，但是通常会出现由于增加的客户需求而引起信道拥塞。因此，当前正在建议、考虑与实施可选择的信道接入方法。
扩频是无线通信中作为新的信道接入方法而发现商业应用的一种通信技术，扩频自第二次世界大战以来就已经存在，早期应用主要面向军事方面(涉及智能干扰、雷达与卫星)。然而，当今在包括数字蜂窝无线电设备、陆地移动无线电设备和户内/户外个人通信网络的其它通信应用中使用扩频系统的兴趣日益增加。
扩频与传统的TDMA和FDMA通信系统的操作非常不同。例如，在直接序列CDMA(DS-CDMA)扩频发射机中，在给定的专用或公用信道上具有基本码元速率的数字码元流扩展到片速率。此扩展操作包括将信道特有的扩展码(有时称为特征序列(signature sequence))加到码元流，这会在增加冗余度的同时增加其速率(带宽)。典型地，在扩展期间将数字码元流乘以唯一的数字码。然后将包括所得数据序列(片)的中间信号加到涉及其它信道的其它类似的经过处理(即，扩展)的中间信号。随后，将基站特有的扰码(通常称为“长码”，因为此码在大多数情况下长于扩展码)加到各中间信号之和上，以生成在通信媒质的多信道上发送的输出信号。这样，专用/公用信道有关的中间信号有益地共享一个传输通信频率，而多个信号在频域与时域中显示为一个接一个。然而由于所采用的扩展码是信道特有的，所以在共享的通信频率上发送的每个中间信号同样是独特的，并且在接收机上通过应用合适的处理技术可以相互进行区分。
在DS-CDMA扩频移动站接收机中，通过应用(即，相乘或匹配)合适的扰码与扩展码进行解扩或从所需的发送信号中除去编码并返回到基本码元速率来恢复收到信号。然而，一旦将扩展码加到其它发送与接收的中间信号，则只产生噪声。因而解扩操作实际上包括对接收信号与相应的数字码进行比较的相关处理，以便从信道中恢复所需的信息。
在扩频通信系统的基站与移动站之间能进行任何射频通信或信息传送之前，移动站必须找到基站的定时基准并与其同步。此过程通常称为“网孔查找”。例如，在DS-CDMA扩频通信系统中，移动站必须找到此定时基准时钟的下行链路片(chip)边界、码元边界和帧边界。用于解决此同步问题的最常用方案是使基站周期性地(其重复周期为Tp)发送，并使移动站检测与处理图1所示的长度为Np片的可识别同步码cp。同步码也可称为用于长码掩蔽码元的扩展码，利用已知的调制而不利用任何长码扰码来发送此同步码。在一种类型的CDMA通信系统中，每个基站利用从一组可利用的同步码中提取的已知但不同的同步码。在另一种类型的CDMA通信系统中，所有基站利用同一同步码，而通过将此同步码的不同相移用于发送来识别基站之间的差异。
在移动站的扩频接收机中，将接收的信号解调并将此信号加到与同步码匹配的滤波器。当然，应理解：别的检测方案诸如滑动相关也可以用于同步码处理。匹配滤波器的输出在相当于周期性发送的同步码的接收时间的同时达到峰值。由于多路径传播的影响，会检测到涉及单个同步码发送的几个峰值。通过以公知方式处理这些接收的峰值，可以找到相对于发送基站的定时基准，其不确定性等于重复周期Tp。如果重复周期等于帧长度，则此定时基准能用于使移动站与基站通信操作与帧定时同步。
对于发送的同步码cp尽管可以对片选择任何长度Np，但实际上移动站接收机中采用的匹配滤波器的复杂性限制了片的长度Np。同时，为了不引起与其它扩频发送信号/信道的高瞬时干扰，希望限制同步码信号/信道发送的瞬时峰值功率Pp。为了使给定某一片长度Np的同步码的发送获得足够的平均功率，可能有必要在CDMA通信系统中利用比图2所示的帧长度Tf更短的同步码重复周期Tp。
在单个帧长度Tf内发送多个同步码cp的另一原因是在压缩模式中支持频率间下行链路的同步，这对本领域技术人员是公知的。利用压缩模式处理，仅在帧的一部分而不是在整个帧期间完成在给定载频上的下行链路同步。因此，利用每帧仅一个同步码cp，压缩模式处理有可能在相当长的时间段内完全漏检到同步码。通过在每帧期间发送多个同步码cp，可给压缩模式处理多个检测每个帧的机会，并且至少将能检测到一个同步码发送。
然而，利用单个帧长度Tf内多个同步码cp发送所进行的接收与同步仍具有缺点。同样，接收的信号被解调并加到与公知的同步码匹配的滤波器(或相关器)。匹配滤波器的输出在相当于周期性发送的同步码的接收时间的同时达到峰值。从处理这些峰值中，可以以公知方式找到涉及同步码重复周期Tp的发送基站的定时基准。然而，此定时基准对于帧定时是不确定的并因而未提供使基站/移动站能帧同步到此定时基准的足够信息。不确定的意思是不能仅仅从检测的同步码峰值中识别帧的边界(即，其同步)。
网孔查找过程还能包括获得在下行链路使用的网孔特定的长码来扰码下行链路专用与公用信道通信。专用信道包括业务与控制信道，而公用信道也包括业务与控制信道(这能包括广播控制信道或BCCH)。最好与同步码cp同步地(并最好还与之正交)发送长码组码clci，如图3所示。利用公知的调制而不利用任何长码扰码来发送此长码细码。每个长码组码clci表示整个长码组的特定子集，用于发送的网孔特定长码属于此长码组。例如，可以是128个总的长码组合为4个子集，每个子集32个码。通过识别发送的长码组码clci，在此示例中接收机能使其长码获取查找限制为仅包含在由收到的长码组码clci所识别的子集中的32个长码。
从接收的同步码cp与长码组码clci的组合处理中可以找到帧定时信息。移动站首先通过对接收信号采用与cp匹配的滤波器并识别各峰值以识别同步码的定时。从这些峰值中，可以找到相对于时隙的定时基准。虽然对于帧定时有不定性，但已确定的时隙位置可识别同时发送的长码组码clci的定时。然后在已知的时隙位置上进行相关，以获得对长码组码clci的识别。根据此识别，减少了用于发送的可能的由网孔确定的长码的数量。最后，在每个已知的时隙上针对减少了数量的长码(即，包含在由clci识别的子集中的那些长码)之中每一个长码进行相关，以确定哪个网孔特定长码要用于发送，并提供相移基准。一旦找到了相移，就可识别帧定时。
关于单个帧长Tf内的多个同步码cp的发送，另外也可以从1997年6月27日提交的题为“MOBILE STATION SYNCHRONIZATION WITHIN A SPREADSPECTRUM COMMUNICATIONS SYSTEM”(在扩频通信系统中的移动站的同步)的美国专利申请序列号08/884,002中所公开的方式得到帮助，它通过使每个时隙不仅包括上述图2所示的同步码cp而且也包括图4所示的利用已知调制而不利用长码扰码发送的帧同步码cs来确定帧定时。同步码在每个时隙与重复帧中是相同的。然而，对于帧中的每个时隙，帧同步码是独特的，并在每帧中进行重复。
为获得帧定时信息，移动站通过对接收信号施加与cp匹配的滤波器并识别峰值来首先识别同步码定时。根据这些峰值，能找到相对于时隙的定时基准。虽然此定时基准对于帧定时是不确定的，但对时隙位置的了解间接表明了每个定位时隙内帧同步码cs的位置。移动站随后还将这组已知的帧同步码cs与接收信号在帧同步码位置上进行相关。假设已知每个帧同步码cs的相对于帧边界的位置，一旦在此位置中找到相关匹配，也就知道了相对于此的帧边界(并因此知道帧定时)。
虽然前面的获得同步信息的方法能提供令人满意的结果，但在恶劣的无线电条件下其性能能力有许多方面需要改善。不可避免地，在所有上述现有技术的解决方案中，差的无线电链路条件和高于正常的干扰电平会使移动站对长码或帧定时或二者都作出不正确的决定。结果，必须执行外加的相关，这要占用宝贵的处理资源、实施时很复杂并减慢了网孔查找处理。实际上，通过在多个帧周期上接收信号可以收集更多的信号能量。然而，此方案要花费比在切换情况下认为是可接受的时间更长的时间。因而，需要在恶劣的无线电环境中在网孔查找过程中获得帧定时指示与长码指示的有效方法。如下面具体描述的，本发明提供这样的一种方法。
发明内容
根据本发明，实际上是利用一种特殊编码方案，提供在网孔查找期间更有效获得长码与帧定时的方法。包括来自一组Q个短码的码元的、长度为M的Q元码字的码组被定义为具有某些特性。要满足的主要特性是：码字的循环移位不会生成有效码字。要满足的其他特性是：在长码消息与有效码字之间具有一对一映射关系，并且解码器应在一定程度的准确性与合理的复杂性情况下在出现干扰与噪声时能找到随机移位(从而隐含地找到帧定时)和发送的码字(即，其相关的长码指示消息)。
本发明一个重要的技术优点是：本发明提供在网孔查找期间更有效地获得长码与帧定时的一种中低度复杂性的解决方案，它能提供编码增益以减少查找时间和/或减少所要求的信息比特能量对噪声的比值(Eb/N0)。
本发明另一重要的技术优点是：通过改变编码的复杂性但仍保持可能的消息数量不变而使复杂性与性能之间有可能得到折衷。
本发明还有一重要的技术优点是：提供比常规方案更多的码字，这将减少和/或限制所要求的基站消息的数量。
根据本发明的一种用于在基站对至少一个码字进行解码的方法，其特征在于所述方法包括以下步骤：由基站从识别码组中生成至少一个码字；由所述基站发送包括在所述识别码组中的至少一个码字，所述识别码组包括至少一个含有来自一组短码的多个码元的码字，每个码字被定义为使所述每个码字的顺码元方向的循环移位不会产生有效码字，除非移位的次数为零或者为所述每个码字中的码元的数量的倍数。
根据本发明的一种用于在CDMA蜂窝通信系统中移动站对从基站发送的识别码进行解码的方法，其特征在于所述方法包括以下步骤：接收包括所述识别码的多个连续码元；确定所述接收的多个连续码元是否包括有效码字；和，如果所述接收的多个连续码元不包括有效码字，则将所述接收的多个连续码元按预定数量循环移位，并返回到所述确定步骤；如果所述接收的多个连续码元包括有效码字，则输出为了获得所述有效码字和与所述有效码字相关的消息而进行的循环移位的次数。
根据本发明的一种用于在CDMA蜂窝通信系统中移动站对从基站发送的识别码进行解码的方法，其特征在于所述方法包括以下步骤：收集k乘M个连续码元，所述M个连续码元包括所述识别码；计算所述收集的k乘M个连续码元的组合似然值，由此产生一组M个连续码元；计算L个码字中的每个码字和M个组合似然值的M个循环移位中的每次移位之间的相关性；和，存储码字和在所述计算步骤中产生最高数量相关性所得出的循环移位的次数。
根据本发明的一种用于在CDMA蜂窝通信系统中移动站对从基站发送的识别码进行解码的方法，其特征在于所述方法包括以下步骤：收集k乘M个连续码元，所述M个连续码元包括所述识别码；计算所述收集的k乘M个连续码元的组合似然值，由此产生一组M个连续码元；计算所述M个组合似然值的组和L个码字的的M个循环移位中的每次移位之间的相关性；和，存储码字和在所述计算步骤中产生最高数量相关性所得出的循环移位的次数。
根据本发明的一种用于在CDMA蜂窝通信系统中移动站对从基站发送的识别码进行解码的方法，其特征在于所述方法包括以下步骤：对将要被编码成为所述识别码组的长度为M的2M个字的每个字计算其周期；排除所述2M字中其周期小于M的每个字；对于所述2M字的其余字的M个循环中的每个循环，确定一个代表字；和，存储每个所述代表字。
附图说明
参阅下面结合附图的详细描述可以更全面理解本发明的方法和设备，其中：
图1是表示直接序列码分多址通信系统中现有技术的同步信道信号发送格式的图；
图2是表示直接序列码分多址通信系统中另一现有技术的同步信道信号发送格式的图；
图3是表示直接序列码分多址通信系统中另一现有技术的同步信道与长码组信号发送格式的图；
图4是表示直接序列码分多址通信系统中还一现有技术的同步码与帧同步码发送格式的图；
图5是表示能用于实施本发明的示范发射机与接收机的操作图；
图6是表示根据本发明的优选实施例的一般解码算法的流程图，该算法能在上面结合图5所述的码字进行解码的接收机解码器中使用；
图7是表示根据本发明第二实施例的一般最大似然解码器算法的流程图，它在出现随机码元/比特干扰/噪声时能在对上面结合图5所述的码字进行解码的接收机解码器中使用；
图8是表示m＝2格子编码器的示范性格子部分的图，这是为了阐明本发明而提供作说明之用；
图9是M等于8的示范性循环格子的示意图，这是为了阐明本发明而提供作说明之用；
图10是能由编码器使用以生成所有能满足本发明特性2的字的示例算法的流程图；
图11表示通过实施结合图10所述的编码算法所得到的同步码；
图12是表示根据本发明的对上述结合图11的示例同步码进行解码的方法的流程图；
图13表示结合图12所述的同步码查找算法的Matlab清单；
图14表示M为小值的某些同步码的基数；
图15A与15B是能用于实施本发明的示例格子编码器的方框图；
图16是表示如现有技术ARIB宽带CDMA建议中所述的将由移动站执行的网孔查找方法的图；
图17是表示主同步码与次同步码的某些特性的表；
图18是表示根据本发明由主同步码或次同步码所提供的用于网孔查找的信息的表；
图19是根据本发明提供图18所示的用于码元查找的主同步码与次同步码的示例方法；
图20是根据本发明提供图18所示的用于网孔查找主同步码与次同步码的第二示例方法；
图21是一张表，它描述能用于实施本发明的两个网孔查找算法(方法)并且也提供本发明的两个示例网孔查找方法与当前ARIB宽带CDMA网孔查找建议的比较；
表1是表示能用于比较图21所示的算法(方法)的系统参数的表；和
表2-5是表示本发明的两个网孔查找方法相对于建议的ARIB宽带CDMA网孔查找方法的优点的表。
具体实施方式
主要地，根据本发明，提供了一种利用特殊编码方案在网孔查找期间更有效获得长码与帧定时的方法。包括来自一组Q个短码的码元的长度为M的Q元码字的码组被定义为具有某些特性。要满足的主要特性是：码字的循环移位不会生成有效码字。要满足的另一特性是：在长码消息与有效码字之间具有一对一映射关系，并且解码器应在出现干扰与噪声时利用一定程度的准确性与合理的复杂性下能找到随机移位(从而隐含地找到帧定时)和发送的码字(即，其相关的长码指示消息)。
更特别地，为了说明环境，假定：发射机发送从Q元字母(例如，包括Q个长度为N的正交短码的字母)中选择的M个码元。这些发送的码元构成发送的码字，并且长度为M的Q元序列(码字)组能称为码。而且，反复发送同一码字。
(这些被发送码字的)接收机知道何时码元开始与停止，但不知道码字何时开始与停止。而且，发送的信号容易受衰落、干扰和/或噪声的影响。因此，接收机的目标是：(1)提取发送的码字(和相应的消息)，有可能事先不知道其开始/停止时间；和(2)提取码字的开始/停止时间。图5是表示上面直接描述的发射机与接收机操作的示意图。
参见图5，发送的码元利用a，b，c等来表示。注意：在此示例中，由于发送信号的周期性，码元a，b，c，d分别与码元f，g，h，i相等。此外，注意：假定接收机知道码的帧定时，那么任何一组M个连续码元都包括了接收机为对接收信号解码所需的所有信息。在此示例中，M等于5。如果不知道码的帧定时，则解码处理就不那么容易。然而，在此示例中，为简化起见，假定知道码的帧定时，并且利用了具有某些公知特性的码。在接收机(RX)上，能明白：在M＝5的移位中连续码元组之中任何一个码元能包含对接收信号解码所需的信息。
值得注意地，为简化起见，在下面描述中假定码元之间的时间间隔为0。还假定：使用常规解码方法来保证在可接受的可靠程度下提取到对应于码字的受干扰的码元。
(如从接收机方面来看)信道能描述为由于干扰与噪声而引入随机码元错误，这将使码字有随机数量(完整的)的Q个码元的移位。发射机反复重发同一消息。结果，任何M个接收到的连续码元(不管其位置如何)能代表最多为某一未知次数循环移位的码字。因此，长度为M的Q元码字的码组(具有来自Q个短码组的码元)被规定具有以下特性。
特性1：在长码消息与有效码字之间具有一对一的映射关系(具有L个码字或消息)；
特性2：码字的循环移位(Q元码元)不会生成有效码字(除非移位数量为0或M的倍数，这是显而易见的)；和
特性3：解码器在干扰与噪声出现时最好能以合理程度的复杂性和在某种程度的准确性下找到随机移位(从而无疑地定义帧定时)和发送的码字(即，其相关的长码信息或LCI消息)。值得注意地，如下面详细描述的，本发明的优选实施例采用主要满足特性2的代码。也如下面所述的，因而这些代码也满足特性1与3。
首先，为了进一步有助于理解本发明，考虑一个(简化的)信道，它不会出现比特/码元差错而只会出现未知的重复发送码字的未知次数的循环码元移位。接收机必须确定实际的移位和发送的码字。
图6是表示根据本发明优选实施例的能在对上述码字解码的接收机解码器中使用的一般解码算法(虽然不是最有效的解码方法)的流程图。在步骤101，解码器收集M个连续码元(接收的字)。接下来，在步骤102，解码器确定接收的字是否是有效码字。如果不是，解码器执行步骤103。否则，解码器执行步骤104。
因此，如果接收的字不是有效码字，在步骤103，解码器将接收的字循环移位一步(一个码元)，并随后返回执行步骤102。或者，在步骤104，解码器输出它(在步骤103)所进行的移位次数以获得有效码字，并输出与如此获得的码字相关的消息。在步骤104输出的移位次数生成码字的帧定时。
图7是表示根据本发明第二实施例的在出现随机码元/比特干扰/噪声时能在对上述码字解码的接收机解码器中使用的一般最大似然解码器算法(然而，也不是最有效的解码方案)的流程图。在此示范性实施例中，本发明使之有可能在实际对收到的字解码之前收集k*M个码元，由于它获得了所有码元的多(k)个拷贝而能提供比上述第一方法更好的解码字的评估。
在采用此实施例的示例最大似然解码器算法时，在步骤201，解码器收集k*M个连续码元(接收的字)并组合这些码元的似然值。在步骤202，对于L个码字之中的每一个码字和M个循环码元移位之中的每一个移位，解码器计算接收的字与L个码字经M次顺码元方向移位后的相关组合之间的相关性。解码器存储此码字并存储导致最佳相关性所需的移位次数。在步骤203中，解码器输出存储的码字(或相应消息)和导致最佳相关性的移位次数。
根据本发明的第三实施例，现在描述一种更有效的解码算法以及表示能满足特性1-3的代码存在的示例。实际上，根据此示范实施例，目前的解码算法将所谓尾比特格码与同步码组合，以满足所有的特性1-3。因此，通过级联内格码与具有同步特性的外码来构造代码，以使构成的整个码满足特性2。因而也将满足特性1与3。
特别地，根据本发明的这个示范实施例，首先考虑(仅作为示例)能产生Q元码元的二进制输入尾比特内格编码器。这些码元能表示复合标量或复合向量信号。假定提供了长度为M比特的二进制输入帧。在那个输入的情况下，为了使编码器像开始状态那样在同一状态中结束，编码器所处的开始状态可按下列方式计算。对于m阶的多项式编码器，开始状态能设置为等于输入帧中最后m个比特。结果，编码器与解码器都在同一状态中开始和结束。然而，那个状态对于解码器来说是未知的。因此，有效码字是能通过在某一状态中开始、移动格子并在与开始状态相同的状态中结束而获得的那些码字。
图8是表示用于m＝2的格子编码器的示范性格子部分的图，它用于示意目的。在图8的右侧垂直排列的四个方框代表m＝2格子编码器的四种可能的移位寄存器的状态，而在那些方格内表示内容。一个完整的格子包括M个与图8所示的格子部分相同的级联的部分。
对于尾比特格子编码器，格子相互环绕，并且最后的状态列变成与第一列一样。标记的箭头(例如，I/码1)表示编码器给定的当前状态(箭头起源的状态)和输入信号(I)，当前输出码元是代码(1)，而下一状态将是箭头所指的状态。注意：图8所示的箭头具有不同的标记，但本发明不打算作这样的限制。所示的代码标记仅用于叙述目的而并不规定所用的具体的映射功能。
如图8所示的格子部分所描述的，格码中的所有格级(trellisstage)是相同的，并且反复重复同一代码。结果，如图9所示，码字路径能看作循环格子中的路径。因此，图9是M等于8的示例循环格子的示意图。每个所示的方框代表一个状态列(例如，诸如图8所示的右/左列之一)，而每个所示的箭头代表一组可能的状态变换与相应的输入/输出关系。如前所述，根据本发明，所示的所有格级是相同的。所以，码元输出序列的任何循环移位也是有效的输出序列。因此，在循环格子的路径中，开始与停止状态是相同的，但不知道格子中开始/停止状态出现的实际位置。
所采用的解码器收集M个连续接收的码元并假定格子中的一个开始/停止状态位置。有效路径的所有循环移位也是有效路径。所以，(假设噪声电平不太高的话)正确的路径就可进行解码(但不是开始/停止位置)。值得注意地，虽然此尾比特编码器算法不满足(上面的)特性2，但码字的所有顺码元方向的循环移位仍是有效码字。然而，使用这样的格子结构容易使用软判决解码技术和结构化格子图以便更有效地解码。在1994年第43卷第1期IEEE Transactions onVehicular Technology由R.Cox与C-E.Sundberg所著的“AnEfficient Adaptive Circular Viterbi Algorithm for DecodingGeneralized Tailbiting Convolutional Codes”(对一般化尾比特褶积码解码用的高效自适应循环Viterbi算法)和授予R.Cox等人的美国专利5,355,376号提供了能用于对尾比特格码解码的公知技术的综述。因此，假定已对正确路径作了解码(大多数的情况)，就能获得输入M比特帧的循环移位版本。
为了限制上述内码字以便满足特性2，引入了长度为M比特的外同步码，它组成了这个M比特的帧。如下所述，此外同步码满足特性2。结果，通过将内码与外码看作单个码，此得到的单个码满足特性2。
一旦已将内码解码，就能获得此外码的移位形式。然而，只有此解码字的一个确切的移位才能生成有效的外码字。所以，把已解码的内码移位，直到获得有效码字。所要求的这些移位数量规定了对应于LCI的帧定时和消息。如果在执行M次移位之后不出现有效码字，则能得出出现了内解码差错的结论，本发明因而提供检错的一种形式。
下面的描述表示这样的同步码(满足特性2)实际上是存在的，并对于小的M值列举外码中的码字。因此，要为许多不同的实施例规定一个格码。
现在描述根据本发明的一组示例同步码(及其基数)，以使每个代码能满足特性2。为叙述目的，对于此示例，M设置为5，但下面的推论也可用于任何M值。对于特性2，对码字的限制是任何(有效的)循环移位必须生成不同的非码字。因此，字的“周期”定义为返回到那个字所需的循环移位次数。本实施例中，此周期小于或等于M。“p循环”定义为在作“p”字周期的移位时获得的周期为“p”的“p”个字组。每个码字的限制是：此码字具有周期M，而M-1次移位不是码字。在假定了上述的情况下，下面由图10所示的算法能用编码器来生成满足特性2的所有字。
参见图10，在步骤301，对于长度为M的2M个字，编码器计算各个字的周期。在步骤302，编码器把周期小于M的所有字排除在外。在步骤303，编码器排除M循环中除了能代表此循环的那个字(例如，如果将此字看作二进制数，则为最小的一个字)之外的所有字。在步骤304，编码器假定剩下的字满足特性2并构成感兴趣的代码。在图11中示出上述算法的说明。如所示的，M等于5。右向箭头(→)表示已进行(例如，右)循环移位。考虑到了所有的25＝32个字，其中6个字保留在所得到的同步码(最右列)中。结果，在此示例中，感兴趣的同步码包括6个码字1，3，5，7，11，15(十六进制)，因此L＝6。
图12是表示根据本发明用于对结合图11所述的示例同步码进行解码的方法的流程图。在步骤401，解码器收集(从内部解码中获得的)M个连续比特。在步骤402，解码器将收到的帧至多移位M次，直至其尽可能小(例如，看作二进制数)为止。在步骤403，解码器确定所得到的字是否为码字。如果是的话，在步骤404，解码器输出此码字对应的消息以及获得此码字所需的移位次数。否则，如果不是码字的话，就能假定已出现内解码差错。在那种情况下，在步骤405，解码器能输出内解码差错消息。图13表示用于上述同步码查找算法的清单，而图14表示M为小值的某些同步码的基数(即，表示数量，但不表示顺序)。
在DS-CDMA系统中，M个码元包括若干(Q个)长度为N的所谓的短码。这些短码通常相互正交，或另外具有好的交叉相关特性。考虑低速率的时间恒定格码，其中格子分支上的码元是取自上面的一组Q向量(在此称为码元)的向量。例如，美国专利号5,193,094就公开了这样的一组向量。
图15A与15B分别是能用于实施本发明的示例格编码器10与20的方框图。实际上，这样的格编码器是以具有输入信号为I的长度为m的移位寄存器(12，22)和把从相应的移位寄存器(12，22)与当前输入信号I的状态映射至输出向量(例如，c1，c2，...，cN)的映射器(14，24)的形式所构成的。在所示的格子编码器10，20中，移位寄存器的长度(m)为3。结果，移位寄存器12，22均能呈现8种不同的状态。此组输出向量/码元(例如，c1，c2，...，cN)构成用于正交格子编码器10(图15A)的一组正交向量和用于超正交格子编码器20(图15B)的一组正交或对映(antipodal)向量。
因此，如果寄存器状态与输入信号I的映射生成一个向量，和如果如此获得的这组向量形成一组正交向量，则获得正交格码。如果前m-1个寄存器状态定义正交向量，则形成超正交码，并且此超正交码能用作输出向量，除非输入比特与第m个寄存器状态内容的模2和等于1。在这种情况下，输出向量被反相器26按比特进行反相。利用典型的映射，诸如0/1→+1/-1，能发现某种状态的输出根据输入为0与1的不同而分别是对映向量。于是，对于DS-CMDA应用，这样的码由于格子结构固有的扩展效果(非常低的码速率)良好的相关特性以及固有的纠错能力而适于用作码元。
除了根据本发明的上述新颖编码(解码)方法之外，还提供一种新方法以便在例如宽带CDMA网孔查找方案的ARIB建议的环境中在利用本发明的编码方案进行网孔查找时包括帧定时指示(FTI)。因此，在当前ARIB宽带CDMA建议中所描述的在下行链路中发送与获取相关的信道能使在有关的移动站中三个步骤的获取过程变得方便。然而，由于这些与获取相关的信道不包括有关帧定时的任何信息，所以所建议的ARIB过程的最后步骤相当复杂和/或费时。如下所述，本发明提供能用于例如在所建议的ARIB宽带CDMA方案内提供FTI的至少两种方法。
特别地，图16是表示由移动站执行的网孔查找方法的图，如在ARIB宽带CDMA建议中所述的。在每个时隙中，都利用公知的调制但不利用长码扰码来并行地发送主同步码(PSC)和次同步码(SSC)。PSC/SSC的持续时间是16千码元/秒的物理信道的一个码元或256片。在系统中具有NSSC个有效SSC，这些有效SSC提供将用于LCI的log2(NSSC)比特的信息。在图17所示的表中概括了PSC与SSC的特征。如图17所示，没有给移动站提供FTI，这将使网孔查找花费的时间比需要的时间更长。
图18是表示根据本发明利用PSC/SSC所能提供的用于网孔查找的信息的表。虽然能以许多方式提供此信息，但下面描述的是能用于当前建议的网孔查找方案的两个示范实施例。
特别地，根据本发明的一个实施例(如图19所示)，如在建议的ARIB方案中一样，在一帧的每个时隙中的SSC是相同的，并且在系统中具有NSSC个有效SSC，这些有效SSC提供将用于LCI的log2(NSSC)比特的信息。通过此帧的SSC还要利用长度为16的NMOD个可能的有效(例如，二进制)序列之一进行调制。此方法提供LCI并为LCI的使用提供另一组log2(NMOD)比特的信息。所得到的长度为16的调制序列具有好的自相关特性。
如果NMOD的值大于1，则还需满足下列特性：(1)好的交叉相关性；和(2)任何一个有效调制序列的循环移位不会导致另一有效调制序列(及其任何循环移位)。如果如此获得的调制序列满足这些特性，则只要在移动站的接收机中检测到任何有效的调制序列，就知道FTI。使用PSC作为基准码元来获得信道相位基准有助于接收信号的相干检测。这样，FTI是固有的。所以，所有的log2(Nssc)+log2(NMOD)比特的信息都能用于LCI。
根据本发明的第二实施例(如图20所示)，在每帧中具有重复的16个SSC序列。一般地，具有在系统中能使用的NSSC-SEQ个这样的SSC序列，这产生能用于LCI的log2(NSSC-SEQ)比特的信息。在这种情况下，如果每个SSC序列是独特的将是有益的，并且各个SSC具有良好的自相关与交叉相关特性。然而，可以假定实际上值NSSC-SEQ＝1将满足要求。
在找到有效SSC序列时，内在地产生FTI，并且也能如上面第一实施例所直接描述的方法所示的那样调制SSC序列，这会产生log2(NMOD)比特的信息供LCI使用。在这种情况下，LCI能呈现65536个不同的值(足够多)，这将提供良好的LCI检测性能。
图21是描述能用于实施本发明的两个网孔查找算法(方法)的表。图21所示的表也提供本发明的两个示例网孔查找方法与当前ARIB宽带CDMA网孔查找建议的比较。图21的各行(各步骤)描述涉及的网孔查找阶段。例如，在第一阶段(步骤1)，匹配滤波器(MF)用于产生时隙定时(ST)。在第二阶段中，在第二阶段中与SSC相关(CORR)时，由于PSC提供相位基准，所以相关可以相干地累加。另一方面，因为每一时隙只有一个SSC，所以每一时隙只能执行一次相关。当在第三阶段中与长码(LC)相关时，相关必须非相干地进行累加。然而，因为长码加到此帧的每个码元，所以能对连续码元完成此相关。在那种情况下，通过将长码和总是在下行链路上发送的BCCH的公知短码级联来执行相关。如果LCI能准确定位长码，上述两个实施例仅需要一个相关步骤。然而，利用当前建议的ARIB网孔查找方案，为了找到帧定时(FT)，除了上述步骤之外，仍要求进行查找。
为了举例说明图21所示方法所需的接收机操作，可进行下列选择：NSSC＝组合为16×16的256个长码；NMOD＝1；NSSC-SEQ＝1；并假定(为简化起见)16个相关(每个256片)的相干累加对于完善的检测已足够。因此，在实施当前建议的ARIB网孔查找方案中，形成下列相关矩阵：
Z 1 = c ‾ 0 · y ‾ 0 c ‾ 0 · y ‾ 1 · · · c ‾ 0 · y ‾ 15 c ‾ 1 · y ‾ 0 c ‾ 1 · y ‾ 1 · · · c ‾ 1 · y ‾ 15 · · · · · · · · · · · · c ‾ 15 · y ‾ 0 · · · · · · c ‾ 15 · y ‾ 15 - - - ( 1 )
其中ci表示16个不同的SSC，yi表示16个连续接收的SSC，而点积表示执行了相关。在移动站接收机中有16个相关器时，16个相关器需要对16个时隙进行操作，以形成Z1的256个相关。Z1的元素也能乘以相应PSC相关的共轭，以除去由于无线信道与频率同步差错而产生的相移。因此，能假定在上面的矩阵(1)以及其余的描述中也已执行此相乘。然后相加Z1的各行。这些和之一将比其余的和有更大的数值，它就表示SSC。
根据第一实施例(上面的方法1)，也会形成矩阵(1)。然而，为了实施方法1，矩阵(1)还与下列矩阵相乘：
M 1 = m 0 m 1 · · · m 15 m 1 m 2 · · · m 0 · · · · · · · · · · · · m 15 m 0 · · · m 14 - - - ( 2 )
其中的各列包含此调制序列的所有循环移位(这里为简化起见假定为实值)。相乘Z1M1产生16×16矩阵，其中一个元素将比其余元素有更大的数值。此元素的行下标产生LCI，而列下标产生帧定时(FTI)。
根据本发明的第二实施例(上面的方法2)，形成下列矩阵而非矩阵(1)：
Z 2 = c ‾ 0 · y ‾ 0 c ‾ 1 · y ‾ 1 · · · c ‾ 15 · y ‾ 15 c ‾ 1 · y ‾ 0 c ‾ 2 · y ‾ 1 · · · c ‾ 0 · y ‾ 15 · · · · · · · · · · · · c ‾ 15 · y ‾ 0 c ‾ 0 · y ‾ 1 · · · c ‾ 14 · y ‾ 15 - - - ( 3 )
其中ci是SSC序列的各个SSC。然后矩阵(3)乘以下列矩阵：
M 2 = m 0 ( 0 ) m 0 ( 1 ) · · · m 0 ( 15 ) m 1 ( 0 ) m 1 ( 1 ) · · · m 1 ( 15 ) · · · · · · · · · · · · m 15 ( 0 ) m 15 ( 1 ) · · · m 15 ( 15 ) - - - ( 4 )
其中的列表示所有16个可能的调制序列(为简化起见仍假定为实数值)。矩阵相乘Z2M2又生成16×16矩阵，其中一个元素将比其余元素有更大的数值。此元素的行下标产生FTI，而列下标产生LCI。
本发明上述方法的操作能扩展为包括更一般的情况。例如，如果需要更多的调制序列，可以利用包含所有允许的m序列的所有移位的新列来扩展矩阵M1(M2)。如果在实施上面的第二方法时需要更多的SSC序列，可以通过增加所有允许的SSC序列的移位相关的行来扩展矩阵Z2。如果每组有更多的代码，则可以通过增加更多的相关行来扩展上述第一方法所述的矩阵Z1。因此，使用有限的相关器组，就能在后续帧中执行相关，并仍然相干地进行累加。此观点对于本发明的上述两个网孔查找方法都是有效的。
下列的描述对本发明的两种网孔查找方法与建议的ARIB宽带CDMA网孔查找方案作了比较。为了进行此比较，假定下表1所示的系统参数适用于下列的每一种情况。
表1
  参数   值
  片速率传送BCCH的物理信道的码元速率帧长每个帧的时隙每个时隙的码元每个码元的片MS中相关器单元的数量噪声/衰落的充分抑制所需的相干累加的256片相关的数量噪声/衰落的充分抑制所需的非相干累加的256片相关的数量系统中长码的数量长码组合   4.096Mc/s16千码元/s10ms16102561616322561*256，4*3216*16，32*4
下表2-5表示本发明的两种网孔查找方法比起建议的ARIB宽带CDMA网孔查找方法所具有的优点。例如，下表2表示在不涉及长码组合的情况下所需的256片相关的数量和实现三种网孔查找方案的下行链路同步所需的时间。
表2
  步骤   程序  ARIB 方法1   方法2
  2   相关延迟  最大16x16x16＝4096，平均2048最大16帧，平均8帧 最大16x16x16＝4096，平均2048最大16帧，平均8帧 16x16＝2561帧
  3   相关延迟  16x16＝25616码元＝1.6时隙 不需要另外的相关无另外的延迟   不需要另外的相关无另外的延迟
  总数   相关(平均)延迟(平均)  2048+256＝20348帧+1.6时隙＝8.1帧 20488帧   256+2048＝2561帧
下表3表示其中具有4个长码组(每个组包括32个码)的情况的同样的信息。
表3
  步骤   程序   ARIB   方法1   方法2
  2   相关延迟   4x16＝641帧   4x16＝641帧   16x16＝2561帧
  3   相关延迟   最大16x32x32＝16384，平均8192最大1024码元＝102.4时隙＝6.4帧，平均3.2帧   最大32x32＝1024平均512最大64码元＝6.4时隙＝0.4帧，平均0.2帧   最大32x32＝1024平均512最大64码元＝6.4时隙＝0.4帧，平均0.2帧
  总数   相关(平均)延迟(平均)   64+8192＝82561帧+3.2帧＝4.2帧   64+512＝5761帧+0.2帧＝1.2帧   256+512＝7681帧+1.6时隙＝1.2帧
下表4表示其中具有16个长码组(每个组包括16个码)的情况的同样的信息。
表4
  步骤   程序   ARIB   方法1   方法2
  2   相关延迟   16x16＝2561帧   16x16＝2561帧   16x16＝2561帧
  3   相关延迟   最大16x16x32＝8192，平均4096最大512码元＝51.2时隙＝3.2帧，平均1.6帧   最大16x32＝512平均256最大32码元＝3.2时隙，平均1.6时隙-0.1帧   最大16x32＝512平均256最大32码元＝3.2时隙，平均1.6间隙＝0.1帧
  总数   相关(平均)延迟(平均)   256+4096＝43521帧+1.6帧＝1.1帧   256+256＝5121帧+0.1帧＝1.1帧   256+256＝5121帧+0.1帧＝1.1帧
下表5表示其中具有32个长码组(每个组包括4个码)的情况的同样的信息。
表5
  步骤   程序   ARIB   方法1   方法2
  2   相关延迟   最大16x2x16＝512，平均256最大2帧，平均1帧   最大16x2x16＝512，平均256最大2帧，平均1帧   16x16＝2561帧
  3   相关延迟   最大4x16x32＝2048，平均1024最大128码元＝12.8时隙＝0.8帧，平均0.6帧   4x32＝12832码元＝3.2时隙＝0.2帧   4x32＝12832码元＝3.2时隙＝0.2帧
表5续
  总数   相关(平均)延迟(平均) 256+1024＝12801帧+0.6帧＝1.6帧   256+128＝3841帧+0.2帧＝1.2帧   256+128＝3841帧+0.2帧＝1.2帧
因此，第一步骤(匹配滤波或MF阶段)对于所有三个方法是相同的。所以，为简化起见从上述表2-5中省略此步骤。对于一些相关，给出了最大与平均值。其理由是：在盲目查找LC或FT时，当已获得非常好的匹配时，在对所有可能的组合都查找之前就可以结束相关处理。在(例如在N个不同的代码之中)执行盲目查找时，平均要测试N/2个代码。然而，对于最坏的情况，可能必须测试所有N个代码。因此，矩阵相乘Z1M1假定为能瞬时执行，并因而在上面的表中不考虑其复杂性。总之，如上述表2-5所示，根据本发明在上面所述并执行的两种示例网孔查找方法在初始同步时与在切换测量报告情况期间有助于对所涉及的移动站中进行更快、复杂性更小的网孔查找处理。此外，如上述表2-5所示，本发明的网孔查找方法的延迟与复杂性都低于ARIB建议的网孔查找方法。尤其是，利用本发明的两种方法实施的移动站网孔查找程序的第三阶段(步骤3)比所建议的ARIB方法快高达16倍并且复杂性低。
虽然已在附图中表示并在前面的具体说明中描述本方法与设备的优选实施例，但将理解本发明不限于所公开的实施例，并能进行许多重新安排、修改和替代而不脱离如下面权利要求书所提出与定义的本发明的精神。

Claims (3)

1.一种用于在CDMA蜂窝通信系统中移动站对从基站发送的识别码进行解码的方法，其特征在于所述方法包括以下步骤：
接收包括所述识别码的多个连续码元；
确定所述接收的多个连续码元是否包括有效码字；和
如果所述接收的多个连续码元不包括有效码字，则将所述接收的多个连续码元按预定数量的码元循环移位，并返回到所述确定步骤；
如果所述接收的多个连续码元包括有效码字，则输出为了获得所述有效码字和与所述有效码字相关的消息而进行的循环移位的次数，其中所述为了获得所述有效码字而进行的所述循环移位的次数表示所述有效码字的帧定时，并且所述多个连续码元至少包括预定数量的连续码元。
2.如权利要求1所述的方法，其中所述预定数量包括一个码元。
3.一种用于在CDMA蜂窝通信系统中移动站对从基站发送的识别码进行解码的方法，其特征在于所述方法包括以下步骤：
收集k乘M个连续码元，所述M个连续码元包括所述识别码；
计算所述收集的k乘M个连续码元的组合似然值；
对于L个码字中的每个码字和所述收集的连续码元的M个循环移位的每次循环移位，计算所述k乘M个收集的连续码元和M乘L个连续码元的所有相关组合之间的相关性，其中L是候选码字的个数，M是码字中码元的个数，且M乘k是收集的码元的个数；
存储码字和在所述计算步骤中产生最高数量的相关性所得出的循环移位的次数，其中所述所得出的循环移位的次数表示所述识别码字的帧定时；以及
输出与所述存储的码字相关联的消息。
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