JPH0522357A - 連続誤り訂正方式 - Google Patents
連続誤り訂正方式Info
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- JPH0522357A JPH0522357A JP3174876A JP17487691A JPH0522357A JP H0522357 A JPH0522357 A JP H0522357A JP 3174876 A JP3174876 A JP 3174876A JP 17487691 A JP17487691 A JP 17487691A JP H0522357 A JPH0522357 A JP H0522357A
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- pattern
- error correction
- code
- polynomial
- Prior art date
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- Digital Transmission Methods That Use Modulated Carrier Waves (AREA)
Abstract
(57)【要約】 (修正有)
【目的】 送信データを差動符号化する変調器と受信側
で遅延検波する復調器とを持ち、変調前に誤り訂正符号
化を行い復調器後にその復号を行なう方式に関し、特有
の連続したバースト誤りを訂正し符号化率が大きく回路
規模が小さなブロック符号による回路構成とする。 【構成】 符号化変調方式に特有の復調出力の誤りパタ
ーンに応じた誤り訂正符号の生成多項式として,ブロッ
ク長とパリティビット数n と誤りパターンとを決め,パ
リティビット数に等しい次数n の多項式で割り算し, 全
てに対する剰余が互に異なるような多項式を選択し, 送
信側はその多項式でパリティ生成回路111 により誤り訂
正符号を出力する符号化器11を具え、受信側の復号器21
は同じ多項式を用い出力符号を割り算し、シンドローム
S生成回路211 出力の誤りビットの位置情報とパターン
情報により誤り訂正パターンを生成して復調器出力デー
タと時間を合わせ排他的加算を行い復号出力を構成す
る。
で遅延検波する復調器とを持ち、変調前に誤り訂正符号
化を行い復調器後にその復号を行なう方式に関し、特有
の連続したバースト誤りを訂正し符号化率が大きく回路
規模が小さなブロック符号による回路構成とする。 【構成】 符号化変調方式に特有の復調出力の誤りパタ
ーンに応じた誤り訂正符号の生成多項式として,ブロッ
ク長とパリティビット数n と誤りパターンとを決め,パ
リティビット数に等しい次数n の多項式で割り算し, 全
てに対する剰余が互に異なるような多項式を選択し, 送
信側はその多項式でパリティ生成回路111 により誤り訂
正符号を出力する符号化器11を具え、受信側の復号器21
は同じ多項式を用い出力符号を割り算し、シンドローム
S生成回路211 出力の誤りビットの位置情報とパターン
情報により誤り訂正パターンを生成して復調器出力デー
タと時間を合わせ排他的加算を行い復号出力を構成す
る。
Description
【0001】
【産業上の利用分野】本発明は、例えば差動符号化/遅
延検波の変調器/復調器を使用して送信データを伝送す
る場合に,その変調器の前に誤り訂正の符号化器を設
け,復調器の後に誤り訂正の復号器を夫々設けるデータ
伝送方式に係り、特に伝送路等で生じる上記変復調方式
に特有の連続したバースト誤りに応じた誤り訂正用のブ
ロック符号を生成して構成する符号化器と其の復号器の
構成の方法に関する。
延検波の変調器/復調器を使用して送信データを伝送す
る場合に,その変調器の前に誤り訂正の符号化器を設
け,復調器の後に誤り訂正の復号器を夫々設けるデータ
伝送方式に係り、特に伝送路等で生じる上記変復調方式
に特有の連続したバースト誤りに応じた誤り訂正用のブ
ロック符号を生成して構成する符号化器と其の復号器の
構成の方法に関する。
【0002】
【従来の技術】従来の無線を使ったディジタルのデータ
通信システムには、図6のブロック図に示す如く、送受
の変復調方式として,送信側では送信データの現在デー
タと1ビット前のデータとの位相差を求め符号化する差
動符号化をしたのち無線周波数の搬送波に例えばπ/4づ
つ位相の異なる4相位相変調QPSKを施し,受信側では復
調器で受信信号を1ビット遅延させ現在データと乗算し
復調する遅延検波を行う差動符号化/遅延検波の方式が
使用されることがある。この変復調方式は、復調用とし
て特別に搬送波を再生する必要が無いために,復調器の
構成を簡略化できる利点がある。そして通信回線の品質
向上のため,更に変調器の前と復調器の後で所謂誤り訂
正用の符号化器と復号器とを配置する回路構成となって
いる。
通信システムには、図6のブロック図に示す如く、送受
の変復調方式として,送信側では送信データの現在デー
タと1ビット前のデータとの位相差を求め符号化する差
動符号化をしたのち無線周波数の搬送波に例えばπ/4づ
つ位相の異なる4相位相変調QPSKを施し,受信側では復
調器で受信信号を1ビット遅延させ現在データと乗算し
復調する遅延検波を行う差動符号化/遅延検波の方式が
使用されることがある。この変復調方式は、復調用とし
て特別に搬送波を再生する必要が無いために,復調器の
構成を簡略化できる利点がある。そして通信回線の品質
向上のため,更に変調器の前と復調器の後で所謂誤り訂
正用の符号化器と復号器とを配置する回路構成となって
いる。
【0003】
【発明が解決しようとする課題】しかし、この差動符号
化/遅延検波の方式に対し通信回線の品質向上のための
誤り訂正の符号化/復号を行なう従来の方式は、復調器
の遅延検波により生じる特有の連続したバースト誤りの
ために,誤り訂正能力が劣化するという問題が生じる。
即ち、差動符号化/遅延検波方式では、図7の(A) の誤
りパターンの如く、1シンボルの受信データが誤った
時、その誤りデータを用いて次のデータを復調するため
に、次のデータも誤ってしまい2シンボル連続の誤り
(バースト誤り)を生じる。そのため,同期検波のよう
に誤りをランダムに発生する変復調方式に比べ、より強
力な誤り訂正符号を使用する必要があり、そのため送信
側の符号化器で、より多くのパリティビットが必要とな
って符号化率が低下し,受信側は誤り訂正の復号器の回
路規模が大きくなるという問題があった。例えば同期検
波方式(ランダム誤り)で1ビット誤りを訂正する場合
と比較して,これと同等の訂正能力を遅延検波方式で得
ようとすると、2シンボル連続のバースト誤りを訂正す
る為に、2ビットの誤り訂正符号が必要となる。誤り訂
正符号がBCH符号(Bose-Chaudhri-Hocquenghem code)
の場合、1誤り訂正符号は、例えば 247ビットのデータ
に 8ビットのパリティを付加した(255,247,3)符号を使
用することで実現できる。(この場合の符号化率 R=247
÷255= 96.9%となる) 。これに対して、2誤り訂正符
号は、239 ビットのデータに 16 ビットのパリティを付
加した(255,239,5) 符号を使用しなければならず, 効率
が劣化して符号化率 R= 93.7%となる。そればかりでな
く、受信側の誤り訂正の復号器において、1誤り訂正符
号の場合には 255ビット中に生じた1個の誤り位置を求
めて訂正すれば良いため(1+255)=256通りの誤り位置の
パターンについて識別できれば済むのに対し、2誤り訂
正符号では (1+ 255+ 255C2)= 32641 通りの誤り位置パ
ターンを識別する必要がある。そのため復号器の回路規
模が非常に大きくなるという問題があった。なお、最初
の1は誤り無しのパターンを示す。本発明の目的は、例
えば差動符号化/ 遅延検波の変復調方式にて復調出力に
生じる方式特有の連続したバースト的な符号誤りを効率
良く訂正し符号化率が高くて回路規模は小さくて済む誤
り訂正用の符号化器と復号器の回路の構成方法を提案す
ることにある。
化/遅延検波の方式に対し通信回線の品質向上のための
誤り訂正の符号化/復号を行なう従来の方式は、復調器
の遅延検波により生じる特有の連続したバースト誤りの
ために,誤り訂正能力が劣化するという問題が生じる。
即ち、差動符号化/遅延検波方式では、図7の(A) の誤
りパターンの如く、1シンボルの受信データが誤った
時、その誤りデータを用いて次のデータを復調するため
に、次のデータも誤ってしまい2シンボル連続の誤り
(バースト誤り)を生じる。そのため,同期検波のよう
に誤りをランダムに発生する変復調方式に比べ、より強
力な誤り訂正符号を使用する必要があり、そのため送信
側の符号化器で、より多くのパリティビットが必要とな
って符号化率が低下し,受信側は誤り訂正の復号器の回
路規模が大きくなるという問題があった。例えば同期検
波方式(ランダム誤り)で1ビット誤りを訂正する場合
と比較して,これと同等の訂正能力を遅延検波方式で得
ようとすると、2シンボル連続のバースト誤りを訂正す
る為に、2ビットの誤り訂正符号が必要となる。誤り訂
正符号がBCH符号(Bose-Chaudhri-Hocquenghem code)
の場合、1誤り訂正符号は、例えば 247ビットのデータ
に 8ビットのパリティを付加した(255,247,3)符号を使
用することで実現できる。(この場合の符号化率 R=247
÷255= 96.9%となる) 。これに対して、2誤り訂正符
号は、239 ビットのデータに 16 ビットのパリティを付
加した(255,239,5) 符号を使用しなければならず, 効率
が劣化して符号化率 R= 93.7%となる。そればかりでな
く、受信側の誤り訂正の復号器において、1誤り訂正符
号の場合には 255ビット中に生じた1個の誤り位置を求
めて訂正すれば良いため(1+255)=256通りの誤り位置の
パターンについて識別できれば済むのに対し、2誤り訂
正符号では (1+ 255+ 255C2)= 32641 通りの誤り位置パ
ターンを識別する必要がある。そのため復号器の回路規
模が非常に大きくなるという問題があった。なお、最初
の1は誤り無しのパターンを示す。本発明の目的は、例
えば差動符号化/ 遅延検波の変復調方式にて復調出力に
生じる方式特有の連続したバースト的な符号誤りを効率
良く訂正し符号化率が高くて回路規模は小さくて済む誤
り訂正用の符号化器と復号器の回路の構成方法を提案す
ることにある。
【0004】
【課題を解決するための手段】この目的は、受信側の復
調器の遅延検波器で生じるバースト誤りのパターンは、
ランダムではなくて,送信側の差動符号化方式によって
定まる特有の連続した誤りパターンを持つことに着目す
る。即ち、変復調方式が例えば差動符号化/遅延検波の
場合は、連続した2シンボルのデータ間の位相差を情報
として送信し受信側で復調するので,1シンボルのデー
タが誤ると次のシンボルのデータも誤ることになり,図
7の(A) の説明図に示す如く、連続した2シンボルデー
タが誤る確率が大きい。この連続した2シンボルデータ
が誤る確率に比し、図示しないが、2ビット以上離れた
2シンボルの各データが夫々誤る確率は非常に少ない。
調器の遅延検波器で生じるバースト誤りのパターンは、
ランダムではなくて,送信側の差動符号化方式によって
定まる特有の連続した誤りパターンを持つことに着目す
る。即ち、変復調方式が例えば差動符号化/遅延検波の
場合は、連続した2シンボルのデータ間の位相差を情報
として送信し受信側で復調するので,1シンボルのデー
タが誤ると次のシンボルのデータも誤ることになり,図
7の(A) の説明図に示す如く、連続した2シンボルデー
タが誤る確率が大きい。この連続した2シンボルデータ
が誤る確率に比し、図示しないが、2ビット以上離れた
2シンボルの各データが夫々誤る確率は非常に少ない。
【0005】4相位相変調(QPSK)方式の遅延検波の場合
は、1シンボルが2ビットから成るので、其の2シンボ
ルに誤りが生じた時には、理論上は1〜4ビットの誤り
が生じ得るが、実際には図7の(B) に示す4通りの2ビ
ット誤りのパターンが大部分であり、これ以外の誤りパ
ターンが生じる確率は極めて小さい。図7の(B)は4相
位相変調(QPSK) /遅延検波の方式の場合の4通りのビ
ット単位の誤りパターン図であるが、この図から判るよ
うに、2ビット連続の誤り(XX)、1ビット置きの誤り(X
0X)、2ビット置きの誤り(X00X)の3通りの連続誤りパ
ターンを訂正できるブロック符号を、後述の図3の手順
で求めた生成多項式G(x)を用いて,送信側の符号化器11
にて符号化しこれを誤り訂正符号として使用すれば、受
信側の復調器の後の復号器21では、十分な誤り訂正能力
を得ることが出来ることに着目して、先ずこの特有の誤
りパターンに応じた符号の生成多項式G(x)を選定する。
即ちブロック長とパリティビット数n と確率の大きい誤
りパターン(XX,X0X,X00X)とを決め,パリティビット数n
に等しい次数n の多項式で該誤りパターンをガロア体G
F(2) 上で割り算し, 全ての誤りパターンに対する剰余
が互いに異なるような多項式を生成多項式G(x)として選
択する。そして, 図1の原理図に示す如く、送信側100
では、その選択した多項式G(x)でパリティ符号を生成す
るパリティ生成回路111 と其の生成した並列のパリティ
符号をP/ S変換器112 で直列符号に変換した直列のパ
リティ符号と入力の送信データを合成器113 で合成し其
の合成出力を誤り訂正符号付きデータとして変調器へ送
出する符号化器11を具える。そして受信側200では、同
じ生成多項式G(x)で,変調器を介して復調器からの出力
データの誤り訂正符号をガロア体GF(2)上で割り算しシ
ンドロームSを生成するシンドローム生成回路211 と其
の生成シンドロームSによる誤りビットの位置情報j と
パターン情報(XX,X0X,X00X) とにより, 誤り訂正パター
ンを生成する訂正パターン生成器212と、其の生成した
誤り訂正パターンと前記復調器の出力データの位相を同
期させる為に相当時間だけ遅延させる遅延回路210の出
力とを排他的に加算する加算器213の出力を復号出力と
する復号器21を具えるようにした本発明の構成によって
達成される。そして、送信側の一般的な(n+1)次の符号
化器11のパリティ生成回路111 兼P/ S変換器112 の構
成は、図2の(A) の如く、先ずスイッチを ONし, セレ
クタSEL を送信データ入力側として、送信データ入力を
そのまま外部の変調器へ出力する。そして該送信データ
入力を外部の変調器へ出力した後, 次にスイッチを OFF
し,セレクタSEL をパリティ生成回路側とし生成した (n
+1)個の直列のパリティ符号を出力する。但し, Kjは (n
+1)次の生成多項式の第j次の係数(0/1) を表し, FFは
1ビットの D型フリップフロップを表す。そして図1の
受信側の (n+1)次の復号器21のシンドローム生成回路21
1 の一般的な構成は、図2の(B) の如く、復調器からの
受信符号を入力し,(n+1)次の生成多項式の第j次の係数
(0/1) を表す符号Kjとの排他的論理和EX-OR の加算を行
いその加算出力をフリップフロップFFで次の加算器へ出
力すると同時に,其の出力を各FFから並列に (n+1)個の
各シンドローム出力Sとするように構成される。
は、1シンボルが2ビットから成るので、其の2シンボ
ルに誤りが生じた時には、理論上は1〜4ビットの誤り
が生じ得るが、実際には図7の(B) に示す4通りの2ビ
ット誤りのパターンが大部分であり、これ以外の誤りパ
ターンが生じる確率は極めて小さい。図7の(B)は4相
位相変調(QPSK) /遅延検波の方式の場合の4通りのビ
ット単位の誤りパターン図であるが、この図から判るよ
うに、2ビット連続の誤り(XX)、1ビット置きの誤り(X
0X)、2ビット置きの誤り(X00X)の3通りの連続誤りパ
ターンを訂正できるブロック符号を、後述の図3の手順
で求めた生成多項式G(x)を用いて,送信側の符号化器11
にて符号化しこれを誤り訂正符号として使用すれば、受
信側の復調器の後の復号器21では、十分な誤り訂正能力
を得ることが出来ることに着目して、先ずこの特有の誤
りパターンに応じた符号の生成多項式G(x)を選定する。
即ちブロック長とパリティビット数n と確率の大きい誤
りパターン(XX,X0X,X00X)とを決め,パリティビット数n
に等しい次数n の多項式で該誤りパターンをガロア体G
F(2) 上で割り算し, 全ての誤りパターンに対する剰余
が互いに異なるような多項式を生成多項式G(x)として選
択する。そして, 図1の原理図に示す如く、送信側100
では、その選択した多項式G(x)でパリティ符号を生成す
るパリティ生成回路111 と其の生成した並列のパリティ
符号をP/ S変換器112 で直列符号に変換した直列のパ
リティ符号と入力の送信データを合成器113 で合成し其
の合成出力を誤り訂正符号付きデータとして変調器へ送
出する符号化器11を具える。そして受信側200では、同
じ生成多項式G(x)で,変調器を介して復調器からの出力
データの誤り訂正符号をガロア体GF(2)上で割り算しシ
ンドロームSを生成するシンドローム生成回路211 と其
の生成シンドロームSによる誤りビットの位置情報j と
パターン情報(XX,X0X,X00X) とにより, 誤り訂正パター
ンを生成する訂正パターン生成器212と、其の生成した
誤り訂正パターンと前記復調器の出力データの位相を同
期させる為に相当時間だけ遅延させる遅延回路210の出
力とを排他的に加算する加算器213の出力を復号出力と
する復号器21を具えるようにした本発明の構成によって
達成される。そして、送信側の一般的な(n+1)次の符号
化器11のパリティ生成回路111 兼P/ S変換器112 の構
成は、図2の(A) の如く、先ずスイッチを ONし, セレ
クタSEL を送信データ入力側として、送信データ入力を
そのまま外部の変調器へ出力する。そして該送信データ
入力を外部の変調器へ出力した後, 次にスイッチを OFF
し,セレクタSEL をパリティ生成回路側とし生成した (n
+1)個の直列のパリティ符号を出力する。但し, Kjは (n
+1)次の生成多項式の第j次の係数(0/1) を表し, FFは
1ビットの D型フリップフロップを表す。そして図1の
受信側の (n+1)次の復号器21のシンドローム生成回路21
1 の一般的な構成は、図2の(B) の如く、復調器からの
受信符号を入力し,(n+1)次の生成多項式の第j次の係数
(0/1) を表す符号Kjとの排他的論理和EX-OR の加算を行
いその加算出力をフリップフロップFFで次の加算器へ出
力すると同時に,其の出力を各FFから並列に (n+1)個の
各シンドローム出力Sとするように構成される。
【0006】
【作用】本発明による誤り訂正の符号の生成多項式を求
める手順は、図3の手順図に示す如く、先ずステップSt
ep 111で, 送信データのブロック長と其のパリティビッ
ト数n を決め、次Step 112で,誤りパターン生成用にパ
リティビット数n に等しい次数n の生成多項式G(x)を決
める。そしてStep 113で, 送信データのブロック長と其
のパリティビット数n の和E'ブロック内の1ビット誤り
に対するシンドロームS(i)を計算し, Step 114で, 誤り
位置i に対するシンドロームS(i)を表としたシンドロー
ム・テーブルを作成する。そしてStep 115で, 2ビット
連続の誤りパターン(XX)に対するシンドロームS(j)+S(j
+1) を前記シンドローム・テーブルを使用し計算する。
そしてStep 116では,異なるj に対して同一シンドロー
ムが有るか無いかを調べ、無ければ Step 117へ移行し,
有ればStep 121へ移行する。Step 117では,1ビット置
きの誤りパターン(X0X) に対するシンドロームS(j)+S(j
+2) を前記シンドローム・テーブルを使用して計算す
る。そしてStep 118で,異なるj に対して同一シンドロ
ームが有るか無いかを調べ、無ければ Step 119へ移行
し,有ればStep 121へ移行する。Step 119では,2ビッ
ト置きの誤りパターン(X00X)に対するシンドロームS(j)
+S(j+3) を前記シンドローム・テーブルを使用し計算す
る。そしてStep 120で,異なるj に対して同一シンドロ
ームが有るか無いかを調べ、無ければ処理を終了する。
そして同一シンドロームが有れば、Step 121で, 全ての
生成多項式を調べたか否かをチェックし, 調べたなら
ば,Step 122でブロック長と其のパリティビット数n を
変更し,Step 112に戻って,パリティビット数n に等し
い次数n の生成多項式G(x)を決める。Step 121で, 調べ
ていないならば, Step 123で生成多項式を変更し,Step
113 へ戻り, 改めて送信データのブロック長と其のパリ
ティビット数n の和E'ブロック内の1ビット誤りに対す
るシンドロームS(i)を計算し, 以下のステップを同様に
繰り返す。図3の手順は、QPSK差動変調/ 遅延検波の場
合の例であり、他の変復調方式の場合は、誤りパターン
を相当するパターンに変更し其のパターンを生成する多
項式を同様の手順で求めればよい。
める手順は、図3の手順図に示す如く、先ずステップSt
ep 111で, 送信データのブロック長と其のパリティビッ
ト数n を決め、次Step 112で,誤りパターン生成用にパ
リティビット数n に等しい次数n の生成多項式G(x)を決
める。そしてStep 113で, 送信データのブロック長と其
のパリティビット数n の和E'ブロック内の1ビット誤り
に対するシンドロームS(i)を計算し, Step 114で, 誤り
位置i に対するシンドロームS(i)を表としたシンドロー
ム・テーブルを作成する。そしてStep 115で, 2ビット
連続の誤りパターン(XX)に対するシンドロームS(j)+S(j
+1) を前記シンドローム・テーブルを使用し計算する。
そしてStep 116では,異なるj に対して同一シンドロー
ムが有るか無いかを調べ、無ければ Step 117へ移行し,
有ればStep 121へ移行する。Step 117では,1ビット置
きの誤りパターン(X0X) に対するシンドロームS(j)+S(j
+2) を前記シンドローム・テーブルを使用して計算す
る。そしてStep 118で,異なるj に対して同一シンドロ
ームが有るか無いかを調べ、無ければ Step 119へ移行
し,有ればStep 121へ移行する。Step 119では,2ビッ
ト置きの誤りパターン(X00X)に対するシンドロームS(j)
+S(j+3) を前記シンドローム・テーブルを使用し計算す
る。そしてStep 120で,異なるj に対して同一シンドロ
ームが有るか無いかを調べ、無ければ処理を終了する。
そして同一シンドロームが有れば、Step 121で, 全ての
生成多項式を調べたか否かをチェックし, 調べたなら
ば,Step 122でブロック長と其のパリティビット数n を
変更し,Step 112に戻って,パリティビット数n に等し
い次数n の生成多項式G(x)を決める。Step 121で, 調べ
ていないならば, Step 123で生成多項式を変更し,Step
113 へ戻り, 改めて送信データのブロック長と其のパリ
ティビット数n の和E'ブロック内の1ビット誤りに対す
るシンドロームS(i)を計算し, 以下のステップを同様に
繰り返す。図3の手順は、QPSK差動変調/ 遅延検波の場
合の例であり、他の変復調方式の場合は、誤りパターン
を相当するパターンに変更し其のパターンを生成する多
項式を同様の手順で求めればよい。
【0007】
【実施例】図4の(A),(B) は、本発明の実施例の生成多
項式によるビット単位の誤り訂正の符号化器と、シンド
ローム生成器の構成例であり、QPSK差動変調/ 遅延検波
の場合で,ブロック長が 255ビットの場合である。この
場合は(1 + 3)x 255 =1020通りの誤りパターンを識別し
訂正すればよいため, 必要なパリティビットは10ビット
(210=1024)となる。即ち、送信側からの連続誤り訂正符
号は(255,245)符号となり,符号化率R は R= 245 ÷255
= 96.1%となって、ほぼ1誤り訂正符号のBCH符号と
同等の符号化率を実現できる。また、識別すべき誤りパ
ターンの数も少ないため,受信側の誤り訂正の復号器の
回路規模も小さくなる。本実施例の連続誤り訂正符号の
(255,245)符号の生成多項式 G(X) の一例を次に示す。G
(X) = X10+ X9+ X8+ X7+ X6+ X4+ 1 但し本多項式以
外に相反多項式等の数種類の生成多項式も存在する。な
お、この生成多項式G(X)を求めるには、送信符号の全ビ
ット数のブロック長とパリティビット数n と確率の高い
誤りパターンとを決め、パリティビット数n に等しい次
数n の多項式、パリティビット数n が10ビットならば10
次の多項式で、該誤りパターンをガロア体 GF(2)上で割
り算し, 全ての誤りパターンに対する剰余が互いに異な
るような多項式を生成多項式G(X)として選択する。実際
には前述の図3の手順で生成多項式G(X)が決定される。
図4の(A)の符号化器のパリティ生成回路と図4の(B)の
復号器のシンドローム生成回路は共に、ガロア体GF(2)
上の割算回路であり,入力のデータ列を10次の生成多項
式G(X)で割って剰余を求め, 其の全ての剰余が互いに異
なるように生成多項式G(X) = X10 + X9+ X8+ X7+ X6+ X
4+ 1 が決められる。この生成多項式G(X)により,送信側
の符号化器11のパリティ生成回路111の構成が、図4の
(A)の如く構成され、図1の受信側の復号器21のシンド
ローム生成回路211 の構成が、図4の(B)の如く構成さ
れる。そして図5の特性図に、従来の1誤り訂正のBC
H符号(255,247,3)と2誤り訂正のBCH符号(255,239,
5) および本実施例による連続誤り訂正符号(255,245)の
誤り訂正後のビット誤り率BER 特性の理論値を示す。図
5の特性図から、本実施例の連続誤り訂正符号(255,24
5)の符号化率R=(245÷255)x100=96.1% が、従来の1誤
り訂正のBCH符号(255,247,3) の符号化率R=(247÷25
5)x100=96.9 %と略同じでありながら, 2誤り訂正のB
CH符号(255,239, 5)と同等の誤り訂正能力を持つこと
が判る。なお、訂正前のビット誤り率BER が 1 x 10 -4
の時の訂正後の BERの理論値は、従来の2誤り訂正符号
のBCH符号( 255,239,5)が 1.589 x 10 -6であり, 本
実施例の連続誤り訂正符号(255,245) が、 1.596 x 10
-6であって、殆ど同じ値である。ここで、1誤り訂正の
BCH符号(255,247,3) の訂正後のBER が訂正前より劣
化しているのは,2ビット連続の誤りに対し,誤訂正す
るために誤りが増加するためである。図7の(B)は、本
発明の実施例の4相位相変調(QPSK) /遅延検波の方式
の場合の4通りのシンボル単位の誤りパターン図であ
り、1シンボルの2ビットの各ビットを独立なものとし
て扱っているが、QPSKの場合は各シンボルを1単位とし
て認識して処理することも出来る。即ち4ビットを一組
として、(0X0X),(0XX0),(X00X),(X0X0) の4通りの誤り
パターンを認識し訂正する様にする事も出来る。この場
合は,実際には各ブロックの前後で生じる誤りパターン
(0X),(X0) も識別する必要がある。また、シンボルのタ
イミングを識別する必要があるので回路規模はやや大き
くなるが、前の実施例ではビット単位で誤りを識別する
のに対し,今度の実施例ではシンボル単位で誤りを識別
すればよいので,識別すべきパターン数は前の実施例よ
りもやや少なくなり,符号化率R はやや高く出来る。誤
り訂正能力は前の実施例と同じである。
項式によるビット単位の誤り訂正の符号化器と、シンド
ローム生成器の構成例であり、QPSK差動変調/ 遅延検波
の場合で,ブロック長が 255ビットの場合である。この
場合は(1 + 3)x 255 =1020通りの誤りパターンを識別し
訂正すればよいため, 必要なパリティビットは10ビット
(210=1024)となる。即ち、送信側からの連続誤り訂正符
号は(255,245)符号となり,符号化率R は R= 245 ÷255
= 96.1%となって、ほぼ1誤り訂正符号のBCH符号と
同等の符号化率を実現できる。また、識別すべき誤りパ
ターンの数も少ないため,受信側の誤り訂正の復号器の
回路規模も小さくなる。本実施例の連続誤り訂正符号の
(255,245)符号の生成多項式 G(X) の一例を次に示す。G
(X) = X10+ X9+ X8+ X7+ X6+ X4+ 1 但し本多項式以
外に相反多項式等の数種類の生成多項式も存在する。な
お、この生成多項式G(X)を求めるには、送信符号の全ビ
ット数のブロック長とパリティビット数n と確率の高い
誤りパターンとを決め、パリティビット数n に等しい次
数n の多項式、パリティビット数n が10ビットならば10
次の多項式で、該誤りパターンをガロア体 GF(2)上で割
り算し, 全ての誤りパターンに対する剰余が互いに異な
るような多項式を生成多項式G(X)として選択する。実際
には前述の図3の手順で生成多項式G(X)が決定される。
図4の(A)の符号化器のパリティ生成回路と図4の(B)の
復号器のシンドローム生成回路は共に、ガロア体GF(2)
上の割算回路であり,入力のデータ列を10次の生成多項
式G(X)で割って剰余を求め, 其の全ての剰余が互いに異
なるように生成多項式G(X) = X10 + X9+ X8+ X7+ X6+ X
4+ 1 が決められる。この生成多項式G(X)により,送信側
の符号化器11のパリティ生成回路111の構成が、図4の
(A)の如く構成され、図1の受信側の復号器21のシンド
ローム生成回路211 の構成が、図4の(B)の如く構成さ
れる。そして図5の特性図に、従来の1誤り訂正のBC
H符号(255,247,3)と2誤り訂正のBCH符号(255,239,
5) および本実施例による連続誤り訂正符号(255,245)の
誤り訂正後のビット誤り率BER 特性の理論値を示す。図
5の特性図から、本実施例の連続誤り訂正符号(255,24
5)の符号化率R=(245÷255)x100=96.1% が、従来の1誤
り訂正のBCH符号(255,247,3) の符号化率R=(247÷25
5)x100=96.9 %と略同じでありながら, 2誤り訂正のB
CH符号(255,239, 5)と同等の誤り訂正能力を持つこと
が判る。なお、訂正前のビット誤り率BER が 1 x 10 -4
の時の訂正後の BERの理論値は、従来の2誤り訂正符号
のBCH符号( 255,239,5)が 1.589 x 10 -6であり, 本
実施例の連続誤り訂正符号(255,245) が、 1.596 x 10
-6であって、殆ど同じ値である。ここで、1誤り訂正の
BCH符号(255,247,3) の訂正後のBER が訂正前より劣
化しているのは,2ビット連続の誤りに対し,誤訂正す
るために誤りが増加するためである。図7の(B)は、本
発明の実施例の4相位相変調(QPSK) /遅延検波の方式
の場合の4通りのシンボル単位の誤りパターン図であ
り、1シンボルの2ビットの各ビットを独立なものとし
て扱っているが、QPSKの場合は各シンボルを1単位とし
て認識して処理することも出来る。即ち4ビットを一組
として、(0X0X),(0XX0),(X00X),(X0X0) の4通りの誤り
パターンを認識し訂正する様にする事も出来る。この場
合は,実際には各ブロックの前後で生じる誤りパターン
(0X),(X0) も識別する必要がある。また、シンボルのタ
イミングを識別する必要があるので回路規模はやや大き
くなるが、前の実施例ではビット単位で誤りを識別する
のに対し,今度の実施例ではシンボル単位で誤りを識別
すればよいので,識別すべきパターン数は前の実施例よ
りもやや少なくなり,符号化率R はやや高く出来る。誤
り訂正能力は前の実施例と同じである。
【0008】
【発明の効果】以上説明した如く、本発明によれば、例
えば差動符号化/遅延検波の変復調方式にて復調出力に
生ずる方式特有の連続誤りに対し,効率の良い誤り訂正
の符号化方式を提供できる。また、復号器の回路規模も
同等の訂正能力をもつ従来の符号化の場合に比べて小さ
くする事ができる効果が得られる。尚、ここでは4相位
相変調(QPSK) /遅延検波の変復調方式について述べた
が,他の変復調方式,例えば2相位相変調BPSK ,π/4シ
フトQPSK変調等に対しても同様の考え方を適用できる。
また、遅延検波以外の復調器でも、復調出力に特殊な誤
りパターンを生じるものならば, 同様の方式で対応する
事ができる。
えば差動符号化/遅延検波の変復調方式にて復調出力に
生ずる方式特有の連続誤りに対し,効率の良い誤り訂正
の符号化方式を提供できる。また、復号器の回路規模も
同等の訂正能力をもつ従来の符号化の場合に比べて小さ
くする事ができる効果が得られる。尚、ここでは4相位
相変調(QPSK) /遅延検波の変復調方式について述べた
が,他の変復調方式,例えば2相位相変調BPSK ,π/4シ
フトQPSK変調等に対しても同様の考え方を適用できる。
また、遅延検波以外の復調器でも、復調出力に特殊な誤
りパターンを生じるものならば, 同様の方式で対応する
事ができる。
【図1】 本発明の連続誤り訂正方式の基本構成を示す
原理図
原理図
【図2】 本発明の一般的な (n+1)次の符号化器の構成
例とシンドローム生成器の構成例の図、
例とシンドローム生成器の構成例の図、
【図3】 本発明の連続誤り訂正方式の符号の生成多項
式を求める手順図、
式を求める手順図、
【図4】 本発明の実施例のQPSK差動変調/遅延検波方
式の場合の生成多項式によるビット単位の誤り訂正の符
号化器とシンドローム生成器の構成例の図、
式の場合の生成多項式によるビット単位の誤り訂正の符
号化器とシンドローム生成器の構成例の図、
【図5】 本発明の実施例の連続誤り訂正方式の効果を
説明するためのビット誤り率特性の理論値の図
説明するためのビット誤り率特性の理論値の図
【図6】 従来の差動符号化/遅延検波器と誤り訂正の
符号化/復号器(QPSKの場合) のブロック図
符号化/復号器(QPSKの場合) のブロック図
【図7】 従来の差動符号化/遅延検波方式の誤りパタ
ーンとQPSK遅延検波方式のビット誤りパターン図
ーンとQPSK遅延検波方式のビット誤りパターン図
11は符号化器、111 はパリティ生成回路、112 はP/S
変換器、113 は合成器、21は復号器、210 は遅延回路、
211 はシンドローム生成回路、212 は訂正パターン生成
器、213 は排他的論理和の加算器である。
変換器、113 は合成器、21は復号器、210 は遅延回路、
211 はシンドローム生成回路、212 は訂正パターン生成
器、213 は排他的論理和の加算器である。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 【請求項1】 送信側(100)に送信データを変調する変
調器を持ち受信側( 200)に受信波を検波し受信データを
得る復調器を持つ通信方式に対し該変調器の前で誤り訂
正の符号化を行い該復調器の後で誤り訂正の復号を行な
う誤り訂正符号化方式において、該誤り訂正符号化方式
の符号パターンを生成する多項式として, 符号全体のブ
ロック長と誤り検出のパリティビット数(n) と誤りパタ
ーン(例えばQPSK変復調器の場合:XX,X0X,X00X)とを決
め,該パリティビット数に等しい次数(n) の多項式で該
誤りパターンを割り算し, 全ての誤りパターン(XX,X0X,
X00X)に対する剰余が互に異なるような多項式を選択し,
送信側(100)には其の選択した多項式でパリティ符号を
生成するパリティ生成回路(111)と其の生成したパリテ
ィ符号を前記送信データと合成(113) し其の合成出力を
誤り訂正符号を付加したデータとして変調器へ送出する
符号化器(11)と、受信側(200)には其の復調器の出力デ
ータを前記と同じ生成多項式で割り算しシンドローム
(S)を生成するシンドローム生成回路(211)と其の生成シ
ンドローム(S)による誤りビットの位置情報(j)とパター
ン情報(XX,X0X,X00X)により誤り訂正パターンを生成す
る訂正パターン生成器(212)と、其の生成した誤り訂正
パターンと前記復調器の出力データを遅延回路(210)で
遅延させ位相同期した出力データとの排他的論理和(21
3)をとり其の出力を復号出力とする復号器(21)を具えた
ことを特徴とする連続誤り訂正方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP3174876A JPH0522357A (ja) | 1991-07-16 | 1991-07-16 | 連続誤り訂正方式 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP3174876A JPH0522357A (ja) | 1991-07-16 | 1991-07-16 | 連続誤り訂正方式 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH0522357A true JPH0522357A (ja) | 1993-01-29 |
Family
ID=15986210
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP3174876A Withdrawn JPH0522357A (ja) | 1991-07-16 | 1991-07-16 | 連続誤り訂正方式 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH0522357A (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US9923664B2 (en) | 2014-10-01 | 2018-03-20 | Samsung Display Co., Ltd. | Common-mode signaling for transition encoding |
-
1991
- 1991-07-16 JP JP3174876A patent/JPH0522357A/ja not_active Withdrawn
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US9923664B2 (en) | 2014-10-01 | 2018-03-20 | Samsung Display Co., Ltd. | Common-mode signaling for transition encoding |
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Legal Events
Date | Code | Title | Description |
---|---|---|---|
A300 | Withdrawal of application because of no request for examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A300 Effective date: 19981008 |