JP2012239240A - Method for generating parity-check matrices of low-density parity-check codes - Google Patents
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Abstract
Description
本発明は、低密度パリティ検査(Low−Density Parity−Check:以下、“LDPC”と称する。)符号を使用する通信システムに関し、特に、特定の形態のLDPC符号のパリティ検査行列生成方法に関する。 The present invention relates to a communication system using a low-density parity check (hereinafter referred to as “LDPC”) code, and more particularly, to a parity check matrix generation method for a specific form of LDPC code.
無線通信システムにおいて、チャネルの様々な雑音、フェージング現象、及びシンボル間干渉(Inter−Symbol Interference:以下、“ISI”と称する。)によりリンク性能が著しく低下する。したがって、次世代移動通信、デジタルブロードキャスト、及びモバイルインターネットのような高いデータ処理量及び信頼度が要求される高速デジタル通信システムを実現するためには、雑音、フェージング、及びISIを克服する技術を開発することが重要である。近年では、歪曲された情報を効率的に復元することにより通信の信頼度を高めるための方法としてエラー訂正符号に関する研究が活発になされている。 In a wireless communication system, link performance is significantly degraded due to various channel noises, fading phenomena, and inter-symbol interference (hereinafter referred to as “ISI”). Therefore, in order to realize high-speed digital communication systems that require high data throughput and reliability, such as next-generation mobile communication, digital broadcast, and mobile Internet, technologies that overcome noise, fading, and ISI are developed. It is important to. In recent years, research on error correction codes has been actively conducted as a method for improving communication reliability by efficiently restoring distorted information.
1960年代にGallagerにより初めて紹介されたLDPC符号は、その当時の技術をはるかに追い抜く実現複雑度により長い間忘れられてきた。しかしながら、1993年Berrou、Glavieux、及びThitimajshimaにより発見されたターボ符号がShannonのチャネルリミットに近接する性能を示すため、ターボ符号の性能及び特性に関する多くの分析がなされつつ反復復号及びグラフに基づくチャネル符号化に関する多くの研究が進められてきた。このような研究により、LDPC符号は、1990年代後半に再研究され、LDPC符号に対応するタナーグラフ(ファクターグラフの特別ケース)上で積和(sum−product)アルゴリズムに基づく反復復号を適用することにより復号化を実行すると、Shannonのチャネルリミットに近接する性能を有することが証明された。 The LDPC code, first introduced by Gallager in the 1960s, has long been forgotten due to the complexity of implementation that far surpassed the technology at that time. However, since the turbo codes discovered by 1993 Berrou, Glavieux, and Thiimajshima show performance close to Shannon's channel limit, channel code based on iterative decoding and graphs, while many analyzes on turbo code performance and characteristics have been made A lot of research has been carried out on computerization. Due to such research, LDPC codes were re-researched in the late 1990s, applying iterative decoding based on sum-product algorithm on Tanner graph (a special case of factor graph) corresponding to LDPC codes Performing decryption with, proved to have performance close to Shannon's channel limit.
LDPC符号は、通常、グラフ表現技術を用いて示され、グラフ理論、代数学、及び確率論に基づく方法を通じて多くの特性を分析することができる。一般的に、チャネル符号のグラフモデルは、符号の描写に有用であり、符号化されたビットに関する情報をグラフ内の頂点(vertex)にマッピングし、各ビット間の関係をグラフ内のエッジにマッピングすることにより、各頂点が各エッジを介して所定のメッセージをやりとりする通信ネットワークと見なすことができ、したがって、自然の復号アルゴリズムを導出することが可能となる。例えば、グラフの一種と見なされることができるトレリス(trellis)から導出された復号アルゴリズムは、よく知られているビタビ(Viterbi)アルゴリズム、及びBahl、Cocke、Jelinek、及びRaviv(BCJR)アルゴリズムを含む。 LDPC codes are usually shown using graph representation techniques, and many properties can be analyzed through methods based on graph theory, algebra, and probability theory. In general, a graph model of a channel code is useful for describing the code, mapping information about the encoded bits to vertices in the graph, and mapping the relationship between each bit to an edge in the graph By doing so, each vertex can be regarded as a communication network in which a predetermined message is exchanged via each edge, and thus a natural decoding algorithm can be derived. For example, decoding algorithms derived from trellis that can be considered a type of graph include the well-known Viterbi algorithm, and the Bahl, Cocke, Jelinek, and Raviv (BCJR) algorithms.
LDPC符号は、一般的に、パリティ検査行列と定義され、タナーグラフ(Tanner graph)と称される二部グラフ(bipartite graph)を用いて表現することができる。この二部グラフは、グラフを構成する頂点が相互に異なる2つのタイプに分けられることを意味し、LDPC符号は、変数ノードと検査ノードと呼ばれる頂点を含む二部グラフで表現される。この変数ノードは、この符号化されたビットに一対一にマッピングされる。 The LDPC code is generally defined as a parity check matrix and can be expressed using a bipartite graph called a Tanner graph. This bipartite graph means that the vertices constituting the graph are divided into two different types, and the LDPC code is represented by a bipartite graph including vertices called variable nodes and check nodes. This variable node is mapped one-to-one to this encoded bit.
図1及び図2を参照して、LDPC符号のグラフ表現方法について説明する。
図1は、4個の行及び8個の列を含むLDPC符号のパリティ検査行列H1の例を示す。
図1を参照すると、列の個数が8であるために、パリティ検査行列H1は、長さ8の符号語を生成するLDPC符号を意味し、この列は、符号化された8ビットにマッピングされる。
With reference to FIG.1 and FIG.2, the graph representation method of a LDPC code is demonstrated.
Figure 1 shows an example of a parity-check matrix H 1 of the LDPC code including 4 rows and 8 columns.
Referring to FIG. 1, since the number of columns is 8, the parity check matrix H 1 means an LDPC code that generates a codeword having a length of 8, and this column is mapped to encoded 8 bits. Is done.
図2は、図1のH1に対応するタナーグラフを示す図である。
図2を参照すると、LDPC符号のタナーグラフは、8個の変数ノードx1(202)、x2(204)、x3(206)、x4(208)、x5(210)、x6(212)、x7(214)、及びx8(216)と4個の検査ノード218、220、222、及び224とを含む。ここで、LDPC符号のパリティ検査行列H1のi番目の列及びj番目の行は、変数ノードxi及びj番目の検査ノードにマッピングされる。また、LDPC符号のパリティ検査行列H1のi番目の列及びj番目の行が相互に交差する地点での1の値、すなわち、0でない値は、図2に示すタナーグラフ上で変数ノードxiとj番目の検査ノード間にエッジが存在することを意味する。
Figure 2 is a diagram illustrating a Tanner graph corresponding to H 1 of FIG.
Referring to FIG. 2, a Tanner graph of an LDPC code includes eight variable nodes x 1 (202), x 2 (204), x 3 (206), x 4 (208), x 5 (210), x 6 (212), x 7 (214), and x 8 (216) and four
LDPC符号のタナーグラフにおいて、変数ノード及び検査ノードの次数は、各ノードに接続されているエッジの個数を意味し、この次数は、LDPC符号のパリティ検査行列で関連するノードに対応する列又は行で0でないエントリーの個数と同一である。例えば、図2において、変数ノードx1(202)、x2(204)、x3(206)、x4(208)、x5(210)、x6(212)、x7(214)、及びx8(216)の次数は、それぞれ4、3、3、3、2、2、2、及び2であり、検査ノード218、220、222、及び224の次数は、それぞれ6、5、5、及び5である。
In the Tanner graph of an LDPC code, the order of variable nodes and check nodes means the number of edges connected to each node, and this order is a column or row corresponding to a related node in the parity check matrix of the LDPC code. This is the same as the number of non-zero entries. For example, in FIG. 2, variable nodes x 1 (202), x 2 (204), x 3 (206), x 4 (208), x 5 (210), x 6 (212), x 7 (214), And x 8 (216) have orders of 4, 3, 3, 3, 2, 2, 2, and 2, respectively, and
また、図2の変数ノードに対応する図1のパリティ検査行列H1のそれぞれの列で0でないエントリーの個数は、上記した次数4、3、3、3、2、2、2、及び2と一致し、図2の検査ノードに対応する図1のパリティ検査行列H1のそれぞれの行で0でないエントリーの個数は、上記した次数6、5、5、及び5と一致する。
Also, the number of non-zero entries in each column of the parity check matrix H 1 of FIG. 1 corresponding to the variable node of FIG. 2 is the above-described
LDPC符号のノードに対する次数分布(degree distribution)を示すために、次数がiである変数ノードの個数と変数ノードの総数との比率をfiとして定義し、次数がjである検査ノードの個数と検査ノードの総数との比率をgjとして定義する。
例えば、図1及び図2に対応するLDPC符号の場合には、f2=4/8、f3=3/8、f4=1/8、i≠2、3、4に対してfi=0であり、g5=3/4、g6=1/4である、j≠5、6に対してgj=0である。
To demonstrate the degree distribution (degree distribution) for a node of the LDPC code, defines the ratio of the total number of the number and variable nodes of the variable node degree is i as f i, and the number of check nodes degree-j The ratio with the total number of check nodes is defined as g j .
For example, for the LDPC code corresponding to FIGS. 1 and 2, f 2 = 4/8,
LDPC符号の長さをN、すなわち、列の個数をNとして定義し、行の個数をN/2として定義する時、上述した次数分布を有する全パリティ検査行列で0でないエントリーの密度は、下記の数式(1)のように計算される。
上記数式(1)において、Nが増加するに従って、パリティ検査行列内の‘1’の密度は減少する。一般的に、LDPC符号について、符号長さNが0でないエントリーの密度に反比例するので、Nが大きいLDPC符号は、非常に低い密度を有する。LDPC符号の名称での用語“低密度”は、上述した関係に由来する。 In Equation (1), as N increases, the density of ‘1’ in the parity check matrix decreases. In general, for an LDPC code, an LDPC code with a large N has a very low density because the code length N is inversely proportional to the density of entries that are not zero. The term “low density” in the name of the LDPC code is derived from the relationship described above.
次に、図3を参照して本発明で適用される構造的なLDPC符号のパリティ検査行列の特性について説明する。
図3は、ヨーロッパデジタルブロードキャスト標準の1つである第2世代衛星デジタルビデオブロードキャスト(DVB−S2)で標準技術として採択されたLDPC符号を概略的に示す。
図3において、N1は、LDPC符号語の長さを示し、K1は、情報語の長さを提供し、(N1−K1)は、パリティ長さを提供する。また、整数M1及びqは、q=(N1−K1/M1)を満足するように決定される。好ましくは、K1/M1は、整数でなければならない。
Next, characteristics of the parity check matrix of the structural LDPC code applied in the present invention will be described with reference to FIG.
FIG. 3 schematically shows an LDPC code adopted as a standard technology in the second generation satellite digital video broadcast (DVB-S2), which is one of the European digital broadcast standards.
In FIG. 3, N 1 indicates the length of the LDPC codeword, K 1 provides the length of the information word, and (N 1 -K 1 ) provides the parity length. The integers M 1 and q are determined so as to satisfy q = (N 1 −K 1 / M 1 ). Preferably K 1 / M 1 should be an integer.
図3を参照すると、パリティ検査行列でパリティ部分、すなわち、K1番目の列から(N1−1)番目の列までの構成は、デュアル対角(dual diagonal)形態を有する。したがって、パリティ部分に対応する列の次数分布について、次数‘1’を有する最後の列を除いて、すべての列は、次数‘2’を有する。 Referring to FIG. 3, the parity part of the parity check matrix, that is, the configuration from the K 1st column to the (N 1 −1) th column has a dual diagonal configuration. Therefore, for the order distribution of the columns corresponding to the parity part, all the columns have the order '2' except for the last column having the order '1'.
パリティ検査行列において、情報語部分、すなわち、0番目の列から(K1−1)番目の列までの構成は、次の規則を用いてなされる。
〔規則1〕 パリティ検査行列で情報語に対応するK1個の列をM1個の列で構成された複数のグループにグループ化することにより、トータルK1/M1個の列グループを生成する。各列グループに属している列を形成する方法は、下記の規則2に従う。
In the parity check matrix, the information word part, that is, the configuration from the 0th column to the (K 1 −1) th column is made using the following rules.
By grouping [Rule 1] K 1 piece corresponding to the information word in the parity-check matrix of the column into a plurality of groups composed of M 1 single row, generating a total K 1 / M 1 column groups To do. The method of forming columns belonging to each column group follows the
〔規則2〕 最初に、i(ここで、i=1,...,K1/M1)番目の列グループ内の各0番目の列での‘1’の位置を決定する。各i番目の列グループ内の0番目の列の次数をDiで示す際に、‘1’を有する行の位置を
上述した規則に従うと、i番目(ここで、i=1,...,K1/M1)の列グループに属している列の次数がすべてDiに等しいことを分かる。
上述した規則に従ってパリティ検査行列に関する情報を格納しているDVB−S2 LDPC符号の構成を容易に理解するために、次のような具体的な例について説明する。
According to the rules described above, it can be seen that all the orders of the columns belonging to the i-th (where i = 1,..., K 1 / M 1 ) column group are equal to D i .
In order to easily understand the configuration of the DVB-S2 LDPC code storing information related to the parity check matrix in accordance with the rules described above, the following specific example will be described.
具体的な例として、N1=30、K1=15、M1=5、及びq=3の場合に、3個の列グループ内の0番目の列に対する‘1’を有する行の位置に関する情報の3つのシーケンスは、次のように表現することができる。ここで、これらのシーケンスは、説明の便宜上、“加重値−1位置シーケンス(weight−1 position sequences)”と称する。
各列グループ内の0番目の列の“加重値−1位置シーケンス”について、説明の便宜上、対応する位置シーケンスだけが列グループ別に次のように表現されることができる。例えば、
0 1 2
0 11 13
0 10 14
言い換えれば、このi番目のラインでのi番目の“加重値−1位置シーケンス”は、i番目の列グループに対する行の位置に関する情報を順次に示す。
For the “weighted value-1 position sequence” of the 0th column in each column group, for convenience of explanation, only the corresponding position sequence can be expressed as follows for each column group. For example,
0 1 2
0 11 13
0 10 14
In other words, the i-th “weight-1 position sequence” in the i-th line sequentially indicates information about the position of the row for the i-th column group.
上述した具体的な例に対応する情報と規則1及び規則2とを用いてパリティ検査行列を構成することにより、図4のDVB−S2 LDPC符号と同一の概念を有するLDPC符号を生成することができる。
規則1及び規則2に従って設計されたDVB−S2 LDPC符号が構造形状を用いて効率的に符号化することができることが知られている。パリティ検査行列に基づくDVB−S2を用いてLDPC符号化を実行する工程での各ステップについては、次のような例を挙げて説明する。
An LDPC code having the same concept as the DVB-S2 LDPC code of FIG. 4 can be generated by constructing a parity check matrix using information corresponding to the specific example described above and
It is known that DVB-S2 LDPC codes designed according to
以下の説明において、具体的な例として、N1=16200、K1=10800、M1=360、及びq=15を有するDVB−S2 LDPC符号を使用する符号化工程について説明する。説明の便宜のために、長さK1を有する情報語ビットは、
〔ステップ1〕LDPC符号化器は、パリティビットを次のように初期化する。
〔ステップ2〕LDPC符号化器は、パリティ検査行列を示す格納されているシーケンスの0番目の“加重値−1位置シーケンス”から列グループ内で‘1’が位置した行に関する情報を読み出す。
0 2084 1613 1548 1286 1460 3196 4297 2481 3369 3451 4620 2622
0 2084 1613 1548 1286 1460 3196 4297 2481 3369 3451 4620 2622
LDPC符号化器は、上記読み出された情報及び1番目の情報語ビットi0を用いて下記の数式(3)に従って特定のパリティビットpxをアップデートする。ここで、xは、
は、2進加算を意味する。
LDPC encoder updates particular parity bits p x in accordance with the following equation (3) using the information and the first information bits i 0 read above. Where x is
Means binary addition.
〔ステップ3〕次に、LDPC符号化器は、i0の後の次の359個の情報語ビットim(ここで、m=1,2,...,359)に対して下記の数式(4)の値を求める。
次いで、LDPC符号化器は、上述した数式(4)で求められた値を用いて数式(3)と類似した動作を実行する。すなわち、LDPC符号化器は、imに対して
〔ステップ4〕ステップ2と同様に、LDPC符号化器は、361番目の情報語ビットi360に対して1番目の“加重値−1位置シーケンス”
LDPC符号化器は、i360の後の次の359個の情報語ビットi361,i362,...,i719に数式(4)を同様に適用することにより、
LDPC encoder, the following 359 information bits i 361, i 362 after i 360,. . . , I 719 by applying Equation (4) in the same way,
〔ステップ5〕LDPC符号化器は、それぞれの360個の情報語ビットを有するすべてのグループに対してステップ2、3、及び4を反復する。
[Step 5] The LDPC encoder repeats
〔ステップ6〕LDPC符号化器は、最終的に数式(6)を用いてパリティビットを決定する。
上述した数式(6)のパリティビットpiは、LDPC符号化が完了したパリティビットである。
上述したように、DVB−S2において、LDPC符号化器は、ステップ1からステップ6までの工程を介してLDPC符号化を行う。
The parity bit p i in the above equation (6) is a parity bit for which LDPC encoding has been completed.
As described above, in DVB-S2, the LDPC encoder performs LDPC encoding through
LDPC符号の性能がタナーグラフのサイクル特性に密接に関連していることがよく知られている。特に、タナーグラフにおいて、短い長さのサイクルの個数が多い場合に性能劣化が発生し得ることが実験によりよく知られている。したがって、高性能を有するLDPC符号を設計するためには、タナーグラフ上のサイクル特性を考慮すべきである。 It is well known that the performance of LDPC codes is closely related to the cycle characteristics of Tanner graphs. In particular, it is well known from experiments that performance degradation can occur in a Tanner graph when the number of short-length cycles is large. Therefore, in order to design an LDPC code having high performance, the cycle characteristics on the Tanner graph should be considered.
しかしながら、良好なサイクル特性を有するDVB−S2 LDPC符号を設計する方法は提案されていない。実際に、DVB−S2 LDPC符号に対して、タナーグラフのサイクル特性の最適化が考慮されていないため、エラーフロア(error floor)現象は、高い信号対雑音比(SNR)で観察される。これらの理由で、DVB−S2構造を有するLDPC符号を設計する際にサイクル特性を効率的に改善させることができる方法が要求されているという問題がある。 However, a method for designing a DVB-S2 LDPC code having good cycle characteristics has not been proposed. In fact, for the DVB-S2 LDPC code, the optimization of the cycle characteristics of the Tanner graph is not considered, so the error floor phenomenon is observed with a high signal-to-noise ratio (SNR). For these reasons, there is a problem that a method capable of efficiently improving cycle characteristics is required when designing an LDPC code having a DVB-S2 structure.
したがって、本発明は、上述した従来技術の問題点を解決するために提案されたものであり、その目的は、LDPC符号を使用する通信システムにおけるDVB−S2 LDPC符号を設計するために巡回置換行列に基づいて設計された準巡回LDPC符号のパリティ検査行列生成方法を提供することにある。 Accordingly, the present invention has been proposed to solve the above-described problems of the prior art, and its purpose is to use a cyclic permutation matrix to design a DVB-S2 LDPC code in a communication system using an LDPC code. And a parity check matrix generation method of a quasi-cyclic LDPC code designed based on the above.
また、本発明は、LDPC符号を使用する通信システムにおけるタナーグラフ特性がよいDVB−S2 LDPC符号と同一のLDPC符号のパリティ検査行列生成方法を提供することにある。 Another object of the present invention is to provide a parity check matrix generation method for the same LDPC code as the DVB-S2 LDPC code having good Tanner graph characteristics in a communication system using the LDPC code.
上記のような目的を達成するために、本発明の一態様によれば、低密度パリティ検査(LDPC)符号を使用する少なくとも制御部を有する通信システムにおける該制御部の制御によるパリティ検査行列生成方法が提供される。前記方法は、前記LDPC符号を設計するためのパラメータを決定するステップと、前記決定されたパラメータに従って準巡回LDPC符号の第1のパリティ検査行列を形成するステップと、前記第1のパリティ検査行列でパリティ部分の所定の部分の除去を通じて第2のパリティ検査行列を生成するステップと、前記第2のパリティ検査行列を再整列させることにより第3のパリティ検査行列を生成するステップと、を有する。 In order to achieve the above object, according to one aspect of the present invention, a parity check matrix generation method under the control of a control unit in a communication system having at least the control unit using a low density parity check (LDPC) code Is provided. The method includes determining parameters for designing the LDPC code, forming a first parity check matrix of a quasi-cyclic LDPC code according to the determined parameters, and the first parity check matrix. Generating a second parity check matrix through removal of a predetermined part of the parity part; and generating a third parity check matrix by realigning the second parity check matrix.
本発明は、DVB−S2 LDPC符号を設計するにあたりタナーグラフの特性を最適化することによりLDPC符号を使用する通信システムの性能を最適化することができる。 In designing the DVB-S2 LDPC code, the present invention can optimize the performance of a communication system using the LDPC code by optimizing the characteristics of the Tanner graph.
以下、本発明の好適な一実施形態を、添付図面を参照しつつ詳細に説明する。
下記の説明において、明瞭性と簡潔性の観点から、本発明に関連した公知の機能や構成に関する具体的な説明が本発明の要旨を不明瞭にすると判断される場合には、その詳細な説明を省略する。
DESCRIPTION OF EXEMPLARY EMBODIMENTS Hereinafter, a preferred embodiment of the invention will be described in detail with reference to the accompanying drawings.
In the following description, from the viewpoint of clarity and conciseness, if it is determined that a specific description related to a known function or configuration related to the present invention obscures the gist of the present invention, a detailed description thereof will be given. Is omitted.
本発明は、タナーグラフの特性が優秀なDVB−S2 LDPC符号を設計する方法を提供する。また、本発明は、設計されたLDPC符号のパリティ検査行列を用いてLDPC符号語を生成する方法及びその装置を提供する。 The present invention provides a method for designing a DVB-S2 LDPC code with excellent Tanner graph characteristics. In addition, the present invention provides a method and apparatus for generating an LDPC codeword using a parity check matrix of the designed LDPC code.
図4に示すDVB−S2 LDPC符号のパリティ検査行列を用いてDVB−S2 LDPC符号の構造特性について説明する。
図4に示すパリティ検査行列の場合に、N1=30、K1=15、M1=5、及びq=3であり、3個の列グループ内の0番目の列に対する行の“加重値−1位置シーケンス”は、次のようである。
0 1 2
0 11 13
0 10 14
ここで、このi番目のラインでのi番目の“加重値−1位置シーケンス”は、i番目の列グループで1を有する行の位置に関する情報を順次に示す。
The structural characteristics of the DVB-S2 LDPC code will be described using the parity check matrix of the DVB-S2 LDPC code shown in FIG.
In the case of the parity check matrix shown in FIG. 4, N 1 = 30, K 1 = 15, M 1 = 5, and q = 3, and the row “weight” for the 0th column in the three column groups The “-1 position sequence” is as follows.
0 1 2
0 11 13
0 10 14
Here, the i-th “weight-1 position sequence” in the i-th line sequentially indicates information regarding the position of the row having 1 in the i-th column group.
まず、図4のパリティ検査行列は、次のような規則に従って再構成される。図4は、DVB−S2 LDPC符号のパリティ検査行列を示す図である。
〔規則3〕 0番目の行〜(N1−K1−1)番目の行は、(q・i+j)番目の行が(M1・j+i)番目の行に位置するように再整列させる。ここで、0≦i<M1及び0≦j<qである。
〔規則4〕 0番目の列〜(K1−1)番目の列は、そのままおき、K1番目の列〜(N1−1)番目の列は、(K1+q・i+j)番目の列が(K1+M1・j+i)番目の列に位置するように再整列させる。
First, the parity check matrix of FIG. 4 is reconstructed according to the following rules. FIG. 4 is a diagram illustrating a parity check matrix of the DVB-S2 LDPC code.
[Rule 3] The 0th row to the (N 1 −K 1 −1) th row are rearranged so that the (q · i + j) th row is positioned at the (M 1 · j + i) th row. Here, 0 ≦ i <M 1 and 0 ≦ j <q.
[Rule 4] The 0th column to the (K 1 −1) th column are left as they are, and the K 1st column to the (N 1 −1) th column are the (K 1 + q · i + j) th column. Is rearranged so that is located in the (K 1 + M 1 · j + i) th column.
図5に示す形態を有するパリティ検査行列は、規則3及び規則4に従って図4のパリティ検査行列を再構成することにより得られる。
図5は、本発明の実施形態による図4のDVB−S2 LDPC符号のパリティ検査行列で所定の規則に従って各列及び行を再配列することにより生成されるパリティ検査行列を示す図である。
A parity check matrix having the form shown in FIG. 5 is obtained by reconstructing the parity check matrix of FIG. 4 according to
FIG. 5 is a diagram illustrating a parity check matrix generated by rearranging each column and row according to a predetermined rule in the parity check matrix of the DVB-S2 LDPC code of FIG. 4 according to an embodiment of the present invention.
図5において、‘1’が0番目の行の(N1−1)番目の列にあると仮定すると、図5のパリティ検査行列がM1×M1、すなわち、5×5のサイズを有する巡回置換行列で構成された準巡回LDPC符号の一種であることをわかる。
ここで、‘巡回置換行列’は、恒等行列(identity matrix)の各行を右方に1つずつ巡回移動させた置換行列の1つの種類を意味する。また、‘準巡回LDPC符号’は、パリティ検査行列を同一のサイズを有するいくつかのブロックに区分し、巡回置換行列又は0行列を各ブロックにマッピングすることにより生成されたLDPC符号の一種を意味する。
In FIG. 5, assuming that '1' is in the (N 1 −1) th column of the 0th row, the parity check matrix of FIG. 5 has a size of M 1 × M 1 , that is, 5 × 5. It can be seen that this is a kind of quasi-cyclic LDPC code composed of a cyclic permutation matrix.
Here, “cyclic permutation matrix” means one type of permutation matrix obtained by cyclically moving each row of the identity matrix one by one to the right. 'Quasi-cyclic LDPC code' means a type of LDPC code generated by dividing a parity check matrix into several blocks having the same size and mapping a cyclic permutation matrix or 0 matrix to each block. To do.
要約すると、規則3及び規則4を通じてDVB−S2 LDPC符号のパリティ検査行列を再構成することにより準巡回LDPC符号と近似したパリティ検査行列を得ることができることをわかる。また、DVB−S2 LDPC符号が規則3及び規則4の逆工程を通じて準巡回LDPC符号から生成されることができることが予想される。
In summary, it can be seen that the parity check matrix approximated to the quasi-cyclic LDPC code can be obtained by reconstructing the parity check matrix of the DVB-S2 LDPC code through
DVB−S2 LDPC符号についての研究結果は、ほとんど知られていないが、準巡回LDPC符号の場合には非常に様々な設計方法が知られている。特に、準巡回LDPC符号の設計方法は、タナーグラフ上のサイクル特性を最適化する周知の方法を含む。 Although little is known about the results of research on DVB-S2 LDPC codes, very various design methods are known for quasi-cyclic LDPC codes. In particular, the quasi-cyclic LDPC code design method includes a well-known method for optimizing cycle characteristics on a Tanner graph.
本発明の実施形態は、よく知られている準巡回LDPC符号のタナーグラフ上のサイクル特性を改善する方法を用いてDVB−S2 LDPC符号を設計する方法を提供する。
しかしながら、準巡回LDPC符号のサイクル特性を改善する方法が主な内容ではないため、説明の便宜上、具体的な内容を省略する。
Embodiments of the present invention provide a method for designing a DVB-S2 LDPC code using a well-known method for improving cycle characteristics on a Tanner graph of a quasi-cyclic LDPC code.
However, since the method for improving the cycle characteristics of the quasi-cyclic LDPC code is not the main content, the specific content is omitted for convenience of explanation.
以下では、準巡回LDPC符号を用いてDVB−S2 LDPC符号を設計するための方法について説明する。DVB−S2 LDPC符号は、符号語長さN1、情報語長さK1、パリティ長さ(N1−K1)、及びq=(N1−K1)/M1を有する。
Hereinafter, a method for designing a DVB-S2 LDPC code using a quasi-cyclic LDPC code will be described. DVB-S2 LDPC code has a codeword length N 1, an information word length K 1, the
準巡回LDPC符号のパリティ検査行列を図6に示す。
図6は、本発明の実施形態によるDVB−S2 LDPC符号の設計のために必要な準巡回LDPC符号のパリティ検査行列を示す図である。
図6に示すパリティ検査行列は、(N1−K1)個の行及びN1個の列を有し、M1×M1個の部分ブロックに分けられる。説明の便宜上、t=K1/M1である場合に、図6のパリティ検査行列での情報語部分及びパリティ部分は、それぞれt個の列ブロック及びq個の列ブロックで構成され、合計q個の行ブロックを有する。ここで、N1/M1=t+qである。
A parity check matrix of the quasi-cyclic LDPC code is shown in FIG.
FIG. 6 is a diagram illustrating a parity check matrix of a quasi-cyclic LDPC code necessary for designing a DVB-S2 LDPC code according to an embodiment of the present invention.
The parity check matrix shown in FIG. 6 has (N 1 −K 1 ) rows and N 1 columns, and is divided into M 1 × M 1 partial blocks. For convenience of explanation, when t = K 1 / M 1 , the information word part and the parity part in the parity check matrix of FIG. 6 are each composed of t column blocks and q column blocks, and the total q Has row blocks. Here, N 1 / M 1 = t + q.
図6のパリティ検査行列を構成する各部分ブロックは、巡回置換行列又はゼロ行列に対応する。ここで、巡回置換行列は、M1×M1サイズを有し、次のように定義される巡回置換行列Pに基づいて生成される。
図6において、aijは0〜M1−1の整数又は“∞”の値を有し、P0は恒等行列Iとして定義され、P∞は、M1×M1ゼロ行列を意味する。また、パリティ部分の数字‘0’は、M1×M1ゼロ行列を意味する。 In FIG. 6, a ij has an integer from 0 to M 1 −1 or a value of “∞”, P 0 is defined as the identity matrix I, and P ∞ means an M 1 × M 1 zero matrix. . Also, the number “0” in the parity part means an M 1 × M 1 zero matrix.
図6のパリティ検査行列のもっとも大きい特徴は、パリティに対応する列ブロックが図に示すように恒等行列Iと、巡回置換行列
言い換えれば、パリティに対応する列ブロックは、図6に示す構成に固定される。巡回置換行列
In other words, the column block corresponding to the parity is fixed to the configuration shown in FIG. Cyclic permutation matrix
図6に示す準巡回LDPC符号は、パリティ部分に対応する列ブロックの構成が固定されるので、準巡回LDPC符号のサイクルを最適化する工程で変わらない部分である。
言い換えれば、このパリティ部分に対応する列ブロックが図6のパリティ検査行列で固定されるので、このパリティに対応する変数ノード間の接続状態は、タナーグラフ上で決定され、これにより、このタナーグラフのサイクルを最適化するために情報語部分に対応する変数ノード間の接続状態を最適化するだけでよい。
The quasi-cyclic LDPC code shown in FIG. 6 is a portion that does not change in the process of optimizing the cycle of the quasi-cyclic LDPC code because the configuration of the column block corresponding to the parity portion is fixed.
In other words, since the column block corresponding to this parity part is fixed by the parity check matrix of FIG. 6, the connection state between the variable nodes corresponding to this parity is determined on the Tanner graph, whereby the Tanner graph In order to optimize the cycle, it is only necessary to optimize the connection state between the variable nodes corresponding to the information word part.
上述したように、準巡回LDPC符号のタナーグラフ上のサイクル特性を最適化する非常に様々な方法が知られている。本発明では、サイクル特性が最適化されたタナーグラフを有する準巡回LDPC符号の設計方法が主な内容ではないため、具体的な内容を省略する。 As described above, a great variety of methods are known for optimizing the cycle characteristics on the Tanner graph of a quasi-cyclic LDPC code. In the present invention, the design method of a quasi-cyclic LDPC code having a Tanner graph with optimized cycle characteristics is not the main content, and therefore the specific content is omitted.
準巡回LDPC符号の設計方法を通じて図6の準巡回パリティ検査行列でパリティ部分の構成が固定された状態で優秀な性能を有することができるように次数分布が決定されると仮定する。
対応する次数分布に従って情報語部分に対応する列ブロックで巡回置換行列及びゼロ行列の位置が定められ、タナーグラフのサイクル特性が最適化される。
It is assumed that the degree distribution is determined so that the quasi-cyclic LDPC code design method can have excellent performance in a state where the configuration of the parity part is fixed in the quasi-cyclic parity check matrix of FIG.
According to the corresponding degree distribution, the positions of the cyclic permutation matrix and the zero matrix are determined in the column block corresponding to the information word part, and the cycle characteristics of the Tanner graph are optimized.
例えば、図7に示す形態は、図6のパリティ検査行列で1番目の行ブロックでの最後の(N1/M1)番目又は(t+q)番目の列ブロックに対応する巡回置換行列
図7は、本発明の実施形態によるDVB−S2 LDPC符号の設計のために必要な準巡回LDPC符号のパリティ検査行列を変換することにより得られた結果を示す図である。
図7において、巡回置換行列
FIG. 7 is a diagram illustrating a result obtained by converting a parity check matrix of a quasi-cyclic LDPC code necessary for designing a DVB-S2 LDPC code according to an embodiment of the present invention.
In FIG. 7, a cyclic permutation matrix
次の規則5及び規則6は、規則3及び規則4の逆工程を適用することにより定義される。
〔規則5〕 0番目の列〜(K1−1)番目の列は、そのままおき、K1番目の列〜(N1−1)番目の列は、(K1+M1・j+i)番目の列が(K1+q・i+j)番目の列に位置するように再整列させる。ここで、0≦i<M1及び0≦j<qである。
〔規則6〕 0番目の行〜(N1−K1−1)番目の行は、(M1・j+i)番目の行が(q・i+j)番目の行に位置するように再整列される。
The following
[Rule 5] The 0th column to the (K 1 −1) th column are left as they are, and the K 1st column to the (N 1 −1) th column are the (K 1 + M 1 · j + i) th columns. Rearrange so that the column is located in the (K 1 + q · i + j) th column. Here, 0 ≦ i <M 1 and 0 ≦ j <q.
[Rule 6] The 0th row to the (N 1 −K 1 −1) th row are rearranged so that the (M 1 · j + i) th row is positioned at the (q · i + j) th row. .
規則5及び規則6を適用することにより上述した工程を通じて図6の準巡回LDPC符号から生成されたLDPC符号のパリティ検査行列は、例えば、図3に示したDVB−S2 LDPC符号の形態を有するパリティ検査行列となる。
符号語長さ、情報語長さ、及びパリティ長さが、それぞれN1、K1、及び(N1−K1)であり、q=(N1−K1)/M1であるDVB−S2パリティ検査行列を設計するための上述した方法は、次のような工程に要約することができる。
The parity check matrix of the LDPC code generated from the quasi-cyclic LDPC code of FIG. 6 through the above-described steps by applying the
The code word length, the information word length, and the parity length are N 1 , K 1 , and (N 1 −K 1 ), respectively, and DVB− in which q = (N 1 −K 1 ) / M 1 The above-described method for designing the S2 parity check matrix can be summarized in the following steps.
〔DVB−S2 LDPC符号設計工程〕
図8は、本発明の実施形態によるDVB−S2 LDPC符号を設計する工程を示すフローチャートである。
図8を参照すると、ステップ801で、所望するDVB−S2 LDPC符号の設計のために必要なパラメータを決定する。本発明では、良好な次数分布だけではなく符号語長さ及び情報語長さのようなパラメータがDVB−S2 LDPC符号を設計するためにあらかじめ定められていると仮定する。
[DVB-S2 LDPC code design process]
FIG. 8 is a flowchart illustrating a process of designing a DVB-S2 LDPC code according to an embodiment of the present invention.
Referring to FIG. 8, in
次に、ステップ803で、図6に示すように、M1×M1サイズの巡回置換行列及びゼロ行列で構成された準巡回LDPC符号のパリティ検査行列は、ステップ801で決定されたパラメータに従って構成される。図6において、パリティ部分に対応する列ブロックは、常に特定の形態に固定されている。
Next, in
次に、ステップ805で、準巡回LDPC符号のタナーグラフのサイクル特性を改善するアルゴリズムを適用することにより図6の情報語部分に対応する列ブロックの巡回置換行列を決定する。ここで、サイクル特性を改善するためには既知のアルゴリズムを使用してもよい。
次に、ステップ807で、図7に示したパリティ検査行列は、例えば、ステップ805で確定された図6のパリティ検査行列で1番目の行での最後の列の‘1’を除去することにより得られる。
Next, in
Next, in
次に、ステップ809で、図7のパリティ検査行列での列及び行は、規則5及び規則6を図7のパリティ検査行列に適用することにより再整列される。最終的に得られたパリティ検査行列は、例えば、図3に示したDVB−S2 LDPC符号であることができる。
符号語は、上記のようなステップを通じて設計されたLDPC符号に上述したDVB−S2 LDPC符号化工程を適用することにより生成されることができる。
Next, in
The codeword can be generated by applying the DVB-S2 LDPC encoding process described above to the LDPC code designed through the above steps.
DVB−S2 LDPC符号の性能を分析するために、次のようなパラメータを有するDVB−S2 LDPC符号を設計した。例えば、
N1=648000、K1=38880、M1=360、q=72
In order to analyze the performance of the DVB-S2 LDPC code, a DVB-S2 LDPC code having the following parameters was designed. For example,
N 1 = 648000, K 1 = 38880, M 1 = 360, q = 72
このパラメータを有する符号化率が3/5であるDVB−S2 LDPC符号を設計するために、以下の表1及び表2に示すパリティ検査行列は、例えば、DVB−S2 LDPC符号設計工程を適用することにより合計N1/M1=180個の列ブロック及びq=(N1−K1)/M1=72個の行ブロックを有する準巡回LDPC符号から得ることができる。i番目の列のi番目の“加重値−1位置シーケンス”は、i番目の列グループで1を有する行の位置に関する情報を順次に示す。
また、次のようなパラメータを有するDVB−S2 LDPC符号を設計した。例えば、
N1=16200、K1=9720、M1=360、q=18
このパラメータを有する符号化率が3/5であるDVB−S2 LDPC符号を設計するために、表3〜表6に示すパリティ検査行列は、例えば、DVB−S2 LDPC符号設計工程に適用することにより合計N1/M1=45個の列ブロック及びq=(N1−K1)/M1=18個の行ブロックを有する準巡回LDPC符号から得ることができる。i番目の列のi番目の“加重値−1位置シーケンス”がi番目の列グループで1を有する行の位置に関する情報を順次に示すことに留意する。
In addition, a DVB-S2 LDPC code having the following parameters was designed. For example,
N 1 = 16200, K 1 = 9720, M 1 = 360, q = 18
In order to design a DVB-S2 LDPC code having a coding rate of 3/5 having this parameter, the parity check matrix shown in Tables 3 to 6 is applied to, for example, the DVB-S2 LDPC code design process. It can be obtained from a quasi-cyclic LDPC code with a total of N 1 / M 1 = 45 column blocks and q = (N 1 −K 1 ) / M 1 = 18 row blocks. Note that the i-th “weight-1 position sequence” of the i-th column sequentially indicates information about the position of the row having 1 in the i-th column group.
新たに設計されたDVB−S2 LDPC符号と既存のDVB−S2 LDPC符号間の性能比較を図9に示す。
図9は、本発明の実施形態によるDVB−S2 LDPC符号のコンピュータシミュレーション結果を示す図である。
A performance comparison between the newly designed DVB-S2 LDPC code and the existing DVB-S2 LDPC code is shown in FIG.
FIG. 9 is a diagram illustrating a computer simulation result of the DVB-S2 LDPC code according to the embodiment of the present invention.
加法性白色ガウス雑音(Additive White Gaussian Noise:AWGN)チャネルが二位相偏移(BPSK)変調方式を使用する場合に、約0.15dBの性能改善がBER=10−4でなされることをわかる。
符号化率が3/5であるDVB−S2 LDPC符号の性能改善は、表1〜表6に示すように、このパリティ検査行列に関する情報だけを変更することによりなすことができる。
It can be seen that when the Additive White Gaussian Noise (AWGN) channel uses a binary phase shift (BPSK) modulation scheme, a performance improvement of about 0.15 dB is made at BER = 10-4.
As shown in Tables 1 to 6, the performance of the DVB-S2 LDPC code having a coding rate of 3/5 can be improved by changing only the information related to the parity check matrix.
図8を参照して説明したDVB−S2 LDPC符号設計工程は、符号化率が3/5である場合だけでなく様々な符号化率に対しても使用されることができる。次のようなパラメータを有するDVB−S2 LDPC符号は、他の符号化率を有するDVB−S2 LDPC符号の設計に対する実施形態として設計された。
N1=64800、K1=43200、M1=360、q=60
The DVB-S2 LDPC code design process described with reference to FIG. 8 can be used not only for a coding rate of 3/5 but also for various coding rates. A DVB-S2 LDPC code having the following parameters was designed as an embodiment for designing DVB-S2 LDPC codes having other coding rates.
N 1 = 64800, K 1 = 43200, M 1 = 360, q = 60
このパラメータを有する符号化率が2/3であるDVB−S2 LDPC符号を設計するために、表7〜表10に示すパリティ検査行列は、例えば、図8のDVB−S2 LDPC符号設計工程を適用することにより合計N1/M1=180個の列ブロック及びq=60個の行ブロックを有する準巡回LDPC符号から得ることができる。 In order to design a DVB-S2 LDPC code having a coding rate of 2/3 having this parameter, the parity check matrix shown in Tables 7 to 10 applies, for example, the DVB-S2 LDPC code design process of FIG. By doing so, it can be obtained from a quasi-cyclic LDPC code having a total of N 1 / M 1 = 180 column blocks and q = 60 row blocks.
図10は、本発明の実施形態による再設計されたDVB−S2 LDPC符号を使用する通信システムにおける送受信器の構成を示すブロック図である。 FIG. 10 is a block diagram illustrating a configuration of a transceiver in a communication system using a redesigned DVB-S2 LDPC code according to an embodiment of the present invention.
図10を参照すると、メッセージuは、受信器1030に送信される前に送信器1010内のLDPC符号化器1011に入力される。LDPC符号化器1011は、入力されたメッセージuを符号化し、符号化された信号cを変調器1013に送信する。変調器1013は、この符号化された信号を変調し、この変調された信号sを無線チャネル1020を通じて受信器1030に送信する。受信器1030内の復調器1031は、送信器1010により送信された信号rを復調し、この復調された信号xをLDPC復号化器1033に出力する。その後に、LDPC復号化器1033は、メッセージの推定値
この再設計されたDVB−S2 LDPC符号を使用する通信システムにおける送信装置の具体的な構成を図11に示す。
図11は、本発明の実施形態による再設計されたLDPC符号を使用する送信装置の構成を示すブロック図である。
送信装置は、制御部1130、LDPC符号パリティ検査行列抽出部1110、及びLDPC符号化器1150を含む。
FIG. 11 shows a specific configuration of the transmission apparatus in the communication system using the redesigned DVB-S2 LDPC code.
FIG. 11 is a block diagram illustrating a configuration of a transmission apparatus using a redesigned LDPC code according to an embodiment of the present invention.
The transmission apparatus includes a
LDPC符号パリティ検査行列抽出部1110は、システムの要求事項に従ってLDPC符号パリティ検査行列を抽出する。LDPC符号パリティ検査行列は、表1〜表10に示すシーケンス情報から抽出することもでき、パリティ検査行列を格納しているメモリから抽出することもでき、送信装置から与えられることもでき、又は送信装置で生成することもできる。
The LDPC code parity check
制御部1130は、システムの要求事項に合うように符号化率、符号語の長さ、又は情報語の長さに従って必要なパリティ検査行列を決定するように制御する。
LDPC符号化器1150は、制御部1130及びLDPC符号パリティ検査行列抽出部1110により読み出されたLDPC符号パリティ検査行列情報に基づいて符号化を実行する。
The
The
図12は、本発明の実施形態による受信装置の構成を示すブロック図である。
図12は、この再設計されたDVB−S2 LDPC符号を使用する通信システムから送信された信号を受信し、この受信された信号からユーザが所望するデータを復元する受信装置を示す図である。
FIG. 12 is a block diagram showing a configuration of a receiving apparatus according to the embodiment of the present invention.
FIG. 12 is a diagram illustrating a receiving apparatus that receives a signal transmitted from a communication system using the redesigned DVB-S2 LDPC code and restores data desired by a user from the received signal.
受信装置は、制御部1250、パリティ検査行列決定部1230、LDPC符号パリティ検査行列抽出部1270、復調器1210、及びLDPC復号化器1290を含む。
復調器1210は、受信されたLDPC符号を復調し、該復調された信号をパリティ検査行列決定部1230及びLDPC復号化器1290に送信する。
The reception apparatus includes a
パリティ検査行列決定部1230は、制御部1250の制御の下で、この復調された信号に基づいてシステムで使用されたLDPC符号のパリティ検査行列を判定する。
制御部1250は、パリティ検査行列決定部1230からの判定結果をLDPC符号パリティ検査行列抽出部1270及びLDPC復号化器1290に送信する。
The parity check
The
LDPC符号パリティ検査行列抽出部1270は、制御部1250の制御の下でシステムより要求されるLDPC符号のパリティ検査行列を抽出し、該パリティ検査行列をLDPC復号化器1290に送信する。上述したように、LDPC符号のパリティ検査行列は、表1〜表10に示すシーケンス情報から抽出することもでき、パリティ検査行列を格納しているメモリから抽出することもでき、受信装置から与えられることもでき、受信装置で生成することもできる。
The LDPC code parity check
LDPC復号化器1290は、制御部1250の制御の下で、復調器1210から送信された受信信号及びLDPC符号パリティ検査行列抽出部1270から送信されたLDPC符号のパリティ検査行列に関する情報に基づいて復号化を実行する。
The
図12での受信装置の動作フローチャートを図13に示す。
ステップ1301で、復調器1210は、再設計されたDVB−S2 LDPC符号を使用する通信システムから送信された信号を受信し、該受信された信号を復調する。この後に、ステップ1303で、パリティ検査行列決定部1230は、この復調された信号に基づいてシステムで使用されたLDPC符号のパリティ検査行列を決定する。
FIG. 13 shows an operation flowchart of the receiving apparatus in FIG.
In
パリティ検査行列決定部1230により決定された結果は、ステップ1305で、LDPC符号パリティ検査行列抽出部1270に伝達される。LDPC符号パリティ検査行列抽出部1270は、ステップ1307で、システムにより要求されるLDPC符号のパリティ検査行列を抽出し、これをLDPC復号化器1290に伝達する。
The result determined by the parity check
上述したように、LDPC符号のパリティ検査行列は、表1〜表10に示すシーケンス情報から抽出することもでき、パリティ検査行列を格納しているメモリから抽出することもでき、送信装置内から与えられることもでき、又は送信装置で生成することもできる。 As described above, the parity check matrix of the LDPC code can be extracted from the sequence information shown in Tables 1 to 10, or can be extracted from the memory storing the parity check matrix, and is given from within the transmission apparatus. Or can be generated at the transmitter.
この後、LDPC復号化器1290は、ステップ1309で、LDPC符号パリティ検査行列抽出部1270から伝達されたLDPC符号のパリティ検査行列に関する情報に基づいて復号化を実行する。
Thereafter, the
以上、本発明を具体的な実施形態を参照して詳細に説明してきたが、本発明の範囲及び趣旨を逸脱することなく様々な変更が可能であるということは、当業者には明らかであり、本発明の範囲は、上述の実施形態に限定されるべきではなく、特許請求の範囲の記載及びこれと均等なものの範囲内で定められるべきである。 Although the present invention has been described in detail with reference to specific embodiments, it will be apparent to those skilled in the art that various modifications can be made without departing from the scope and spirit of the invention. The scope of the present invention should not be limited to the above-described embodiments, but should be defined within the scope of the appended claims and their equivalents.
1010 送信器
1011 LDPC符号化器
1013 変調器
1020 無線チャネル
1030 受信器
1031 復調器
1033 LDPC復号化器
1110 LDPC符号パリティ検査行列抽出部
1130 制御部
1150 LDPC符号化器
1210 復調器
1230 パリティ検査行列決定部
1250 制御部
1270 LDPC符号パリティ検査行列抽出部
1290 LDPC復号化器
1010
Claims (7)
前記LDPC符号を設計するためのパラメータを決定するステップと、
前記決定されたパラメータに従って準巡回LDPC符号の第1のパリティ検査行列を形成するステップと、
前記第1のパリティ検査行列でパリティ部分の所定の部分の除去を通じて第2のパリティ検査行列を生成するステップと、
前記第2のパリティ検査行列を再整列させることにより第3のパリティ検査行列を生成するステップと、を有することを特徴とする低密度パリティ検査符号のパリティ検査行列生成方法。 A parity check matrix generation method under the control of a control unit in a communication system having at least a control unit using a low density parity check (Low-Density Parity-Check: hereinafter referred to as LDPC) code,
Determining parameters for designing the LDPC code;
Forming a first parity check matrix of a quasi-cyclic LDPC code according to the determined parameters;
Generating a second parity check matrix through removal of a predetermined part of the parity part in the first parity check matrix;
Generating a third parity check matrix by rearranging the second parity check matrix, and generating a parity check matrix of a low density parity check code.
前記規則1は、前記第2のパリティ検査行列の0番目の列乃至(K1−1)番目の列は、そのままにしておき、K1番目の列乃至(N1−1)番目の列は、(K1+M1・j+i)番目の列が(K1+q・i+j)番目の列に位置するように再整列させる。ここで、K1は、前記第2のパリティ検査行列の情報語の長さを示し、N1は、符号語の長さを示し、0≦i<M1、0≦j<q、及びq=(N1−K1)/M1であり、この時、M1、q、及びK1/M1は、整数であり、
前記規則2は、前記第2のパリティ検査行列の0番目の行乃至(N1−K1−1)番目の行は、(M1・j+i)番目の行が(q・i+j)番目の行に位置するように再整列させる。ここで、K1は、前記第2のパリティ検査行列の情報語の長さを示し、N1は、符号語の長さを示し、0≦i<M1、0≦j<q、及びq=(N1−K1)/M1であり、この時、M1、q、及びK1/M1は、整数である、ことを特徴とする請求項1に記載の低密度パリティ検査符号のパリティ検査行列生成方法。 Generating a third parity check matrix includes realigning the second parity check matrix according to the following rules 1 and 2:
The rule 1 is that the 0th column to the (K 1 −1) th column of the second parity check matrix are left as they are, and the K 1st column to the (N 1 −1) th column are , (K 1 + M 1 · j + i) -th column is rearranged so that it is located in the (K 1 + q · i + j) -th column. Here, K 1 indicates the length of the information word of the second parity check matrix, N 1 indicates the length of the code word, and 0 ≦ i <M 1 , 0 ≦ j <q, and q = (N 1 −K 1 ) / M 1 , where M 1 , q, and K 1 / M 1 are integers,
The rule 2 is that the 0th to (N 1 −K 1 −1) th rows of the second parity check matrix are the (M 1 · j + i) th row and the (q · i + j) th row. Realign to be located at Here, K 1 indicates the length of the information word of the second parity check matrix, N 1 indicates the length of the code word, and 0 ≦ i <M 1 , 0 ≦ j <q, and q The low density parity check code according to claim 1 , wherein = (N 1 -K 1 ) / M 1 , wherein M 1 , q, and K 1 / M 1 are integers. Parity check matrix generation method.
前記表1での各行は、前記パリティ検査行列の対応する列グループで‘1’が位置する行の位置を示すシーケンス情報を含むことを特徴とする請求項4に記載の低密度パリティ検査符号のパリティ検査行列生成方法。 The third parity check matrix is composed of a plurality of column groups obtained by grouping columns corresponding to information words into columns each having a predetermined number of columns.
5. The low-density parity check code according to claim 4, wherein each row in Table 1 includes sequence information indicating a position of a row where “1” is located in a corresponding column group of the parity check matrix. Parity check matrix generation method.
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