JP2001267937A

JP2001267937A - 畳込み符号用のソフト出力デコーダ

Info

Publication number: JP2001267937A
Application number: JP2001033291A
Authority: JP
Inventors: Brian K Classon; ブライアン・ケイ・クラッソン; M Schaffner Terry; テリー・エム・シャフナー; A Desai Vipuru; ヴィプル・エイ・デサイ; C Baker James; ジェイムス・シー・ベイカー; M Friend Daniel; ダニエル・エム・フレンド
Original assignee: Motorola Inc
Current assignee: Motorola Solutions Inc
Priority date: 2000-02-10
Filing date: 2001-02-09
Publication date: 2001-09-28
Also published as: GB0103078D0; GB2365291B; GB2365291A; US6868132B1

Abstract

(57)【要約】【課題】長さＬの窓に分割されるブロック長Ｎの格子
によって表される信号を復号する。【解決手段】長さＬの窓に分割されるブロック長Ｎの
格子によって表される信号を復号することは、窓の最後
より後の点Ｐから、逆方向で窓の最後まで、逆方向帰納
を復号する（２０６）段階を含む。Ｐは、逆方向帰納が
窓の最後における既知の状態メトリックを判定するよう
に、窓の最後から十分離れた距離で選択される。次のス
テップは、窓の最後における既知の状態から、逆方向で
窓の開始まで、逆方向帰納を利用して、窓を復号し（２
０８）、格納される既知の逆方向帰納状態メトリックの
セットを定める。次のステップは、窓の開始における既
知の状態から開始し、順方向に移動する順方向帰納を利
用して、復号する（２１０）。次のステップは、格納済
み逆方向帰納状態メトリックと、各ステージにおける分
岐メトリックとを利用して、順方向帰納の各ステージに
おいてソフト出力を計算し（２１２）、このステージの
ソフト出力を出力する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、一般に、通信システム
に関し、さらに詳しくは、畳込み符号通信システムの受
信機で用いられるソフト出力デコーダに関する。

【０００２】なお、本出願は、発明者DesalおよびClass
onによる米国特許出願第０９／５００，８１９号，発明
者ClassonおよびSchaffnerによる米国特許出願第０９／
５０１，９２２号および発明者Classon, Schaffnerおよ
びDesaiによる米国特許出願第０９／５０１，８８３号
に関する。関連出願は、本出願と同一日付にて出願さ
れ、本出願の譲受人に譲渡され、この参照により本明細
書に全体が含まれるものとする。

【０００３】

【従来の技術】畳込み符号は、送信情報をエラーから保
護するためにデジタル通信システムで用いられる場合が
多い。送信機では、発信符号ベクトルは格子図(trellis
diagram)を利用して記述でき、その複雑さはエンコー
ダの制約長(constraint length)によって決定される。
演算的な複雑さは制約長の増加とともに増加するが、符
号化の堅牢性(robustness)も制約長とともに増加する。

【０００４】受信機では、当技術分野で周知なようなビ
タビ・デコーダ(Viterbi decoder)などの実際的なソフ
ト判定デコーダは、格子構造を利用して、最尤送信符号
ベクトルについて最適な検索を行う。しかし、ビタビ・
アルゴリズムは演算的に複雑であり、その複雑さは制約
長の増加とともに指数関数的に増加する。実質的にこの
ことは、ビタビ・デコーダは、大きな制約長では、畳込
み符号について大量のメモリおよび処理能力を必要とす
ることを意味する。

【０００５】直接シーケンス符号分割多元接続（ＤＳ−
ＣＤＭＡ：Direct Sequence Code Division Multiple A
ccess）規格ＩＳ−９５や、ＧＳＭ(Global System for
Mobile Communications)などのさまざまな通信システム
用のコーダは、このような大きな制約長を有する。例え
ば、ＧＳＭハーフ・レート制約長はＫ＝７であり、ＩＳ
−９５制約長はＫ＝９である。

【０００６】ビタビ・デコーダの別の欠点は、送信中に
発生した実際のエラーの数に関係なく、各符号ベクトル
について固定数の演算を実行しなければならないことで
ある。従って、ビタビ・デコーダは、わずかな送信エラ
ーや、まったくエラーのない受信信号についても、多く
のエラーを有する受信信号と同じ数の演算を利用して処
理する。

【０００７】近年、従来の符号化方法よりも優れたター
ボ符号(turbo codes)が開発されている。一般に、ター
ボ符号とは、２つまたはそれ以上の畳込み符号と、ター
ボ・インタリーバ(turbo interleaver)とによって構成
される。ターボ復号(turbo decoding)は反復的で、ソフ
ト出力デコーダを利用して個別の畳込み符号を復号す
る。ソフト出力デコーダは、各ビット位置に関する情報
を与え、これはソフト出力デコーダが他の畳込み符号を
復号するのを助ける。ソフト出力デコーダは、通常ＭＡ
Ｐ(maximum a posteriori)デコーダであり、ソフト出力
を判定するために逆方向および順方向復号を必要とす
る。しかし、メモリ，処理および演算的なトレードオフ
のため、一般にＭＡＰ復号は最適以下の近似(sub-optim
al approximation)に制限される。これらの変形例も全
て、ブロック上で順方向および逆方向復号を必要とす
る。

【０００８】３ＧＰＰ(third generation partnership
project for wireless systems)などの将来の規格につ
いて、ブロック長Ｎ＝５１２０を有する８状態ターボ符
号(8-state turbo code)は、４０９６０ワード分の中間
格納を必要とし、これは受け入れ難い。将来のシステム
（より大きなフレームおよびより多くの数の状態）は、
さらに多くのメモリを必要とする。逆に、Ｎ＝５１２０
の８状態格子についてソフト出力を生成しないビタビ・
デコーダは、１００ワード未満の中間格納しか必要とし
ない。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】従って、従来のターボ
・デコーダおよびＭＡＰデコーダによって課せられる制
限なしに、畳込み符号を復号するための全体的なメモリ
および処理条件を低減するソフト出力デコーダが必要と
される。

【００１０】

【実施例】本発明は、ビタビ・デコーダに比べてわずか
な演算量の増加だけで、従来のターボ・デコーダからメ
モリ条件を大幅に低減する。全体では、これはより効率
的なデコーダを提供する。さらに、本発明は、従来のタ
ーボ・デコーダおよびＭＡＰデコーダの制限を最小限に
抑える。

【００１１】一般に、ブロック符号，畳込み符号，ター
ボ符号などは、図１に示すように格子としてグラフ表現
される。ＭＡＰ(maximum a posteriori)タイプのデコー
ダ（対数(log)ＭＡＰ，ＭＡＰ，最大対数(max-log)ＭＡ
Ｐ，定数対数(constant-log)ＭＡＰなど）は、当技術分
野で周知なように、ソフト出力を与えるために、格子上
で順方向および逆方向一般化ビタビ帰納(generalized V
iterbi recursions)を利用する。ＭＡＰデコーダは、全
受信ビットに基づいて、各情報ビットについて復号ビッ
ト・エラー確率を最小限に抑える。典型的な従来のＭＡ
Ｐデコーダは、復号で用いるためのメモリを必要とす
る。

【００１２】符号化シーケンスのマルコフ特性(Markov
nature)（ここで、以前の状態は未来の状態または未来
の出力分岐に影響を及ぼしえない）のため、ＭＡＰビッ
ト確率は、過去（格子の開始から現在状態まで），現在
状態（現在値の分岐メトリック(branch metric)）およ
び未来（格子の最後から現在値まで）に分けることがで
きる。具体的には、ＭＡＰデコーダは現在状態まで順方
向および逆方向帰納を実行し、ここで過去および未来の
確率は現在の分岐メトリックとともに用いられて、出力
判定を生成する。ハードおよびソフト出力判定を与える
原理は当技術分野で周知であり、上記の復号方法のいく
つかの変形例が存在する。

【００１３】ターボ符号用に検討されるソフト入力／ソ
フト出力ＳＩＳＯデコーダのほとんどは、L.R. Bahl,
J. Cocke, F. Jelinek, J. Raviv による論文 "Optimal
Decoding of Linear Codes for Minimizing Symbol Er
ror Rate", IEEE Transactions on Information Theor
y, Vol. IT-20, March 1974, pp.284-7（ＢＣＪＲアル
ゴリズム）における従来のＭＡＰアルゴリズムに基づい
ている。図１は、ターボ符号で利用できる、８状態畳込
み符号用のこのアルゴリズムの格子図を示す。これから
わかるように、一般に系統的畳込み符号(systematic co
nvolutional code)であるが、ブロック符号でもよい成
分符号(constituent codes)とインターリーバによっ
て、ターボ・コーダは構築される。ＭＡＰアルゴリズム
は、受信シーケンスについて情報ビットのエラー確率を
最小限に抑えるだけでなく、受信シーケンスについて情
報ビットが１または０である確率を与える。ＢＣＪＲア
ルゴリズムは、各ビット位置（格子セクション）につい
てソフト出力判定を与え、ここでブロック内のソフト入
力の影響は、過去（以前のソフト入力(earlier soft in
puts)）からの寄与と、現在のソフト入力からの寄与
と、未来（以降のソフト入力(later soft inputs)）か
らの寄与とに分けられる。このデコーダ・アルゴリズム
は、各格子セクション（ステージ）について最適なソフ
ト出力を導くために、格子上で順方向および逆方向一般
化ビタビ帰納を必要とする。これらの帰納的確率、より
一般的には、確率の対数尤度比（ＬＬＲ：log-likeliho
od ratio）は、反復的ターボ復号におけるＳＩＳＯ復号
ステップ間で渡される。情報ビットｕ_tのＬＬＲは、復
号済みシーケンス内の全ビットについて次式の通りであ
る（ｔ＝１〜Ｎ）。

【００１４】

【数１】

【００１５】数式１において、受信シーケンスについて
復号済みビットが格子内で１（または０）に等しい確率
は、符号のマルコフ特性により項の積からなる。マルコ
フ特性は、現在が与えられると、過去および未来は独立
であるというものである。現在(_t（ｎ，ｍ）は、時間ｔ
にて状態ｍであり、また時間ｔ−１にて直前の状態がｎ
であるとき、シンボルｙ_tを生成する確率である。現在
は、分岐メトリックの関数をである。過去(_t（ｍ）は、
受信シーケンス｛ｙ₁，．．．，ｙ_t｝で時間ｔにて状態
ｍである確率であり、未来(_t（ｍ）は、時間ｔにて状態
ｍから受信シーケンス｛ｙ_t+1，．．．ｙ_N｝を生成する
確率である。確率(_t（ｍ）は、(_t-1（ｍ）と(_t（ｎ，
ｍ）の関数として表すことができ、順方向帰納という。

【００１６】

【数２】

【００１７】ここで、Ｍは状態の数である。(_t+1（ｎ）
および(_t（ｎ，ｍ）から確率(_t（ｎ）を計算するための
逆方向帰納は次式の通りである。

【００１８】

【数３】

【００１９】数式１における全体的な帰納的確率は、ｕ
_t＝１（または０）に対応する格子¹（Ｂ⁰）における分
岐上で加算することによって算出される。

【００２０】数式１におけるＬＬＲは、時間ｔにて順方
向帰納および逆方向帰納の両方が利用可能であることを
必要とする。この条件を満たすＢＣＪＲ方法は、逆方向
帰納全体を算出・格納して、(_t-1および(_tを利用してｔ
＝１からｔ＝Ｎまで(_t（ｍ）および(_tを帰納的に算出す
る。

【００２１】このデコーダの欠点は、Ｎステージのブロ
ック全体を最初にメモリに格納してから、処理しなけれ
ばならないことである。これは大量のメモリ（Ｎセクシ
ョン(Ｍ状態(状態当りのビット数）を必要とするだけで
なく、情報を出力する前に長さＮの信号遅延を生じさせ
る。Ｗ−ＣＤＭＡシステム（Ｎ〜５０００，Ｍ＝８，１
３ビット）では、必要なメモリは約０．５Ｍビットであ
る。ｃｄｍａ２０００システムでは、Ｎは約２００００
であり、これは約２Ｍビットのメモリを必要とする。小
さいシーケンス長では、メモリ利用は一般に問題になら
ない。しかし、ターボ符号が最良の性能を発揮する大き
なＮでは、メモリ利用は重要になる。

【００２２】複雑さの点では、ＢＣＪＲ方法は逆方向帰
納についてＮＭ状態更新を必要とし（格子セクション当
りＭ状態更新，符号内のＮ格子セクション）、最適な性
能を与える。実際には、（図１に示すように）ブロック
全体で逆方向帰納がプロセッサによって実行され、メモ
リに格納される。次に、順方向帰納がプロセッサによっ
て実行され、その結果は現在状態および格納済み未来状
態とともに用いられ、各ステージのソフト出力判定を得
る。この場合、プロセッサは各状態に対して二度処理す
る、すなわち、逆方向帰納状態を格納するために一度処
理し、順方向帰納処理中に一度処理する（スループット
は１／２）。

【００２３】メモリ利用問題に対処するために、スライ
ド窓(sliding window)および同様な変形例が開発され
た。図２に示すように（以降の図面において、実線矢印
は、帰納ありで格納なしの出力を表し、点線矢印は、出
力なしで格納なしの学習期間(learning period)を表
し、中空矢印は、出力なしの格納済み帰納を表し、矢印
の方向は順方向または逆方向帰納を示す）、S. Benedet
to, D. Divsalar, G. Montorsi, F. Pollaraによる論文
"Algorithm for continuous decoding of turbo code
s," Electronics Letters, Vol. 32, Feb. 15, 1996, p
p. 315-5に記述されるスライド窓方法では、時間ｔ＋Ｐ
における全ての状態は等しく確かである（あるいは未知
である）という仮定が逆方向帰納について用いられる。
この仮定を用いる場合、学習期間Ｐは、ほぼ最適な性能
を与えるために、成分符号のいくつかの制約長でなけれ
ばならない。学習期間を小さくしすぎると、従来のビタ
ビ・アルゴリズムにおける「有限(finite)」トレースバ
ック(traceback)の効果と同様な、顕著な性能劣化が生
じることがある。

【００２４】スライド窓方法はメモリを必要としない
が、演算的に複雑である。つまり、逆方向帰納全体が実
行・格納される代わりに、各状態を判定するために部分
的な逆方向帰納のみが実行される（そして格納されな
い）。各現在状態について、アルゴリズムは、初期状態
が未知のままで、現剤状態から離れた学習期間Ｐにて未
来帰納を初期化する。未来確率は、格子の既知の端部か
らではなく、未知の将来の点から逆方向に計算される。
長さＰ（学習期間）は、部分的な逆方向帰納が現在状態
に達するときまでに、未来確率が正しいことが最もあり
そうであるように設定される。Ｐは、符号のレートおよ
び制約長と、期待チャネル状態とに依存する。例えば、
１／２レート畳込み符号を有する８状態デコーダでは、
Ｐは一般に１６〜３２であり、ここでＰは制約長の倍数
である。このデコーダの欠点は、部分的な逆方向帰納が
等しく同様な（未知の状態）から開始され、現在の窓(p
resentwindow)に達するまで反復することが許されるこ
とである。これは、スライド窓は従来のビタビ・アルゴ
リズムにおける有限トレースバックの効果と同様な、真
のＭＡＰ性能からの劣化を生じさせ、復号ビット・エラ
ーの確率を増加させるので、最適以下のアルゴリズムで
ある。また、プロセッサは各状態に対してＰ回処理し
（スループットは１／Ｐ）、出力遅延Ｐを有する。さら
に、このアルゴリズムはＰ倍の複雑さを必要とし、これ
は更なる処理を追加することでしか軽減できない。

【００２５】スライド窓方法は、ｔ＝１〜Ｎについて、
時間ｔ＋Ｐから時間ｔまでの逆方向帰納を計算し、(_t-1
（ｍ）および(_tから(_t（ｍ）および(_tを計算するものと
して要約できる。スライド窓方法は、ＢＣＪＲ方法で必
要とされるＮＭから、帰納のために必要なわずかなメモ
リ量まで、メモリ条件を軽減する。ダブル・バッファを
想定すると、メモリ量はわずか２Ｍであり、解析におい
て安全に無視できる。

【００２６】しかし、このメモリ節約を達成するために
は、逆方向帰納の演算的複雑さはＰ倍増加する。また、
スライド窓方法は、「有限」窓サイズのため最適以下で
ある。

【００２７】Viterbiらによる米国特許第５，９３３，
４６２号（また同様に、S. Pietrobon, S. Barbulescu
の論文 "A Simplification of the Modified Bahl et a
l. Decoding Algorithm for systematic Convolutional
Codes," Int. Symp. On Inform. Theory and its Appl
ications, Sydney, Australia, pp. 1073-7, Nov. 199
4, revised Jan. 4, 1996およびS. Pietrobonの論文 "E
fficient Implementationof Continuous MAP Decoders
and a Synchronisation Technique for Turbo Decoder
s," Int. Symp. On Inform. Theory and its Applicati
ons, Victoria, B.C., Canada, pp. 586-9, September
1996）において記載される別の従来のデコーダは、図３
に示すような別のスライド窓方法を記述する。

【００２８】ビタビ・スライド窓方法は、処理をブロッ
ク単位で実行することによって、従来のスライド窓方法
の演算的複雑さの大幅な増加を低減する。逆方向帰納は
時間ｔ＋２Ｌから開始し、逆方向帰納値は時間ｔ＋Ｌか
ら時間ｔまで格納される。順方向帰納および出力尤度計
算は、時間ｔから時間ｔ＋Ｌのブロックで実行される。
メモリはＮＭからＬＭまで軽減され、演算複雑さは二倍
にしかならない。未知の状態で帰納を開始するという重
要な知見は、スライド窓方法と同じである。

【００２９】この方法はある程度メモリを必要とし、依
然として演算的に複雑である。デコーダは、一度に１シ
ンボルではなく、ブロック単位で順方向にスライドする
窓を与えることにより、前述のスライド窓方法とは異な
る。具体的には、スライド窓は長さＬを有するものと定
義され、この長さＬは前述の学習期間Ｐに等しい。ま
た、Ｌは全格子長Ｎの倍数であり、窓は長さＬの単位で
格子の開始から最後までスライドする。このように、格
子全体が格納される従来のデコーダで必要とされるメモ
リは、ＮからＮ／Ｌ（Ｌ＝３２とすると、ｃｄｍａ２０
００およびＷ−ＣＤＭＡでは一般に３キロビット）まで
低減される。

【００３０】また、このデコーダは未知の未来状態から
開始する学習期間を利用し、そのため前述のように最適
以下である。具体的には、順方向帰納は、プロセッサに
よって、第１窓Ｌの開始における既知の状態から開始し
て、第１窓の長さ（Ｌ）において実行される。これらの
順方向帰納状態は格納される。次に、プロセッサは、第
１窓の最後における既知の状態を定めるために、順方向
帰納が開始したところから２Ｌ離れた点にて開始する未
知の状態から、逆方向帰納を実行する。次に、プロセッ
サは、第１窓の最後における既知の状態から開始して、
現在状態まで、第２逆方向帰納を実行し、逆方向帰納お
よび格納済み順方向帰納状態からの情報は、ソフト出力
を生成するために用いられる。第１窓の全ての出力が判
定されると、窓は量Ｌだけ順方向にスライドし、第１窓
の最後にて判定された状態からプロセスは繰り返され
る。

【００３１】このデコーダの欠点は、学習期間Ｌにおけ
る第１逆方向帰納が等しくありそうな（未知の状態）か
ら開始され、長さＬにおいて反復することが許されるこ
とであり、これは前述のように最適以下である。また、
プロセッサは各状態に対して３回処理するが、１／２の
スループットが得られるように、順方向および逆方向プ
ロセッサを同時に実行することができる。デコーダは、
２Ｌの出力遅延を生じる。さらに、逆方向帰納は２倍の
複雑さを必要とし、これは更なる処理を追加することで
しか軽減できない（あるいはスループットを増加できな
い）。さらに、このデコーダは逆の順序でソフト出力を
生成し、これは出力する前に追加のメモリにバッファす
る必要がある。

【００３２】図４は、時間成分を追加した、図３のグラ
フの拡大図である。動作時に、時間０において、順方向
プロセッサは、位置０からＬまでの第１窓にて順方向帰
納を実行して、情報を格納し、一方、同じ期間中に、逆
方向プロセッサは位置２ＬからＬまで逆方向帰納を実行
して、位置Ｌ，時間Ｌにて第１窓の最後における既知の
状態を定める。その後、第２逆方向帰納は、位置Ｌから
０において、時間Ｌから２Ｌまで動作し、第１窓におけ
るソフト出力を定める。このとき、ソフト判定を反転し
て、順番に出力でき（明らかに、これは２Ｌの遅延以降
に生じる）、メモリはクリアされ、窓位置は長さＬだけ
順方向にスライドし、プロセスは反復する。あるいは、
追加の逆方向帰納プロセッサおよびメモリがあれば、ス
ループットを増加できる。

【００３３】図５は、追加の逆方向プロセッサを利用し
た、図３のグラフの別の結果を示す。動作時に、時間０
において、順方向プロセッサは、位置０からＬまでの第
１窓にて順方向帰納を実行して、情報を格納し、一方、
同じ期間中に、逆方向プロセッサは位置２ＬからＬまで
逆方向帰納を実行して、位置Ｌ，時間Ｌにて第１窓の最
後における既知の状態を定める。その後、第２逆方向帰
納プロセッサは、位置Ｌから０において、時間Ｌから２
Ｌまで動作し、第１窓におけるソフト判定を定める。同
時に、順方向および追加の逆方向プロセッサは、第２窓
の情報（位置Ｌから２Ｌまで）の処理を開始することに
よって第２サイクルを開始する。時間２Ｌにて、第１窓
のソフト判定が出力され、一方、第２窓の順方向帰納お
よび逆方向学習期間はすでに完了している。次に、第２
窓の第２逆方向帰納が実行され、第２窓のソフト出力を
得る。これからわかるように、この方法はスループット
を２倍にする。第２窓の順方向帰納が格納される際に、
第１窓の順方向帰納の情報が利用されるので、２倍のメ
モリが必要になる。

【００３４】上記のデコーダ（特に図４および図５）に
は、ソフト出力は順番が狂って生成されるという問題が
あり、出力する前にこれらのソフト出力を反転する必要
がある。これは、追加のバッファ・メモリを必要とし、
出力を反転するために余分な遅延が生じる。

【００３５】本発明は、新規な方法でこの問題を解決す
る。図６は、本発明による畳込み復号を利用する格子図
を示す。格子符号は、図７において簡略化されるような
通信システムにおいて長さＮの格子によって表される信
号の畳込み符号化シーケンスから得られる。無線電話１
００において、信号は、当技術分野で周知なように、ア
ンテナ１０２を介して受信機１０４および復調器１０６
に移動する。信号は、フレーム・バッファ１０８にロー
ドされる。順方向帰納プロセッサ１１０および逆方向帰
納プロセッサ１１２は、ブロックに対して処理する。

【００３６】本発明は、ソフト出力が順番に生成され、
かつ窓全体を横断するまで待たずに即刻出力できるよう
に、指定された窓Ｌにおいて格納されたフル逆方向帰納
と、それに続く順方向帰納とを与えることより、図３な
いし図５の前述のスライド窓方法とは異なる。窓サイズ
は格子全体で等しくする必要はないが、この説明に限り
窓サイズは等しいと想定する。特に、スライド窓は、Ｌ
のある倍数が全格子長Ｎに等しくなるような長さＬを有
するものと定義され、窓は長さＬの単位で格子の開始か
ら最後までスライドする。本発明は、未知の未来状態か
ら開始する学習期間Ｐを利用し、そのため、前述のよう
に最適以下である。学習期間はこの説明に限り等しいと
想定されるが、学習期間は全て等しい必要はない。例え
ば、符号が格子のある端部にて別の端部に比べてより破
壊(puncture)している場合,これは等しい性能を得るた
めにより長い学習期間を必要とする。

【００３７】具体的には、逆方向学習帰納は、第１窓の
最後以後の長さＰ（最も単純な実施例では、Ｐ＝Ｌ）で
ある未知の状態から、逆方向で第１窓の最後まで、逆方
向プロセッサ１１２によって実行され、この窓の最後に
おける既知の状態を近似し、定める。次に、第２逆方向
帰納は、第１窓の最後における既知の状態から、逆方向
でこの窓の開始まで、逆方向プロセッサ１１２によって
実行され、メモリ１１４に格納される。次に、順方向帰
納プロセッサ１１０は、窓の長さ全体において、窓の開
始における既知の状態から、順方向帰納を実行する。同
時に、デコーダ１１６は、メモリ１１４内の既知の逆方
向帰納と、現在分岐メトリックを利用する順方向帰納プ
ロセッサ１１０からの情報とを利用して生成される、ソ
フト出力判定を出力する。

【００３８】第１窓の最後で、窓は量Ｌだけ順方向にス
ライドし、プロセスは反復される。好適実施例では、追
加の逆方向プロセッサ１１８は、逆方向プロセッサ１１
２と並列に用いられ、逆方向帰納プロセッサ１１２が窓
内で動作するとき、追加の逆方向帰納プロセッサ１１８
は、次の窓の最後より後の次の点Ｐから、逆方向で次の
窓の最後まで、学習逆方向帰納を利用して格子の一部を
復号すべく動作する。また、順方向帰納プロセッサ１１
０が窓内で動作するとき、追加の逆方向帰納プロセッサ
１１８は、次の窓の最後における既知の状態から、逆方
向で次の窓の開始まで逆方向帰納を利用して、次の窓内
の格子の部分を復号し、次の窓内の既知の逆方向帰納状
態メトリックのセットを定め、このセットは、メモリ１
１４が順方向帰納プロセッサ１１０によってクリアされ
る際にメモリ１１４に格納され、それにより順方向帰納
プロセッサ１１０は、現在の窓が処理された直後に次の
窓の復号を開始できる。順方向プロセッサ，逆方向プロ
セッサおよび追加の逆方向プロセッサは、ブロック内の
全ての窓が復号されるまで同時に動作する。あるいは、
２つの逆方向帰納プロセッサを利用して、最初に２つの
窓の学習期間内で動作して、次に窓自身内で動作でき
る。これは、同時に、あるいは同時でなくても達成でき
る。

【００３９】本発明の利点は、出力が順番に与えられ、
余分なバッファ・メモリを必要とせずに生成される毎に
出力できることである。本発明の出力デコーダは２Ｌの
出力遅延で、１／２のスループットを提供する。しか
し、追加の逆方向プロセッサがあれば、従来技術の場合
のように余分なメモリを必要とせずに、スループットは
１に増加される。

【００４０】図８は、時間成分を追加し、（図７に示す
ような）追加の逆方向プロセッサを利用する、図６のグ
ラフの拡大図を示す。この実施例では、学習期間Ｐは簡
単にするためにＬに等しく設定されるが、その必要はな
い。動作時に、時間０において、逆方向プロセッサは、
位置２ＬからＬまで逆方向学習帰納を実行して、位置
Ｌ，時間Ｌにて第１窓の最後における既知の状態を定め
る。時間Ｌから２Ｌまで、第２逆方向帰納は位置Ｌから
０までの第１窓にて実行され、情報を格納し、一方、同
じ時間期間において、追加の逆方向プロセッサは、位置
３Ｌから２Ｌまで逆方向学習帰納を実行して、次の窓の
最後における状態を定める。時間２Ｌから３Ｌまで、順
方向帰納は、時間０における初期の既知状態からＬまで
動作して、順方向帰納値と、格納済み逆方向帰納値と、
現在の分岐メトリックとを利用して、第１窓においてソ
フト出力を生成・出力する。同じ時間中（２Ｌから３
Ｌ）、別の逆方向帰納も位置２ＬからＬおよび４Ｌから
３Ｌに対して実行され、上記を反復する以降の窓におい
て用いられる。本発明は、上記の引用のBahlらによる論
文（ＢＣＪＲアルゴリズム）において表されるような既
知のターボ符号化方法に従って各ソフト出力を算出す
る。

【００４１】本発明の利点は、ソフト出力が生成される
につれて出力され、出力される際にメモリを解放するこ
とである。また、メモリがクリアすると、次の窓の逆方
向帰納からの新たな情報をメモリ内に循環できる。従っ
て、本発明は、従来技術で必要とされるように出力を反
転させるためのバッファ・メモリを省くだけでなく、メ
モリ条件も半減する。あるいは、逆方向帰納ソフト出力
のそれぞれを保持するために、ダブル・バッファ・メモ
リを利用でき、循環バッファの必要性を省くことができ
る。さらに、本発明は、従来技術において生成されるよ
うなソフト出力を再配列する必要がないことにより、時
間を節約する。

【００４２】本発明は、第１逆方向帰納の学習期間を窓
長さに等しくする必要がないという点で、従来技術との
相違点があるが、この長さは等しくしてもよい。さら
に、学習期間は制約長の少なくとも倍数に等しいことが
好ましいが、窓長さはこれに等しい必要はない。

【００４３】図９は、本発明に従って、ブロック長Ｎの
格子によって表される信号の受信畳込み符号化シーケン
スを復号する方法２００を表すフローチャートを示す
（図６も参照）。格子図は、当技術分野で周知である。
第１ステップ２０２は、格子を長さＬの窓に分割する。
次のステップ２０４は、格子の窓を選択する。次のステ
ップ２０６は、窓の最後より後の点Ｐから、逆方向で窓
の最後まで、逆方向帰納を利用して、格子の一部を復号
し、ここでＰは、逆方向帰納が窓の最後における既知の
状態メトリックを判定するように、窓の最後から十分離
れた距離で選択される。一般に、点Ｐにおける状態メト
リックは未知であり、一般化ビタビ・アルゴリズムを利
用する逆方向帰納は、高い確率で、窓の最後における既
知の状態に収束する。Ｐは、畳込み符号の制約長のある
関数である。Ｐは、長さＬよりも大きくても、小さくて
もよいが、好適な実施例では、ＰはＬに等しく設定され
る。次のステップ２０８は、上記の復号ステップにおい
て定められた窓の最後における既知の状態から、逆方向
で窓の開始まで、逆方向帰納を利用して、窓内の格子の
部分を復号し、窓内の既知の逆方向帰納状態メトリック
のセットを定め、この既知の逆方向帰納状態メトリック
のセットをメモリに格納する。次のステップ２１０は、
窓の開始における既知の状態から開始して、順方向に移
動する順方向帰納を利用して、窓内の格子の部分を復号
する。次のステップ２１２は、順方向帰納状態メトリッ
クと、分岐メトリックと、格納済み逆方向帰納状態メト
リックとを利用して、順方向帰納プロセスの各ステージ
においてソフト出力を計算し、このステージのソフト出
力を出力する。好ましくは、帰納更新およびソフト出力
は、ＭＡＰアルゴリズムもしくはＭＡＰの派生アルゴリ
ズムのうちの一つ（すなわち、対数(log)ＭＡＰ，最大
対数(max-log)ＭＡＰ，定数対数(constant-log)ＭＡＰ
など）を利用して算出される。

【００４４】窓が完全に復号されると、窓を距離Ｌだけ
順方向に「スライド」でき、ここで新たな窓の開始は、
直前に判定された既知の状態から開始するように、最後
の窓の最後から開始する。それから、上記のステップ
は、新たな窓について反復できる。このプロセスは、ブ
ロック内の全ての窓が処理されるまで続く。最初と最後
の窓は、ブロックの開始と最後が一般に畳込み符号の既
知の状態にあるという点で、特殊な場合である。従っ
て、最初の窓を処理する場合、順方向帰納はブロックの
既知の第１状態から開始し、最後の窓を処理する場合、
窓の最後の状態はブロックの既知の最後の状態であるの
で、最初の逆方向学習帰納を実行する必要はない。

【００４５】好適な実施例では、更なるステップが含ま
れ、ここで現在の窓より２つ先の窓で、現在の窓の格納
済み逆方向帰納と同時に、追加の逆方向学習帰納が実行
され、次の窓の最後の状態を定める。すなわち、次の窓
の処理は、最初の窓が処理されている間に開始する。特
に、この更なるステップは、上記のステップを反復する
ことを含み、ここで反復される選択ステップは、現在選
択中の窓の最後から開始する次の窓を選択することを含
み、また次の窓に対する反復される復号ステップおよび
計算ステップは、１ステップ順番がずれて、現在の窓の
処理と同時に行われる。この追加のステップは、出力を
連続的に与えることができるので、処理時間を節約す
る。余分なメモリは必要ない。さらに好ましくは、最初
の窓の順方向帰納が実行される間に、格納済みメモリが
クリアされ、次の窓の逆方向帰納は、メモリのクリアさ
れた部分に格納もしくは循環できるが、これは必要な
い。

【００４６】表１は、本発明の方法とともに、３つの従
来の方法のメモリ，スループットおよび演算条件を概略
的にまとめたものである。括弧内の項目は、追加の逆方
向プロセッサを利用する。

【００４７】

【表１】

【００４８】これらの方法の相違点を示すため、表２は
シーケンス長（Ｎ＝５０００），状態の数（Ｍ＝８）お
よび窓サイズ（Ｌ＝３２）の代表値を用いた場合の結果
を示す。

【００４９】

【表２】

【００５０】表２が示すように、本発明のメモリ条件は
十分に妥当な範囲内であり、ＢＣＪＲ方法よりも一桁以
上少なく、しかも状態更新は２倍しか必要としない。最
後に、この例では、ブロック長および窓サイズは、比較
を簡単にするために同一となるように選択されているこ
とを留意されたい。しかし、Ｐは性能のために設定しな
ければならないが、Ｌは所望のメモリ／演算複雑さのト
レードオフとなるように選ぶことができる。ある場合に
は、本発明によって必要とされるメモリは、ビタビ・ス
ライド窓方法で必要とされるよりも少ない。

【００５１】本発明は、わずかな複雑さの増加だけで、
スループットを増加し、ターボ・デコーダで必要なメモ
リを大幅に軽減する。３ＧＰＰ規格内のターボ符号で
は、４０９６０ワードの中間格納は約５００ワード以下
に容易に低減できる。

【００５２】畳込み符号用のソフト出力デコーダの特定
の構成要素および機能について説明してきたが、当業者
であれば、本発明の広い範囲内で、さらに少ないあるい
は追加の機能を採用できよう。本発明は、特許請求の範
囲によってのみ制限されるものとする。

【図面の簡単な説明】

【図１】第１の従来のソフト出力デコーダ方法の格子図
を示す。

【図２】第２の従来のソフト出力デコーダ方法の格子図
を示す。

【図３】第３の従来のソフト出力デコーダ方法の格子図
を示す。

【図４】図３の図の拡大グラフを示す。

【図５】図３の図の別の拡大グラフを示す。

【図６】本発明によるソフト出力デコーダ方法の格子図
を示す。

【図７】本発明によるソフト出力デコーダのブロック図
を示す。

【図８】図６の図の拡大グラフを示す。

【図９】本発明によるソフト出力デコーダ方法のフロー
チャートを示す。

【符号の説明】１００無線電話１０２アンテナ１０４受信機１０６復調器１０８フレーム・バッファ１１０順方向帰納プロセッサ１１２逆方向帰納プロセッサ１１４メモリ１１６デコーダ１１８追加の逆方向プロセッサ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者テリー・エム・シャフナーアメリカ合衆国イリノイ州 60067 パラティーンイースト・アイゼンハワー・コート268 (72)発明者ヴィプル・エイ・デサイアメリカ合衆国イリノイ州 60195 ホフマン・エステーツハッセル・ロード 1480 (72)発明者ジェイムス・シー・ベイカーアメリカ合衆国イリノイ州 60012 クリスタル・レイクスパイ・グラス・リッジ3812 (72)発明者ダニエル・エム・フレンドアメリカ合衆国ウィスコンシン州 531147 レイク・ジェニーバウェルズ・ストリート・ナンバー11 1151

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ブロック長Ｎの格子によって表される信
号の受信畳込み符号化シーケンスを復号する方法（２０
０）であって：ａ）前記格子を窓に分割する段階（２０２）；ｂ）前記格子の長さＬの窓を選択する段階（２０４）；ｃ）前記窓の最後より後の点Ｐから、逆方向で前記窓の
最後まで、逆方向帰納を利用して、前記格子の一部を復
号する段階（２０６）であって、Ｐは、逆方向帰納が前
記窓の最後における既知の状態メトリックを判定するよ
うに、前記窓の最後から十分離れた距離で選択される、
段階（２０６）；ｄ）段階ｃ）において定められた前記窓の最後における
前記既知の状態から、逆方向で前記窓の開始まで、逆方
向帰納を利用して、前記窓内の前記格子の一部を復号し
て、前記窓内の既知の逆方向帰納状態メトリックのセッ
トを定め、前記既知の逆方向帰納状態メトリックのセッ
トをメモリに格納する段階（２０８）；ｅ）前記窓の開始における既知の状態から開始し、順方
向に移動する順方向帰納を利用して、前記窓内の前記格
子の一部を復号する段階（２１０）；およびｆ）順方向帰納状態メトリックと、分岐メトリックと、
格納済み逆方向帰納状態メトリックとを利用して、順方
向帰納の各ステージにおいてソフト出力を計算し、各ス
テージにおいて前記ソフト出力を出力する段階（２１
２）；によって構成されることを特徴とする方法。
【請求項２】段階ｃ）（２０６）は、長さＬよりも小
さいもしくは等しい長さＰを含むことを特徴とする請求
項１記載の方法。
【請求項３】段階ｃ）（２０６）は、畳込み符号の制
約長の関数である長さＰを含み、段階ａ）は、畳込み符
号の制約長から独立した長さＬを含むことを特徴とする
請求項１記載の方法。
【請求項４】請求項１記載の前記方法は：ｇ）ブロック全長Ｎが復号されるまで、段階ｂ）ないし
段階ｆ）（２０４，２０６，２０８，２１０，２１２）
を反復する段階であって、反復される前記選択する段階
は、現在選択中の窓の最後から開始する次の窓を選択す
る段階（２０４）を含み、反復される前記段階ｂ）ない
しｅ）（２０４，２０６，２０８，２１０）は、それぞ
れ現在の段階ｃ）ないしｆ）（２０６，２０８，２１
０，２１２）と同時に行われる、段階；をさらに含んで
構成されることを特徴とする請求項１記載の方法。
【請求項５】ソフト判定出力デコーダ（１１０，１１
２，１１４，１１６）によってフレーム・バッファ（１
０８）において長さＬの窓に分割されるブロック長Ｎの
格子によって表される信号の畳込み符号化シーケンスを
処理する、受信機（１０４）および復調器（１０６）を
具備する無線電話（１００）であって、前記デコーダ
は：メモリ（１１４）；前記窓の最後より後の点Ｐか
ら、逆方向で前記窓の最後まで、逆方向帰納を利用し
て、前記格子の一部を復号する逆方向帰納プロセッサ
（１１２）であって、Ｐは、逆方向帰納が前記窓の最後
における既知の状態メトリックを判定するように、前記
窓の最後から十分離れた距離で選択され、前記逆方向帰
納プロセッサは、前記窓の最後における前記既知の状態
から、逆方向で前記窓の開始まで、逆方向帰納を利用し
て、前記窓内の前記格子の一部をその後復号して、前記
メモリに格納される前記窓内の既知の逆方向帰納状態メ
トリックのセットを定める、逆方向帰納プロセッサ（１
１２）；前記窓の開始における既知の状態海良開始し、
順方向に移動する順方向帰納を利用して、前記窓内の前
記格子の一部を復号する順方向帰納プロセッサ（１１
０）；および前記メモリ（１１４）および前記順方向帰
納プロセッサ（１１０）に結合され、前記メモリ内の前
記格納済み逆方向帰納状態メトリックと、各ステージに
おける分岐メトリックとを利用して、順方向帰納の各ス
テージにおいてソフト出力を計算し、該ステージのソフ
ト出力を出力するデコーダ（１１６）；によって構成さ
れることを特徴とする無線電話。
【請求項６】前記長さＰは、前記長さＬよりも小さい
もしくは等しいことを特徴とする請求項５記載の無線電
話。
【請求項７】前記長さＰは、畳込み符号の制約長の関
数であり、前記長さＬは、畳込み符号の制約長から独立
していることを特徴とする請求項５記載の無線電話。
【請求項８】前記順方向および逆方向プロセッサ（１
１０，１１２）は、一般化ビタビ・アルゴリズムを利用
することを特徴とする請求項５記載の無線電話。
【請求項９】追加の逆方向帰納プロセッサ（１１８）
をさらに含んで構成される請求項５記載の無線電話であ
って：前記逆方向帰納プロセッサ（１１２）が前記窓内
で動作するとき、前記追加の逆方向帰納プロセッサ（１
１８）は、次の窓の最後より後の次の点Ｐから、逆方向
で次の窓の最後まで、学習逆方向帰納を利用して、前記
格子の一部を復号すべく動作し；および前記順方向帰納
プロセッサ（１１０）が前記窓内で動作するとき、前記
追加の逆方向帰納プロセッサ（１１８）は、前記次の窓
の最後における既知の状態から、逆方向で前記次の窓の
開始まで、逆方向帰納を利用して、前記次の窓内の前記
格子の一部を復号し、前記次の窓内の既知の逆方向帰納
状態メトリックのセットを定め、前記メモリが前記順方
向帰納プロセッサ（１１０）によってクリアされる際
に、前記メモリ（１１４）に格納され、前記順方向帰納
プロセッサ（１１０）が、現在の窓を処理した直後に、
次の窓の復号を開始できるようにすることを特徴とする
請求項５記載の無線電話。
【請求項１０】前記順方向プロセッサ，逆方向プロセ
ッサおよび追加の逆方向プロセッサ（１１０，１１２，
１１８）は、前記ブロック内の全ての窓が復号されるま
で、同時に動作することを特徴とする請求項９記載の無
線電話。