JP2001186026A - ビタビ復号化装置およびビタビ復号化方法 - Google Patents

ビタビ復号化装置およびビタビ復号化方法

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JP2001186026A
JP2001186026A JP36563099A JP36563099A JP2001186026A JP 2001186026 A JP2001186026 A JP 2001186026A JP 36563099 A JP36563099 A JP 36563099A JP 36563099 A JP36563099 A JP 36563099A JP 2001186026 A JP2001186026 A JP 2001186026A
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maximum likelihood
path metric
branch
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JP36563099A
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English (en)
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Taketsugu Matsubara
岳次 松原
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NEC IC Microcomputer Systems Co Ltd
Original Assignee
NEC IC Microcomputer Systems Co Ltd
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Abstract

(57)【要約】 【課題】ビタビ復号化装置およびビタビ復号化方法を提
供する。 【解決手段】ブランチメトリック処理において、前時刻
までのパスメトリック平均と比較して、生き残る可能性
の小さいパスを切り捨てることで、ACS処理を削減で
きる。すなわち、従来例では56回のところ、本発明で
は34回のACS処理で正しい復号データを復元可能で
あり、約40%のACS処理を削減している。加えて、
パスメトリックの最大尤度差は従来例では2であったと
ころ、本発明では3となり、より雑音に対して耐性を持
たせることができ、エラー訂正率を向上させることが可
能になる。

Description

【発明の詳細な説明】
【0001】
【発明の属する技術分野】本発明は、ビタビ復号化装置
およびビタビ復号化方法に関し、特に、そのAdd C
ompare Select 処理(以下、ASC処理
と略記する)の高速化とエラー訂正率の向上を図ったビ
タビ復号化装置およびビタビ復号化方法に関する。
【0002】
【従来の技術】通信分野において誤り訂正技術は非常に
重要な技術の一つである。当該技術においてビタビ復号
は畳み込み符号に対する最尤復号法の一般的なアルゴリ
ズムとして知られており、誤り訂正能力が高いことから
伝送誤りが生じ易い通信経路をもつ伝送方式における復
号方式として、専用LSIやデジタルシグナルプロセッ
サ(DSP)で構成されたビタビ復号装置が多く使用さ
れている。
【0003】また、近年、マイクロプロセッサの高性能
化、高機能化がめざましく、専用LSIなどのハードウ
エアで行っていたビタビ復号化処理をソフトウエアで実
現することが可能になってきている。
【0004】このビタビ複合方式を有する従来のビタビ
復号化装置は、例えば、特開平8−279765号公報
に開示されている。
【0005】以下、従来のビタビ復号化装置の動作につ
いて図面を参照して説明する。
【0006】最初に、ビタビ復号と対をなす畳み込み符
号化器について説明する。
【0007】図7は、拘束長2、符号化率1/2の畳み
込み符号化を行う符号化器を示す。この符号化器は、1
単位時間だけデータを遅延させる遅延回路701、70
2と排他的論理和回路703、704、705より構成
されている。
【0008】前述のように構成された畳み込み符号化器
の出力は入力と遅延回路701、702の保持している
データにより決定され、遅延回路701、702の状態
をそれぞれ (701、702)=(0、0)の時、state(0) (701、702)=(0、1)の時、state(1) (701、702)=(1、0)の時、state(2) (701、702)=(1、1)の時、state(3) とした時の入出力は図8に示される関係となる。
【0009】この遅延回路701、702の状態の状態
遷移可能なパスを図示すると図9に示すようなトレリス
線図を描くことが出来る。同図における実線は、in
に”1”を入力した場合の遷移パスであり、点線はin
に”0”を入力した場合の遷移パスである。ここで、図
7に示す畳み込み符号化器に、入力ビット列(1、1、
0、0、0、1、1)を入力した時の動作を説明する。
【0010】前記畳み込み符号化器の初期内部状態をs
tate(0)とし、時刻t0において”1”が入力さ
れる、と図8から分かるように(out1、out2)
=(1、1)を出力し、内部状態はstate(1)に
遷移する。時刻t1において次の入力データである”
1”が入力されると、同様に(out1、out2)=
(0、1)を出力し、state(3)に遷移する。
【0011】以上のような動作を繰り返し時刻t7の時
点で、出力データ列として(11、01、01、11、
00、11、01)が得られ、内部状態は図10で示さ
れる状態遷移をする。
【0012】次に、図7に示す畳み込み符号化器により
符号化されたデータを復号するビタビ復号化装置の説明
をする。
【0013】図11には、従来の一般的なビタビ復号化
装置が示されている。このビタビ復号化装置は、受信デ
ータと図9に示すあらかじめ知り得る各パスの出力とを
比較し、ブランチメトリックを計算するブランチメトリ
ック処理部111と、ブランチメトリック処理部111
により計算されたブランチメトリックと、前時刻までの
パスメトリックとを加算し、比較し、現時刻のパスメト
リックを計算するACS(Add Compare S
elect)処理部112と、ACS処理部112に計
算されたパスメトリックをオーバーフローしないように
正規化する正規化処理部113と、トレースバック処理
を行い、復号データを出力するトレースバック処理部1
14と、前記までの各処理部のパスメトリック等の中間
出力、復号データを記憶するパスメモリ115より構成
されている。
【0014】以降の説明は、前記畳み込み符号化器の出
力である(11、01、01、11、00、11、0
1)の第6ビット目にエラーが発生して(11、01、
00、11、00、11、01)となったデータを受信
した場合を例に説明する。
【0015】最初に、ビタビ復号化装置のブランチメト
リック処理について、説明する。
【0016】受信データは、まず、ブランチメトリック
処理部111に入力される。ブランチメトリック処理部
111は、図12で示されるフローチャートに従い、図
13に示すように1単位時間で遷移可能な全てのパスに
ついて、出力と実際の受信データとのブランチメトリッ
クを計算し、ACS処理部112に出力する。
【0017】具体的には、時刻t1においてデータ(1
1)を受信した時の図13のブランチメトリックbr
(0)を求める処理は以下のようになる。
【0018】br(0)の状態遷移による出力は、図9
から(00)であることが分かる。これと実際の受信デ
ータ(11)とのビット毎の差の総和を示すハミング距
離を求める。この場合2ビットとも一致しないのでハミ
ング距離(ブランチメトリック)は2である。
【0019】以上の処理をbr(1)〜br(7)につ
いても行う。
【0020】次に、ビタビ復号化装置のACS処理につ
いて、説明する。
【0021】前述のブランチメトリック処理後、求めた
ブランチメトリックはACS処理部112に入力され
る。ACS処理部112では図14で示されるフローチ
ャートに従い、生き残りパスを各状態毎に推定し、現時
刻におけるパスメトリックと前時刻状態及び復号データ
候補を決定する。
【0022】なお、図14中の配列変数pmはpm[時
間][状態数][データ]の要素からなり、データの要
素はpm[][][0]:パスメトリック、p
m[][][1]:前時刻の状態番号、pm[][]
[2]:復号データ候補となっている。
【0023】具体的に、時刻t1のstate(0)を
例にとってみると、図13よりこの状態に遷移可能なパ
スは時刻t0のstate(0)、state(2)か
らのパスであるから、このパスに対するブランチメトリ
ックはbr(0)とbr(4)である。
【0024】これと時刻t0までのstate(0)と
state(2)のパスメトリックpm(0、0、
0)、pm(0、2、0)を加算、比較し、小さい方の
パスメトリックを時刻t1におけるstate(0)の
パスメトリックpm(1、0、0)とする。時刻t0は
初期状態であるため、パスメトリックを0として計算す
ると、 br(0)+pm(0、0、0)=2 br(4)+pm(0、2、0)=0 となるので、最尤パスはstate(2)→state
(0)となり、パスメトリック(0)がpm(1、0、
0)に、前時刻状態であるstate(2)の状態番号
(2)がpm(1、0、1)に復号データ候補(0)が
pm(1、0、2)にそれぞれ代入される。以上の処理
をpm(1、1、x)〜pm(1、3、x)についても
行う。
【0025】次に、ビタビ復号化装置の正規化処理につ
いて説明する。
【0026】パスメトリックは、言い換えると、累積ハ
ミング距離であるから、有限語長で処理する場合、その
ままではいずれオーバーフローしてしまう。そのため正
規化処理部113ではオーバーフローしないように前記
ACS処理部112で求められたパスメトリックを正規
化する。正規化の方法については説明を省略する。
【0027】次に、ビタビ復号化装置のトレースバック
処理について説明する。
【0028】各時刻において受信したデータについて、
前記までの一連の処理を行い、全ての受信データに対し
ての処理が終了した時の状態遷移は図15のようにな
る。最終時刻t7においてパスメトリックが最も小さい
のはstate(3)であるので、pm(7、3、1)
から前時刻t6の状態を読み出し、次にpm(6、pm
(7、3、1)、1)と1単位時間ずつ過去へ遡り、そ
れを最初の時刻t0まで過去に遡ってまで行うと、図1
5の太い実線で示したパス(最尤パスと呼ばれる)を通
る。このパスは、図10の畳み込み符号化器の内部状態
遷移と一致し、このパスの復号データ候補を取り出す
と、(1、1、0、0、0、1、1)となり、符号化前
のデータと一致しており、受信データに1ビットの誤り
が有ったにもかかわらず正しく復号が出来ていることが
分かる。以上説明したように、ビタビ復号化では、伝送
されてきた符号化データに含まれるエラーを訂正し、正
しいデータに復号することが可能となる。
【0029】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、マイク
ロプロセッサを用いたこの従来技術のビタビ復号化装置
およびビタビ復号化方法は、ビタビ処理をソフトウェア
で実行可能と言ってもこのマイクロプロセッサが通常マ
ルチタスク環境で動作しているので、ビタビ処理の高速
化が避けられない問題であった。
【0030】また、高速化を実現するため、その代償と
してエラー訂正率を低く設計せざるを得ない問題もあっ
た。
【0031】したがって、上記問題に鑑み本発明の目的
は、処理速度向上とエラー訂正率の向上を両立した、特
に、ASC処理の高速化とエラー訂正率の向上を図った
ビタビ復号化装置およびビタビ復号化方法を提供するこ
とにある。
【0032】
【課題を解決するための手段】本発明のビタビ復号化装
置は、前時刻から現時刻までの1単位時間に遷移可能な
全てのパスについてブランチメトリックを計算するブラ
ンチメトリック処理手段と、前時刻までの最尤復号情報
と現時刻までの最尤復号情報をそれぞれ記憶するための
1対のデータバッファと、前時刻までのパスメトリック
と現時刻までのパスメトリックをそれぞれ記憶するため
の1対のパスメトリックバッファと、1単位時間毎に、
前記ブランチメトリック処理手段により計算されたブラ
ンチメトリックと前記1対のパスメトリックバッファの
一方に記憶された前時刻までのパスメトリックに基づい
て、現時刻の各状態における最も確からしいパスを推定
して、このパスに基づいて前記1対のデータバッファの
一方に記憶された前時刻までの最尤復号情報を並び替え
て他方に書き込むとともに、前記1対のパスメトリック
バッファの一方に記憶されたパスメトリックを更新して
他方に書き込むACS処理手段と、前記パスメトリック
バッファに記憶された現時刻までのパスメトリックと前
記データバッファに記憶された現時刻までの最尤復号情
報に基づいて復号データを検索するトレースバック処理
手段とを有する構成である。
【0033】また、本発明のビタビ復号化方法は、前時
刻から現時刻までの1単位時間に遷移可能な全てのパス
についてブランチメトリックを計算するブランチメトリ
ック処理ステップと、 1単位時間毎に、前記ブランチ
メトリック処理ステップにより計算されたブランチメト
リックと1対のパスメトリックバッファの一方に記憶さ
れた前時刻までのパスメトリックに基づいて、現時刻の
各状態における最も確からしいパスを推定して、このパ
スに基づいて1対のデータバッファの一方に記憶された
前時刻までの最尤復号情報を並び替えて他方に書き込む
とともに、1対のパスメトリックバッファの一方に記憶
されたパスメトリックを更新して他方に書き込むACS
処理ステップと、前記パスメトリックバッファに記憶さ
れた現時刻までのパスメトリックと前記データバッファ
に記憶された現時刻までの最尤復号情報に基づいて復号
データを検索するトレースバック処理ステップとを有す
る。
【0034】すなわち、本発明は、ブランチメトリック
処理において、ある閾値とブランチメトリックを比較
し、閾値より大きい場合は、そのブランチメトリックを
破棄し、次の処理であるACS処理において、先に破棄
したブランチメトリックが関わる演算を行わないことに
よりACS処理を削減する。
【0035】また、ある時刻においてある状態に遷移す
るためのブランチメトリックが全て破棄されている場合
は最大パスメトリックをその状態におけるパスメトリッ
クとし、最尤パスとの尤度差を広げることで、特に周期
的な雑音によるエラー訂正率を向上させる。
【0036】
【発明の実施の形態】次に、本発明の第1の実施の形態
について図面を参照して説明する。本発明の第1の実施
の形態のビタビ復号化装置およびビタビ復号化方法を図
1に示す。
【0037】図1は、本発明によるビタビ復号化装置の
構成を示すブロック図である。
【0038】図1を参照すると、本発明の第1の実施の
形態のビタビ復号化装置は、受信データと図9に示すあ
らかじめ知り得る各パスの出力を比較し、ブランチメト
リックを計算するとともに、前時刻までのパスメトリッ
ク平均値と比較し、その結果をフラグに反映させる機能
を具備したブランチメトリック処理部101と、前記ブ
ランチメトリック処理部101により計算されたブラン
チメトリックと前時刻までのパスメトリックを加算、比
較し、現時刻のパスメトリックを計算する機能と、前記
ブランチメトリック処理部101の出力であるフラグを
用いて加算、比較処理を適正に間引く機能を具備したA
CS処理部102と、ACS処理部102により計算さ
れたパスメトリックをブランチメトリック範囲に止める
ようにパスメトリックの範囲をシフトする機能を具備し
たパスメトリック範囲シフト部103と、トレースバッ
ク処理を行い、復号データを出力する機能を具備したト
レースバック処理部104と、前記までの各処理部のパ
スメトリック等の中間出力、復号データを記憶するパス
メモリ105より構成される。
【0039】以下、本発明の第1の実施の形態のビタビ
復号化装置の動作について前述の従来例の動作を説明し
た時と同様に、1ビットのエラーを含んだデータ系列
(11、01、00、11、00、11、01)を受信
データとすることを前提に説明する。 (1)ブランチメトリック処理 受信データはまずブラ
ンチメトリック処理部101に入力される。ブランチメ
トリック処理部101は、図2で示されるフローチャー
トに従った処理を行い、ACS処理部102にブランチ
メトリック及び、ブランチメトリック・フラグを出力す
る。
【0040】具体的に、図2を参照して、説明する。ま
ず、図2に記載の変数について説明する。変数x:ブラ
ンチメトリック番号、ave_path:前時刻までの
パスメトリックの平均値、br_flag:変数xが示
すブランチメトリックに対するave_pathより大
きいかどうかを示すフラグ(大きい場合に1となる)、
y:br_flagが1となったブランチメトリックの
数である。
【0041】次に、図2を参照すると、ステップS20
1は、処理前の初期化として、x、yを0に初期化す
る。次に、ステップS202では、従来例と同様にブラ
ンチメトリックbr(x)を計算する。この時、同時に
br(x)のブランチメトリックに対するbr_fla
g(x)を0にクリアする。
【0042】次に、ステップS203では、算出したブ
ランチメトリックbr(x)とave_pathとを比
較し、br(x)<=ave_pathの場合は、ステ
ップS205に、br(x)>ave_pathの場合
はS204に分岐する。
【0043】ステップS204では、br(x)のブラ
ンチメトリックに対応するbr_flag(x)を1に
セットし、yをインクリメントする。
【0044】そして、ステップS205では、xとブラ
ンチ数(この場合は7)を比較し、x>=ブランチ数の
場合は、ステップS207に、x<ブランチ数の場合
は、ステップS206に分岐する。
【0045】ステップS206では、xをインクリメン
ト(次のブランチメトリック番号にする)し、ステップ
S202にジャンプする。
【0046】ステップS207では、yとブランチ数を
比較し、y==ブランチ数の場合はステップS208へ
分岐し、それ以外は本処理を終了する。
【0047】ステップS208に分岐する事は、すなわ
ち、全てのブランチメトリックがave_path以上
であるので、この場合は、全てのbr_flagを0に
クリアし、本処理を終了する。
【0048】したがって、ブランチメトリック処理で
は、従来例と同様にブランチメトリックを計算した後、
算出したbr(0)〜br(7)を平均パスメトリック
であるave_path(初期値はブランチメトリック
の平均である1とする)と比較し(図2のステップ20
1)、この値より大きいブランチメトリックに対しbr
_flagを(1)に設定する(図2のステップ20
2)。もし、全てのbr_flagが(1)の時は全て
0にする(図2のステップ203)。
【0049】(2)ACS処理 前記ブランチメトリッ
ク処理後、求めたブランチメトリックはACS処理部1
02に入力される。ACS処理部102では図3で示さ
れるフローチャートに従い、生き残りパスを各状態毎に
推定し、現時刻におけるパスメトリックと前時刻状態及
び復号データ候補を決定する。
【0050】図3を参照して、具体的に説明する。
【0051】図3に記載の変数は、x:現時刻の状態番
号、y:現時刻の状態xから遷移可能なパスの数のカウ
ント用、z:現時刻の状態xにおいてAdd処理がスキ
ップされたかどうかのフラグ(0の場合全ての遷移可能
なパスに対するAdd処理がスキップされたことにな
る)、t:時間(timeは現時刻を表す)、i:状態
xに遷移可能なブランチメトリック番号、j:iで示さ
れるブランチメトリックに対応するパスメトリック番
号、br_flag:図2の説明と同様であるので参
照、tmp_pm():Compare処理用パスメト
リックのテンポラリ(1次元配列、要素数はある状態か
ら遷移可能なパスの数)、pm():パスメモリ(3次
元配列、要素は時間、状態数、復号情報、それぞれの要
素数は時間がパスメモリ長分、状態数がある時刻におい
てとりうる状態の数、復号情報として状態番号と復号デ
ータ候補の2)、max_branch:ブランチメト
リックで取りうる最大値(固定値)である。
【0052】まず、ステップS301では、処理前の初
期化として、x、y、zを0に、tを現時刻に初期化
し、iに状態xに遷移可能なブランチメトリック番号、
jにiで示されるブランチメトリックに対応するパスメ
トリック番号を代入する。
【0053】次に、ステップS302では、br_fl
agのフラグチェックをし、1の場合は、ステップS2
04(Add処理のスキップ)に分岐し、0の場合はス
テップS303に進む。
【0054】ステップS303は、Add処理で、ブラ
ンチメトリックとパスメトリックを加算し、現時刻にお
けるパスメトリック候補を算出し、zをインクリメント
する。
【0055】ステップS304では、全ての遷移可能パ
スについてAdd処理を行ったかどうかのチェックをす
る。すべて終了した場合は、ステップS306に分岐
し、終了していない場合はステップS305へ進む。
【0056】次に、ステップS305で、yをインクリ
メントし、i、jに次の値をセットする。さらに、ステ
ップS306で、zが0かどうかのチェックし、0(現
時刻の状態xにおいてAdd処理がスキップ)の場合、
ステップS307へ分岐し、それ以外の場合はS308
へ分岐する。
【0057】ステップS307場合、現時刻において状
態xである可能性はないとみなし、パスメトリックを現
時刻における最大値に設定する。
【0058】ステップS308は、Compare S
elect処理で、算出したパスメトリックの中から最
小となるパスメトリックを選択し、そのパスメトリック
値と、前時刻の状態番号と、復号データ候補をパスメモ
リに記録する。
【0059】そして、ステップS309では、全ての状
態について処理したかどうかのチェックする。全ての状
態について終了した場合は終了し、全ての状態について
終了していない場合はS310へ分岐する。
【0060】ステップS310では、xをインクリメン
ト(次の状態番号にする)し、yを0クリアし、iに状
態xに遷移可能なブランチメトリック番号、jにiで示
されるブランチメトリックに対応するパスメトリック番
号を代入する。
【0061】具体的に、時刻t1のstate(0)を
例にとってみると、図13よりこの状態に遷移可能なパ
スは時刻t0のstate(0)、state(2)の
パスであるから、このパスに対するブランチメトリック
はbr(0)とbr(4)である。このブランチメトリ
ックに対する有効フラグbr_flag(0)、br_
flag(4)はそれぞれ、(1)、(0)であるから
br(0)は無効であるので(図3のステップ30
1)、生き残りパスはstate(2)→state
(0)となり、br(4)+pm(0、2、0)がpm
(1、0、0)に、前時刻状態であるstate(2)
の状態番号(2)がpm(1、0、1)に復号データ候
補(0)がpm(1、0、2)にそれぞれ代入される。
以上の処理をpm(1、1、x)〜pm(1、3、x)
についても行う。もし、現状態に対する生き残りパスが
全て無効な場合は前時刻の最大パスメトリックと最大ブ
ランチメトリックの和を代入する(図3のステップ30
2)。 (3)パスメトリック範囲シフト処理 前記ACS処理
後、求めたパスメトリックの最大値(max_pat
h)、最小値(min_path)を検索し、最大値が
ブランチメトリックの最大値(max_branch)
を超えている場合、全てのパスメトリックを最小値で減
ずることにより、パスメトリックの最小値を0にし(図
4のステップ401)、平均パスメトリック(ave_
path)を求める(図4のステップ402)。
【0062】図4を参照して、具体的に説明する。ま
ず、図4に記載の変数は、t:時間(timeは現時刻
を表す、図3の説明と同様)、max_path:現時
刻におけるパスメトリックの最大値、min_pat
h:現時刻におけるパスメトリックの最小値、ave_
path:現時刻までのパスメトリック平均値、max
_branch:ブランチメトリックで取りうる最大値
(固定値、図3の説明と同様)である。
【0063】まず、ステップS401は、処理前の初期
化として、tを現時刻に初期化し、max_pathに
現時刻におけるパスメトリックの最大値、min_pa
thに現時刻におけるパスメトリックの最小値を代入す
る。
【0064】次に、ステップS402では、max_p
athと最大ブランチメトリックを比較し、max_p
athの方が大きい場合は、ステップS403へ分岐
し、逆の場合はS404へ分岐する。
【0065】ステップS403では、最小パスメトリッ
クが0となるように正規化処理を行う。そして、ステッ
プS404で、現時刻までの平均パスメトリックを算出
する。 (4)トレースバック処理 各時刻において受信したデ
ータについて、前記までの一連の処理を行い、全ての受
信データに対しての処理が終了した時の状態遷移は図5
のようになる。従来例と同様にトレースバックを行うと
図5の太い実線で示したパスを通り、従来例と同様、正
しく復号が出来ていることが分かる
【0066】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
ブランチメトリック処理において前時刻までのパスメト
リック平均と比較して、生き残る可能性の小さいパスを
切り捨てることで、ACS処理を削減できる。図5と図
15を比較すると、各図中の矢印の数はACS処理の回
数を示すものであるので、これを比較すると図5では3
4本、図15では56本である。
【0067】すなわち、従来例では56回のところ、本
発明では34回のACS処理で正しい復号データを復元
可能であることを示しており、約40%のACS処理を
削減している。加えて、パスメトリックの最大尤度差は
従来例では2であったところ、本発明では3となり、よ
り雑音に対して耐性を持たせることができ、エラー訂正
率を向上させることが可能になる。
【0068】図6に拘束長2、符号化率1/2の畳み込
み符号化器により1000ビット符号化し、周期的ノイ
ズを加えたデータ系列を従来例および、本発明のビタビ
復号化方法によりシュミレーションした結果を示す。
【図面の簡単な説明】
【図1】本発明の第1の実施の形態のビタビ復号化装置
のブロック図である。
【図2】図1に示すビタビ復号化装置のブランチメトリ
ック処理部のフローチャートである。
【図3】図1に示すビタビ復号化装置のACS処理部の
フローチャートである。
【図4】図1に示すビタビ復号化装置のパスメトリック
範囲シフト処理部のフローチャートである。
【図5】図1に示すビタビ復号化装置のトレースバック
処理の説明図である。
【図6】本発明の効果を説明する図である。
【図7】畳み込み符号化器を示すブロック図である。
【図8】図7に示す畳み込み符号化器の入出力表であ
る。
【図9】図7に示す畳み込み符号化器のトレリス線図で
ある。
【図10】図7に示す畳み込み符号化器の状態遷移図で
ある。
【図11】従来技術のビタビ復号化装置のブロック図で
ある。
【図12】図11に示すビタビ復号化装置のブランチメ
トリック処理部のフローチャートである。
【図13】図11に示すビタビ復号化装置のトレリス線
図である。
【図14】図11に示すビタビ復号化装置のACS処理
部のフローチャートである。
【図15】図11に示すビタビ復号化装置のトレースバ
ック処理の説明図である。
【符号の説明】
101,111 ブランチメトリック処理部 102,112 ACS処理部 103 パスメトリック範囲シフト処理部 104,114 トレースバック処理部 105,115 パスメモリ 113 正規化処理部 701,702 遅延回路 703,704,705 排他的論理和回路 S201〜S208,S301〜S310,S401〜
S404 処理ステップ

Claims (6)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項1】 前時刻から現時刻までの1単位時間に遷
    移可能な全てのパスについてブランチメトリックを計算
    するブランチメトリック処理手段と、 前時刻までの最尤復号情報と現時刻までの最尤復号情報
    をそれぞれ記憶するための1対のデータバッファと、 前時刻までのパスメトリックと現時刻までのパスメトリ
    ックをそれぞれ記憶するための1対のパスメトリックバ
    ッファと、 1単位時間毎に、前記ブランチメトリック処理手段によ
    り計算されたブランチメトリックと前記1対のパスメト
    リックバッファの一方に記憶された前時刻までのパスメ
    トリックに基づいて、現時刻の各状態における最も確か
    らしいパスを推定して、このパスに基づいて前記1対の
    データバッファの一方に記憶された前時刻までの最尤復
    号情報を並び替えて他方に書き込むとともに、前記1対
    のパスメトリックバッファの一方に記憶されたパスメト
    リックを更新して他方に書き込むACS処理手段と、 前記パスメトリックバッファに記憶された現時刻までの
    パスメトリックと前記データバッファに記憶された現時
    刻までの最尤復号情報に基づいて復号データを検索する
    トレースバック処理手段と、 を有するビタビ復号化装置。
  2. 【請求項2】 前記データバッファには、最尤復号情報
    として各パスの最尤復号データ候補が記憶されることを
    特徴とする請求項1記載のビタビ復号化装置。
  3. 【請求項3】 前記データバッファには、最尤復号情報
    として各パスの最尤状態遷移履歴が記憶されることを特
    徴とする請求項1記載のビタビ復号化装置。
  4. 【請求項4】 前時刻から現時刻までの1単位時間に遷
    移可能な全てのパスについてブランチメトリックを計算
    するブランチメトリック処理ステップと、1単位時間毎
    に、前記ブランチメトリック処理ステップにより計算さ
    れたブランチメトリックと1対のパスメトリックバッフ
    ァの一方に記憶された前時刻までのパスメトリックに基
    づいて、現時刻の各状態における最も確からしいパスを
    推定して、このパスに基づいて1対のデータバッファの
    一方に記憶された前時刻までの最尤復号情報を並び替え
    て他方に書き込むとともに、1対のパスメトリックバッ
    ファの一方に記憶されたパスメトリックを更新して他方
    に書き込むACS処理ステップと、 前記パスメトリックバッファに記憶された現時刻までの
    パスメトリックと前記データバッファに記憶された現時
    刻までの最尤復号情報に基づいて復号データを検索する
    トレースバック処理ステップと、を有するビタビ復号化
    方法。
  5. 【請求項5】 前記データバッファには、最尤復号情報
    として各パスの最尤復号データ候補が記憶されることを
    特徴とする請求項4記載のビタビ復号化方法。
  6. 【請求項6】 前記データバッファには、最尤復号情報
    として各パスの最尤状態遷移履歴が記憶されることを特
    徴とする請求項4記載のビタビ復号化方法。
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* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
US8401126B2 (en) 2005-06-28 2013-03-19 Sony Corporation Viterbi decoding apparatus

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