JP2002076921A - 誤り訂正符号復号方法及び装置 - Google Patents
誤り訂正符号復号方法及び装置Info
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- H03M13/3972—Sequence estimation, i.e. using statistical methods for the reconstruction of the original codes using sliding window techniques or parallel windows
Abstract
(57)【要約】
【課題】 繰り返し復号を行う復号処理に軟入力軟出力
復号を適用する場合に、ブロックの境界におけるバック
ワード処理のマージンを小さく設定しても復号特性の劣
化が生じない誤り訂正符号復号方法及び装置を提供す
る。 【解決手段】 所定の復号処理を繰り返すことで受信語
を復号する誤り訂正符号復号方法であって、受信語をブ
ロックに分割し、ブロックへの分割方法は、所定の復号
処理の繰り返しが何回目かであるかに応じて決定し、ブ
ロック単位で、受信語及び受信語の情報シンボルの信頼
度に相当する事前分布値から情報シンボルの軟出力値を
それぞれ生成する。
復号を適用する場合に、ブロックの境界におけるバック
ワード処理のマージンを小さく設定しても復号特性の劣
化が生じない誤り訂正符号復号方法及び装置を提供す
る。 【解決手段】 所定の復号処理を繰り返すことで受信語
を復号する誤り訂正符号復号方法であって、受信語をブ
ロックに分割し、ブロックへの分割方法は、所定の復号
処理の繰り返しが何回目かであるかに応じて決定し、ブ
ロック単位で、受信語及び受信語の情報シンボルの信頼
度に相当する事前分布値から情報シンボルの軟出力値を
それぞれ生成する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は誤り訂正符号により
符号化されたデータを復号する誤り訂正符号復号装置に
関し、特にターボ符号に代表される連接符号の復号処理
に用いて好適な誤り訂正符号復号方法及び装置に関す
る。
符号化されたデータを復号する誤り訂正符号復号装置に
関し、特にターボ符号に代表される連接符号の復号処理
に用いて好適な誤り訂正符号復号方法及び装置に関す
る。
【０００２】
【従来の技術】誤り訂正符号化技術は、データ伝送時に
通信路上でビット反転等のエラーが発生した場合でもデ
ータの符号化・復号操作によって誤りのないデータを高
い確率で再生する技術であり、無線通信やデジタル記録
媒体を始めとして現在広く利用されている。符号化は送
信するデータ（情報系列）に冗長性を付加した符号語へ
変換する操作であり、復号はその冗長性を利用してエラ
ーが混入した符号語（受信語）から元のデータを推定す
る操作である。
通信路上でビット反転等のエラーが発生した場合でもデ
ータの符号化・復号操作によって誤りのないデータを高
い確率で再生する技術であり、無線通信やデジタル記録
媒体を始めとして現在広く利用されている。符号化は送
信するデータ（情報系列）に冗長性を付加した符号語へ
変換する操作であり、復号はその冗長性を利用してエラ
ーが混入した符号語（受信語）から元のデータを推定す
る操作である。
【０００３】通常、復号装置には前述のように符号語、
またはそれを生成するための情報系列が与えられる。こ
れらの受信語から重み付きで各情報ビットを推定する復
号方法が知られており、このような復号方法として軟出
力復号法がある。
またはそれを生成するための情報系列が与えられる。こ
れらの受信語から重み付きで各情報ビットを推定する復
号方法が知られており、このような復号方法として軟出
力復号法がある。
【０００４】最適な軟出力復号法は、各情報シンボルが
符号語を構成するシンボル列であるという制約条件の
下、受信語に対する条件付き確率を出力する復号方法で
あり、事後確率復号法と呼ばれる。符号化対象の情報シ
ンボルが２値（０，１）の場合、事後確率復号では下記
式（１）で示されるＬ（ｕ（ｋ））を生成すればよい。
符号語を構成するシンボル列であるという制約条件の
下、受信語に対する条件付き確率を出力する復号方法で
あり、事後確率復号法と呼ばれる。符号化対象の情報シ
ンボルが２値（０，１）の場合、事後確率復号では下記
式（１）で示されるＬ（ｕ（ｋ））を生成すればよい。
【０００５】
【数１】
【０００６】ここで、ｕ（ｋ）はｋ番目の情報ビット、
Ｙは受信語、Ｐ（ｕ（ｋ）＝ｂ│Ｙ）（ｂ＝０，１）は
受信語Ｙの下でｕ（ｋ）＝ｂとなる条件付き確率であ
る。
Ｙは受信語、Ｐ（ｕ（ｋ）＝ｂ│Ｙ）（ｂ＝０，１）は
受信語Ｙの下でｕ（ｋ）＝ｂとなる条件付き確率であ
る。
【０００７】特に、状態数の少ないトレリス線図で表す
ことが可能な符号に対する復号方法として、比較的計算
量の少ない事後確率復号方法が知られている。事後確率
復号方法を実現するアルゴリズムは通常の畳込み符号の
最尤復号法として知られているヴィタビ（Viterbi）復
号の処理を複雑にした手法であり、ＢＣＪＲアルゴリズ
ムまたはＭＡＰアルゴリズムと呼ばれている。ＭＡＰア
ルゴリズムについては、例えば“Optimal decoding of
linear codes for minimizing symbol error rate”(IE
EE Transaction on Information Theory, pp.284-287,
1974)に詳述されている。
ことが可能な符号に対する復号方法として、比較的計算
量の少ない事後確率復号方法が知られている。事後確率
復号方法を実現するアルゴリズムは通常の畳込み符号の
最尤復号法として知られているヴィタビ（Viterbi）復
号の処理を複雑にした手法であり、ＢＣＪＲアルゴリズ
ムまたはＭＡＰアルゴリズムと呼ばれている。ＭＡＰア
ルゴリズムについては、例えば“Optimal decoding of
linear codes for minimizing symbol error rate”(IE
EE Transaction on Information Theory, pp.284-287,
1974)に詳述されている。
【０００８】ＭＡＰアルゴリズムは、受信語Ｙを直接
“０”または“１”に判定した硬判定結果ではなく、各
ビットの判定に信頼度を付加した値、つまり軟判定結果
（軟入力値）を出力する復号方法であり、まとめて軟入
力軟出力復号法と呼ばれている。以下、情報シンボルを
２値として説明するが多値の場合にも容易に拡張可能で
ある。
“０”または“１”に判定した硬判定結果ではなく、各
ビットの判定に信頼度を付加した値、つまり軟判定結果
（軟入力値）を出力する復号方法であり、まとめて軟入
力軟出力復号法と呼ばれている。以下、情報シンボルを
２値として説明するが多値の場合にも容易に拡張可能で
ある。
【０００９】事後確率復号法では、式（１）のＬ（ｕ
（ｋ））そのものではなく、その近似値を求めることで
ＭＡＰアルゴリズムの計算量を削減する種々の方法が検
討されている。Ｍａｘ−Ｌｏｇ−ＭＡＰアルゴリズムや
ＳＯＶＡ(soft-output Viterbialgorithm)等がその代表
的な手法であり、これらのアルゴリズムについては、例
えば“A Comparison of optimal and sub-optimal MAP
decoding algorithms”(ICC’95, pp.1009-1013, 1995)
で詳述されている。
（ｋ））そのものではなく、その近似値を求めることで
ＭＡＰアルゴリズムの計算量を削減する種々の方法が検
討されている。Ｍａｘ−Ｌｏｇ−ＭＡＰアルゴリズムや
ＳＯＶＡ(soft-output Viterbialgorithm)等がその代表
的な手法であり、これらのアルゴリズムについては、例
えば“A Comparison of optimal and sub-optimal MAP
decoding algorithms”(ICC’95, pp.1009-1013, 1995)
で詳述されている。
【００１０】ところで、１９９３年、C. Berrouらによ
ってターボ符号と呼ばれる高性能な符号が提案された。
ターボ符号に関しては、例えば“Near Shannon limit e
rror-correcting coding and decoding: Turbo codes”
(ICC’93, pp.1064-1070, 1993)で詳述されている。
ってターボ符号と呼ばれる高性能な符号が提案された。
ターボ符号に関しては、例えば“Near Shannon limit e
rror-correcting coding and decoding: Turbo codes”
(ICC’93, pp.1064-1070, 1993)で詳述されている。
【００１１】図７はターボ符号器、復号器の代表的な構
成を示す図であり、同図（ａ）はターボ符号器のブロッ
ク図、同図（ｂ）はターボ復号器のブロック図である。
図７（ａ）に示すように、ターボ符号器は、不図示の遅
延素子及び排他的論理和を含むフィードバックループが
形成された組織畳込み符号化器がインターリーバを介し
て２個並列に連接された構成である。
成を示す図であり、同図（ａ）はターボ符号器のブロッ
ク図、同図（ｂ）はターボ復号器のブロック図である。
図７（ａ）に示すように、ターボ符号器は、不図示の遅
延素子及び排他的論理和を含むフィードバックループが
形成された組織畳込み符号化器がインターリーバを介し
て２個並列に連接された構成である。
【００１２】第１の組織畳込み符号化器１００及び第２
の組織畳込み符号化器１０１による畳込み符号化処理で
は、通常メモリ数４以下の符号が使用される。インター
リーバ１０２は、符号化対象である情報系列の各ビット
を所定の規則で並び替える装置であり、インターリーバ
１０２の処理方式により符号化性能が大きく左右され
る。なお、ターボ符号器からは情報系列と共に冗長系列
であるパリティ１及びパリティ２が出力される。
の組織畳込み符号化器１０１による畳込み符号化処理で
は、通常メモリ数４以下の符号が使用される。インター
リーバ１０２は、符号化対象である情報系列の各ビット
を所定の規則で並び替える装置であり、インターリーバ
１０２の処理方式により符号化性能が大きく左右され
る。なお、ターボ符号器からは情報系列と共に冗長系列
であるパリティ１及びパリティ２が出力される。
【００１３】一方、図７（ｂ）に示すように、ターボ復
号器は、図７（ａ）に示したターボ符号器の構成に対応
して２つの復号器を有する構成である。第１の復号器１
０３は第１の組織畳込み符号化器１００に対応した復号
器であり、第２の復号器１０５は第２の組織畳込み符号
化器１０１に対応した復号器である。
号器は、図７（ａ）に示したターボ符号器の構成に対応
して２つの復号器を有する構成である。第１の復号器１
０３は第１の組織畳込み符号化器１００に対応した復号
器であり、第２の復号器１０５は第２の組織畳込み符号
化器１０１に対応した復号器である。
【００１４】ターボ復号の特徴は第１の復号器１０３及
び第２の復号器１０５で上述した軟入力軟出力復号法を
用いることである。第１の復号器１０３は、第２の復号
器１０５で生成された各情報ビット系列に対する軟出力
により受信データに重みを付与して復号を行う。
び第２の復号器１０５で上述した軟入力軟出力復号法を
用いることである。第１の復号器１０３は、第２の復号
器１０５で生成された各情報ビット系列に対する軟出力
により受信データに重みを付与して復号を行う。
【００１５】第１の復号器１０３に入力される、第２の
復号器１０５で生成した軟出力は、式（１）の値Ｌ（ｕ
（ｋ））そのものではなく、Ｌ（ｕ（ｋ））から算出さ
れる下記式（２）で表される外部情報と呼ばれる値Ｌｅ
（ｕ（ｋ））である。
復号器１０５で生成した軟出力は、式（１）の値Ｌ（ｕ
（ｋ））そのものではなく、Ｌ（ｕ（ｋ））から算出さ
れる下記式（２）で表される外部情報と呼ばれる値Ｌｅ
（ｕ（ｋ））である。
【００１６】
【数２】
【００１７】ここで、ｙ（ｋ）は情報ビットｕ（ｋ）に
対する受信値、Ｌａ（ｕ（ｋ））は第２の復号器１０５
から与えられる値、Ｃは通信路のＳＮ比で決まる定数で
ある。なお、実際のＬｅ（ｕ（ｋ））は、第１の復号器
１０３における情報ビット系列の順序に一致するように
デインターリーバ１０６により並び替えられる。
対する受信値、Ｌａ（ｕ（ｋ））は第２の復号器１０５
から与えられる値、Ｃは通信路のＳＮ比で決まる定数で
ある。なお、実際のＬｅ（ｕ（ｋ））は、第１の復号器
１０３における情報ビット系列の順序に一致するように
デインターリーバ１０６により並び替えられる。
【００１８】一方、第１の復号器１０３で式（２）を用
いて算出されたＬｅ（ｕ（ｋ））は、第２の復号器１０
５で事前分布値Ｌａ（ｕ（ｋ））として使用される。こ
のときも実際のＬｅ（ｕ（ｋ））は、第２の復号器１０
５における情報ビット系列の順序に一致するようにイン
ターリーバ１０４により並び替えられる。
いて算出されたＬｅ（ｕ（ｋ））は、第２の復号器１０
５で事前分布値Ｌａ（ｕ（ｋ））として使用される。こ
のときも実際のＬｅ（ｕ（ｋ））は、第２の復号器１０
５における情報ビット系列の順序に一致するようにイン
ターリーバ１０４により並び替えられる。
【００１９】このように二つの復号器の間で外部情報を
順次更新する繰り返し復号処理を行うことがターボ復号
の特徴である。この繰り返し処理の度に復号化誤り率が
順次改善され、通常１０回程度の繰り返し処理で十分と
なる。繰り返し復号処理の結果、最終的に得られた軟出
力値Ｌ（ｕ（ｋ））を硬判定することにより復号データ
が得られる。
順次更新する繰り返し復号処理を行うことがターボ復号
の特徴である。この繰り返し処理の度に復号化誤り率が
順次改善され、通常１０回程度の繰り返し処理で十分と
なる。繰り返し復号処理の結果、最終的に得られた軟出
力値Ｌ（ｕ（ｋ））を硬判定することにより復号データ
が得られる。
【００２０】次に、ＭＡＰアルゴリズム（ＢＣＪＲアル
ゴリズム）について更に詳しく説明する。
ゴリズム）について更に詳しく説明する。
【００２１】ＭＡＰアルゴリズムは、最尤復号法として
よく知られたヴィタビアルゴリズムと同様にトレリス符
号を利用したアルゴリズムである。トレリス符号は、符
号系列をトレリス線図で表現することが可能であり、各
時点にそれぞれ複数の状態が対応する。隣接する時点の
状態は符号構造から定まるパスでそれぞれ連結され、パ
スには符号語のビット列が対応する。特に（時不変の）
畳込み符号は時点に依らないトレリス構造を有する特徴
があり、各時点における状態数が大きくなければトレリ
ス符号を利用したアルゴリズムを実行することが容易で
ある。
よく知られたヴィタビアルゴリズムと同様にトレリス符
号を利用したアルゴリズムである。トレリス符号は、符
号系列をトレリス線図で表現することが可能であり、各
時点にそれぞれ複数の状態が対応する。隣接する時点の
状態は符号構造から定まるパスでそれぞれ連結され、パ
スには符号語のビット列が対応する。特に（時不変の）
畳込み符号は時点に依らないトレリス構造を有する特徴
があり、各時点における状態数が大きくなければトレリ
ス符号を利用したアルゴリズムを実行することが容易で
ある。
【００２２】ＭＡＰアルゴリズムは大きく分けて次の３
種類の処理から構成される： （ａ）フォワード処理:トレリス符号の先頭から各時点
の各状態へ到達する確率を算出する。 （ｂ）バックワード処理：トレリス符号の終端から各時
点の各状態へ到達する確率を算出する。 （ｃ）軟出力生成処理：（ａ）,(ｂ）の処理結果を用い
て各時点における情報ビットの事後確率比を算出する。
種類の処理から構成される： （ａ）フォワード処理:トレリス符号の先頭から各時点
の各状態へ到達する確率を算出する。 （ｂ）バックワード処理：トレリス符号の終端から各時
点の各状態へ到達する確率を算出する。 （ｃ）軟出力生成処理：（ａ）,(ｂ）の処理結果を用い
て各時点における情報ビットの事後確率比を算出する。
【００２３】畳込み符号の状態集合をＳ＝[０，１，
…，｜Ｓ｜−１]、時点ｔ、状態ｓにおけるフォワード
処理、バックワード処理で算出される値をそれぞれα
(ｔ,ｓ)，β(ｔ,ｓ)と表す。また、状態ｓから状態ｓ’
への時点ｔにおける遷移の確率をγ(ｔ,ｓ,ｓ’)と表
す。γ(ｔ,ｓ,ｓ’)は、状態ｓから状態ｓ’への遷移に
対応する符号語と受信値との間の尤度として計算するこ
とが可能であり、白色ガウス通信路ではγ(ｔ,ｓ,ｓ’)
を通信路のＳＮ比を用いて容易に計算することができ
る。
…，｜Ｓ｜−１]、時点ｔ、状態ｓにおけるフォワード
処理、バックワード処理で算出される値をそれぞれα
(ｔ,ｓ)，β(ｔ,ｓ)と表す。また、状態ｓから状態ｓ’
への時点ｔにおける遷移の確率をγ(ｔ,ｓ,ｓ’)と表
す。γ(ｔ,ｓ,ｓ’)は、状態ｓから状態ｓ’への遷移に
対応する符号語と受信値との間の尤度として計算するこ
とが可能であり、白色ガウス通信路ではγ(ｔ,ｓ,ｓ’)
を通信路のＳＮ比を用いて容易に計算することができ
る。
【００２４】このときフォワード処理およびバックワー
ド処理は次のように１時点前あるいは１時点後の値を用
いて実行される： （ａ）フォワード処理:
ド処理は次のように１時点前あるいは１時点後の値を用
いて実行される： （ａ）フォワード処理:
【００２５】
【数３】
【００２６】（ｂ）バックワード処理:
【００２７】
【数４】
【００２８】ここで、これらの式の和（Σ）はすべての
状態ｓ’についてとることを意味する。また、時点ｔの
事後確率比は、α（ｔ−１，ｓ），γ（ｔ，ｓ，
ｓ’），β（ｔ，ｓ）を用いて算出することができる。
状態ｓ’についてとることを意味する。また、時点ｔの
事後確率比は、α（ｔ−１，ｓ），γ（ｔ，ｓ，
ｓ’），β（ｔ，ｓ）を用いて算出することができる。
【００２９】Ｍａｘ−ｌｏｇ−ＭＡＰアルゴリズムは、
上記（ａ）、（ｂ）の処理において、α、β、γの対数
値α’、β’、γ’をとって演算処理を積から和に変更
し、さらにΣを最大値を求める演算に変更する。つまり
Ｍａｘ−ｌｏｇ−ＭＡＰアルゴリズムでは（ａ）、
（ｂ）が下記（ａ’）、（ｂ’）に変更される。(ａ’)
フォワード処理:
上記（ａ）、（ｂ）の処理において、α、β、γの対数
値α’、β’、γ’をとって演算処理を積から和に変更
し、さらにΣを最大値を求める演算に変更する。つまり
Ｍａｘ−ｌｏｇ−ＭＡＰアルゴリズムでは（ａ）、
（ｂ）が下記（ａ’）、（ｂ’）に変更される。(ａ’)
フォワード処理:
【００３０】
【数５】
【００３１】(ｂ’) バックワード処理:
【００３２】
【数６】
【００３３】ここで、最大値を求める処理ｍａｘはすべ
ての状態ｓ’についてとることを意味する。Ｍａｘ−ｌ
ｏｇ−ＭＡＰアルゴリズムではＭＡＰアルゴリズムで必
要であった積の演算処理が不要になることが大きな特徴
である。
ての状態ｓ’についてとることを意味する。Ｍａｘ−ｌ
ｏｇ−ＭＡＰアルゴリズムではＭＡＰアルゴリズムで必
要であった積の演算処理が不要になることが大きな特徴
である。
【００３４】(ａ’)の処理は通常のヴィタビアルゴリズ
ムにおけるＡＣＳ（Add-Compare-Select）処理に相当
し、(ｂ’)の処理はＡＣＳ処理をトレリス符号の終結部
からトレリス符号の始点へ向かって行う逆向きの処理に
相当する。
ムにおけるＡＣＳ（Add-Compare-Select）処理に相当
し、(ｂ’)の処理はＡＣＳ処理をトレリス符号の終結部
からトレリス符号の始点へ向かって行う逆向きの処理に
相当する。
【００３５】このように、ＭＡＰアルゴリズムやＭａｘ
−ｌｏｇ−ＭＡＰアルゴリズムでは、トレリス符号の各
時点、各状態におけるα、βの値を保存しておく必要が
ある。
−ｌｏｇ−ＭＡＰアルゴリズムでは、トレリス符号の各
時点、各状態におけるα、βの値を保存しておく必要が
ある。
【００３６】また、ターボ符号では状態数は小さいが大
きな符号長(情報ビット数５００程度以上)を扱うため、
実装上、トレリス符号の任意の一部分を利用して順次復
号できるようにする必要がある。これはパスメモリと呼
ばれる一定時点数以下のトレリス符号を利用して実行可
能であり、ヴィタビアルゴリズムでも適用されている手
法である。
きな符号長(情報ビット数５００程度以上)を扱うため、
実装上、トレリス符号の任意の一部分を利用して順次復
号できるようにする必要がある。これはパスメモリと呼
ばれる一定時点数以下のトレリス符号を利用して実行可
能であり、ヴィタビアルゴリズムでも適用されている手
法である。
【００３７】図８は従来の誤り訂正符号復号装置の構成
を示すブロック図である。
を示すブロック図である。
【００３８】図８において、事前分布格納装置７１は、
受信値と関係なく与えられる符号語のビットまたはシン
ボルの信頼度情報を格納する装置であり、ターボ復号に
おける信頼度情報は、他方の復号器で生成される各情報
ビットの外部情報Ｌｅ（ｕ（ｋ））に相当する。入力制
御装置７２は、受信値格納装置７０と事前分布格納装置
７１から必要な時点数分のデータを読み出し、軟出力生
成装置７３に供給する。軟出力生成装置７３は、ＭＡＰ
アルゴリズムやＭａｘ−ｌｏｇ−ＭＡＰアルゴリズム等
の軟入力軟出力復号法に基づいて軟出力を生成する。こ
の際、これらアルゴリズムではバックワード処理が必要
になる点が従来のヴィタビアルゴリズムと大きく異なっ
ている。
受信値と関係なく与えられる符号語のビットまたはシン
ボルの信頼度情報を格納する装置であり、ターボ復号に
おける信頼度情報は、他方の復号器で生成される各情報
ビットの外部情報Ｌｅ（ｕ（ｋ））に相当する。入力制
御装置７２は、受信値格納装置７０と事前分布格納装置
７１から必要な時点数分のデータを読み出し、軟出力生
成装置７３に供給する。軟出力生成装置７３は、ＭＡＰ
アルゴリズムやＭａｘ−ｌｏｇ−ＭＡＰアルゴリズム等
の軟入力軟出力復号法に基づいて軟出力を生成する。こ
の際、これらアルゴリズムではバックワード処理が必要
になる点が従来のヴィタビアルゴリズムと大きく異なっ
ている。
【００３９】初期時点から順次復号を行う自然な状況を
想定した場合、フォワード処理はトレリスの始点から開
始され、順次更新されていくため問題はない。しかしな
がら、バックワード処理はトレリス終結点から処理を開
始するため、トレリスの途中においてはバックワード処
理をどこから始めるか、またその初期値をどのように設
定するかという問題が発生する。
想定した場合、フォワード処理はトレリスの始点から開
始され、順次更新されていくため問題はない。しかしな
がら、バックワード処理はトレリス終結点から処理を開
始するため、トレリスの途中においてはバックワード処
理をどこから始めるか、またその初期値をどのように設
定するかという問題が発生する。
【００４０】この問題を解決するためにスライディング
ウィンドウ法と呼ばれる方法が提案されており、例えば
“Soft-output decoding algorithms for continuous d
ecoding of parallel concatinated convolutional cod
es”(ICC’96, pp.112-117,1996)に詳述されている。ス
ライディングウィンドウ法は、時点ｔの軟出力を算出す
るときに、時点ｔ＋Ｔ（Ｔはｔに対して十分大きな時点
数（Ｔ＞０））の各状態を等確率としてバックワード処
理を開始する方法である。
ウィンドウ法と呼ばれる方法が提案されており、例えば
“Soft-output decoding algorithms for continuous d
ecoding of parallel concatinated convolutional cod
es”(ICC’96, pp.112-117,1996)に詳述されている。ス
ライディングウィンドウ法は、時点ｔの軟出力を算出す
るときに、時点ｔ＋Ｔ（Ｔはｔに対して十分大きな時点
数（Ｔ＞０））の各状態を等確率としてバックワード処
理を開始する方法である。
【００４１】スライディングウィンドウ法を利用し、パ
イプライン化により逐次軟出力が得られるハードウェア
アーキテクチャは、例えば“VLSI architectures for t
urbocodes”(IEEE Transactions on VLSI systems, pp.
369-379, 1999)で提案されている。
イプライン化により逐次軟出力が得られるハードウェア
アーキテクチャは、例えば“VLSI architectures for t
urbocodes”(IEEE Transactions on VLSI systems, pp.
369-379, 1999)で提案されている。
【００４２】このアーキテクチャでは、入力制御装置７
２により受信値格納装置７０及び事前分布格納装置７１
から１時点分ずつデータを読み込み、パスメモリはＴ時
点分で１時点毎にスライドしていく。したがって、１情
報シンボルあたりＴ時点数分のバックワード処理を行う
ことになる。通常、バックワード処理はトレリスの終結
点から初期時点まで１回だけ行えばよいので１情報シン
ボルあたり１時点数分のバックワード処理を行えば十分
であることに注意する。
２により受信値格納装置７０及び事前分布格納装置７１
から１時点分ずつデータを読み込み、パスメモリはＴ時
点分で１時点毎にスライドしていく。したがって、１情
報シンボルあたりＴ時点数分のバックワード処理を行う
ことになる。通常、バックワード処理はトレリスの終結
点から初期時点まで１回だけ行えばよいので１情報シン
ボルあたり１時点数分のバックワード処理を行えば十分
であることに注意する。
【００４３】また、Ｔ時点ずらしたバックワード処理を
並列に動作させることにより逐次軟出力を得る方法が
“An intuitive justification and a simplified impl
ementation of the MAP decoder for convolutional co
des”(IEEE Journal on Selected Areas, pp.260-264,1
998)に記載されている。この方法では１情報シンボル当
りのバックワード処理が２時点数分となる。このように
トレリス符号の一部の時点を利用して軟出力復号を行う
場合、バックワード処理が増加する。
並列に動作させることにより逐次軟出力を得る方法が
“An intuitive justification and a simplified impl
ementation of the MAP decoder for convolutional co
des”(IEEE Journal on Selected Areas, pp.260-264,1
998)に記載されている。この方法では１情報シンボル当
りのバックワード処理が２時点数分となる。このように
トレリス符号の一部の時点を利用して軟出力復号を行う
場合、バックワード処理が増加する。
【００４４】以上説明した復号方法はトレリス符号の一
部のみを用いることによって生じたバックワード処理の
増加を並列度の高いアーキテクチャを用いて解決する方
法である。一方、ＤＳＰのように並列度の低いアーキテ
クチャでトレリス符号の一部を用いて復号する場合に
は、１情報シンボルあたりのバックワード処理の計算量
を少なくすることが復号処理速度の改善に必要である。
部のみを用いることによって生じたバックワード処理の
増加を並列度の高いアーキテクチャを用いて解決する方
法である。一方、ＤＳＰのように並列度の低いアーキテ
クチャでトレリス符号の一部を用いて復号する場合に
は、１情報シンボルあたりのバックワード処理の計算量
を少なくすることが復号処理速度の改善に必要である。
【００４５】この場合、符号語を複数のブロックに分割
し、ブロック毎に軟出力を生成する処理が有効である。
なお、以下、軟出力を生成する時点数の単位（＝ブロッ
クの大きさの基準値）をＢと定義する。
し、ブロック毎に軟出力を生成する処理が有効である。
なお、以下、軟出力を生成する時点数の単位（＝ブロッ
クの大きさの基準値）をＢと定義する。
【００４６】図９はこの制御の流れを示す図であり、ブ
ロック毎に軟出力を生成する従来の誤り訂正符号復号装
置の処理手順を示すフローチャートである。
ロック毎に軟出力を生成する従来の誤り訂正符号復号装
置の処理手順を示すフローチャートである。
【００４７】図９に示すように、従来の誤り訂正符号復
号器では、まずトレリス終結部を除いた残りの受信デー
タの時点数（残データ時点数）Ｒを確認する(ステップ
Ｄ１)。そして、残データ時点数ＲがＢ以上であった場
合はブロックの大きさをＢに設定し(ステップＤ２)、残
データ時点数ＲがＢよりも小さかった場合はブロックの
大きさをＲに設定する（ステップＤ３）。したがって、
ステップＤ３ではトレリス終結部から通常のバックワー
ド処理を行うことになる。
号器では、まずトレリス終結部を除いた残りの受信デー
タの時点数（残データ時点数）Ｒを確認する(ステップ
Ｄ１)。そして、残データ時点数ＲがＢ以上であった場
合はブロックの大きさをＢに設定し(ステップＤ２)、残
データ時点数ＲがＢよりも小さかった場合はブロックの
大きさをＲに設定する（ステップＤ３）。したがって、
ステップＤ３ではトレリス終結部から通常のバックワー
ド処理を行うことになる。
【００４８】図１０は図９に示したフローチャートにし
たがって受信データが復号処理される様子を示す模式図
である。なお、ブロックには、初期時点から終結時点に
向かって順にブロック１，２，…と番号を付与するもの
とする。
たがって受信データが復号処理される様子を示す模式図
である。なお、ブロックには、初期時点から終結時点に
向かって順にブロック１，２，…と番号を付与するもの
とする。
【００４９】図１０に示すように、従来の誤り訂正符号
復号器では、まず最初にブロック１に対してフォワード
処理Ｆ（１）及びバックワード処理Ｂ（１）がそれぞれ
実行される。フォワード処理の初期値はトレリス符号の
始点に対応するので問題ないが、バックワード処理の初
期値は前述したように各状態が等確率とする。このとき
ブロック境界におけるβが有意な値をとるためには、Ｔ
時点数分のマージンをとった（Ｂ＋Ｔ）時点からバック
ワード処理を開始する。つまり、Ｂ時点における受信デ
ータを復号するためには、入力制御装置７２は、ブロッ
クの境界で（Ｂ＋Ｔ）時点分の受信データを受信値格納
装置７０及び事前分布格納装置７１から軟出力生成装置
７３に供給する必要がある。そして、ブロック１に対す
るフォワード処理Ｆ（１）及びバックワード処理Ｂ
（１）が終了したら軟出力生成処理Ｇ（１）を実行す
る。
復号器では、まず最初にブロック１に対してフォワード
処理Ｆ（１）及びバックワード処理Ｂ（１）がそれぞれ
実行される。フォワード処理の初期値はトレリス符号の
始点に対応するので問題ないが、バックワード処理の初
期値は前述したように各状態が等確率とする。このとき
ブロック境界におけるβが有意な値をとるためには、Ｔ
時点数分のマージンをとった（Ｂ＋Ｔ）時点からバック
ワード処理を開始する。つまり、Ｂ時点における受信デ
ータを復号するためには、入力制御装置７２は、ブロッ
クの境界で（Ｂ＋Ｔ）時点分の受信データを受信値格納
装置７０及び事前分布格納装置７１から軟出力生成装置
７３に供給する必要がある。そして、ブロック１に対す
るフォワード処理Ｆ（１）及びバックワード処理Ｂ
（１）が終了したら軟出力生成処理Ｇ（１）を実行す
る。
【００５０】ブロック１に対する全ての処理が終了した
ら、ブロック２に対する処理に移行する(Ｆ（２）、Ｂ
（２）、Ｇ（２）)。このときフォワード処理Ｆ（２）
の初期値はブロック１の終了時点Ｂにおけるαの値をそ
のまま使用し、バックワード処理Ｂ（２）の初期値は
（２Ｂ＋Ｔ）時点から各状態が等確率であるとして開始
される。この方法では１情報シンボルあたりのバックワ
ード処理が（１＋Ｔ／Ｂ）時点数分となる。また、フォ
ワード処理と軟出力生成処理に関しては１情報シンボル
あたり１時点数分となる。
ら、ブロック２に対する処理に移行する(Ｆ（２）、Ｂ
（２）、Ｇ（２）)。このときフォワード処理Ｆ（２）
の初期値はブロック１の終了時点Ｂにおけるαの値をそ
のまま使用し、バックワード処理Ｂ（２）の初期値は
（２Ｂ＋Ｔ）時点から各状態が等確率であるとして開始
される。この方法では１情報シンボルあたりのバックワ
ード処理が（１＋Ｔ／Ｂ）時点数分となる。また、フォ
ワード処理と軟出力生成処理に関しては１情報シンボル
あたり１時点数分となる。
【００５１】
【発明が解決しようとする課題】図９及び図１０に示し
た従来の復号方法では、１情報シンボルあたりのバック
ワード処理が（１＋Ｔ／Ｂ）時点数分となり、バックワ
ード処理のマージン時点数Ｔをブロックの大きさＢに対
して小さく設定することでバックワード処理の計算量を
削減できる。
た従来の復号方法では、１情報シンボルあたりのバック
ワード処理が（１＋Ｔ／Ｂ）時点数分となり、バックワ
ード処理のマージン時点数Ｔをブロックの大きさＢに対
して小さく設定することでバックワード処理の計算量を
削減できる。
【００５２】装置規模の増大を防ぐためにはブロックの
大きさＢ、マージン時点数Ｔの値を小さくすることが望
ましい。しかしながら、バックワード処理のマージン時
点数Ｔの値を小さくすることは復号性能の劣化につなが
る。例えば、メモリ数３の畳込み符号を連接したターボ
符号用の復号器に軟入力軟出力復号を適用した場合、Ｔ
＝２４〜３０で復号性能の劣化が認められなくなるが、
Ｔ＝１５では復号フレーム誤り率０．０００１で０．４
ｄＢ以上の符号化利得の劣化が生じることが実験により
確かめられている。
大きさＢ、マージン時点数Ｔの値を小さくすることが望
ましい。しかしながら、バックワード処理のマージン時
点数Ｔの値を小さくすることは復号性能の劣化につなが
る。例えば、メモリ数３の畳込み符号を連接したターボ
符号用の復号器に軟入力軟出力復号を適用した場合、Ｔ
＝２４〜３０で復号性能の劣化が認められなくなるが、
Ｔ＝１５では復号フレーム誤り率０．０００１で０．４
ｄＢ以上の符号化利得の劣化が生じることが実験により
確かめられている。
【００５３】フォワード処理、バックワード処理及び軟
出力生成処理をそれぞれ同一の計算量とみなすと、フォ
ワード処理、軟出力生成処理は１情報シンボルあたり１
時点数分、バックワード処理は１情報シンボルあたり
（１＋Ｔ／Ｂ）時点数分の処理のため、Ｔ、Ｂの値はト
ータルの計算量に対して １＋１＋（１＋Ｔ／Ｂ）＝３＋Ｔ／Ｂ の比で影響を与える。例えば、Ｂ＝３２とした場合、Ｔ
＝２４からＴ＝１５に変更すると計算量を約７．５％削
減することができる。したがって、ブロック境界におけ
るバックワード処理のマージン時点数Ｔを小さくするこ
とが復号処理における計算量の削減に重要である。
出力生成処理をそれぞれ同一の計算量とみなすと、フォ
ワード処理、軟出力生成処理は１情報シンボルあたり１
時点数分、バックワード処理は１情報シンボルあたり
（１＋Ｔ／Ｂ）時点数分の処理のため、Ｔ、Ｂの値はト
ータルの計算量に対して １＋１＋（１＋Ｔ／Ｂ）＝３＋Ｔ／Ｂ の比で影響を与える。例えば、Ｂ＝３２とした場合、Ｔ
＝２４からＴ＝１５に変更すると計算量を約７．５％削
減することができる。したがって、ブロック境界におけ
るバックワード処理のマージン時点数Ｔを小さくするこ
とが復号処理における計算量の削減に重要である。
【００５４】本発明は上記したような従来の技術が有す
る問題点を解決するためになされたものであり、繰り返
し復号を行う復号処理に軟入力軟出力復号を適用する場
合に、ブロックの境界におけるバックワード処理のマー
ジン時点数Ｔを小さく設定しても復号特性の劣化が生じ
ない誤り訂正符号復号方法及び装置を提供することを目
的とする。
る問題点を解決するためになされたものであり、繰り返
し復号を行う復号処理に軟入力軟出力復号を適用する場
合に、ブロックの境界におけるバックワード処理のマー
ジン時点数Ｔを小さく設定しても復号特性の劣化が生じ
ない誤り訂正符号復号方法及び装置を提供することを目
的とする。
【００５５】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
本発明の誤り訂正符号復号方法は、所定の復号処理を繰
り返すことで受信語を復号する誤り訂正符号復号方法で
あって、前記受信語をブロックに分割し、前記ブロック
への分割方法は、前記所定の復号処理の繰り返しが何回
目かであるかに応じて決定し、前記ブロック単位で、前
記受信語及び前記受信語の情報シンボルの信頼度に相当
する事前分布値から前記情報シンボルの軟出力値をそれ
ぞれ生成する方法である。
本発明の誤り訂正符号復号方法は、所定の復号処理を繰
り返すことで受信語を復号する誤り訂正符号復号方法で
あって、前記受信語をブロックに分割し、前記ブロック
への分割方法は、前記所定の復号処理の繰り返しが何回
目かであるかに応じて決定し、前記ブロック単位で、前
記受信語及び前記受信語の情報シンボルの信頼度に相当
する事前分布値から前記情報シンボルの軟出力値をそれ
ぞれ生成する方法である。
【００５６】ここで、前記ブロックの基準の大きさであ
る時点数をＢ、ブロックの種類の数をｎ、現時点の復号
処理における繰り返し回数をｋ回目としたとき、前記ブ
ロックへの分割法は、前記ブロックの中で最初のブロッ
クの大きさを、Ｂ（ｎ＋１−ｋ）／ｎ、とし、最終ブロ
ックを除く残りのブロックの大きさをＢとしてもよく、
現時点の復号処理における繰り返し回数が奇数回目また
は偶数回目のいずれか一方で、最初のブロックの大きさ
を所定の大きさの１／２に設定してもよい。
る時点数をＢ、ブロックの種類の数をｎ、現時点の復号
処理における繰り返し回数をｋ回目としたとき、前記ブ
ロックへの分割法は、前記ブロックの中で最初のブロッ
クの大きさを、Ｂ（ｎ＋１−ｋ）／ｎ、とし、最終ブロ
ックを除く残りのブロックの大きさをＢとしてもよく、
現時点の復号処理における繰り返し回数が奇数回目また
は偶数回目のいずれか一方で、最初のブロックの大きさ
を所定の大きさの１／２に設定してもよい。
【００５７】一方、本発明の誤り訂正符号復号装置は、
所定の復号処理を繰り返すことで受信語を復号する誤り
訂正符号復号装置であって、前記受信語を格納する受信
値格納装置と、前記受信語の情報シンボルの信頼度に相
当する事前分布値をそれぞれ保持する事前分布値格納装
置と、前記受信格納装置及び前記事前分布値格納装置か
ら前記ブロック単位でデータを読み出す入力制御装置
と、前記入力制御装置で読み出された前記受信語と前記
事前分布値から前記情報シンボルの軟出力値を前記ブロ
ック単位で生成する軟出力生成装置と、前記入力制御装
置に、最初のブロックの大きさを現時点の復号処理にお
ける繰り返し数に応じてそれぞれ異なった値に設定させ
る制御情報生成装置と、を有する構成である。
所定の復号処理を繰り返すことで受信語を復号する誤り
訂正符号復号装置であって、前記受信語を格納する受信
値格納装置と、前記受信語の情報シンボルの信頼度に相
当する事前分布値をそれぞれ保持する事前分布値格納装
置と、前記受信格納装置及び前記事前分布値格納装置か
ら前記ブロック単位でデータを読み出す入力制御装置
と、前記入力制御装置で読み出された前記受信語と前記
事前分布値から前記情報シンボルの軟出力値を前記ブロ
ック単位で生成する軟出力生成装置と、前記入力制御装
置に、最初のブロックの大きさを現時点の復号処理にお
ける繰り返し数に応じてそれぞれ異なった値に設定させ
る制御情報生成装置と、を有する構成である。
【００５８】ここで、前記制御情報生成装置は、前記ブ
ロックの基準の大きさである時点数をＢ、ブロックの種
類の数をｎ、現時点の復号処理における繰り返し回数を
ｋ回目としたとき、前記ブロックへの分割法は、前記ブ
ロックの中で最初のブロックの大きさを、 Ｂ（ｎ＋１−ｋ）／ｎ、 とし、最終ブロックを除く残りのブロックの大きさをＢ
としてもよく、前記入力制御装置に、現時点の復号処理
における繰り返し数が奇数回目または偶数回目のいずれ
か一方で、最初のブロックの大きさを所定の大きさの１
／２に設定させてもよい。
ロックの基準の大きさである時点数をＢ、ブロックの種
類の数をｎ、現時点の復号処理における繰り返し回数を
ｋ回目としたとき、前記ブロックへの分割法は、前記ブ
ロックの中で最初のブロックの大きさを、 Ｂ（ｎ＋１−ｋ）／ｎ、 とし、最終ブロックを除く残りのブロックの大きさをＢ
としてもよく、前記入力制御装置に、現時点の復号処理
における繰り返し数が奇数回目または偶数回目のいずれ
か一方で、最初のブロックの大きさを所定の大きさの１
／２に設定させてもよい。
【００５９】上記のような誤り訂正符号復号方法及び装
置では、繰り返し処理における各ブロックの種類毎の最
初の大きさを、現時点の復号処理における繰り返し数に
応じてそれぞれ異なった値に設定することで、ブロック
の境界におけるバックワード処理のマージンを小さく設
定しても、いずれかのブロックで復号可能であれば、繰
り返し復号処理の回数を増加させずに誤りのないデータ
を高い確率で復号することが可能になる。
置では、繰り返し処理における各ブロックの種類毎の最
初の大きさを、現時点の復号処理における繰り返し数に
応じてそれぞれ異なった値に設定することで、ブロック
の境界におけるバックワード処理のマージンを小さく設
定しても、いずれかのブロックで復号可能であれば、繰
り返し復号処理の回数を増加させずに誤りのないデータ
を高い確率で復号することが可能になる。
【００６０】
【発明の実施の形態】次に本発明について図面を参照し
て説明する。
て説明する。
【００６１】図１は本発明の誤り訂正符号復号装置の一
構成例を示すブロック図である。
構成例を示すブロック図である。
【００６２】図１に示すように、本実施形態の誤り訂正
符号復号器は、受信データを格納する受信値格納装置１
０と、情報シンボルの信頼度に相当する事前分布値を保
持する事前分布値格納装置１１と、受信データと事前分
布値から各情報シンボルの軟出力値をブロック単位で生
成する軟出力生成装置１３と、受信値格納装置及び事前
分布値格納装置からデータをブロック単位で読み出し、
軟出力生成装置に供給する入力制御装置１２と、繰り返
し復号処理の回数の応じて入力制御装置にブロックの境
界を変更させる制御情報生成装置１４とを有する構成で
ある。
符号復号器は、受信データを格納する受信値格納装置１
０と、情報シンボルの信頼度に相当する事前分布値を保
持する事前分布値格納装置１１と、受信データと事前分
布値から各情報シンボルの軟出力値をブロック単位で生
成する軟出力生成装置１３と、受信値格納装置及び事前
分布値格納装置からデータをブロック単位で読み出し、
軟出力生成装置に供給する入力制御装置１２と、繰り返
し復号処理の回数の応じて入力制御装置にブロックの境
界を変更させる制御情報生成装置１４とを有する構成で
ある。
【００６３】制御情報生成装置１４は、ブロックを複数
種類設け、繰り返し処理における各ブロックの種類毎の
最初の大きさを、繰り返し復号処理の回数の応じてそれ
ぞれ異なった値に設定する。例えば、ブロックを２種類
設けた場合は、繰り返し復号処理の回数が奇数回目、あ
るいは偶数回目のいずれか一方の種類の最初のブロック
の大きさを基準の大きさＢと異なった大きさ（例えば、
Ｂ／２）に設定する。
種類設け、繰り返し処理における各ブロックの種類毎の
最初の大きさを、繰り返し復号処理の回数の応じてそれ
ぞれ異なった値に設定する。例えば、ブロックを２種類
設けた場合は、繰り返し復号処理の回数が奇数回目、あ
るいは偶数回目のいずれか一方の種類の最初のブロック
の大きさを基準の大きさＢと異なった大きさ（例えば、
Ｂ／２）に設定する。
【００６４】次に、本実施形態の誤り訂正符号復号器の
動作について図２及び図３を用いて具体的に説明する。
図２は図１に示した制御情報生成装置の処理手順の一例
を示すフローチャートであり、図３は図２に示したフロ
ーチャートにしたがって受信データが復号処理される様
子を示す模式図である。なお、以下ではブロックを２種
類設けた場合を例にして説明する。
動作について図２及び図３を用いて具体的に説明する。
図２は図１に示した制御情報生成装置の処理手順の一例
を示すフローチャートであり、図３は図２に示したフロ
ーチャートにしたがって受信データが復号処理される様
子を示す模式図である。なお、以下ではブロックを２種
類設けた場合を例にして説明する。
【００６５】図２において、制御情報生成装置１４は、
まず軟出力生成を終了していない残りのデータの時点数
（残データ時点数）Ｒを確認する（ステップＡ１）。残
データ時点数ＲがＢよりも小さい場合はブロックの大き
さをＲに設定する(ステップＡ６)。また、残データ時点
数ＲがＢ以上の場合は軟出力生成対象のデータが最初の
ブロックであるか否かを判定する（ステップＡ２）。ス
テップＡ２の処理の結果、軟出力生成対象のデータが最
初のブロックでない場合はブロックの大きさをＢに設定
する（ステップＡ５）。また、最初のブロックの場合は
現在の繰り返し復号処理の回数が偶数回目であるか奇数
回目であるかを判定する（ステップＡ３）。繰り返し数
が偶数回目である場合は最初のブロックの大きさをＢ／
２に設定する（ステップＡ４）。また、繰り返し数が奇
数回目である場合は最初のブロックの大きさをＢに設定
する（ステップＡ５）。
まず軟出力生成を終了していない残りのデータの時点数
（残データ時点数）Ｒを確認する（ステップＡ１）。残
データ時点数ＲがＢよりも小さい場合はブロックの大き
さをＲに設定する(ステップＡ６)。また、残データ時点
数ＲがＢ以上の場合は軟出力生成対象のデータが最初の
ブロックであるか否かを判定する（ステップＡ２）。ス
テップＡ２の処理の結果、軟出力生成対象のデータが最
初のブロックでない場合はブロックの大きさをＢに設定
する（ステップＡ５）。また、最初のブロックの場合は
現在の繰り返し復号処理の回数が偶数回目であるか奇数
回目であるかを判定する（ステップＡ３）。繰り返し数
が偶数回目である場合は最初のブロックの大きさをＢ／
２に設定する（ステップＡ４）。また、繰り返し数が奇
数回目である場合は最初のブロックの大きさをＢに設定
する（ステップＡ５）。
【００６６】図２に示した制御情報生成装置１４の動作
によれば、繰り返し復号処理の回数が奇数回目の場合は
図３の（１）に示すようにブロックの境界が設定され、
繰り返し復号処理の回数が偶数回目の場合は図３の
（２）に示すようにブロックの境界が設定され、そのブ
ロック単位で軟出力生成処理が行われる。つまり、繰り
返し復号処理の奇数回目と偶数回目とではブロックの境
界がＢ／２時点数だけずれることになる。なお、奇数回
目と偶数回目におけるブロック境界の設定は逆であって
もよい。
によれば、繰り返し復号処理の回数が奇数回目の場合は
図３の（１）に示すようにブロックの境界が設定され、
繰り返し復号処理の回数が偶数回目の場合は図３の
（２）に示すようにブロックの境界が設定され、そのブ
ロック単位で軟出力生成処理が行われる。つまり、繰り
返し復号処理の奇数回目と偶数回目とではブロックの境
界がＢ／２時点数だけずれることになる。なお、奇数回
目と偶数回目におけるブロック境界の設定は逆であって
もよい。
【００６７】上述したように、従来の復号方法では、マ
ージン時点数Ｔを小さく設定した場合に復号性能の劣化
が生じ、Ｂ、Ｔの値が同一でもエラーパターンによって
はブロック境界の設定の仕方で復号が可能な場合とそう
でない場合が発生する。なお、二つのブロック境界を用
いて復号を行い、正しく復号できたと判断した方を復号
結果とする復号方法も考えられるが、これでは逆に計算
量が大きくなってしまう。
ージン時点数Ｔを小さく設定した場合に復号性能の劣化
が生じ、Ｂ、Ｔの値が同一でもエラーパターンによって
はブロック境界の設定の仕方で復号が可能な場合とそう
でない場合が発生する。なお、二つのブロック境界を用
いて復号を行い、正しく復号できたと判断した方を復号
結果とする復号方法も考えられるが、これでは逆に計算
量が大きくなってしまう。
【００６８】本実施形態のようにブロック境界を繰り返
し処理毎に変更することでマージン時点数Ｔを小さく設
定しても計算量を増加させずに復号性能の向上が期待で
きる。
し処理毎に変更することでマージン時点数Ｔを小さく設
定しても計算量を増加させずに復号性能の向上が期待で
きる。
【００６９】以上、繰り返し復号処理を行う復号過程に
おいて２種類のブロックを交互に使用する例で説明した
が、この方法は２種類のブロックに限らず３種類以上の
ブロックを使用する場合にも容易に拡張できる。
おいて２種類のブロックを交互に使用する例で説明した
が、この方法は２種類のブロックに限らず３種類以上の
ブロックを使用する場合にも容易に拡張できる。
【００７０】図４を用いてｎ種類のブロック境界を用い
た場合の誤り訂正符号復号装置の動作について説明す
る。図４は図１に示した制御情報生成装置の処理手順の
他の例を示すフローチャートである。
た場合の誤り訂正符号復号装置の動作について説明す
る。図４は図１に示した制御情報生成装置の処理手順の
他の例を示すフローチャートである。
【００７１】図４に示すように、制御情報生成装置１４
は、まず軟出力生成を終了していない残りのデータの時
点数（残データ時点数）Ｒを確認する（ステップＢ
１）。残データ時点数ＲがＢより小さい場合はブロック
の大きさをＲに設定する(ステップＢ５)。また、残デー
タ時点数ＲがＢ以上の場合は軟出力生成対象のデータが
最初のブロックであるか否かを判定する（ステップＢ
２）。軟出力生成対象のデータが最初のブロックでない
場合はブロックの大きさをＢに設定する（ステップＢ
４）。また、軟出力生成対象のデータが最初のブロック
の場合は現在の繰り返し回数を確認し、繰り返し回数が
ｋ回目の場合はブロックの大きさを
は、まず軟出力生成を終了していない残りのデータの時
点数（残データ時点数）Ｒを確認する（ステップＢ
１）。残データ時点数ＲがＢより小さい場合はブロック
の大きさをＲに設定する(ステップＢ５)。また、残デー
タ時点数ＲがＢ以上の場合は軟出力生成対象のデータが
最初のブロックであるか否かを判定する（ステップＢ
２）。軟出力生成対象のデータが最初のブロックでない
場合はブロックの大きさをＢに設定する（ステップＢ
４）。また、軟出力生成対象のデータが最初のブロック
の場合は現在の繰り返し回数を確認し、繰り返し回数が
ｋ回目の場合はブロックの大きさを
【００７２】
【数７】
【００７３】に設定する（ステップＢ３）。
【００７４】図５は図１に示した制御情報生成装置の処
理結果を示す図であり、ブロックの大きさの基準をＢと
したときのｎ個のブロックの境界が設定される様子を示
す模式図である。
理結果を示す図であり、ブロックの大きさの基準をＢと
したときのｎ個のブロックの境界が設定される様子を示
す模式図である。
【００７５】図４に示した手順で繰り返し処理の回数が
ｋ回目におけるブロック境界の設定は図５に示すブロッ
ク境界（ｋ ｍｏｄ ｎ)に対応する。ここで、ｋ ｍｏｄ
ｎはｎを法とするｋの値を示し、ｋは１からｎまでの
値でとるものとする。
ｋ回目におけるブロック境界の設定は図５に示すブロッ
ク境界（ｋ ｍｏｄ ｎ)に対応する。ここで、ｋ ｍｏｄ
ｎはｎを法とするｋの値を示し、ｋは１からｎまでの
値でとるものとする。
【００７６】次に、本実施形態の誤り訂正符号復号器を
図７に示したターボ復号器に適用した場合の動作につい
て図６を用いて説明する。図６は図２に示した処理をタ
ーボ復号器に適用した場合の処理手順を示すフローチャ
ートである。なお、図７に示した第１の復号器、第２の
復号器は図１に示した誤り訂正符号復号器で構成されて
いるものとする。また、以下では、図２、３に示した２
種類のブロックを設ける場合を例にして説明するが、図
４、図５に示した３種類以上のブロックを用いる場合も
同様に実現できる。なお、受信データは第１の復号器１
０３の受信値格納装置に格納されているとする。また、
繰り返し復号処理の回数に対応してブロックの境界を変
更する処理は第１の復号器の制御情報生成装置で行うも
のとする。
図７に示したターボ復号器に適用した場合の動作につい
て図６を用いて説明する。図６は図２に示した処理をタ
ーボ復号器に適用した場合の処理手順を示すフローチャ
ートである。なお、図７に示した第１の復号器、第２の
復号器は図１に示した誤り訂正符号復号器で構成されて
いるものとする。また、以下では、図２、３に示した２
種類のブロックを設ける場合を例にして説明するが、図
４、図５に示した３種類以上のブロックを用いる場合も
同様に実現できる。なお、受信データは第１の復号器１
０３の受信値格納装置に格納されているとする。また、
繰り返し復号処理の回数に対応してブロックの境界を変
更する処理は第１の復号器の制御情報生成装置で行うも
のとする。
【００７７】最初に、第１の復号器の制御情報生成装置
は、繰り返し復号処理の回数をカウントするための変数
であるｋを１に設定する(ステップＣ１)。続いて、ｋの
値が奇数であるか偶数であるかを判定し（ステップＣ
２）、偶数と判定した場合は図３（２）に示すようにブ
ロックの境界を設定し（ステップＣ３）、奇数と判定し
た場合は図３（１）に示すようにブロックの境界を設定
するように（ステップＣ４）、入力制御装置に指示す
る。
は、繰り返し復号処理の回数をカウントするための変数
であるｋを１に設定する(ステップＣ１)。続いて、ｋの
値が奇数であるか偶数であるかを判定し（ステップＣ
２）、偶数と判定した場合は図３（２）に示すようにブ
ロックの境界を設定し（ステップＣ３）、奇数と判定し
た場合は図３（１）に示すようにブロックの境界を設定
するように（ステップＣ４）、入力制御装置に指示す
る。
【００７８】入力制御装置は制御情報生成装置の指示に
したがって受信値格納装置及び事前分布格納装置からブ
ロック単位でデータを読み出し、軟出力復号装置に供給
する。
したがって受信値格納装置及び事前分布格納装置からブ
ロック単位でデータを読み出し、軟出力復号装置に供給
する。
【００７９】以上の処理は、先ず最初にターボ符号の構
成要素である第１の畳込み符号化器に対応する第１の復
号器で行う（ステップＣ５）。このとき第１の復号器で
はステップＣ２で指定されたブロック単位で軟出力を生
成する。
成要素である第１の畳込み符号化器に対応する第１の復
号器で行う（ステップＣ５）。このとき第１の復号器で
はステップＣ２で指定されたブロック単位で軟出力を生
成する。
【００８０】ｋ＝１の場合、事前分布格納装置には適切
な初期値（通常は０，１を等確率であるとした値）が設
定される。第１の復号器の復号結果である外部情報は第
２の復号器の事前分布格納装置に保持される。この外部
情報も合わせて利用することで第２の復号器で復号処理
を実行する（ステップＣ６）。このとき第２の復号器で
はステップＣ２で設定されたブロック単位で軟出力を生
成する。ステップＣ６の処理により第２の復号器から出
力された外部情報は第１の復号器の事前分布格納装置に
保持される。
な初期値（通常は０，１を等確率であるとした値）が設
定される。第１の復号器の復号結果である外部情報は第
２の復号器の事前分布格納装置に保持される。この外部
情報も合わせて利用することで第２の復号器で復号処理
を実行する（ステップＣ６）。このとき第２の復号器で
はステップＣ２で設定されたブロック単位で軟出力を生
成する。ステップＣ６の処理により第２の復号器から出
力された外部情報は第１の復号器の事前分布格納装置に
保持される。
【００８１】以上の処理が終了したら、第１の復号器の
制御情報生成装置は、繰り返し復号処理を継続するか否
かを判定する（ステップＣ７）。これは、予め決められ
た繰り返し回数に達したか否かを判定する方法、あるい
は外部に付加した誤り検出符号をチェックして判定する
方法など様々な方法が考えられる。繰り返し処理を継続
する場合はｋの値を１インクリメントし（ステップＣ
８）、ステップＣ２の処理に戻ってステップＣ７までの
処理を繰り返す。
制御情報生成装置は、繰り返し復号処理を継続するか否
かを判定する（ステップＣ７）。これは、予め決められ
た繰り返し回数に達したか否かを判定する方法、あるい
は外部に付加した誤り検出符号をチェックして判定する
方法など様々な方法が考えられる。繰り返し処理を継続
する場合はｋの値を１インクリメントし（ステップＣ
８）、ステップＣ２の処理に戻ってステップＣ７までの
処理を繰り返す。
【００８２】したがって、繰り返し処理における各ブロ
ック種類毎の最初の大きさを、繰り返し復号処理の回数
の応じてそれぞれ異なった値に設定することで、ブロッ
ク境界におけるバックワード処理のマージン時点数Ｔを
小さく設定しても、いずれかのブロックで復号可能であ
れば、繰り返し復号処理の回数を増加させずに誤りのな
いデータを高い確率で復号することが可能になる。よっ
て、復号性能の劣化を生じることなく、バックワード処
理の計算量を削減できる。
ック種類毎の最初の大きさを、繰り返し復号処理の回数
の応じてそれぞれ異なった値に設定することで、ブロッ
ク境界におけるバックワード処理のマージン時点数Ｔを
小さく設定しても、いずれかのブロックで復号可能であ
れば、繰り返し復号処理の回数を増加させずに誤りのな
いデータを高い確率で復号することが可能になる。よっ
て、復号性能の劣化を生じることなく、バックワード処
理の計算量を削減できる。
【００８３】例えば、メモリ数３、符号化率１／３のタ
ーボ符号において、ブロックの大きさＢ＝３２とし、符
号トレリス全体を持って復号する場合と比較した場合、
復号フレーム誤り率０．０００１において、従来のブロ
ック境界を固定する方法ではＴ＝１８で０．１ｄＢ以内
の符号化利得の差となるが、本実施形態のブロック境界
を３種類用いる方法では同一の符号化利得をＴ＝１２で
達成できる。これは５％程度の計算量の削減となる。
ーボ符号において、ブロックの大きさＢ＝３２とし、符
号トレリス全体を持って復号する場合と比較した場合、
復号フレーム誤り率０．０００１において、従来のブロ
ック境界を固定する方法ではＴ＝１８で０．１ｄＢ以内
の符号化利得の差となるが、本実施形態のブロック境界
を３種類用いる方法では同一の符号化利得をＴ＝１２で
達成できる。これは５％程度の計算量の削減となる。
【００８４】
【発明の効果】本発明は以上説明したように構成されて
いるので、以下に記載する効果を奏する。
いるので、以下に記載する効果を奏する。
【００８５】ブロックを複数種類設け、繰り返し処理に
おける各ブロックの種類毎の最初の大きさを、現時点の
復号処理における繰り返し数に応じてそれぞれ異なった
値に設定することで、ブロックの境界におけるバックワ
ード処理のマージンを小さく設定しても、いずれかのブ
ロックで復号可能であれば、繰り返し復号処理の回数を
増加させずに誤りのないデータを高い確率で復号するこ
とが可能になる。
おける各ブロックの種類毎の最初の大きさを、現時点の
復号処理における繰り返し数に応じてそれぞれ異なった
値に設定することで、ブロックの境界におけるバックワ
ード処理のマージンを小さく設定しても、いずれかのブ
ロックで復号可能であれば、繰り返し復号処理の回数を
増加させずに誤りのないデータを高い確率で復号するこ
とが可能になる。
【００８６】したがって、復号性能の劣化を生じること
なく、バックワード処理の計算量を削減できる。
なく、バックワード処理の計算量を削減できる。
【図１】本発明の誤り訂正符号復号装置の一構成例を示
すブロック図である。
すブロック図である。
【図２】図１に示した制御情報生成装置の処理手順の一
例を示すフローチャートである。
例を示すフローチャートである。
【図３】図２に示したフローチャートにしたがって受信
データが復号処理される様子を示す模式図である。
データが復号処理される様子を示す模式図である。
【図４】図１に示した制御情報生成装置の処理手順の他
の例を示すフローチャートである。
の例を示すフローチャートである。
【図５】図１に示した制御情報生成装置の処理結果を示
す図であり、ブロックの大きさの基準をＢとしたときの
ｎ個のブロックの境界が設定される様子を示す模式図で
ある。
す図であり、ブロックの大きさの基準をＢとしたときの
ｎ個のブロックの境界が設定される様子を示す模式図で
ある。
【図６】図２に示した処理をターボ復号器に適用した場
合の処理手順を示すフローチャートである。
合の処理手順を示すフローチャートである。
【図７】ターボ符号器、復号器の代表的な構成を示す図
であり、同図（ａ）はターボ符号器のブロック図、同図
（ｂ）はターボ復号器のブロック図である。
であり、同図（ａ）はターボ符号器のブロック図、同図
（ｂ）はターボ復号器のブロック図である。
【図８】従来の誤り訂正符号復号装置の構成を示すブロ
ック図である。
ック図である。
【図９】ブロック毎に軟出力を生成する従来の誤り訂正
符号復号装置の処理手順を示すフローチャートである。
符号復号装置の処理手順を示すフローチャートである。
【図１０】図９に示したフローチャートにしたがって受
信データが復号処理される様子を示す模式図である。
信データが復号処理される様子を示す模式図である。
１０ 受信値格納装置 １１ 事前分布値格納装置 １２ 入力制御装置 １３ 軟出力生成装置 １４ 制御情報生成装置
Claims (6)
- 【請求項１】 所定の復号処理を繰り返すことで受信語
を復号する誤り訂正符号復号方法であって、 前記受信語をブロックに分割し、 前記ブロックへの分割方法は、前記所定の復号処理の繰
り返しが何回目かであるかに応じて決定し、 前記ブロック単位で、前記受信語及び前記受信語の情報
シンボルの信頼度に相当する事前分布値から前記情報シ
ンボルの軟出力値をそれぞれ生成する誤り訂正符号復号
方法。 - 【請求項２】 前記ブロックの基準の大きさである時点
数をＢ、ブロックの種類の数をｎ、現時点の復号処理に
おける繰り返し回数をｋ回目としたとき、 前記ブロックへの分割法は、前記ブロックの中で最初の
ブロックの大きさを、 Ｂ（ｎ＋１−ｋ）／ｎ、 とし、最終ブロックを除く残りのブロックの大きさをＢ
とする請求項１記載の誤り訂正符号復号方法。 - 【請求項３】 現時点の復号処理における繰り返し回数
が奇数回目または偶数回目のいずれか一方で、 最初のブロックの大きさを所定の大きさの１／２に設定
する請求項１記載の誤り訂正符号復号方法。 - 【請求項４】 所定の復号処理を繰り返すことで受信語
を復号する誤り訂正符号復号装置であって、 前記受信語を格納する受信値格納装置と、 前記受信語の情報シンボルの信頼度に相当する事前分布
値をそれぞれ保持する事前分布値格納装置と、 前記受信格納装置及び前記事前分布値格納装置から前記
ブロック単位でデータを読み出す入力制御装置と、 前記入力制御装置で読み出された前記受信語と前記事前
分布値から前記情報シンボルの軟出力値を前記ブロック
単位で生成する軟出力生成装置と、 前記入力制御装置に、最初のブロックの大きさを現時点
の復号処理における繰り返し数に応じてそれぞれ異なっ
た値に設定させる制御情報生成装置と、を有する誤り訂
正符号復号装置。 - 【請求項５】 前記制御情報生成装置は、 前記ブロックの基準の大きさである時点数をＢ、ブロッ
クの種類の数をｎ、現時点の復号処理における繰り返し
回数をｋ回目としたとき、 前記ブロックへの分割法は、前記ブロックの中で最初の
ブロックの大きさを、 Ｂ（ｎ＋１−ｋ）／ｎ、 とし、最終ブロックを除く残りのブロックの大きさをＢ
とする請求項４記載の誤り訂正符号復号装置。 - 【請求項６】 前記制御情報生成装置は、 前記入力制御装置に、現時点の復号処理における繰り返
し数が奇数回目または偶数回目のいずれか一方で、最初
のブロックの大きさを所定の大きさの１／２に設定させ
る請求項４記載の誤り訂正符号復号装置。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000265785A JP2002076921A (ja) | 2000-09-01 | 2000-09-01 | 誤り訂正符号復号方法及び装置 |
| US09/942,671 US20020094038A1 (en) | 2000-01-09 | 2001-08-31 | Error-correcting code decoding method and error-correcting code decoding apparatus |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000265785A JP2002076921A (ja) | 2000-09-01 | 2000-09-01 | 誤り訂正符号復号方法及び装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2002076921A true JP2002076921A (ja) | 2002-03-15 |
Family
ID=18753001
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2000265785A Pending JP2002076921A (ja) | 2000-01-09 | 2000-09-01 | 誤り訂正符号復号方法及び装置 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US20020094038A1 (ja) |
| JP (1) | JP2002076921A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2005125019A1 (ja) * | 2004-06-17 | 2005-12-29 | Mitsubishi Denki Kabushiki Kaisha | ターボ符号の誤り訂正復号方法及びターボ符号の誤り訂正復号装置 |
| US7590929B2 (en) | 2003-09-19 | 2009-09-15 | Fujitsu Limited | Record reproduction method, apparatus, and circuit for using error correcting code |
Families Citing this family (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100390416B1 (ko) * | 2000-10-16 | 2003-07-07 | 엘지전자 주식회사 | 터보 디코딩 방법 |
| US7430241B2 (en) * | 2003-03-14 | 2008-09-30 | Lucent Technologies Inc. | Method for early decoding of control channel information |
| JP2006041960A (ja) * | 2004-07-28 | 2006-02-09 | Nec Corp | ターボ復号装置及びターボ復号方法並びにプログラム |
| US7810018B2 (en) * | 2006-10-27 | 2010-10-05 | Telefonaktiebolaget Lm Ericsson (Publ) | Sliding window method and apparatus for soft input/soft output processing |
| KR101710619B1 (ko) * | 2009-02-04 | 2017-02-28 | 삼성전자주식회사 | 단계적인 영상 부호화, 복호화 방법 및 장치 |
| CN104661026B (zh) * | 2009-10-21 | 2018-03-27 | Sk电信有限公司 | 图像编码和解码装置和方法 |
| US11751188B2 (en) * | 2021-09-17 | 2023-09-05 | Qualcomm Incorporated | Beam sweep boundary alignment handling |
Family Cites Families (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6252917B1 (en) * | 1998-07-17 | 2001-06-26 | Nortel Networks Limited | Statistically multiplexed turbo code decoder |
| JP3846527B2 (ja) * | 1999-07-21 | 2006-11-15 | 三菱電機株式会社 | ターボ符号の誤り訂正復号器、ターボ符号の誤り訂正復号方法、ターボ符号の復号装置およびターボ符号の復号システム |
-
2000
- 2000-09-01 JP JP2000265785A patent/JP2002076921A/ja active Pending
-
2001
- 2001-08-31 US US09/942,671 patent/US20020094038A1/en not_active Abandoned
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7590929B2 (en) | 2003-09-19 | 2009-09-15 | Fujitsu Limited | Record reproduction method, apparatus, and circuit for using error correcting code |
| WO2005125019A1 (ja) * | 2004-06-17 | 2005-12-29 | Mitsubishi Denki Kabushiki Kaisha | ターボ符号の誤り訂正復号方法及びターボ符号の誤り訂正復号装置 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| US20020094038A1 (en) | 2002-07-18 |
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