JP2002300221A - 複数ビットデータワードを符号化する方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 所定複数のレベルから選択された１つの値を
それぞれ有する複数のマルチレベルシンボルとして複数
ビットデータワードを符号化する。 【解決手段】 本発明の方法は、データワードのそれぞ
れの選択されたビット位置を１つのレベルに変換する第
１変換ステップと、所定のデータワードビットの内容が
所定値であるときに、それぞれの選択されたデータワー
ドビット位置を１つのレベルに変換する第２変換ステッ
プと、データワードの所定ビット位置から複数ビットオ
フセットワードを生成するステップと、オフセットワー
ドを変換されたレベルに加算することによりマルチレベ
ルシンボルを生成するステップとを有する。例えば、マ
ルチレベルシンボルには、第１〜第５符号レベルを有す
る５レベル符号が割り当てられ、第１変換ステップは、
第１所定ビット値を第３符号レベルに変換し、第２所定
ビット値を第２符号レベルに変換するステップを含む。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、誤り訂正符号化に
関し、特に、高速データチャネルでの誤り訂正に適した
２元データからシンボルへのトレリス符号器／復号器コ
ンステレーションマッピングおよび逆マッピングに関す
る。

【０００２】

【従来の技術】加法性白色ガウス雑音（ＡＷＧＮ）の効
果と、レイリーフェージングなどのチャネル障害の効果
とを最小にするため、特に、非常に高いレベルの変調方
式を用いる際には、データの正確な伝送および検出を行
う目的で、１つまたは複数の誤り符号化技術が用いられ
る。

【０００３】トレリス符号化変調は、当業者に周知の前
方誤り訂正符号化技術である。トレリス符号は、特定の
変調方式に従って設計され最適化された畳込み符号であ
る。畳込み符号器は、現在の入力シンボルと、符号器の
状態とに基づいて、情報シンボルを符号化する。符号器
の現在の状態は、前に符号器に入力されたシンボルによ
って決定される。すなわち、符号化されるシンボルは、
現在の入力シンボルと、現在の入力シンボルの前に符号
器に入力されたシンボルとの関数である。このように、
畳込み符号器は記憶を有する。

【０００４】畳込み符号器は通常、シフトレジスタと加
算器によって実現される。符号器の次状態および出力
は、レジスタあるいはルックアップテーブルの現在の状
態（すなわち、レジスタあるいはルックアップテーブル
のメモリ内に現在記憶されているビットの値）と、レジ
スタあるいはルックアップテーブルへの入力との関数で
ある。

【０００５】図１Ａと、それに関連する図１Ｂのテーブ
ル２３０とは、シフトレジスタと、対応する状態テーブ
ルとによって実現される畳込み符号器２００の実現例を
示す。符号器２００は、ここでは単に、畳込み符号器の
動作および実現を説明するために示されており、本発明
により用いられるトレリス符号器の実現として解釈され
るべきではない。符号器２００は、シフトレジスタメモ
リユニット２０５、２１０、２１５と、加算器２２０、
２２５とを有する。１ビットの入力が、２ビットの出力
に符号化され、レート１／２符号化を実現する。

【０００６】初期状態が０００であり（すなわち、レジ
スタユニット２０５、２１０、２１５はそれぞれビット
値０、０、０を含む）、入力値が０であると仮定する
と、符号器２００の次状態は０００となる（ビット値０
がシフト入力される一方、値０がシフト出力される）。
その結果、出力における２ビットの値は００となる。こ
れは、図１Ｂの状態テーブル２３０の第１行に示されて
いる。なお、現状態および次状態の列は２ビット値を示
しているだけである。その理由は、最終状態ビットは常
にシフト出力され、次状態を決定する際には重要ではな
いからである。このように、状態から状態へと移動する
とき、符号器２００は、それぞれ２ビット値の、４個の
可能な現状態と４個の次状態とを有するとみなされる。
もう１つの例として、符号器２００の現状態が１０であ
る（すなわち、最初の２個のレジスタが１、０を含む）
と仮定する。１が入力されると符号器２００は次状態１
１（すなわち、最初の２個のレジスタが１、１を含む）
に移動し、出力０１（十進法で１）を生成する。このプ
ロセスは、引き続く各ビットが符号器２００に入力され
るごとに繰り返され、符号器２００の可能な状態遷移
と、それらの遷移に対応する入出力値とを示す状態図が
構成される。

【０００７】図２は、図１の符号器２００の可能な状態
遷移を、それらの可能な遷移に対応する入出力値ととも
に示す状態遷移図である。状態遷移図は形がトレリス
（格子）に似ているため、このような図をしばしば「ト
レリス図」といい、「トレリス符号化」という名称はそ
れに由来する。図２のトレリス図上の各ドットは、符号
器２００の１つの状態を表す。同じ横方向の行にあるド
ットは、異なる時刻における同じ状態に対応する。同じ
縦方向の列にあるドットは、同時刻（すなわち、同じシ
ンボルの継続時間内）の異なる状態を表す。ドット間の
枝（ブランチ）は、可能な状態遷移パスを表す。したが
って、例えば、状態０１と状態００の間にブランチがあ
ることは、適当な入力が与えられると、符号器２００は
状態０１から状態００に進むことができることを示す。
状態０１と１１の間にはブランチがなく、状態０１と０
１の間にもブランチがないため、符号器２００は、１シ
ンボル期間内に、状態０１から、状態１１または０１の
いずれかに移ることはできない。

【０００８】図２の各ブランチに付した数字の対は、与
えられたブランチに対応する［入力，出力］の値を示
す。１番目の数字は、その遷移を引き起こす入力を表
し、２番目の数字は、この遷移の結果の出力値を表す。

【０００９】図２のトレリス図からわかるように、符号
器２００に対する可能な状態遷移は、引き続く各シンボ
ルに対して同一である。したがって、各シンボル期間に
ついて、同じパターンが繰り返される。

【００１０】一例として、符号器２００が、図２のドッ
ト３００で表される状態０（二進数００）から開始する
と仮定する。入力値１が符号器２００に入力されると、
符号器２００は、状態０から、パス３１０を通って、ド
ット３２０で表される状態２（二進数１０）に移る。こ
の遷移が完了すると、符号器２００は、値３（二進数１
１）を出力する。入力に入る次のビットの値が０である
場合、符号器２００は、状態２から、パス３３０を通っ
て、ドット３４０で表される状態１に遷移し、符号器２
００の出力は値２をとる。最後に、入力ビット０が入る
と、符号器２００は、状態１から、パス３５０を通っ
て、ドット３６０で表される状態０に遷移する。０が入
力されて、符号器２００は値３を出力する。こうして、
以上の例では、入力ビット１−０−１が、符号器２００
により、出力ビット１１−１０−１１（あるいは、十進
数では３−２−３）に符号化される。同時に、符号器２
００は、状態０から状態２、状態１、そして再び状態０
へと遷移している。

【００１１】以下でさらに説明するように、畳込み符号
化（およびビタビ復号）は、受信機において検出される
誤りの数を低減する。再び、図２のトレリス図を考え
る。例えば、３ビットのデータストリーム１−０−０
が、上記のように、符号器２００によって正しく１１−
１０−１１と符号化されたと仮定する。また、受信機
は、送信された信号を、誤って、１１−１１−１１と検
出したとする。もとの送信データが何であるかを決定す
るために、復号器は、符号器２００がたどった可能性の
ある状態遷移パスに基づいて最尤判定を実行する。符号
器は通常、初期化時に状態０に設定されるため、復号器
は、検出したデータビット系列が状態０から開始したと
仮定する。次に、復号器は、状態０から始まり、（例え
ば、ここでの説明のため）図２に示した３シンボル後の
状態で終わるすべてのパスを調べる。状態０が終点（点
３６０）の場合、符号器がたどった可能性のある２つの
パスがある。すなわち、パス３１０，３３０，３５０
か、パス３７０，３８０，３９０かである。もちろん、
検出されたビット系列がこれらの可能なパスをたどった
尤度を求めるために、他のすべての３シンボル期間のパ
スも調べられるが、説明を簡単にするため、状態０から
状態０へのパスのみをここでは考える。

【００１２】最尤パスを識別するために、復号器は、検
出されたデータ系列が第１のパス（例えば、パス３１
０，３３０，３５０）によって生成された確率、検出さ
れたデータ系列が第２のパス（例えば、パス３７０，３
８０，３９０）によって生成された確率、以下同様にし
て、それぞれの可能なパスについての確率が計算される
まで、これらの確率を求める。その後、最大確率のパス
を、以下でさらに詳細に説明する硬判定法または軟判定
法のいずれかにより、実際のパスとして選択する。

【００１３】一般に、トレリス復号方式は、検出された
信号と、可能なトレリスパスにより生成される信号との
間のハミング距離またはユークリッド距離のいずれかに
基づいて、パス確率を計算する。本発明によれば、以下
でさらに詳細に説明するように、パス確率の測度として
ユークリッド距離を用いる。しかし、可能なトレリスパ
スの確率を求める方法をより明確に理解することができ
るように、ハミング距離についても簡単に説明する。

【００１４】ハミング距離は、２つの２元（二進数）系
列が相違するビット数として定義される。例えば、２元
ワード１１０と１０１の間のハミング距離は２であり、
２元ワード１１１と０１１の間のハミング距離は１であ
り、などとなる。可能なパスのハミング距離評価に基づ
いて、与えられたパスが検出データ系列を生成した確率
を次のように求めることができる。上記のように、検出
データ系列は１１−１１−１１（正しいデータ系列は１
１−１０−１１）であり、可能なパスはパス３１０，３
３０，３５０および３７０，３８０，３９０であると仮
定すると、検出信号１１−１１−１１とパス３１０，３
３０，３５０の間のハミング距離は１である。すなわ
ち、パス３１０は出力３（１１）を生成し、パス３３０
は出力２（１０）を生成し、パス３５０は出力３（１
１）を生成しているため、パス３１０，３３０，３５０
により生成される２元系列は１１−１０−１１である。
この系列は、検出系列１１−１１−１１とは、ハミング
距離１だけ相違する。検出信号１１−１１−１１と、パ
ス３７０，３８０，３９０により生成される信号との間
のハミング距離は６である。その理由は、パス３７０，
３８０，３９０による出力２元系列は００−００−００
となるからである。こうして、検出系列１１−１１−１
１がパス３１０，３３０，３５０により生成された可能
性のほうが、パス３７０，３８０，３９０により生成さ
れた可能性よりずっと高い。したがって、入力ビット系
列は１−０−０であった可能性が高い。

【００１５】与えられたパスがある２元系列を生成した
確率のもう１つの測度は、ユークリッド距離に基づくも
のである。ユークリッド距離は、信号コンステレーショ
ン上の２点間の直線の長さである。一般に、ユークリッ
ド距離に基づく確率測度は、ハミング距離に基づく確率
測度よりも高い精度を示す。この理由は、ユークリッド
距離に基づく確率測度は、ハミング距離を確率測度とし
て用いる場合に捨てられる受信信号の位相および振幅の
情報を考慮に入れているからである。

【００１６】例えば、図３Ａ〜図３Ｄに、原点から等距
離にある定義された４個の点４００、４１０、４２０、
４３０を有する簡単な４−ＰＳＫ変調信号コンステレー
ションを示す。これらの点はそれぞれ、出力値００、０
１、１０、および１１に対応する。受信データシンボル
系列が、図３Ａ〜図３Ｃのベクトルｒ１〜ｒ３で表され
る位相および振幅の値を有するものとして検出されたと
仮定する。通常のハミング復号方式を用いると、ベクト
ルｒ１〜ｒ３はそれぞれ、単にデータ点００、１０、お
よび００として近似されるため、実際に検出された信号
系列に関する貴重な位相および振幅の情報が失われてし
まう。しかし、ユークリッド方式によれば、受信信号の
位相および振幅は、パス確率の決定に加味される。

【００１７】図３Ｄに示すように、検出信号が破線４５
０で表されるトレリスパスによって生成された確率は、
ユークリッド距離ｄ０１、ｄ０２、およびｄ０３（図３
Ａ〜図３Ｃに示す）の２乗和の減少関数であり、一方、
検出信号が破点線４７０で表されるトレリスパスによっ
て生成された確率は、ユークリッド距離ｄ３１、ｄ２
２、およびｄ３３の２乗和の関数である。与えられたパ
スのユークリッド距離の２乗和が大きいほど、そのパス
が検出信号系列を生成したパスである可能性は低くな
る。このようにして、送信データ系列の推定の精度を高
くすることができる。

【００１８】もちろん、理解されるべき点であるが、信
号コンステレーション内の点の数（すなわち、可能な出
力値の数）と、トレリス符号器の状態数とが増大する
と、可能なトレリスパスの数も同様に増大する。したが
って、例えば、１６点コンステレーションで動作するレ
ート３／４トレリス符号器では、トレリス状態遷移図上
の各状態（１点で表される）を出入りする可能なブラン
チは８個となる。このようなシステムでは、ある状態点
に入る各パスに関する確率を求める。これらの確率を比
較した後、最大確率のパスを決定し、そのパスにおける
対応するデータビットが、復号系列として選択される。

【００１９】与えられたパスの選択は、ブロック判定法
またはシンボルごとの判定法により行われる。ブロック
判定の場合、ある１つのセットを形成する所定数の受信
シンボル（例えば、１，０００シンボル）が復号器に供
給される。すると、復号器は、最初の信号から開始し
て、１，０００シンボルのセット全体について、関連す
るメトリックとパス履歴とを有するトレリスを作成す
る。そして、最も確率の高いトレリス遷移パスを、検出
シンボルを生成したパスとして選択する。その後、この
パスを生成したデータ入力が、復号データ系列として決
定される。訂正されない誤りがなければ、このデータ系
列は、通信システムの送信機側で符号器に供給されたデ
ータ系列に対応するはずである。その後、プロセスは、
次のシンボルブロックについて次々と繰り返される。

【００２０】シンボルごとの判定の場合、所定数の受信
信号が復号器に供給される。例えば、２５個の信号が復
号器に供給されると仮定する。２５番目のシンボルが入
力されると、トレリス復号器は、どのパスの確率が最大
であるかを決定する。その後、最大確率のパスの最初の
ブランチを生成した入力シンボルが、復号器の出力とし
て選択される。その後、次の（例えば、２６番目の）受
信信号が復号器に供給され、最後の２５個のシンボル
（すなわち、最初のシンボルを除く）について、最大確
率パスを決定する。そして、最大確率パス（すなわち、
最後に検出された２５個のシンボルに対するパス）の最
初のブランチが、復号器の次の出力として選択される。
この手続きは、一度にデータブロック全体ではなく、一
度に１シンボルだけが復号され出力されるように、リア
ルタイムでシンボルごとに実行される。

【００２１】Gottfried Ungerboeckは、次の論文で、畳
込み符号の誤り性能は、同じ状態を出入りするトレリス
パス間のユークリッド距離を最大化するように設計した
場合に改善される可能性があると論じている。 Gottfried Ungerboeck, "Channel Coding with Multile
vel/Phase Signals",IEEE Trans. Info. Thy., Vol.IT-
28, No.1, January 1982 これは、誤り符号化と変調の動作が本質的に組み合わさ
れるように、与えられた変調方式の信号コンステレーシ
ョンに合わせて畳込み符号化方式を調整することにより
実現される。

【００２２】簡単な例として、図４に示す４−ＰＳＫ信
号コンステレーションを考える。送信機側のトレリス符
号器の可能な出力は、互いに９０°の位相差で位相シフ
トされた４個の点として表されている。任意のトレリス
符号化方式において、信号コンステレーションで表され
る可能な出力値が、トレリス復号器の状態とともに考慮
される。精度の高い復号ができるように、符号化された
信号間の差を最大にするため、同じ状態との間の遷移が
（ユークリッド距離に関して）出力値において大きく異
なることを保証すると有効である。例えば、図２のトレ
リス図（これは、例えば、図４の４−ＰＳＫ信号コンス
テレーションの状態遷移を記述することが可能である）
は、同じ状態点３００から出るブランチ３７０、３１０
を有する。状態遷移ブランチ３１０の出力値は３であ
り、状態遷移ブランチ３７０の出力値が０であることに
注意する。Ungerboeckの教示に従って、これらの２つの
出力値は、最大ユークリッド距離だけ異なっている（す
なわち、図４に示されるように、ユークリッド距離はΔ
＝２である）。同様にして、同じ出力値を生じる状態遷
移には、２つの異なる状態間の遷移が割り当てられる。
例えば、出力値が３となる遷移パス３１０は、状態００
から状態１０に進むが、同じく出力値が３となる遷移パ
ス３９５は、状態０１から状態００に進む。このよう
に、Ungerboeck法は、符号化されたデータ信号間の良好
な弁別を保証する。

【００２３】

【発明が解決しようとする課題】Ungerboeckの教示によ
るトレリス符号化の最もふつうの方法は、セット分割法
(set partitioning)であり、その簡単な例は図４に示し
たものである。もとの４−ＰＳＫ信号を、トレリス符号
器の状態に基づいて、直径で対向する２−ＰＳＫ信号の
２つのセットに分割することにより、同じ状態を出入り
する出力間で最大ユークリッド距離を維持することがで
きる。このようなセット分割図を、通常、トレリス符号
化ツリーという。

【００２４】

【課題を解決するための手段】本発明は、所定複数のレ
ベルから選択された１つの値をそれぞれ有する複数のマ
ルチレベルシンボルとして複数ビットデータワードを符
号化する方法を提供する。この方法は、データワードの
それぞれの選択されたビット位置を１つのレベルに変換
する第１変換ステップと、所定のデータワードビットの
内容が所定値であるときに、それぞれの選択されたデー
タワードビット位置を１つのレベルに変換する第２変換
ステップと、データワードの所定ビット位置から複数ビ
ットオフセットワードを生成するステップと、オフセッ
トワードを変換されたレベルに加算することによりマル
チレベルシンボルを生成するステップとを有する。

【００２５】本発明により提供される符号化方法のもう
１つの特徴によれば、マルチレベルシンボルには、第
１、第２、第３、第４および第５符号レベルを有する５
レベル符号が割り当てられる。第１変換ステップは、第
１所定ビット値を第３符号レベルに変換し、第２所定ビ
ット値を第２符号レベルに変換するステップを含む。デ
ータワードがビットＳｄ［８：０］からなる符号化方法
の場合、オフセットワードはビットＶ０、Ｖ１、Ｖ２お
よびＶ３からなり、オフセットワード生成ステップは、
所定のデータワードビットの内容が所定値であるとき
に、次式に従ってビットＶ０、Ｖ１、Ｖ２およびＶ３を
生成するステップを含む。 Ｖ０＝Ｓｄ［４］ Ｖ１＝Ｓｄ［４］∧Ｓｄ［６］ Ｖ２＝Ｓｄ［４］∧Ｓｄ［６］∧Ｓｄ［７］ Ｖ３＝Ｓｄ［４］∧Ｓｄ［７］∧Ｓｄ［８］ ただし、∧はＸＯＲ演算である。

【００２６】本発明の符号化方法によれば、さらに、デ
ータワードがビットＳｄ［８：０］からなり、オフセッ
トワードがビットＶ０、Ｖ１、Ｖ２およびＶ３からな
り、オフセットワード生成ステップは、所定のデータワ
ードビットの内容が所定値であるときに、次式に従って
ビットＶ０、Ｖ１、Ｖ２およびＶ３を生成するステップ
を含む。 Ｖ０＝Ｉ４ Ｖ１＝Ｉ４∧Ｓｄ［６］ Ｖ２＝Ｉ４∧Ｓｄ［６］∧Ｓｄ［７］ Ｖ３＝Ｉ４∧Ｓｄ［７］∧Ｓｄ［８］ ただし、Ｉ４には、次のテーブルにより二進数値が割り
当てられる。Ｓｄ［４］ Ｓｄ［３］ Ｉ４ ０ ０ ０ ０ １ Ｓｄ［６］∧Ｓｄ［７］ １ ０ Ｓｄ［６］ １ １ Ｓｄ［７］∧Ｓｄ［８］ ただし、∧はＸＯＲ演算である。

【００２７】本発明の符号化方法のもう１つの特徴によ
れば、それぞれのマルチレベルシンボルは、４個の信号
線のうちの所定の信号線上に符号化され、第２変換ステ
ップは、所定のデータワードビットの内容が前記所定値
であるときに、データワードの所定ビット位置により選
択される信号線に第５符号値を加算するステップと、第
４信号線上のシンボルを捨てるステップと、第５符号値
が加算されていない信号線上のシンボルから、残りの３
つの信号線上のシンボルを選択するステップとを有す
る。

【００２８】さらに、本発明による符号化方法によれ
ば、符号レベルが２の補数として扱われ、それぞれのマ
ルチレベルシンボルは、４個の信号線のうちの所定の信
号線上に符号化され、オフセットワード加算ステップ
は、それぞれの信号線上の符号レベルにオフセットワー
ドビットを２の補数加算するステップを含む。また、本
発明による符号化方法によれば、符号レベルが２の補数
として扱われ、それぞれのマルチレベルシンボルは、４
個の信号線のうちの所定の信号線上に符号化され、オフ
セットワード加算ステップは、所定のデータワードビッ
トの内容が所定値であるときに、第５符号値が加算され
ていない３個の信号線上の信号線シンボルの符号レベル
にオフセットワードビットを２の補数加算するステップ
を含む。

【００２９】また、本発明によれば、複数ビットデータ
ワードとして複数のマルチレベルシンボルを復号する方
法が提供される。各シンボルは５レベル符号から選択さ
れる値を有し、それぞれの符号レベルは２の補数として
扱われる。この方法は、２の補数表現のそれぞれの選択
されたビット位置を、データワードの所定ビット位置に
変換するステップと、シンボルの２の補数表現の所定ビ
ット位置の内容が所定値であるときに、データワードの
所定ビット位置を選択された値に設定するステップと、
各シンボルの２の補数表現の所定ビット位置から複数ビ
ットオフセットワードを生成するステップと、シンボル
の２の補数表現の所定ビット位置の内容が所定値である
かどうかに依存して、オフセットワードからデータワー
ドの所定ビット位置を選択された値に生成するステップ
とを有する。

【００３０】本発明の復号方法によれば、５レベル符号
は、第１、第２、第３、第４および第５符号レベルから
なり、前記シンボルの２の補数表現の所定ビット位置の
内容は第５レベルであり、それぞれのマルチレベルシン
ボルは４個の信号線のうちの所定の信号線上に符号化さ
れ、４個のマルチレベルシンボルの２の補数表現は、ビ
ットＡ［２：０］、Ｂ［２：０］、Ｃ［２：０］および
Ｄ［２：０］からなり、データワードはビットＳｄ
［８：０］からなり、変換ステップは、 Ａ［２］＝Ｓｄ［０］ Ｂ［２］＝Ｓｄ［１］ Ｃ［２］＝Ｓｄ［２］ Ｄ［２］＝Ｓｄ［３］ とするステップを含む。

【００３１】本発明の復号方法のもう１つの特徴によれ
ば、オフセットワードはビットＶ０、Ｖ１、Ｖ２および
Ｖ３からなり、オフセットワード生成ステップは、 Ｖ０＝Ａ［０］ Ｖ１＝Ｂ［０］ Ｖ２＝Ｃ［０］ Ｖ３＝Ｄ［０］ とするステップを含む。

【００３２】また、本発明の復号方法によれば、データ
ワードの所定ビット位置を選択された値に設定するステ
ップは、 Ｓｄ［６］＝Ｖ０∧Ｖ１ Ｓｄ［７］＝Ｖ１∧Ｖ２ Ｓｄ［８］＝Ｖ０∧Ｖ１∧Ｖ２∧Ｖ３ とするステップを含む。ただし、∧はＸＯＲ演算であ
る。また、本発明の復号方法によれば、２の補数の所定
ビット位置の内容が第５符号レベルを表すとき、データ
ワードの所定ビット位置を選択された値に設定するステ
ップは、 Ｓｄ［４］＝Ｖ０ Ｓｄ［５］＝０ とするステップを含む。

【００３３】本発明のもう１つの特徴による復号方法で
は、２の補数の所定ビット位置の内容が第５符号レベル
を表すとき、データワードの所定ビット位置を選択され
た値に設定するステップは、Ａ［２：０］＝第５符号レ
ベルである場合Ｓｄ［５：３］＝１００とし、Ｂ［２：
０］＝第５符号レベルである場合Ｓｄ［５：３］＝１１
０とし、Ｃ［２：０］＝第５符号レベルである場合Ｓｄ
［５：３］＝１０１とし、Ｄ［２：０］＝第５符号レベ
ルである場合Ｓｄ［５：３］＝１１１とするステップを
含み、Ａ［２：０］、Ｂ［２：０］、Ｃ［２：０］、Ｄ
［２：０］のいずれが第５符号レベルであるかに依存し
て、Ｓｄ［０：２］はＳｄ［０：３］の圧縮ビットから
選択される。

【発明の実施の形態】

【００３４】本発明は、ＩＥＥＥ標準８０２．３ａｂ−
１９９９ "Physical Layer Parameters and Specificat
ions for 1000Mb/s Operation Over 4 Pair of Categor
y 5Balanced Copper Cabling, Type 1000BASE-T" に準
拠した、ギガビットイーサネット（登録商標）送受信シ
ステム内の、特別に設計されたトレリス符号器／復号器
を含む。この符号器／復号器は、１６スターＱＡＭのよ
うな信号コンステレーションなどの任意の信号コンステ
レーションに対して有効に動作することがわかっている
トレリス符号化と呼ばれる方法により符号化を行うよう
に構成される。

【００３５】図５に示すように、１０００ＢＡＳＥ−Ｔ
物理層５００（ＰＨＹ）は、カテゴリ５平衡ケーブリン
グ５１０、５２０、５３０、および５４０を通じての全
二重ベースバンド伝送を用い、各ワイヤ対を通じて２５
０Ｍｂ／ｓのデータレートでの伝送により１０００Ｍｂ
／ｓの全データレートを実現する。８個のハイブリッド
送受信器５１２、５１４、５２２、５２４、５３２、５
３４、５４２、および５４４と、キャンセラとを用い
て、シンボルを同時に同じワイヤ対で送受信することを
可能にすることにより、全二重伝送を可能にする。１２
５Ｍｂａｕｄの変調レートでのベースバンドシグナリン
グを、各ワイヤ対で用いる。送信シンボルは、４次元５
レベルシンボルコンステレーションから選択される。そ
れぞれの４次元シンボルは、セット｛２，１，０，−
１，−２｝からとった１次元５元シンボルの４項組（Ａ
_ｎ，Ｂ_ｎ，Ｃ_ｎ，Ｄ_ｎ）とみなされる。１０００ＢＡＳ
Ｅ−Ｔ標準は、連続シグナリング方式を使用する。すな
わち、データがないときは、アイドル(Idle)シンボルが
送信される。アイドルモードは、同期を改善するために
各シンボルがセット｛２，０，−２｝に制限されるとい
う意味で、符号グループのサブセットである。５レベル
パルス振幅変調（ＰＡＭ５）が、各ワイヤ対を通じての
伝送に用いられる。１２５Ｍｂａｕｄの変調レートは、
１２５ＭＨｚＧＭＩＩクロックレートに整合し、シンボ
ル期間は８ｎｓとなる。

【００３６】１０００ＢＡＳＥ−Ｔ ＰＨＹは、マスタ
ＰＨＹ(MASTER PHY)またはスレーブＰＨＹ(SLAVE PHY)
のいずれかとして構成することが可能である。１つのリ
ンクセグメントを共有する２つの局間のマスタ−スレー
ブ関係は、オートネゴシエーション（ＩＥＥＥ８０２．
３ａｂ標準のClause 28、40.5、およびAnnex 28C、参
照）期間中に確立される。マスタＰＨＹは、ローカルク
ロックを用いて、送信機動作のタイミングを決定する。
スレーブＰＨＹは、受信信号からクロックを回復し、そ
れを用いて送信機動作のタイミングを決定する。すなわ
ち、ループタイミングを実行する。マルチポート−シン
グルポートコネクションにおいて、マルチポートデバイ
スが通常マスタに設定され、シングルポートデバイスが
スレーブに設定される。

【００３７】図６は、１０００ＢＡＳＥ−Ｔ ＰＨＹ６
００の機能ブロック図である。１０００ＢＡＳＥ−Ｔ
ＰＨＹは、物理符号化副層（ＰＣＳ：Physical Coding
Sublayer）と、物理媒体アタッチメント（ＰＭＡ：Phys
ical Medium Attachment）とを有する。

【００３８】１０００ＢＡＳＥ−Ｔ物理符号化副層（Ｐ
ＣＳ）送信機能６０２は、受信が送信と同時に起こって
いるかどうかに基づいて、ギガビット媒体独立インタフ
ェース（ＧＭＩＩ：Gigabit Media Independent Interf
ace）信号ＣＯＬ６０４を生成する。ＰＣＳ送信機能
は、半二重動作をサポートしない１０００ＢＡＳＥ−Ｔ
ＰＨＹでは、ＧＭＩＩ信号ＣＯＬを生成することを要求
されない。各シンボル期間に、ＰＣＳ送信機能６０２
は、符号グループ（Ａ_ｎ，Ｂ_ｎ，Ｃ_ｎ，Ｄ_ｎ）を生成
し、これは、PMA_UNITDATA.requestプリミティブ６０６
により、ＰＭＡに転送される。ＰＭＡは、シンボル
Ａ_ｎ、Ｂ_ｎ、Ｃ_ｎ、Ｄ_ｎを、それぞれ、ワイヤ対ＢＩ＿
ＤＡ６０８、ＢＩ＿ＤＢ６１０、ＢＩ＿ＤＣ６１２、お
よびＢＩ＿ＤＤ６１４を通じて送信する。整数ｎは、相
異なるシンボル期間どうしの時間関係を確立するために
導入される時間インデックスである。シンボル期間Ｔ
は、公称８ｎｓに等しい。パラメータtx_enable６１６
により示されるデータストリーム間の通常動作モードで
は、ＰＣＳ送信機能は、アイドルモードに対して定義さ
れる符号化規則を用いて、ベクトル系列を生成する。tx
_enableのアサート後、ＰＣＳ送信機能６０２は、４個
の５元シンボルの２つの連続するベクトルのＳＳＤをＰ
ＭＡに送り、最初の２個のプリアンブルオクテットを置
き換える。ＳＳＤに続いて、tx_enableがディアサート
されるまで、それぞれのＴＸＤ＜７：０＞オクテット
が、４Ｄ−ＰＡＭ５方式を用いて、４元シンボルのベク
トルに符号化される。tx_enable６１６がアサートされ
ている間にＴＸ＿ＥＲ６１８がアサートされた場合、Ｐ
ＣＳ送信機能６０２は、送信エラーを示すベクトルをＰ
ＭＡに送る。

【００３９】PMA_TXMODE.indicate６２０メッセージが
値ＳＥＮＤ＿Ｉを有する場合、ＰＣＳ送信機能６０２
は、トレーニングモードにおける符号化規則に従って符
号グループ系列を生成する。この場合、値｛＋２，０，
−２｝のみを用いる特別の符号グループが送信される。
トレーニングモード符号化は、パラメータloc_rcvr_sta
tus６２２の値も考慮する。このメカニズムにより、Ｐ
ＨＹは、アイドル送信中、リンク相手側に、自己の受信
機の状態を示す。

【００４０】通常動作モードにおいて、PMA_TXMODE.ind
icate６２０メッセージが値ＳＥＮＤ＿Ｎを有する場
合、ＰＣＳ送信機能６０２は、８Ｂ１Ｑ４符号化方式を
用いて、各シンボル期間に、ＩＥＥＥ標準８０２．３ａ
ｂ−１９９９のテーブル４０−１(Table 40-1)およびテ
ーブル４０−２(Table 40-2)で定義される符号グループ
に基づいて、データ、制御またはアイドルを表す符号グ
ループを生成する。データの送信中、ＴＸＤ＜７：０＞
ビット６２２は、ＰＣＳによりサイドストリームスクラ
ンブラを用いてスクランブルされた後、５元シンボルの
符号グループに符号化され、ＰＭＡに転送される。デー
タ符号化中、ＰＣＳ送信機能６０２は、３状態畳込み符
号器を利用する。

【００４１】ＰＣＳ符号化は、４ビットワードＳｘ
_ｎ［３：０］、Ｓｙ_ｎ［３：０］、およびＳｇ_ｎ［３：
０］の生成を含み、これらから５元シンボルＡ_ｎ、
Ｂ_ｎ、Ｃ_ｎ、Ｄ_ｎが得られる。４ビットワードＳｘ
_ｎ［３：０］、Ｓｙ_ｎ［３：０］、およびＳｇ_ｎ［３：
０］は、送信機サイドストリームスクランブラから導出
される擬似ランダム２元シンボル系列から決定される
（以下で説明する）。

【００４２】ＰＣＳ送信機能６０２は、サイドストリー
ムスクランブリングを用いる。ＰＭＡ ＰＨＹ制御機能
６２４によって、PMA_CONFIG.indicate６２６メッセー
ジによりＰＣＳに提供されるパラメータ設定が値ＭＡＳ
ＴＥＲをとる場合、ＰＣＳ送信機能６０２は、送信機サ
イドストリームスクランブラ生成多項式として、 ｇ_Ｍ（ｘ）＝１＋ｘ^１３＋ｘ^３３ を用いる。PMA_CONFIG.indicateメッセージが値ＳＬＡ
ＶＥをとる場合、ＰＣＳ送信機能は、送信機サイドスト
リームスクランブラ生成多項式として、 ｇ_Ｓ（ｘ）＝１＋ｘ^２０＋ｘ^３３ を用いる。

【００４３】線形フィードバックシフトレジスタによる
マスタおよびスレーブＰＨＹサイドストリームスクラン
ブラの実現を図７に示す。時刻ｎにおいてシフトレジス
タ遅延線に記憶されているビットをＳｃｒ_ｎ［３２：
０］で表す。各シンボル期間に、シフトレジスタは１ビ
ット進められ、Ｓｃｒ_ｎ［０］で表される新しい１ビッ
トが生成される。送信機サイドストリームスクランブラ
は、ＰＣＳリセット機能が実行されるとリセットされ
る。ＰＣＳリセット機能が実行された場合、サイドスト
リームスクランブラ状態を表す３３ビットベクトルの全
ビットが任意に設定される。スクランブラ状態の初期化
は実装者に委ねられる。どのような場合でも、スクラン
ブラ状態がすべて０に初期化されてはならない。

【００４４】ＰＣＳ送信機能符号化規則は、時刻ｎにお
ける１２ビットＳｘ_ｎ［３：０］、Ｓｙ_ｎ［３：０］、
およびＳｇ_ｎ［３：０］の生成に基づく。８ビットＳｘ
_ｎ［３：０］、Ｓｙ_ｎ［３：０］は、データ送信中にＧ
ＭＩＩデータワードＴＸＤ＜７：０＞を脱相関するた
め、ならびに、アイドルおよびトレーニングシンボルを
生成するために、スクランブラオクテットＳｃ_ｎ［７：
０］を生成するのに用いられる。４ビットＳｇ_ｎ［３：
０］は、各シンボルストリームがｄｃバイアスをもたな
いように、５元シンボル（Ａ_ｎ，Ｂ_ｎ，Ｃ_ｎ，Ｄ_ｎ）の
正負をランダム化するために用いられる。これらの１２
ビットは、３ビットＸ_ｎ、Ｙ_ｎ、およびＳｃｒ_ｎ［０］
と、補助生成多項式ｇ（ｘ）とを用いて組織的に生成さ
れる。２ビットＸ_ｎおよびＹ_ｎは、互いに無相関であ
り、ビットＳｃｒ_ｎ［０］とも無相関である。マスタお
よびスレーブの両方のＰＨＹについて、これらのビット
は、送信機スクランブラシフトレジスタ遅延線に記憶さ
れているビットの同じ線形結合によって得られる。これ
らの２ビットは、Ｓｃｒ_ｎ［０］と同じ長さ２^３３−１
の最大長シフトレジスタ系列の、時間的にシフトした要
素から導出される。関連する遅延はすべて大きくかつ異
なっているため、ビットＳｃｒ_ｎ［０］、Ｘ_ｎ、Ｙ_ｎの
間に短時間相関はない。ビットＸ_ｎおよびＹ_ｎは次のよ
うに生成される。 Ｘ_ｎ＝Ｓｃｒ_ｎ［４］∧Ｓｃｒ_ｎ［６］ Ｙ_ｎ＝Ｓｃｒ_ｎ［１］∧Ｓｃｒ_ｎ［５］ ただし、∧はＸＯＲ論理演算子を表す。３ビットＸ_ｎ、
Ｙ_ｎ、およびＳｃｒ_ｎ［０］から、さらに、互いに無相
関のビットストリームが次の生成多項式を用いて組織的
に得られる。 ｇ（ｘ）＝ｘ^３＋ｘ^８ ４ビットＳｙ_ｎ［３：０］は、次式のようにして、ビッ
トＳｃｒ_ｎ［０］およびｇ（ｘ）を用いて生成される。 Ｓｙ_ｎ［０］＝Ｓｃｒ_ｎ［０］ Ｓｙ_ｎ［１］＝ｇ（Ｓｃｒ_ｎ［０］）＝Ｓｃｒ_ｎ［３］∧Ｓｃｒ_ｎ［８］ Ｓｙ_ｎ［２］＝ｇ^２（Ｓｃｒ_ｎ［０］）＝Ｓｃｒ_ｎ［６］∧Ｓｃｒ_ｎ［１６ ］ Ｓｙ_ｎ［３］＝ｇ^３（Ｓｃｒ_ｎ［０］）＝Ｓｃｒ_ｎ［９］∧Ｓｃｒ_ｎ［１４ ］∧Ｓｃｒ_ｎ［１９］∧Ｓｃｒ_ｎ［２４］ ４ビットＳｘ_ｎ［３：０］は、次式のようにして、ビッ
トＸ_ｎおよびｇ（ｘ）を用いて生成される。 Ｓｘ_ｎ［０］＝Ｘ_ｎ＝Ｓｃｒ_ｎ［４］∧Ｓｃｒ_ｎ［６］ Ｓｘ_ｎ［１］＝ｇ（Ｘ_ｎ）＝Ｓｃｒ_ｎ［７］∧Ｓｃｒ_ｎ［９］∧Ｓｃｒ_ｎ［ １２］∧Ｓｃｒ_ｎ［１４］ Ｓｘ_ｎ［２］＝ｇ^２（Ｘ_ｎ）＝Ｓｃｒ_ｎ［１０］∧Ｓｃｒ_ｎ［１２］∧Ｓｃ ｒ_ｎ［２０］∧Ｓｃｒ_ｎ［２２］ Ｓｘ_ｎ［３］＝ｇ^３（Ｘ_ｎ）＝Ｓｃｒ_ｎ［１３］∧Ｓｃｒ_ｎ［１５］∧Ｓｃ ｒ_ｎ［１８］∧Ｓｃｒ_ｎ［２０］∧Ｓｃｒ_ｎ［２３］∧Ｓｃｒ_ｎ［２５］∧Ｓｃ ｒ_ｎ［２８］∧Ｓｃｒ_ｎ［３０］ ４ビットＳｙ_ｎ［３：０］は、次式のようにして、ビッ
トＹ_ｎおよびｇ（ｘ）を用いて生成される。 Ｓｙ_ｎ［０］＝Ｙ_ｎ＝Ｓｃｒ_ｎ［１］∧Ｓｃｒ_ｎ［５］ Ｓｙ_ｎ［１］＝ｇ（Ｙ_ｎ）＝Ｓｃｒ_ｎ［４］∧Ｓｃｒ_ｎ［８］∧Ｓｃｒ_ｎ［ ９］∧Ｓｃｒ_ｎ［１３］ Ｓｙ_ｎ［２］＝ｇ^２（Ｙ_ｎ）＝Ｓｃｒ_ｎ［７］∧Ｓｃｒ_ｎ［１１］∧Ｓｃｒ _ｎ ［１７］∧Ｓｃｒ_ｎ［２１］ Ｓｙ_ｎ［３］＝ｇ^３（Ｙ_ｎ）＝Ｓｃｒ_ｎ［１０］∧Ｓｃｒ_ｎ［１４］∧Ｓｃ ｒ_ｎ［１５］∧Ｓｃｒ_ｎ［１９］∧Ｓｃｒ_ｎ［２０］∧Ｓｃｒ_ｎ［２４］∧Ｓｃ ｒ_ｎ［２５］∧Ｓｃｒ_ｎ［２９］

【００４５】構成により、１２ビットＳｘ_ｎ［３：
０］、Ｓｙ_ｎ［３：０］、およびＳｇ_ｎ［３：０］は、
Ｓｃｒ_ｎ［０］と同じ長さ２^３３−１の最大長シフトレ
ジスタ系列の、遅延を変えることにより時間的にシフト
した要素から導出される。関連する遅延はすべて大きく
かつ異なっているため、ビット間に明らかな相関はな
い。

【００４６】ビットＳｃ_ｎ［７：０］は、ＧＭＩＩデー
タオクテットＴＸＤ［７：０］をスクランブルするた
め、ならびに、制御、アイドル、およびトレーニングモ
ードの４項組の生成のために用いられる。これらのビッ
トの定義は、ビットＳｘ_ｎ［３：０］およびＳｙ
_ｎ［３：０］、ＰＭＡサービスインタフェースを通じて
得られる変数tx_mode６２０、変数tx_enable_ｎ６１６、
ならびに時間インデックスｎに依存する。

【００４７】４ビットＳｃ_ｎ［７：４］は次のように定
義される。

【数１】

【００４８】３ビットＳｃ_ｎ［３：１］は次のように定
義される。

【数２】 ただし、ｎ_０は、最後の送信機サイドストリームスクラ
ンブラリセット時の時間インデックスである。

【００４９】ビットＳｃ_ｎ［０］は次のように定義され
る。

【数３】

【００５０】ＰＣＳ送信機能６０２は、畳込み符号化さ
れたデータ、制御、またはアイドルモードの符号グルー
プのいずれかのストリームを表す９ビットワードＳｃ_ｎ
を生成する。畳込み符号器は、次のように定義される３
ビットワードｃｓ_ｎ［２：０］を用いる。

【数４】 これから、Ｓｄ_ｎ［８］＝ｃｓ_ｎ［０］とする。

【００５１】畳込み符号器ビットは、データの送信中の
み０でない。１つのデータフレームの完了後、畳込み符
号器ビットはビットcsreset_ｎを用いてリセットされ
る。ビットcsreset_ｎは、 csreset_ｎ＝（tx_enable_ｎ−２）and（not tx_enabl
e_ｎ） と定義される。

【００５２】ビットＳｄ_ｎ［７：６］は、ビットＳｃ_ｎ
［７：６］、ＧＭＩＩデータビットＴＸＤ_ｎ［７：
６］、および畳込み符号器ビットから、次のように導出
される。

【数５】

【００５３】ビットＳｄ_ｎ［５：３］は、ビットＳｃ_ｎ
［５：３］およびＧＭＩＩデータビットＴＸＤ_ｎ［５：
３］から、次のように導出される。

【数６】

【００５４】ビットＳｄ_ｎ［２］は、データモードの期
間中にＧＭＩＩデータビットＴＸＤ _ｎ［２］をスクラン
ブルするため、および、それ以外のときにloc_rcvr_sta
tusを符号化するために用いられる。これは次のように
定義される。

【数７】

【００５５】ビットＳｄ_ｎ［１：０］は、tx_mode＝SEN
D_Nの期間中にキャリア拡張情報を送信するために用い
られるため、ビットcext_err_ｎに依存する。これらのビ
ットは、変数tx_error_ｎに依存する。これらのビットは
次のように定義される。

【数８】

【００５６】９ビットワードＳｄ_ｎ［８：０］は、ＩＥ
ＥＥ標準８０２．３ａｂ−１９９９のテーブル４０−１
およびテーブル４０−２に従って、Ｓｄ_ｎ［６：８］＋
Ｓｄ _ｎ［５：０］として示される、５元シンボルの４項
組（ＴＡ_ｎ，ＴＢ_ｎ，ＴＣ_ｎ，ＴＤ_ｎ）にマッピングさ
れる。

【００５７】４ビットＳｇ_ｎ［３］は、各シンボルスト
リームがｄｃバイアスをもたないように、５元シンボル
（Ａ_ｎ，Ｂ_ｎ，Ｃ_ｎ，Ｄ_ｎ）の正負をランダム化するた
めに用いられる。これらのビットは、５元シンボル（Ｔ
Ａ_ｎ，ＴＢ_ｎ，ＴＣ_ｎ，ＴＤ _ｎ）を乗じると（Ａ_ｎ，Ｂ
_ｎ，Ｃ_ｎ，Ｄ_ｎ）を生じる２元シンボル（ＳｎＡ_ｎ，Ｓ
ｎＢ_ｎ，ＳｎＣ_ｎ，ＳｎＤ_ｎ）を生成するために用いら
れる。

【００５８】ＰＣＳ送信機能６０２は、アイドルモード
＋ＳＳＤの期間中に送信される符号グループと、他のシ
ンボル期間中に送信される符号グループとの区別を保証
する。この区別は、条件（tx_enable_ｎ−２＋tx_enable
_ｎ−４）＝１のときに、正負ビットのマッピングを逆に
することにより実現される。この正負逆転は、次のよう
に定義される変数Ｓｒｅｖ_ｎにより制御される。 Ｓｒｅｖ_ｎ＝tx_enable_ｎ−２＋tx_enable_ｎ−４

【００５９】２元シンボルＳｎＡ_ｎ、ＳｎＢ_ｎ、ＳｎＣ
_ｎ、ＳｎＤ_ｎは、Ｓｇ_ｎ［３：０］を用いて次のように
定義される。

【数９】

【００６０】５元シンボル（Ａ_ｎ，Ｂ_ｎ，Ｃ_ｎ，Ｄ_ｎ）
は、それぞれ（ＳｎＡ_ｎ，ＳｎＢ_ｎ，ＳｎＣ_ｎ，ＳｎＤ
_ｎ）と（ＴＡ_ｎ，ＴＢ_ｎ，ＴＣ_ｎ，ＴＤ_ｎ）の積として
生成される。 Ａ_ｎ＝ＴＡ_ｎ×ＳｎＡ_ｎ Ｂ_ｎ＝ＴＢ_ｎ×ＳｎＢ_ｎ Ｃ_ｎ＝ＴＣ_ｎ×ＳｎＣ_ｎ Ｄ_ｎ＝ＴＤ_ｎ×ＳｎＤ_ｎ

【００６１】ＰＣＳ受信機能６２８は、パラメータrx_s
ymb_vector６３２を通じて、ＰＭＡ受信機能６３０によ
り提供される受信符号グループを受け取る。正しい動作
を実現するため、ＰＣＳ受信機能は、アイドルモードで
用いられる符号化規則の知識を利用する。ＰＣＳ受信機
能は、４個の５元シンボルのベクトル（ＲＡ_ｎ，Ｒ
Ｂ _ｎ，ＲＣ_ｎ，ＲＤ_ｎ）の系列を生成し、パラメータsc
r_statusをＯＫに設定することによって、デスクランブ
ラ状態の信頼できる獲得を示す。系列（ＲＡ_ｎ，Ｒ
Ｂ_ｎ，ＲＣ_ｎ，ＲＤ_ｎ）は、信号ＲＸＤ＜７：０＞６３
４、ＲＸ＿ＤＶ６３６、およびＲＸ＿ＥＲ６３８を生成
するために処理される。これらの信号は、ＧＭＩＩに送
られる。ＰＣＳ受信機能は、リモート局からのデータス
トリームの送信を検出し、この情報を、パラメータ1000
BTreceive６４４を通じて、ＰＣＳキャリアセンス機能
６４０およびＰＣＳ送信機能６４２に送る。

【００６２】トレリス符号化変調（ＴＣＭ）が、カテゴ
リ５ツイストペア銅線媒体を通じての伝送のために、ギ
ガビットイーサネットの１０００Ｂａｓｅ−Ｔ標準で用
いられる。４次元（４Ｄ）トレリス符号が、ＩＥＥＥ標
準８０２．３ａｂ−１９９９のテーブル４０−１および
４０−２に示されるように入力ビットをシンボルにマッ
ピングするために用いられる。符号化テーブルは、力任
せの(brute force)テーブルルックアップとして実装す
る場合には、７６８バイト（５１２エントリ×４シンボ
ル／エントリ×３ビット／シンボル）を必要とする。復
号器におけるシンボルからビットへのマッピングもまた
同様のテーブルを必要とする。しかし、符号の構造によ
り、簡単な組合せロジックを用いることが可能である。
このロジックの導出について、抽象代数理論の知識のあ
る者には周知のいわゆる格子図(lattice diagram)を用
いて、以下で説明する（教科書として、例えば、John
B. Fraleigh, "A First Course in Abstract Algebra",
5th Ed. 1999, Addison-Wesley, Reading, MA、参
照）。

【００６３】図８において、格子図は、群Ｈにより、あ
る群の部分群を示している。このようなラインは、Ｈが
Ｇの部分群であることを意味する。したがって、大きい
群ほど、図の頂上に近いほうに位置する。４Ｄトレリス
符号は、格子Ｚ^４の、Ｒ_４Ｄ _４による分割によって生成
される。この分割鎖は、Ｚ^４／Ｄ_４／Ｒ_４Ｚ^４／Ｒ_４Ｄ
_４で与えられ、各分割は、剰余類の数を２倍にするた
め、全部で８個のＲ_４Ｄ _４剰余類が得られる。群の分割
は、互いに素な部分集合（サブセット）への群の分解で
ある。８個のＲ_４Ｄ_４剰余類（Ｄ０，Ｄ１，...，Ｄ７
とする）は、１０００Ｂａｓｅ−Ｔ標準のテーブル４０
−１に指定されたサブセットである。Ｇ_０、Ｇ_１および
Ｇ_２を剰余類首とする４Ｄ分割ツリーが図８に示されて
いる。サブセットは、図８では、分割ツリーにおけるUn
gerboeckラベルＳｄ［６：８］により識別されている。
テーブル４０−１のエントリは、以下の剰余類首に対応
させることができる。 Ｇ_０＝［０００１］ Ｇ_１＝［００１１］ Ｇ_２＝［０１１０］

【００６４】信号マッピングは、ビットＳｄ［６：８］
により指定される８個のサブセットのうちから選択され
るＲ_４Ｄ_４サブセットから、ビットＳｄ［５：０］を用
いて、６４個の４Ｄシンボルのうちの１つを選択する。
Ｒ_４Ｄ_４サブセットにおける信号マッピングは自明では
なく、テーブルルックアップを必要とする。しかし、Ｒ
_４Ｄ_４は、２個の２次元Ｚ^２剰余類のカルテシアン集合
積の和集合として書くことができる。例えば、Ｄ０＝
（Ｃ_２ ^０×Ｃ_２ ^０）∪（Ｃ_２ ^２×Ｃ_２ ^２）である。ただ
し、×はカルテシアン集合積であり、∪は集合和を表
す。Ｃ_２ ^０、Ｃ_２ ^１、Ｃ_２ ^２、およびＣ_２ ^３は、２次元
Ｚ^２格子とその対応する剰余類であり、これらは、Ｚ^２
格子から来ているため、自明にマッピングされることが
可能である。追加ビットＳｄ［４］が、対応する剰余類
首Ｇ３＝［１１１１］を有する２Ｚ^４により格子Ｒ_４Ｄ
_４を分割するために用いられる。その後、Ｓｄ［４］を
用いて、選択された信号を含む２個のカルテシアン積の
うちの一方を選択する。

【００６５】図９は、９ビットデータワードＳｄ［８：
０］から送信５元シンボル（ＴＡ_ｎ，ＴＢ_ｎ，ＴＣ_ｎ，
ＴＤ_ｎ）を生成するのに適した、本発明の畳込み符号器
７００のブロック図である。これは、Ｓｄ［５］＝０の
場合に、ＩＥＥＥ８０２．３ａｂ−１９９９標準により
要求されるＰＭＡ送信機能６３１を実装している。図９
において、４ビットＳｄ［８ ７ ６ ４］が、オフセ
ットＶ０、Ｖ１、Ｖ２、およびＶ３を生成するために、
符号器７００の剰余類選択部７０２に入力される。この
マッピングは、Ｓｄ［５］＝０のときに正しく、ＩＥＥ
Ｅ８０２．３ａｂ−１９９９標準のテーブル４０−１内
の各サブセットの最初の３２個の４Ｄシンボルに対応す
る。

【００６６】剰余類首と、ブロック７０２の分割ツリー
内のビットとのモジュロ２行列乗算から得られる剰余類
オフセットは、簡単なロジックにより実装することがで
きる。このロジックは、図９のブロック７０２から次の
ように導出される。 Ｖ０＝Ｓｄ［４］ Ｖ１＝Ｓｄ［４］∧Ｓｄ［６］ Ｖ２＝Ｓｄ［４］∧Ｓｄ［６］∧Ｓｄ［７］ Ｖ１＝Ｓｄ［４］∧Ｓｄ［７］∧Ｓｄ［８］ （１） ただし、∧はＸＯＲ演算を表す。

【００６７】図９のブロック７０４、７０６、７０８お
よび７１０は、２元信号Ｓｄ［０］、Ｓｄ［１］、Ｓｄ
［２］、およびＳｄ［３］をそれぞれ受け取り、それら
が０または１のいずれであるかに応じて、それぞれ０ま
たは−２に変換する。ブロック７１２、７１４、７１
６、および７１８は、これらのそれぞれの結果と、ブロ
ック７０２により生成されたそれぞれのオフセットとを
受け取り、それらから、加算により、５元信号（Ｔ
Ａ_ｎ，ＴＢ_ｎ，ＴＣ_ｎ，ＴＤ_ｎ）を生成する。これらの
５元信号は、それぞれワイヤ７２０、７２２、７２４、
および７２６により運ばれる。図９に関連して記載した
マッピングは、ＩＥＥＥ８０２．３ａｂ−１９９９標準
のテーブル４０−１内の各サブセットの下位３２シンボ
ルに対応するＳｄ［５］＝１のときには成り立たない。
特に、ビットＳｄ［４］は、格子２Ｚ^４において信号マ
ッピングがなされる、Ｒ_４Ｄ_４格子を構成する２個のカ
ルテシアン集合積のうちの一方を選択するためには、も
はや用いることができない。Ｓｄ［５］＝１のときは、
シンボル＋２が、剰余類首を加算せずに、４個のワイヤ
７２０、７２２、７２４、または７２６のうちの１つに
送られる。ビットＳｄ［３：４］は、＋２を送るワイヤ
を決定し、これは、間接的に、Ｒ_４Ｄ_４における２個の
カルテシアン集合積のうちの一方を選択することによっ
て、２Ｚ^４によりＲ _４Ｄ_４を分割する。剰余類首Ｇ
_３は、ビットＳｄ［３：４］およびＳｄ［６：８］から
導出可能なＩ４と呼ばれるビットによって選択される。
＋２は偶シンボルであるため、＋２のワイヤ配置と、次
の表１のエントリとを用いて、ビットＩ４を生成するた
めの簡単なルックアップテーブルを作成することができ
る。また、Ｓｄ［５］＝１のとき、ビットＳｄ［３］
は、トレリス符号器の信号マッピング部分では無視され
る。

【００６８】

【表１】

【００６９】図１０は、図９の要素を組み込むととも
に、Ｓｄ［５］＝１の場合に要求される追加ロジックを
含んだ、本発明の畳込み符号器８００のブロック図であ
る。要素８０２は、図９の要素７０２と同様であるが、
ブロック８０２では、剰余類オフセットワードＶ［３：
０］を生成するために、式（１）により、Ｓｄ［４］の
代わりにビットＩ４が用いられている点で異なる。ビッ
トＩ４は、組合せロジックブロック８０２により生成さ
れ、その出力は、Ｓｄ［５］により選択される。すなわ
ち、Ｓｄ［５］＝０の場合、Ｓｄ［４］が出力として選
択され、Ｓｄ［５］＝１の場合、次の表２のルックアッ
プテーブルの出力Ｉ４エントリが出力として選択され
る。

【００７０】

【表２】

【００７１】図１０の要素８０４、８０６、８０８およ
び８１０はそれぞれ、図９の要素７０４、７０６、７０
８、および７１０と同一であり、同様に、要素８１２、
８１４、８１６、および８１８はそれぞれ、７１２、７
１４、７１６、および７１８と同一である。４個の出力
ワイヤ８２０、８２２、８２４、および８２６はそれぞ
れ、シンボルＴＡ_ｎ、ＴＢ_ｎ、ＴＣ_ｎ、ＴＤ_ｎを運ぶ。

【００７２】最後に、上記のようにＳｄ［５］＝１の場
合により要求されるブロック８２８が図１０に含められ
ている。ブロック８２８は、変換器ブロック８０４、８
０６、８０８、および８１０と、加算ブロック８１２、
８１４、８１６、および８１８との間に導入される。

【００７３】図１１は、受信５元シンボルＲＡ_ｎ、ＲＢ
_ｎ、ＲＣ_ｎ、ＲＤ_ｎから９ビットデータワードＳｄ
［８：０］を回復するのに適した、本発明による畳込み
復号器９００のブロック図である。これは、ＩＥＥＥ８
０２．３ａｂ−１９９９標準により要求されるＰＭＡ受
信機能６３０を実装する。これらの４個のシンボルを表
すマルチレベル信号は、４個のライン９１０、９１２、
９１４、および９１６を通じて、それぞれブロック９０
２、９０４、９０６、および９０８により受信される。
マルチレベル信号は、図１１において、および、図１１
に関する以下の説明においては、３ビットの２の補数と
して表現される。

【００７４】ブロック９０２は、ＲＡ_ｎを受け取り、こ
れからＳｄ［０］、オフセット値Ｖ０およびＳｄ［５：
３］の値を生成するとともに、ライン９１０上の＋２値
を検出する。ブロック９０４、９０６、および９０８は
それぞれ、以下で説明するように、ＲＢ_ｎ、ＲＣ_ｎ、Ｒ
Ｄ_ｎに対して同じ動作を実行し、それぞれ、Ｓｄ
［１］、Ｓｄ［２］、およびＳｄ［３］、Ｖ１、Ｖ２、
およびＶ３、ならびにＳｄ［５：３］の値を生成する。
Ｓｄ［３：０］の値は次のように与えられる。 Ｓｄ［０］＝ＲＡ_ｎ［２］ Ｓｄ［１］＝ＲＢ_ｎ［２］ Ｓｄ［２］＝ＲＣ_ｎ［２］ Ｓｄ［３］＝ＲＤ_ｎ［２］

【００７５】信号マッピングは常に偶パリティであるた
め、復号器は、対応するワイヤＲＡ _ｎ、ＲＢ_ｎ、ＲＣ_ｎ
およびＲＤ_ｎ上の入力シンボルのパリティの偶奇から、
剰余類オフセットＶ０、Ｖ１、Ｖ２およびＶ３を導出す
る。このパリティは、シンボルが当業者に周知の２の補
数記法で表現されているときには、入力シンボルのＬＳ
Ｂとして復号される。したがって、オフセット値は次の
ように与えられる。 Ｖ０＝ＲＡ_ｎ［０］ Ｖ１＝ＲＢ_ｎ［０］ Ｖ２＝ＲＣ_ｎ［０］ Ｖ３＝ＲＤ_ｎ［０］ 符号器において剰余類首を選択するビットＳｄ［４］、
Ｓｄ［６：８］は、次のようにして、図９のモジュロ２
行列乗算の逆から決定することができる。 Ｓｄ［４］＝Ｖ０ Ｓｄ［６］＝Ｖ０∧Ｖ１ Ｓｄ［７］＝Ｖ１∧Ｖ２ Ｓｄ［８］＝Ｖ０∧Ｖ１∧Ｖ２∧Ｖ３ （２）

【００７６】剰余類オフセットは、入力シンボルの正負
を変えない。したがって、ビットＳｄ［０：３］は、対
応するワイヤＲＡ_ｎ、ＲＢ_ｎ、ＲＣ_ｎおよびＲＤ_ｎ上の
入力シンボルの正負から導出することができる。＋２シ
ンボルがない場合、ビットＳｄ［５］は０に設定され
る。

【００７７】＋２シンボルが、いずれかのライン９１
０、９１２、９１４、または９１６上で検出された場
合、図１１に示すように、ある定数を用いて、ビットＳ
ｄ［５：３］を導出する。ある時間インデックスｎにお
いて＋２値を運ぶ可能性があるのはただ１つのラインだ
けである。したがって、ライン９１０が＋２を運ぶ場
合、Ｓｄ［５：３］＝１００である。ライン９１２が＋
２を運ぶ場合、Ｓｄ［５：３］＝１１０である。ライン
９１４が＋２を運ぶ場合、Ｓｄ［５：３］＝１０１であ
る。ライン９１６が＋２を運ぶ場合、Ｓｄ［５：３］＝
１１１である。これらの結果はそれぞれ、ライン９２
０、９２２、９２４、および９２６を通じてブロック９
１８に運ばれるように示されている。さらに、ブロック
９１８に示されるように、ビットＳｄ［６：８］の復号
は、前の場合と同じである。しかし、Ｓｄ［３］は、＋
２を生成したブロックによって生成され、４個の出力ビ
ットＳｄ［０：３］は圧縮されてＳｄ［０：２］とされ
る。Ｓｄ［３：８］はすでにわかっているため、さらに
３ビットＳｄ［０：２］しか必要でない。４個のブロッ
クは４ビットＳｄ［０：３］を生成するため、１ビット
を落として、必要な３ビットを得る。このプロセスを
「圧縮」(compaction)という。例えば、ブロック９０４
がライン９１２上で＋２を検出した場合、このブロック
からの出力が落とされる。こうして、４ビットが３ビッ
トに圧縮される。すなわち、Ｓｄ［０］＝Ｓｄ［０］、
Ｓｄ［１］＝Ｓｄ［２］、およびＳｄ［２］＝Ｓｄ
［３］とされる。

【００７８】

【発明の効果】以上述べたごとく、本発明によれば、所
定複数のレベルから選択された１つの値をそれぞれ有す
る複数のマルチレベルシンボルとして複数ビットデータ
ワードを符号化する方法が実現される。

【図面の簡単な説明】

【図１】Ａは、例示的な畳込み符号器のブロック図であ
り、Ｂは、符号器の状態テーブルを示す図である。

【図２】図１の符号器に対するトレリス状態遷移図であ
る。

【図３】Ａ〜Ｃは、Ｄのトレリス図に沿ったユークリッ
ド距離によるトレリスパス確率を説明する４−ＰＳＫ信
号コンステレーションの図である。

【図４】４−ＰＳＫ信号コンステレーションに対するト
レリスセット分割ツリーの図である。

【図５】ＩＥＥＥ８０２．３ａｂ−１９９９標準に準拠
した全二重１０００Ｍｂ／ｓ伝送チャネルの機能ブロッ
ク図である。

【図６】ＩＥＥＥ８０２．３ａｂ−１９９９標準に準拠
した１０００ＢＡＳＥ−Ｔ物理層の機能ブロック図であ
る。

【図７】ＩＥＥＥ８０２．３ａｂ−１９９９標準による
サイドストリームスクランブラ生成多項式を記述する線
形フィードバックレジスタの信号フローブロック図であ
る。

【図８】剰余類首Ｇ_０、Ｇ_１およびＧ_２を含む８個の剰
余類のUngerboeckラベリングを有する４次元（４Ｄ）分
割ツリーの図である。

【図９】Ｓｄ［５］＝０の場合に対する本発明によるト
レリス符号器の信号フロー図である。

【図１０】Ｓｄ［５］＝１の場合に対する特別のロジッ
クを含む、本発明によるトレリス符号器の信号フロー図
である。

【図１１】＋２が検出される場合に対する特別のロジッ
クを含む、本発明によるトレリス符号器の信号フロー図
である。

【符号の説明】

２００ 畳込み符号器 ２０５，２１０，２１５ シフトレジスタメモリユニッ
ト ２２０，２２５ 加算器 ２３０ テーブル ５００ １０００ＢＡＳＥ−Ｔ物理層 ５１０，５２０，５３０，５４０ カテゴリ５平衡ケー
ブリング ５１２，５１４，５２２，５２４，５３２，５３４，５
４２，５４４ ハイブリッド送受信器 ６００ １０００ＢＡＳＥ−Ｔ ＰＨＹ ６０２ １０００ＢＡＳＥ−Ｔ物理符号化副層（ＰＣ
Ｓ）送信機能 ６０４ ギガビット媒体独立インタフェース（ＧＭＩ
Ｉ）信号ＣＯＬ ６０６ PMA_UNITDATA.requestプリミティブ ６０８ ワイヤ対ＢＩ＿ＤＡ ６１０ ワイヤ対ＢＩ＿ＤＢ ６１２ ワイヤ対ＢＩ＿ＤＣ ６１４ ワイヤ対ＢＩ＿ＤＤ ６１６ パラメータtx_enable ６１８ ＴＸ＿ＥＲ ６２０ PMA_TXMODE.indicate ６２２ パラメータloc_rcvr_status ６２４ ＰＭＡ ＰＨＹ制御機能 ６２６ PMA_CONFIG.indicate ６２８ ＰＣＳ受信機能 ６３０ ＰＭＡ受信機能 ６３１ ＰＭＡ送信機能 ６３２ パラメータrx_symb_vector ６３４ ＲＸＤ＜７：０＞ ６３６ ＲＸ＿ＤＶ ６３８ ＲＸ＿ＥＲ ６４０ ＰＣＳキャリアセンス機能 ６４２ ＰＣＳ送信機能 ６４４ パラメータ1000BTreceive ７００ 畳込み符号器 ７０２ 剰余類選択部 ８００ 畳込み符号器 ９００ 畳込み復号器

─────────────────────────────────────────────────────

【手続補正書】

【提出日】平成１４年１月１１日（２００２．１．１
１）

【手続補正１】

【補正対象書類名】図面

【補正対象項目名】全図

【補正方法】変更

【補正内容】

【図１】

【図２】

【図３】

【図４】

【図５】

【図６】

【図７】

【図８】

【図９】

【図１０】

【図１１】

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 596077259 600 Ｍｏｕｎｔａｉｎ Ａｖｅｎｕｅ, Ｍｕｒｒａｙ Ｈｉｌｌ， Ｎｅｗ Ｊｅ ｒｓｅｙ 07974−0636Ｕ．Ｓ．Ａ. (72)発明者 サディープ ボジャ アメリカ合衆国、95050 カルフォルニア、 サンタ クララ、サラトガ アベニュー 444、17Ｋ Ｆターム(参考） 5J065 AA01 AB01 AC02 AD10 AH05 AH06 5K004 AA01 AA05 AA08 BB05 FA05 FD05 JA03 JD05

Claims (13)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 所定複数のレベルから選択された１つの
   値をそれぞれ有する複数のマルチレベルシンボルとして
   複数ビットデータワードを符号化する方法において、 前記データワードのそれぞれの選択されたビット位置を
   前記レベルのうちの１つに変換する第１変換ステップ
   と、 所定のデータワードビットの内容が所定値であるとき
   に、それぞれの選択されたデータワードビット位置を前
   記レベルのうちの１つに変換する第２変換ステップと、 前記データワードの所定ビット位置から複数ビットオフ
   セットワードを生成するステップと、 前記オフセットワードを、変換されたレベルに加算する
   ことにより、マルチレベルシンボルを生成するステップ
   とを有することを特徴とする、複数ビットデータワード
   を符号化する方法。
2. 【請求項２】 前記マルチレベルシンボルには、第１、
   第２、第３、第４および第５符号レベルを有する５レベ
   ル符号が割り当てられ、 前記第１変換ステップは、第１所定ビット値を第３符号
   レベルに変換し、第２所定ビット値を第２符号レベルに
   変換するステップを含むことを特徴とする請求項１記載
   の方法。
3. 【請求項３】 前記データワードはビットＳｄ［８：
   ０］からなり、前記オフセットワードはビットＶ０、Ｖ
   １、Ｖ２およびＶ３からなり、 ∧はＸＯＲ演算であるとして、前記オフセットワード生
   成ステップは、前記所定のデータワードビットの内容が
   前記所定値であるときに、式 Ｖ０＝Ｓｄ［４］ Ｖ１＝Ｓｄ［４］∧Ｓｄ［６］ Ｖ２＝Ｓｄ［４］∧Ｓｄ［６］∧Ｓｄ［７］ Ｖ３＝Ｓｄ［４］∧Ｓｄ［７］∧Ｓｄ［８］ に従ってビットＶ０、Ｖ１、Ｖ２およびＶ３を生成する
   ステップを含むことを特徴とする請求項２記載の方法。
4. 【請求項４】 前記データワードはビットＳｄ［８：
   ０］からなり、前記オフセットワードはビットＶ０、Ｖ
   １、Ｖ２およびＶ３からなり、 ∧はＸＯＲ演算であり、Ｉ４にはテーブルＳｄ［４］ Ｓｄ［３］ Ｉ４ ０ ０ ０ ０ １ Ｓｄ［６］∧Ｓｄ［７］ １ ０ Ｓｄ［６］ １ １ Ｓｄ［７］∧Ｓｄ［８］ により二進数値が割り当てられるとして、前記オフセッ
   トワード生成ステップは、前記所定のデータワードビッ
   トの内容が前記所定値であるときに、式 Ｖ０＝Ｉ４ Ｖ１＝Ｉ４∧Ｓｄ［６］ Ｖ２＝Ｉ４∧Ｓｄ［６］∧Ｓｄ［７］ Ｖ３＝Ｉ４∧Ｓｄ［７］∧Ｓｄ［８］ に従ってビットＶ０、Ｖ１、Ｖ２およびＶ３を生成する
   ステップを含むことを特徴とする請求項２記載の方法。
5. 【請求項５】 それぞれのマルチレベルシンボルは、４
   個の信号線のうちの所定の信号線上に符号化され、 前記第２変換ステップは、前記所定のデータワードビッ
   トの内容が前記所定値であるときに、 前記データワードの所定ビット位置により選択される信
   号線に第５符号値を加算するステップと、 第４信号線上のシンボルを捨てるステップと、 第５符号値が加算されていない信号線上のシンボルか
   ら、残りの３つの信号線上のシンボルを選択するステッ
   プとを含むことを特徴とする請求項２記載の方法。
6. 【請求項６】 符号レベルが２の補数として扱われ、そ
   れぞれのマルチレベルシンボルは４個の信号線のうちの
   所定の信号線上に符号化され、 前記オフセットワード加算ステップは、それぞれの信号
   線上の符号レベルにオフセットワードビットを２の補数
   加算するステップを含むことを特徴とする請求項３記載
   の方法。
7. 【請求項７】 符号レベルが２の補数として扱われ、そ
   れぞれのマルチレベルシンボルは４個の信号線のうちの
   所定の信号線上に符号化され、 前記オフセットワード加算ステップは、前記所定のデー
   タワードビットの内容が前記所定値であるときに、第５
   符号値が加算されていない３個の信号線上の信号線シン
   ボルの符号レベルにオフセットワードビットを２の補数
   加算するステップを含むことを特徴とする請求項５記載
   の方法。
8. 【請求項８】 複数ビットデータワードとして複数のマ
   ルチレベルシンボルを復号する方法において、 各シンボルは５レベル符号から選択される値を有し、そ
   れぞれの符号レベルは２の補数として扱われ、 ２の補数表現のそれぞれの選択されたビット位置を、前
   記データワードの所定ビット位置に変換するステップ
   と、 シンボルの２の補数表現の所定ビット位置の内容が所定
   値であるときに、前記データワードの所定ビット位置を
   選択された値に設定するステップと、 各シンボルの２の補数表現の所定ビット位置から複数ビ
   ットオフセットワードを生成するステップと、 シンボルの２の補数表現の前記所定ビット位置の内容が
   前記所定値であるかどうかに依存して、前記オフセット
   ワードから前記データワードの所定ビット位置を選択さ
   れた値に生成するステップとを有する、複数のマルチレ
   ベルシンボルを復号する方法。
9. 【請求項９】 前記５レベル符号は、第１、第２、第
   ３、第４および第５符号レベルを有し、前記シンボルの
   ２の補数表現の所定ビット位置の内容は第５レベルであ
   り、それぞれのマルチレベルシンボルは４個の信号線の
   うちの所定の信号線上に符号化され、４個のマルチレベ
   ルシンボルの２の補数表現は、ビットＡ［２：０］、Ｂ
   ［２：０］、Ｃ［２：０］およびＤ［２：０］からな
   り、前記データワードはビットＳｄ［８：０］からな
   り、前記変換ステップは、 Ａ［２］＝Ｓｄ［０］ Ｂ［２］＝Ｓｄ［１］ Ｃ［２］＝Ｓｄ［２］ Ｄ［２］＝Ｓｄ［３］ とするステップを含むことを特徴とする請求項８記載の
   方法。
10. 【請求項１０】 前記オフセットワードはビットＶ０、
    Ｖ１、Ｖ２およびＶ３からなり、 前記オフセットワード生成ステップは、 Ｖ０＝Ａ［０］ Ｖ１＝Ｂ［０］ Ｖ２＝Ｃ［０］ Ｖ３＝Ｄ［０］ とするステップを含むことを特徴とする請求項９記載の
    方法。
11. 【請求項１１】 ∧はＸＯＲ演算であるとして、前記デ
    ータワードの所定ビット位置を選択された値に設定する
    ステップは、 Ｓｄ［６］＝Ｖ０∧Ｖ１ Ｓｄ［７］＝Ｖ１∧Ｖ２ Ｓｄ［８］＝Ｖ０∧Ｖ１∧Ｖ２∧Ｖ３ とするステップを含むことを特徴とする請求項１０記載
    の方法。
12. 【請求項１２】 前記２の補数の所定ビット位置の内容
    が第５符号レベルを表すとき、前記データワードの所定
    ビット位置を選択された値に設定するステップは、 Ｓｄ［４］＝Ｖ０ Ｓｄ［５］＝０ とするステップを含むことを特徴とする請求項１１記載
    の方法。
13. 【請求項１３】 前記２の補数の所定ビット位置の内容
    が第５符号レベルを表すとき、前記データワードの所定
    ビット位置を選択された値に設定するステップは、 Ａ［２：０］＝第５符号レベルである場合、Ｓｄ［５：
    ３］＝１００とし、 Ｂ［２：０］＝第５符号レベルである場合、Ｓｄ［５：
    ３］＝１１０とし、 Ｃ［２：０］＝第５符号レベルである場合、Ｓｄ［５：
    ３］＝１０１とし、 Ｄ［２：０］＝第５符号レベルである場合、Ｓｄ［５：
    ３］＝１１１とするステップを含み、 Ａ［２：０］、Ｂ［２：０］、Ｃ［２：０］、Ｄ［２：
    ０］のいずれが第５符号レベルであるかに依存して、Ｓ
    ｄ［０：２］はＳｄ［０：３］の圧縮ビットから選択さ
    れることを特徴とする請求項９記載の方法。