JP2002198827A - 最尤復号方法及び最尤復号器 - Google Patents

最尤復号方法及び最尤復号器

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JP2002198827A
JP2002198827A JP2000398260A JP2000398260A JP2002198827A JP 2002198827 A JP2002198827 A JP 2002198827A JP 2000398260 A JP2000398260 A JP 2000398260A JP 2000398260 A JP2000398260 A JP 2000398260A JP 2002198827 A JP2002198827 A JP 2002198827A
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Makoto Onishi
誠 大西
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Hitachi Kokusai Electric Inc
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Hitachi Kokusai Electric Inc
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Abstract

(57)【要約】 【課題】復号出力の軟判定尤度情報を得ることが可能
な、再帰形組織畳み込み符号用の最尤復号器の構成法を
提供する。 【解決手段】従来の最尤復号器における加算比較選択処
理部と、パスメモリの間に、再帰形組織畳み込み符号の
除数多項式乗算処理部を設け、選択されたトレリス遷移
パスに対応するビット系列に除数多項式乗算を行い、送
信情報ビット系列を復号する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、誤り訂正符号の復
号器に係わり、特に再帰型組織畳み込み符号の復号に効
果のある最尤復号器に関する。
【０００２】
【従来の技術】データ伝送の信頼性を高めるための技術
として、伝送路で生ずる伝送データの符号誤りを受信側
で訂正する誤り訂正技術がある。その中でも、畳み込み
符号を復号するビタビ復号器は、最尤復号（受信符号に
対して最も確からしい送信符号を推定し出力する復号
法）が可能であり、多方面に適用されている。さらに近
年、符号誤り訂正能力をより大きくできるターボ符号の
技術が開発され、話題となっている。このターボ符号に
は、再帰形組織畳み込み符号という符号が用いられる。
図面を用いて、これら畳み込み符号器について説明す
る。
【０００３】図２は、従来の最尤復号器の動作を説明す
るための図である。図２aは、（非組織）畳み込み符号
器、図２bは、再帰形組織畳み込み符号器の構成を示す
ブロック図である。２０は最尤復号器、２１〜２５は排
他論理和ゲート、２６〜２８は１ビットの遅延素子、２
９は３ビットのシフトレジスタである。図２ａに示す畳
み込み符号器では、入力信号系列ｘがシフトレジスタ２
９に入力され、０〜３ビット遅延された信号ｘ0、ｘ1、
ｘ2、ｘ3が出力される。排他論理和ゲート２１と２２に
より、ｘ0、ｘ1、ｘ3の排他論理和が演算され、符号ｇ0
として出力される。他方、符号ｇ1は排他論理和ゲート
２３〜２５により、ｘ0、ｘ1、ｘ2、ｘ3の排他論理和か
ら計算される。信号系列ｘのＮビット遅延をｘのＮ乗
（ｘN）で表し、排他論理和を＋で表現すると、符号ｇ0
およびｇ1は、次の式(1)に示す符号多項式によって表さ
れる（但し、ｘ0＝１、ｘ1＝ｘと表す）。
【数１】 図２aの畳み込み符号器は、入力信号系列ｘと、式(1)の
符号多項式を掛け算することになるので、符号多項式乗
算回路とも呼ばれる。
【０００４】図２bに示す再帰形組織畳み込み符号器
は、図２aの畳み込み符号器と、ｇ0側の回路構成が異な
っている。図２bの信号ｕは、 ｕ＝ｘ＋ｕ1＋ｕ3 と表すことができる。ｕのべき乗を移項して、 ｕ＋ｕ1＋ｕ3＝ｕ×（１＋ｘ＋ｘ3）＝ｘ とし（排他論理和では引き算も＋で表される）、ｕにつ
いて解くと、 ｕ＝ｘ／（１＋ｘ＋ｘ3）＝ｘ／ｇ0‥‥‥式(2) となり、図２bの上半分の回路は式(1)の符号多項式ｇ0
によって割り算を行う除算回路であることがわかる。こ
うして、図２bの出力は、式(2)の信号ｕに、さらに式
(1)の符号多項式ｇ1を掛け算して、ｘ×（ｇ1／ｇ0）と
なることが分かる。
【０００５】図２aの畳み込み符号器の符号生成多項式
は（ｇ0、ｇ1）で表されるのに対し、図２bの再帰形組
織畳み込み符号器による生成有理式は（１、ｇ1／ｇ0）
となる。両者は同じ符号多項式の係数を持っているの
で、生成される符号は異なるが、特性は同じであり、全
く同じ構造のビタビ復号器（最尤復号器）により復号す
ることができる。但し、最尤復号器は符号器シフトレジ
スタのビット列を復号するので、再帰形組織畳み込み符
号を復号する場合には、符号器シフトレジスタのビット
系列（ｕ）が復号される。したがって入力信号系列
（ｘ）を再生するには、図２cに示すように、ｇ0をｕに
掛け算する乗算回路が必要となる。図２cは、再帰形組
織畳み込み符号を復号する場合の基本的回路構成を示す
ブロック図である。図２に示すように、最尤復号器２０
の出力ｕの後段に乗算回路を付加した構成となる。
【０００６】次に、畳み込み符号を復号する最尤復号器
について以下に説明する。まず、最尤復号において重要
な役割をする畳み込み符号器の状態の概念と、トレリス
線図について図３を用いて説明する。図３は、最尤復号
器の動作を説明するための畳み込み符号のトレリス線図
である。図２aに示す畳み込み符号器は、入力データｘ0
から符号化出力ｇ0とｇ1を生成し出力する。この畳み込
み符号器は、入力１ビットに対して２ビット出力される
ので、符号化率ｒ＝１／２、また、入力データ４ビット
で符号を生成するので、拘束長Ｋ＝４の畳み込み符号器
と呼ばれている。
【０００７】符号器のシフトレジスタが保持している３
ビットｘ3ｘ2ｘ1を符号器の状態という。３ビットであ
るから０００〜１１１の８状態があり、入力データが入
る度に８状態が遷移しながら符号化が行われる。この状
態遷移の状況を図に表したものをトレリス線図と呼ぶ。
図３aは、時点ｔn-1から時点ｔnへの遷移状況を示すト
レリス線図である。また、図３bは、トレリスの基本単
位を示す図である。図３aにおいて、状態番号ｘ3ｘ2ｘ1
の状態にｘ0が入力され、同時にｘ3が抜け出ていき、状
態番号ｘ2ｘ1ｘ0の状態に移る。この時、ｍ＝ｘ2ｘ
1（＝０〜３）とすると、ｍ（ｘ3＝０）およびｍ＋４
（ｘ3＝１）の状態から、２ｍ（ｘ0＝０）および２ｍ＋
１（ｘ0＝１）の状態へ遷移する。すなわち、図３aの８
状態トレリスは、図３bの基本単位トレリスが４個 組合
わさったものである。符号化出力ｇ0とｇ1は、符号ｇ0
とｇ1の生成多項式(1)で計算される。図３bの状態遷移
に伴って出力される符号ｇ0とｇ1は、式(1)に図３bの
ｘ3ｍ、ｍｘ0（ｍ＝ｘ2ｘ1）を代入して式(3)に示すよ
うになる。但し、式(3)においてｘ’はｘの論理反転を
示す。
【数２】
【０００８】以上述べたように、畳込み符号のトレリス
構造（遷移前後の状態番号、および出力される符号）
は、状態番号ｍ＝０〜２k-2−１を与えると、一意的に
決定される。このトレリス構造を用いて畳み込み符号の
最尤復号を行うのが、ビタビアルゴリズムによるビタビ
復号器である。図４によって、従来の再帰形組織畳み込
み符号の復号器の動作を説明する。図４は、最尤復号器
を用いて構成した再帰形組織畳み込み符号の復号器の従
来のブロック構成図である。図４において、４０は（非
組織畳み込み符号の）最尤復号器であり、要素１〜６で
構成される。１は枝尤度計算部、２は加算比較選択演算
部（ACS演算部：Add、Compare、Select演算部）、３は状
態尤度メモリ、５はパスメモリ、６は最尤復号部であ
る。さらに４１は、図２で説明した（符号多項式）乗算
回路である。
【０００９】図４において、最尤復号器４０では、時点
ｔnの全ての状態に至る遷移パス（図２aの例では８本）
を候補パスとして保持しておき、受信した符号ｒ0、ｒ1
を手がかりとして送信機の符号器の状態遷移として最も
確からしい遷移パスを選択（最尤選択）することで符号
器の状態遷移を推定しながら復号を行う。ここで確から
しさを具体的に表す量として尤度を用いる。そして、状
態番号ｘ3ｍからｍｘ0の状態遷移に伴って出力される符
号ｇ0、ｇ1と、実際に受信した符号ｒ0、ｒ 1とのハミン
グ距離を、その遷移枝の枝尤度とする。
【００１０】受信符号ｒ0、ｒ1は受信信号ｙ0、ｙ1を識
別して、 ｙ＞０のときはｒ＝０ ｙ＜０のときはｒ＝１とする。 このような０、１判定した復号値で求める尤度を硬判定
尤度という。
【００１１】他方、状態遷移に伴う符号（ｇ0、ｇ1）＝
(0,0)、(0,1)、(1,0)、(1,1)を直交信号点座標（Ｉ、
Ｑ）＝(1,1)、(-1,1)、(1,-1)、(-1,-1)に割り当て、直
交信号点（Ｉ、Ｑ）と受信信号点（ｙ0、ｙ1）とのユー
クリッド距離、または直交、同相成分の差の絶対値和を
尤度として与える方法もある。この場合には、求めた尤
度（実数値）を数ビットの整数値に丸めて尤度とする。
こうして求めた枝尤度を軟判定尤度という。従って、枝
尤度は式(4)で与えられる。
【数３】 式(4)において、ｄH（ｘ、ｙ）は、符号ｘ、ｙのハミン
グ距離を表す。
【００１２】実際の最尤復号器では、図４に示した枝尤
度計算部１で、受信符号が入力される毎に全ての遷移枝
の枝尤度を計算する。求めた枝尤度を用いて、加算比較
選択（ACS）演算部２で状態尤度を計算する。状態尤度
は各状態に至る遷移パスの枝尤度を全て加算したもので
ある。実際には図３bのトレリス線図で示されているよ
うに、各状態には２本ずつ遷移枝が入っているので、そ
れぞれの遷移枝の枝尤度を１状態前の状態尤度に加算
（Add）し、尤度を比較（Compare）し、確からしい方の
遷移パスを選択（Select）する。
【００１３】枝尤度をハミング距離で表しているので、
状態尤度も小さい方が確からしい（尤度が高い）ことに
なる。ACS演算部２が計算した状態尤度を、状態尤度メ
モリ３に格納するとともに、ACS演算によって選択した
遷移情報をパスメモリ５に送る。パスメモリ５では全て
の状態に至る遷移パスを記憶しておく。データの入力が
終了した時点で状態尤度の最も高い（数値としては最も
小さい）状態に至る遷移パスを符号器の遷移パスとして
推定し、最尤復号部６で最尤復号して（符号多項式）乗
算回路４１へ出力する。乗算回路４１は最尤復号結果に
数１のｇ0を掛け算し、再帰形組織畳み込み符号の復号
を行う。
【００１４】上記のように、再帰形組織畳み込み符号は
（通常の）畳み込み符号の最尤復号器と乗算回路を組み
合わせることにより復号することができる。しかしなが
ら、軟判定情報を出力する最尤復号器では、この従来方
法では再帰形組織畳み込み符号の復号はできない。図５
を用いて、軟判定尤度情報を出力する最尤復号器につい
て説明する。図５は、トレリス遷移と生き残りパスの説
明するための図である。符号の尤度は、符号間距離で表
わされる。畳み込み符号の符号間距離は、１ビット異な
る情報系列を符号化したときに得られる符号のハミング
距離で表わすことができる。例えば、ｔ＝ｔ1の時点に
おける状態０(状態尤度ｍｓ0)から、情報系列ｘA＝
（０，０，０，０）を符号化したときのトレリスをＡで
示し、情報系列ｘB＝（１，０，０，０）を符号化した
ときのトレリスをＢで示す。図５において、情報系列ｘ
Aに対しては符号系列ｇA＝（00,00,00,00）が出力さ
れ、ｔ＝ｔ5の時点で状態尤度はｍｓA＝ｍｓ0となる。
他方、トレリスＢに対しては、符号系列はｇB＝(11,01,
11,11)となり、ｔ＝ｔ5の時点で状態尤度はｍｓB＝ｍｓ
0＋７となる。ここで、１ビット異なる情報系列ｘA、ｘ
Bに対して、符号系列ｇA 、ｇBは７ビット異なってお
り、これが畳み込み符号の最小自由距離と言われるもの
である。
【００１５】ｔ＝ｔ5の時点でトレリスＡとトレリスＢ
は状態０に遷移するが、ACS演算により、状態尤度の小
さいトレリスＡ（ ｍｓA ＜ｍｓB ）の方が選択されて
生残り、トレリスＢはＡに合流し捨てられる。こうし
て、全ての状態に至る生残りパスの中で、状態尤度の最
小のパスが最尤パスである。ビタビ復号器の最尤復号出
力は、その時点の最尤パスによって決定される。今、ｔ
＝ｔ6の時点で、状態５が最尤状態（状態尤度の最も小
さい状態）と判定され、トレリスＣが捨てられ、トレリ
スＤが生残り最尤パスとして選択されたとする。このと
き、最尤復号出力に対する尤度は、トレリスＣとトレリ
スＤの状態尤度の差となる。即ち、復号出力の尤度（ｍ
ｏ）は最尤状態（ｍL＝５）に遷移する１時点前の２つ
の状態尤度（ ｍｓ(ｍ1)、ｍｓ(ｍ2)、ｍ1＝ｍL／２ 、
ｍ2＝ｍL／２＋２K-2、 ／は整数除算を表わす。）と、
その遷移に伴う２つの枝尤度（ ｍｂ(ｍ1、ｍL)、ｍｂ
(ｍ2、ｍL) ）から、次の式(5)で与えられる。 ｍｏ＝|ｍｓ(ｍ1)−ｍｓ(ｍ2)＋ｍｂ(ｍ1、ｍL)−ｍｂ(ｍ2、ｍL)|‥‥式(5)
【００１６】式(5)から分かるように、復号出力の軟判
定尤度は最尤状態の状態尤度から求められ、復号出力そ
のものとは関係しない。そのため、再帰形組織畳み込み
符号の復号出力は、符号多項式の乗算回路により求めら
れるが、符号多項式を乗算する前の復号系列の軟判定尤
度を荷重加算しても、再帰形組織畳み込み符号の復号出
力の軟判定尤度は得られない。さらには、符号多項式乗
算回路は、硬判定（“０、１”の２値論理）出力の場合
には論理回路による構成が可能であるが、軟判定出力の
場合には多値論理となるので、通常の（多値の）乗算回
路、加算回路が必要となり、回路規模、演算処理時間と
も増加する。
【００１７】
【発明が解決しようとする課題】前述の従来技術による
再帰形組織畳み込み符号の最尤復号器の構成には、以下
に示す欠点がある。 （１）（復号出力の信頼度としての）軟判定尤度情報を
（符号多項式）乗算回路によって処理する場合の荷重係
数が定められない。 （２）軟判定尤度情報を処理する演算回路の回路規模、
演算処理時間が大きくなり、簡単な回路構成では処理で
きない。 本発明の目的は、上記のような欠点を除去するためのも
のである。
【００１８】
【課題を解決するための手段】上記の目的を達成するた
めに、本発明の最尤復号器は、最尤復号器に乗算回路を
従属接続せず、最尤復号器の中で符号多項式乗算処理を
行う。即ち、最尤復号器ACS演算部は、ACS演算により選
択された遷移情報をパスメモリに送り、パスメモリは選
択された遷移パスを記憶する。この遷移パスに基づいて
最尤復号が行われるので、初めから符号多項式乗算処理
を行ったパスをパスメモリに記憶しておくものである。
【００１９】また、本発明の最尤復号方法は、ｋビット
の情報をｎビット（ただし、ｎとｋは正整数、かつ、ｎ
＞ｋ）の符号に符号化する符号化率ｒ（ただし、ｒ＝ｋ
／ｎ）、拘束長Ｋの再帰形組織畳み込み符号を復号する
最尤復号器において、再帰形組織畳み込み符号を加算比
較選択演算し、得られる状態遷移選択情報によって、パ
スメモリ更新を行うとともに、再帰形組織畳み込み符号
の符号除数多項式を乗積する演算を同時に実行し、乗積
演算した値をパスメモリに記録するものである。
【００２０】また、本発明の最尤復号方法は、再帰形組
織畳み込み符号を加算比較選択演算し、得られる状態遷
移選択情報に基づき、遷移前状態の状態番号（０〜２
K-k−１）と遷移後状態の状態番号（０〜２K-k−１）と
から、選択した状態遷移パスに対応する送信符号列を構
成し、送信符号列に符号除数多項式を乗積して、乗積結
果をパスメモリに記録するものである。さらに、本発明
の最尤復号方法は、状態番号２K-kと同じ数のパスメモ
リの記憶内容をMSB側にｋビットシフトして空いたLSB側
のｋビットの位置に、符号除数多項式を乗積した結果得
られるｋビットの情報を追加書き込みすることによって
パスメモリの更新を行うものである。
【００２１】また、本発明の最尤復号器は、再帰形組織
畳み込み符号を入力し、枝尤度を計算する枝尤度計算部
と、状態尤度を記憶する状態尤度メモリと、状態尤度メ
モリに記憶された状態尤度と、枝尤度計算部が計算した
枝尤度とによって状態遷移選択情報を求める加算比較選
択演算部と、計算された状態尤度に乗算処理を行う符号
多項式乗算処理部と、加算比較選択演算部から得られる
状態遷移選択情報により、メモリ更新を行うパスメモリ
と、パスメモリの出力を復号する最尤復号部とを有し、
メモリの更新を行う時に、再帰形組織畳み込み符号の符
号除数多項式を乗積する演算を同時に実行し、乗積した
結果をパスメモリに記録するものである。
【００２２】また、本発明の最尤復号器は、ｋビットの
情報をｎビット（ただし、ｎとｋは正整数、かつ、ｎ＞
ｋ）の符号に符号化する符号化率ｒ（ただし、ｒ＝ｋ／
ｎ）、拘束長Ｋの再帰形組織畳み込み符号を復号する最
尤復号器において、最尤復号器の加算比較選択演算部か
ら得られる状態遷移選択情報により、パスメモリ更新を
行う処理段階で、再帰形組織畳み込み符号の符号除数多
項式を乗積する演算を同時に実行し、乗積した結果をパ
スメモリに記録するものである。さらに、本発明の最尤
復号器は、加算比較選択演算部で選択した状態遷移情報
に基づき、遷移前状態の状態番号（０〜２K-k−１）と
遷移後状態の状態番号（０〜２K-k−１）とから、選択
した状態遷移パスに対応する送信符号列を構成し、送信
符号列に符号除数多項式を乗積し、乗積結果を前記パス
メモリに記録するものである。
【００２３】さらに、本発明の最尤復号器は、状態数２
K-kと同じ数のパスメモリを設け、パスメモリの記憶内
容をMSB側にｋビットシフトして空いたLSB側ｋビットの
位置に、符号除数多項式を乗積した結果得られるｋビッ
トの情報を追加書き込みすることによってパスメモリ更
新を行う。またさらに、本発明の最尤復号器は、軟判定
尤度出力部と、出力尤度メモリとを設け、最尤復号器の
状態尤度メモリから、現時点（ｔn）の最尤状態（状態
尤度の最も小さい状態、ｍ番目の状態とする。但し、０
≦ｍ≦２K-k−１）に至る一時点前（ｔn-1）のｍ1＝ｍ
／２番目およびｍ2＝ｍ／２＋２k-2番目（但し、／は整
数除算を示す）の状態の状態尤度 ｍｓ（ｍ1）および
ｍｓ（ｍ2）を読み出し、最尤復号器の枝尤度計算部か
ら、ｍ1番目の状態からｍ番目の状態への遷移に伴う枝
尤度ｍｂ（ｍ1、ｍ）と、ｍ2番目の状態からｍ番目の状
態への遷移に伴う枝尤度ｍｂ（ｍ2、ｍ）を読み出し、
軟判定尤度出力部において、軟判定出力尤度 ｍｏ＝｜ｍｓ（ｍ1）−ｍｓ（ｍ2）＋ｍｂ（ｍ1、ｍ）
−ｍｂ（ｍ2、ｍ）｜ を計算（但し、｜ｘ｜はｘの絶対値）し、出力尤度メモ
リに記憶保持し、最尤復号器の最尤復号部によって、最
尤復号出力が確定した時点で、出力尤度メモリから読み
出して、軟判定出力尤度情報として出力するものであ
る。
【００２４】
【発明の実施の形態】本発明の最尤復号器は、最尤復号
器と乗算回路とを従属接続せず、最尤復号器の中で符号
多項式乗算処理を行うために、図４に示した最尤復号器
４０のACS演算部２は、ACS演算により選択された遷移情
報をパスメモリ５に送り、パスメモリ５は選択された遷
移パスを記憶しておく。最尤復号はこの遷移パスに基づ
いて行われるので、初めから符号多項式乗算処理を行っ
たパスをパスメモリ５に記憶しておけば、目的が達せら
れる。
【００２５】このため、パスメモリの構成に若干の変更
を行う。通常、パスメモリにはACS演算によって得られ
たパスの遷移情報（現時点の最尤状態に遷移した一時点
前の状態番号）が記憶される。しかしながら、この方法
では上述したパスメモリの打ち切り長だけ遡って（トレ
ースバック処理）最尤復号をする必要がある。この欠点
を回避し、任意の生残りパスに対する復号結果を容易に
出力することができるパスメモリ構成法が、平成５年特
許公開第３１５９７６号公報「ヴィタビ復号器」に述べ
られている。
【００２６】このパスメモリ構成法を、図６を用いて説
明する。図６において、６１と６３はパスメモリ、６２
はパス演算回路、６１０〜６１２と６３０〜６３２はパ
スメモリ内の１ワード記憶領域である。パスメモリ６１
と６２は、状態数２K-1に等しいワード数の記憶領域を
有し、各ワードはパスメモリ打切り長に等しいビット数
のデータを記憶できるものとする。パスメモリ６１と６
２はACS演算部から得られる遷移情報（状態遷移前後の
状態番号 ｍ0→ｍ1）を基に、各状態に至る生残りパス
を記憶する。
【００２７】まず遷移前のパスを記憶している第１のパ
スメモリ６３からｍ0番目のパス情報を読み出し、パス
演算回路６２でMSB側に１ビットシフトする。次に遷移
後の状態番号ｍ1のLSBビットをパス情報のLSBに格納す
る。得られた新しいパス情報は、遷移後のパスを記憶す
る第２のパスメモリ６１の、ｍ1番目のパス情報として
書き込む。こうして得られたパス情報には、各時点での
状態番号のLSBビットが時系列的に並べられている。
【００２８】図３bの説明において、遷移後の状態番号
（ｘ2ｘ1ｘ0）のLSBビット（ｘ0）は、その状態遷移が
符号器で起こったとしたときの符号器の入力ビットであ
り、それは即、その符号を受信したときの復号ビットで
ある。従って、図６のパスメモリに記憶されているパス
情報は各生き残りパスに対する復号出力である。図６の
構造のパスメモリでは、遷移後の状態番号のLSBビット
を記憶しているが、これを符号多項式乗算回路で処理し
た結果に置き換えれば、本発明の目的が達せられる。
【００２９】図７を用いて、その方法を具体的に説明す
る。図７aは図３bで説明した（非組織）畳み込み符号用
の最尤復号器のACS演算処理と同じものであるが、遷移
枝には符号器の情報系列が付してある。図７aの（非組
織）畳み込み符号の場合には、パスメモリに渡す遷移情
報としては、遷移前の状態番号と、遷移後の状態番号の
LSBビットである。パスメモリでは、遷移前の状態番号
のアドレス位置にあるパスメモリの内容を、遷移後状態
番号のアドレス位置のパスメモリに書きこみ、MSB側に
１ビットシフトし、空いたLSBに遷移後状態番号のLSB１
ビットを書きこむ。再帰形組織畳み込み符号の場合に
は、このビット列に図７bに示すｇ0乗算回路によって式
(1)の ｇ0＝１＋ｘ＋ｘ3 を掛けることで、符号器入力
ビット列が復元できる。例えば、ビット列が図７bに示
す０ｘ2ｘ1０（状態０ｘ2ｘ1から状態ｘ2ｘ1０への遷移
に伴う送信ビット列）の場合には、ｘ1が出力される。
そこで、パスメモリには図７cに示すように、ｘ1（ビッ
ト列が０ｘ2ｘ1０、または１ｘ2ｘ1１のとき）、または
ｘ1′（ｘ1の反転ビット：ビット列が０ｘ2ｘ1１、また
は１ｘ2ｘ1０のとき）を出力すれば良い。こうして復元
した符号器入力ビット列をパスメモリに書きこんでいけ
ば、最尤復号器の出力として、符号多項式を乗算したビ
ット列が得られ、再帰形組織畳み込み符号用の最尤復号
器が構成できる。
【００３０】次に、本発明による最尤復号器の実施の形
態を、図１によって説明する。１は枝尤度計算部、２は
加算比較選択（ACS）演算部、３は状態尤度メモリ、４
は符号多項式乗算処理部、５はパスメモリ、６は最尤復
号部である。図１の実施例は、図４の40に示した従来の
最尤復号器を、構成要素１〜３と、構成要素５、６に分
割し、間に符号多項式乗算処理部４を挿入したものであ
り、構成要素１〜３までの動作は図４と同様である。図
１において、加算比較選択（ACS）演算部２はACS演算に
よって選択した遷移情報（遷移前の状態番号）を符号多
項式乗算処理部４に送る。符号多項式乗算処理部４では
図７で説明した処理を行う。すなわち、遷移前の状態番
号（ｘ3ｘ2ｘ 1）と遷移後の状態番号（ｘ2ｘ1ｘ0）か
ら、選択された遷移枝に伴う符号器のシフトレジスタの
ビット列（ｘ3ｘ2ｘ1ｘ0）を再生し、これに、図７bに
示す符号除数多項式ｇ0の乗算回路によって、式(1)の
“ｇ0＝１＋ｘ＋ｘ3 ”を掛ける。
【００３１】この乗算結果は再帰形組織畳み込み符号器
の入力情報ビットに一致し、最尤状態の乗算結果を選べ
ば、再帰形組織畳み込み符号の最尤復号結果となる。こ
のｇ0乗算結果と、遷移前の状態番号を遷移情報として
パスメモリ５に送る。パスメモリ５では遷移前の状態番
号をアドレスとするパスメモリの内容を遷移後の状態番
号のアドレス位置に書き込み、ＭＳＢ側にシフトし、空
いたLSB位置に上記したｇ0乗算結果を書き込む。こうし
て、パスメモリ５には、再帰形組織畳み込み符号の候補
復号ビット系列が記憶され、最尤復号部６によって、最
尤状態（状態尤度の最も小さい状態）のパスメモリか
ら、パスメモリの内容を読み出せば、再帰形組織畳み込
み符号の最尤復号結果が得られる。
【００３２】図１の本発明の実施例によれば、ACS演算
部２からパスメモリ５に渡す遷移情報に乗算処理を施す
ことで、再帰形組織畳み込み符号の復号に必要な符号除
数多項式の乗算処理が行えるので、従来の方法のよう
に、（非組織）畳み込み符号の最尤復号器の後段に乗算
回路を接続する必要が無く、処理回路の縮減、演算時間
の短縮化が図れる。また乗算処理部４を挿入した構成
と、外した構成とを切り替え可能とすれば、（非組織）
畳み込み符号にも、再帰形組織畳み込み符号にも対応で
きる最尤復号器が構成できる。
【００３３】図１の実施例では、復号出力は硬判定で行
われる。すなわち、復号出力の信頼度を表す軟判定尤度
出力は考慮していないので、従来の方法でも実現可能で
ある。そこで、本発明による第２の実施例として、軟判
定尤度出力の得られる再帰形組織畳み込み符号用の最尤
復号器の実施例を図８に示す。１は枝尤度計算部、２は
加算比較選択（ACS）演算部、３は状態尤度メモリ、４
は符号多項式乗算処理部、５はパスメモリ、６は最尤復
号部、８０は出力尤度演算部、８１は出力尤度メモリで
ある。図８の実施例は、図１の本発明による最尤復号器
の実施例１に、出力尤度演算部８０と、出力尤度メモリ
８１を設けたものであり、構成要素１〜６の動作は図１
の実施例と同様である。
【００３４】図８において、出力尤度演算部８０は状態
尤度メモリ３から、状態遷移後の最尤状態（ｍ番目の状
態とする）に遷移する状態遷移前の状態尤度ｍｓ(ｍ1)
と、ACS演算によって選択されなかった状態尤度ｍｓ(ｍ
2)（ｍ1、ｍ2＝ｍ／２またはｍ／２＋２k-2。但し、／
は整数除算を表す）を読み出し、さらに、枝尤度計算部
１より、ｍ1番目の状態からｍ番目の状態への遷移に伴
う枝尤度ｍｂ(ｍ1、ｍ)と、ｍ2番目の状態からｍ番目の
状態への遷移に伴う枝尤度ｍｂ(ｍ2、ｍ)を読み出し、
式(5)に示したｍｏを計算する。
【００３５】式(5)は、書きかえると、遷移後の最尤状
態の状態尤度ｍｓ1＝ｍｓ(ｍ1)＋ｍｂ(ｍ1、ｍ)と、最
尤状態との比較で選択されなかったパスの状態尤度ｍｓ
2＝ｍｓ(ｍ2)＋ｍｂ(ｍ2、ｍ)の差となり、これが復号
出力の信頼度、すなわち、軟判定出力尤度情報となる。
最尤復号器では、生き残りパスが１本になった時点で最
尤復号が可能となるので、ACS演算部２が選択情報を出
力してから、最尤復号部６が最尤判定するまでの間、選
択情報をパスメモリ５に記憶しておく。同様に、出力尤
度演算部８０が出力する軟判定出力尤度情報も出力尤度
メモリ８１に記憶しておき、最尤復号部６が最尤判定し
た時点で、最尤復号出力に対応する軟判定出力尤度情報
を出力尤度メモリ８１から読み出して出力する。以上述
べた本発明による第２の実施例によって、軟判定尤度情
報を出力する再帰形組織畳み込み符号用の最尤復号器が
構成できる。
【００３６】
【発明の効果】以上説明したように、本発明による最尤
復号器によれば、再帰形組織畳み込み符号用の最尤復号
器で、軟判定尤度情報を出力するように構成することが
できる。硬判定出力形の再帰形組織畳み込み符号用復号
器では、従来の方法でも構成可能であるが、この場合で
も、符号除数多項式の乗算回路を省略することができる
ので、回路規模の縮減、演算処理時間の短縮が図れる。
さらに、回路の切り替えにより、再帰形組織畳み込み符
号に対応する部分を用いなければ、通常の非組織畳み込
み符号用の最尤復号器として用いることもできる。
【図面の簡単な説明】
【図１】 本発明の最尤復号器の一実施例の構成を示す
ブロック図。
【図２】 従来の最尤復号器の動作を説明するための
図。
【図３】 従来の最尤復号器の動作を説明するための畳
み込み符号のトレリス線図。
【図４】 従来の再帰形組織畳み込み符号復号器の構成
を示すブロック図。
【図５】 トレリス遷移と生き残りパスの説明するため
の図。
【図６】 本発明で使用するパスメモリの原理構成図。
【図７】 本発明で用いるACS演算処理の原理説明図。
【図８】 本発明の最尤復号器の一実施例の構成を示す
ブロック図。
【符号の説明】
１：枝尤度計算部、 ２：ACS演算部、 ３：状態尤度
メモリ、 ４：符号多項式乗算処理部、 ５：パスメモ
リ、 ６：最尤復号部、 ２０：最尤復号器、２１〜２
５：排他論理和ゲート、 ２６〜２８：遅延素子、 ２
９：シフトレジスタ、 ４０：最尤復号器、 ４１：乗
算回路、 ６１，６３：パスメモリ、６２：パス演算回
路、 ８０：出力尤度演算部、 ８１：出力尤度メモ
リ、６１０〜６１２，６３０〜６３２：パスメモリ内の
１ワード記憶領域。

Claims (9)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 ｋビットの情報をｎビット（ただし、ｎ
    とｋは正整数、かつ、ｎ＞ｋ）の符号に符号化する符号
    化率ｒ（ただし、ｒ＝ｋ／ｎ）、拘束長Ｋの再帰形組織
    畳み込み符号を復号する最尤復号器において、 前記再帰形組織畳み込み符号を加算比較選択演算し、 得られる状態遷移選択情報によって、パスメモリ更新を
    行うとともに、前記再帰形組織畳み込み符号の符号除数
    多項式を乗積する演算を同時に実行し、 乗積演算した値をパスメモリに記録することを特徴とす
    る最尤復号方法。
  2. 【請求項２】 ｋビットの情報をｎビット（ただし、ｎ
    とｋは正整数、かつ、ｎ＞ｋ）の符号に符号化する符号
    化率ｒ（ただし、ｒ＝ｋ／ｎ）、拘束長Ｋの再帰形組織
    畳み込み符号を復号する最尤復号器において、 前記再帰形組織畳み込み符号を加算比較選択演算し、 得られる状態遷移選択情報に基づき、遷移前状態の状態
    番号（０〜２K-k−１）と遷移後状態の状態番号（０〜
    ２K-k−１）とから、選択した状態遷移パスに対応する
    送信符号列を構成し、 該送信符号列に符号除数多項式を乗積して、該乗積結果
    をパスメモリに記録することを特徴とする最尤復号方
    法。
  3. 【請求項３】 請求項２記載の最尤復号方法において、 前記状態番号２K-kと同じ数のパスメモリの記憶内容をM
    SB側にｋビットシフトして空いたLSB側のｋビットの位
    置に、前記符号除数多項式を乗積した結果得られるｋビ
    ットの情報を追加書き込みすることによって前記パスメ
    モリの更新を行うことを特徴とする最尤復号方法。
  4. 【請求項４】 請求項１乃至請求項３のいずれかに記載
    の最尤復号方法において、 状態尤度メモリから、現時点（ｔn）の最尤状態（状態
    尤度の最も小さい状態、ｍ番目の状態とする。但し、０
    ≦ｍ≦２K-k−１）に至る一時点前（ｔn-1）のｍ1＝ｍ
    ／２番目およびｍ2＝ｍ／２＋２k-2番目（但し、／は整
    数除算を示す）の状態の状態尤度 ｍｓ（ｍ1）および
    ｍｓ（ｍ2）を読み出し、 ｍ1番目の状態からｍ番目の状態への遷移に伴う枝尤度
    ｍｂ（ｍ1、ｍ）と、ｍ 2番目の状態からｍ番目の状態へ
    の遷移に伴う枝尤度ｍｂ（ｍ2、ｍ）を読み出し、 軟判定出力尤度を次式によって計算し（但し、｜ｘ｜は
    ｘの絶対値）、 ｍｏ＝｜ｍｓ（ｍ1）−ｍｓ（ｍ2）＋ｍｂ（ｍ1、ｍ）
    −ｍｂ（ｍ2、ｍ）｜ 計算した前記軟判定出力尤度を記憶保持し、 最尤復号出力が確定した時点で、前記保持された前記軟
    判定出力尤度を読み出して、軟判定出力尤度情報として
    出力することを特徴とする最尤復号方法。
  5. 【請求項５】 ｋビットの情報をｎビット（ただし、ｎ
    とｋは正整数、かつ、ｎ＞ｋ）の符号に符号化する符号
    化率ｒ（ただし、ｒ＝ｋ／ｎ）、拘束長Ｋの再帰形組織
    畳み込み符号を復号する最尤復号器であって、 前記再帰形組織畳み込み符号を入力し、枝尤度を計算す
    る枝尤度計算部と、 状態尤度を記憶する状態尤度メモリと、 該状態尤度メモリに記憶された状態尤度と、前記枝尤度
    計算部が計算した枝尤度とによって状態遷移選択情報を
    求める加算比較選択演算部と、 計算された該状態尤度に乗算処理を行う符号多項式乗算
    処理部と、 前記加算比較選択演算部から得られる前記状態遷移選択
    情報により、メモリ更新を行うパスメモリと、 該パスメモリの出力を復号する最尤復号部とを有し、 前記メモリの更新を行う時に、前記再帰形組織畳み込み
    符号の符号除数多項式を乗積する演算を同時に実行し、
    乗積した結果を前記パスメモリに記録することを特徴と
    する最尤復号器。
  6. 【請求項６】 ｋビットの情報をｎビット（ただし、ｎ
    とｋは正整数、かつ、ｎ＞ｋ）の符号に符号化する符号
    化率ｒ（ただし、ｒ＝ｋ／ｎ）、拘束長Ｋの再帰形組織
    畳み込み符号を復号する最尤復号器において、 最尤復号器の加算比較選択演算部から得られる状態遷移
    選択情報により、パスメモリ更新を行う処理段階で、前
    記再帰形組織畳み込み符号の符号除数多項式を乗積する
    演算を同時に実行し、乗積した結果をパスメモリに記録
    することを特徴とする最尤復号器。
  7. 【請求項７】 請求項５または請求項６のいずれかに記
    載の最尤復号器において、 前記加算比較選択演算部で選択した前記状態遷移情報に
    基づき、遷移前状態の状態番号（０〜２K-k−１）と遷
    移後状態の状態番号（０〜２K-k−１）とから、選択し
    た状態遷移パスに対応する送信符号列を構成し、 該送信符号列に前記符号除数多項式を乗積し、 該乗積結果を前記パスメモリに記録することを特徴とす
    る最尤復号器。
  8. 【請求項８】 請求項５乃至請求項７のいずれかに記載
    の最尤復号器において、 状態数２K-kと同じ数のパスメモリを設け、 該パスメモリの記憶内容をMSB側にｋビットシフトして
    空いたLSB側ｋビットの位置に、前記符号除数多項式を
    乗積した結果得られるｋビットの情報を追加書き込みす
    ることによってパスメモリ更新を行うことを特徴とする
    最尤復号器。
  9. 【請求項９】 請求項５乃至請求項８のいずれかに記載
    の最尤復号器において、 軟判定尤度出力部と、 出力尤度メモリとを設け、 前記最尤復号器の状態尤度メモリから、現時点（ｔn）
    の最尤状態（状態尤度の最も小さい状態、ｍ番目の状態
    とする。但し、０≦ｍ≦２K-k−１）に至る一時点前
    （ｔn-1）のｍ1＝ｍ／２番目およびｍ2＝ｍ／２＋２k-2
    番目（但し、／は整数除算を示す）の状態の状態尤度
    ｍｓ（ｍ1）およびｍｓ（ｍ2）を読み出し、 前記最尤復号器の枝尤度計算部から、ｍ1番目の状態か
    らｍ番目の状態への遷移に伴う枝尤度ｍｂ（ｍ1、ｍ）
    と、ｍ2番目の状態からｍ番目の状態への遷移に伴う枝
    尤度ｍｂ（ｍ2、ｍ）を読み出し、 前記軟判定尤度出力部において、軟判定出力尤度 ｍｏ＝｜ｍｓ（ｍ1）−ｍｓ（ｍ2）＋ｍｂ（ｍ1、ｍ）
    −ｍｂ（ｍ2、ｍ）｜ を計算（但し、｜ｘ｜はｘの絶対値）し、 前記出力尤度メモリに記憶保持し、 前記最尤復号器の最尤復号部によって、最尤復号出力が
    確定した時点で、該出力尤度メモリから読み出して、軟
    判定出力尤度情報として出力することを特徴とする最尤
    復号器。
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SG98504A1 (en) * 2002-02-26 2003-09-19 Toshiba Kk Method and apparatus for turbo coding and decoding in read and write channel of disk drive
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