JP2002530991A - Ｇｓｍ移動無線システムにおける通信路符号化方法ならびに基地局および加入者局 - Google Patents
Ｇｓｍ移動無線システムにおける通信路符号化方法ならびに基地局および加入者局Info
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Abstract
(57)【要約】
本発明では再帰的組織符号（ＲＳＣ符号）を、ＧＳＭ移動無線システムにおける通信路符号化に使用することが提案される。これまで考えられてきたのとは異なり、これらのＲＳＣ符号は既存のＧＳＭ移動無線システムに実装されたハードウェアに基づいて使用することも可能である。これのＲＳＣ符号は、アダプティブマルチレート符号化器（ＡＭＲ）が導入される領域に導入可能である。
Description
【０００１】 本発明は、ＧＳＭ移動無線システムにおける通信路符号化方法ならびに基地局
および加入者局に関する。
および加入者局に関する。
【０００２】 ＧＳＭ移動無線システム（global system for mobile communication）は世界
的規模で１００以上の網において、または１億の加入者に対して実現されている
。ＧＳＭ移動無線システムではデータ（例えば音声またはＳＭＳまたはＧＰＲＳ
のようなデータサービス内のデータ）は、電磁波により無線インタフェースを介
して伝送される。この無線インタフェースは、基地局と加入者局との間のコネク
ションに関するものであり、加入者局は移動局または位置固定の無線局のいずれ
でもよい。ここでは電磁波の発射は、ＧＳＭ移動無線システムでは９００，１８
００，１９００ＭＨｚの周波数帯域にある搬送周波数によって行われる。
的規模で１００以上の網において、または１億の加入者に対して実現されている
。ＧＳＭ移動無線システムではデータ（例えば音声またはＳＭＳまたはＧＰＲＳ
のようなデータサービス内のデータ）は、電磁波により無線インタフェースを介
して伝送される。この無線インタフェースは、基地局と加入者局との間のコネク
ションに関するものであり、加入者局は移動局または位置固定の無線局のいずれ
でもよい。ここでは電磁波の発射は、ＧＳＭ移動無線システムでは９００，１８
００，１９００ＭＨｚの周波数帯域にある搬送周波数によって行われる。
【０００３】 無線インタフェースを介してデータを伝送するためには移動無線システムにお
いて通信路符号化が必要である。この通信路符号化は、サービス毎に、例えばデ
ータ１４．４ｋｂｐｓ、音声ＦＲ（full rate）、音声ＨＲ（half rate）毎に異
なっている。ここで通信路符号化およびそれに相補する受信側での通信路復号化
の目的は、ビット誤り率（ＢＥＲ）をできる限り小さくすることである。
いて通信路符号化が必要である。この通信路符号化は、サービス毎に、例えばデ
ータ１４．４ｋｂｐｓ、音声ＦＲ（full rate）、音声ＨＲ（half rate）毎に異
なっている。ここで通信路符号化およびそれに相補する受信側での通信路復号化
の目的は、ビット誤り率（ＢＥＲ）をできる限り小さくすることである。
【０００４】 従来、ＧＳＭ移動無線システム（および相当する別のシステム）では通信路符
号化に対して非再帰的非組織畳込み符号（ＮＳＣ符号−non systematic convolu
tional）だけが使用されてきた。この符号では符号化ビットは、畳込み符号化に
よって目下および先行する有効ビットの重み付けの和から形成される。１／２の
符号化率では、例えば１つの有効ビットから、それぞれ別の重み付けの和から発
生した２つの符号化ビットが形成される（図２参照）。この和における重み付け
と、ひいては符号化ビットの形成とは、いわゆる生成多項式によって決定される
。したがって例えばこの多項式を１＋Ｄ３＋Ｄ４とすると、符号化ビットは、目
下の有効ビット、最後から３番目および４番目の有効ビットの和（ＸＯＲ結合）
から得られる。
号化に対して非再帰的非組織畳込み符号（ＮＳＣ符号−non systematic convolu
tional）だけが使用されてきた。この符号では符号化ビットは、畳込み符号化に
よって目下および先行する有効ビットの重み付けの和から形成される。１／２の
符号化率では、例えば１つの有効ビットから、それぞれ別の重み付けの和から発
生した２つの符号化ビットが形成される（図２参照）。この和における重み付け
と、ひいては符号化ビットの形成とは、いわゆる生成多項式によって決定される
。したがって例えばこの多項式を１＋Ｄ３＋Ｄ４とすると、符号化ビットは、目
下の有効ビット、最後から３番目および４番目の有効ビットの和（ＸＯＲ結合）
から得られる。
【０００５】 通信路符号化時に符号化されたビットは、無線インタフェースを介して送信さ
れ、受信側で通信路復号化される。しばしば利用される復号化アルゴリズムはい
わゆるビタビアルゴリズムである。復号化過程は変更されず、さらに多大な計算
を要するため、殊に基地局ではこのためにハードウェア素子（特定用途向け回路
ＡＳＩＣ）を使用する。このＡＳＩＣは通例、決まった符号化方式だけ、すなわ
ちＧＳＭでは非再帰的符号だけしか処理できない。
れ、受信側で通信路復号化される。しばしば利用される復号化アルゴリズムはい
わゆるビタビアルゴリズムである。復号化過程は変更されず、さらに多大な計算
を要するため、殊に基地局ではこのためにハードウェア素子（特定用途向け回路
ＡＳＩＣ）を使用する。このＡＳＩＣは通例、決まった符号化方式だけ、すなわ
ちＧＳＭでは非再帰的符号だけしか処理できない。
【０００６】 新しい音声符号化方式をＧＳＭ移動通信システムに対して導入する場合、これ
まで通信路符号化に対して提案された方式（ETSI SMG11; Tdoc SMG11 205/98, 1
59/98および147/98, 28.9.98参照）は、もっぱら非再帰的符号化に基づいている
。これは数百万台で普及している既存のハードウェアとの互換性を保証するため
である。開発過程に多くの製造者が関与している（Tdoc SMG11 205/98, 159/98
および147/98, 28.9.28を参照されたい）にもかかわらず、別の符号形式は使用
できないと考えられている。
まで通信路符号化に対して提案された方式（ETSI SMG11; Tdoc SMG11 205/98, 1
59/98および147/98, 28.9.98参照）は、もっぱら非再帰的符号化に基づいている
。これは数百万台で普及している既存のハードウェアとの互換性を保証するため
である。開発過程に多くの製造者が関与している（Tdoc SMG11 205/98, 159/98
および147/98, 28.9.28を参照されたい）にもかかわらず、別の符号形式は使用
できないと考えられている。
【０００７】 本発明の課題は、より良好な伝送品質が得られる通信路符号化方法および相応
する装置を提供することである。この課題は、請求項１の特徴部分に記載された
特徴的構成を有する方法、および請求項１０ないしは１１の特徴部分に記載され
た特徴的構成を有する装置によって解決される。
する装置を提供することである。この課題は、請求項１の特徴部分に記載された
特徴的構成を有する方法、および請求項１０ないしは１１の特徴部分に記載され
た特徴的構成を有する装置によって解決される。
【０００８】 本発明では、再帰的組織符号（ＲＳＣ符号）を通信路符号化に使用することが
提案される。これとＮＳＣ符号との違いは、例えばレート１／２では第１の「符
号化された」ビットは目下の有効ビットに相応し（組織的である）、また第２の
符号化されたビットは、目下および先行する有効ビットと、先行する符号化ビッ
トとから発生する（再帰的である）ことである。すなわちフィードバックされた
符号が使用される。ここで有効に利用されているのは、殊にビット誤り率が高い
場合に再帰的組織符号が格段に良好な符号特性を有し、したがって誤り補正に関
しても良好な特性を有することである。
提案される。これとＮＳＣ符号との違いは、例えばレート１／２では第１の「符
号化された」ビットは目下の有効ビットに相応し（組織的である）、また第２の
符号化されたビットは、目下および先行する有効ビットと、先行する符号化ビッ
トとから発生する（再帰的である）ことである。すなわちフィードバックされた
符号が使用される。ここで有効に利用されているのは、殊にビット誤り率が高い
場合に再帰的組織符号が格段に良好な符号特性を有し、したがって誤り補正に関
しても良好な特性を有することである。
【０００９】 例えばE. Offer著の"Decodierung mit Qualitaetsinformation bei vekettete
n Codiersystemen", Fortschrittberichte, VDI-Verlag, Reihe 10, Band 443、
デュッセルドルフ、１９９６年、第２１頁以下および第１１９頁以下から公知の
ＲＳＣ符号はこれまで使用されていない。それはこの符号によって復号化過程に
変更が生じてしまい、したがってハードウェアの互換性がないからである。ＲＳ
Ｃ符号の導入を通信路符号化に使用することは不可能であると思われている。そ
れは実現された基地局をシステムアップする必要があったからである。これは実
際にはそうではない。それは送信側も受信側も共にハードウェア構造を維持する
ことができ、しかもＲＳＣ符号をＧＳＭ移動無線システムにおける通信路符号化
に導入することができるからである。
n Codiersystemen", Fortschrittberichte, VDI-Verlag, Reihe 10, Band 443、
デュッセルドルフ、１９９６年、第２１頁以下および第１１９頁以下から公知の
ＲＳＣ符号はこれまで使用されていない。それはこの符号によって復号化過程に
変更が生じてしまい、したがってハードウェアの互換性がないからである。ＲＳ
Ｃ符号の導入を通信路符号化に使用することは不可能であると思われている。そ
れは実現された基地局をシステムアップする必要があったからである。これは実
際にはそうではない。それは送信側も受信側も共にハードウェア構造を維持する
ことができ、しかもＲＳＣ符号をＧＳＭ移動無線システムにおける通信路符号化
に導入することができるからである。
【００１０】 ここで提案されるのは、受信側において再帰的組織符号の一部によって通信路
符号化した後、後処理を分母多項式に基づいて実行することである。本発明の有
利な発展形態では、復号化過程は、従来通りにＮＳＣ符号の復号化によって、詳
しくいうと新しいＲＳＣ符号の非再帰的部分（分子多項式）と等しいＮＳＣ符号
によって実行される。このハードウェア互換のある復号化の後、引き続いて後処
理が行われ、ここでは復号化によって得られたビットを再度、分母多項式によっ
て符号化する。この後処理は有利にはプログラム技術的手段によって、すなわち
ソフトウェアで行われ、このソフトウェアは比較的な簡単に補足的に既存の局に
ロードすることができる。
符号化した後、後処理を分母多項式に基づいて実行することである。本発明の有
利な発展形態では、復号化過程は、従来通りにＮＳＣ符号の復号化によって、詳
しくいうと新しいＲＳＣ符号の非再帰的部分（分子多項式）と等しいＮＳＣ符号
によって実行される。このハードウェア互換のある復号化の後、引き続いて後処
理が行われ、ここでは復号化によって得られたビットを再度、分母多項式によっ
て符号化する。この後処理は有利にはプログラム技術的手段によって、すなわち
ソフトウェアで行われ、このソフトウェアは比較的な簡単に補足的に既存の局に
ロードすることができる。
【００１１】 この後処理の符号化は計算コストがかからず、いずれの基地局においても付加
的なステップとして実行することができる。この変換によって正しいビットで送
信側のデータ列が得られる。
的なステップとして実行することができる。この変換によって正しいビットで送
信側のデータ列が得られる。
【００１２】 これまで実現されたハードウェアでは不可能である再帰的復号化は、連続する
非再帰的な２つの個別ステップの復号化によって置き換えることができる。第１
ステップは再帰的符号の分子多項式による復号化であり、第２ステップは再帰的
符号の分母多項式による符号化である。これによって既に実現されているハード
ウェアによって、場合によっては任意の再帰的組織符号をシミュレーションする
こともできる。第１ステップは従来の復号化に相当し、また第２ステップは後処
理である。
非再帰的な２つの個別ステップの復号化によって置き換えることができる。第１
ステップは再帰的符号の分子多項式による復号化であり、第２ステップは再帰的
符号の分母多項式による符号化である。これによって既に実現されているハード
ウェアによって、場合によっては任意の再帰的組織符号をシミュレーションする
こともできる。第１ステップは従来の復号化に相当し、また第２ステップは後処
理である。
【００１３】 図２および３に基づいて簡単に同じＲＳＣ符号およびＮＳＣ符号の多項式を説
明する。典型的なＮＳＣ符号（例えばＧＳＭ／ＴＣＨＦＳなど）では、 生成多項式はつぎのようになる：Ｇ１＝１＋Ｄ３＋Ｄ４ ＮＳＣ符号の多項式：Ｇ２＝１＋Ｄ＋Ｄ３＋Ｄ４ 同じＲＳＣ符号は、例えばＧ１によって除算することによって生成される： Ｇ１＝１ ＲＳＣ符号の多項式： Ｇ２＝（１＋Ｄ＋Ｄ３＋Ｄ４…）／（１＋Ｄ３＋Ｄ４） このＲＳＣ符号の利点は、劣悪な通信路（１０- ４のビット誤り率まで）にお
いて低いビット誤り率が可能であることである。それは符号化されないビット（
組織的な部分）に起因して通信路誤り率を上回らないからである。これに対して
極めて劣悪な通信路条件の下では、符号化されたビットのビット誤り率が通信路
誤り率よりも大きくなることもある。
明する。典型的なＮＳＣ符号（例えばＧＳＭ／ＴＣＨＦＳなど）では、 生成多項式はつぎのようになる：Ｇ１＝１＋Ｄ３＋Ｄ４ ＮＳＣ符号の多項式：Ｇ２＝１＋Ｄ＋Ｄ３＋Ｄ４ 同じＲＳＣ符号は、例えばＧ１によって除算することによって生成される： Ｇ１＝１ ＲＳＣ符号の多項式： Ｇ２＝（１＋Ｄ＋Ｄ３＋Ｄ４…）／（１＋Ｄ３＋Ｄ４） このＲＳＣ符号の利点は、劣悪な通信路（１０- ４のビット誤り率まで）にお
いて低いビット誤り率が可能であることである。それは符号化されないビット（
組織的な部分）に起因して通信路誤り率を上回らないからである。これに対して
極めて劣悪な通信路条件の下では、符号化されたビットのビット誤り率が通信路
誤り率よりも大きくなることもある。
【００１４】 本発明の有利な実施形態では、受信側において事前知識（a-priori Wissen）
が先行する検出によって得られ、この事前知識を後続の通信路符号化時に使用す
る。符号化された音声を伝送する際には複数の音声パラメタ、したがってビット
はほとんど変化せず、または過去におけるこのパラメタの値から、予想される目
下の値を予測することもできる。受信した目下の値が、予測した値から格段に偏
差する場合、高い確率で伝送誤りが発生しており、例えば受信した値を予測した
値で置き換えることができる。
が先行する検出によって得られ、この事前知識を後続の通信路符号化時に使用す
る。符号化された音声を伝送する際には複数の音声パラメタ、したがってビット
はほとんど変化せず、または過去におけるこのパラメタの値から、予想される目
下の値を予測することもできる。受信した目下の値が、予測した値から格段に偏
差する場合、高い確率で伝送誤りが発生しており、例えば受信した値を予測した
値で置き換えることができる。
【００１５】 この事前知識（a-priori Wissen）の取り込みは、通信路復号器において行わ
れる。これはこれまでは多くの場合、非組織符号の使用に起因して復号化アルゴ
リズムを変更しなければならないために不可能であった。またこの変更は通例、
ハードウェア互換性がなかった。ＲＳＣ符号を使用すれば、この事前知識を極め
て簡単に復号化過程の前に取り込むことができる。それは受信したビットに一部
は符号化されていないからである。復号化過程それ自体は変更する必要がない。
れる。これはこれまでは多くの場合、非組織符号の使用に起因して復号化アルゴ
リズムを変更しなければならないために不可能であった。またこの変更は通例、
ハードウェア互換性がなかった。ＲＳＣ符号を使用すれば、この事前知識を極め
て簡単に復号化過程の前に取り込むことができる。それは受信したビットに一部
は符号化されていないからである。復号化過程それ自体は変更する必要がない。
【００１６】 すでに説明したように受信したビットの一部は符号化されていない有効ビット
である。通信路条件が良好な場合、すなわち伝送誤りが発生しそうにない場合、
通信路復号化を省略して、有効ビットだけを使用することができる。この際に伝
送品質は通信路復号化器の前ですでに検出することができる。これは有利には通
信路推定器のからの情報を評価することによって行われる。これに基づいて復号
化が必要であるか否かを判定する。エネルギー消費が重要な品質判定基準である
加入者局では、通信路復号化器をオフできることは極めて有利である。これによ
ってエネルギーを節約することができる。さらに高い伝送品質がつねに予想され
る適用（例えばリモートサービスを相互に行うＳＭＳの適用など）において通信
路復号化のためのハードウェアを省略することができる。
である。通信路条件が良好な場合、すなわち伝送誤りが発生しそうにない場合、
通信路復号化を省略して、有効ビットだけを使用することができる。この際に伝
送品質は通信路復号化器の前ですでに検出することができる。これは有利には通
信路推定器のからの情報を評価することによって行われる。これに基づいて復号
化が必要であるか否かを判定する。エネルギー消費が重要な品質判定基準である
加入者局では、通信路復号化器をオフできることは極めて有利である。これによ
ってエネルギーを節約することができる。さらに高い伝送品質がつねに予想され
る適用（例えばリモートサービスを相互に行うＳＭＳの適用など）において通信
路復号化のためのハードウェアを省略することができる。
【００１７】 後続の符号化を有する非再帰的復号化によって、ＲＳＣ符号を既存のハードウ
ェアに基づく既存のＧＳＭ移動無線システムに上に説明したように有利に使用す
ることができる。
ェアに基づく既存のＧＳＭ移動無線システムに上に説明したように有利に使用す
ることができる。
【００１８】 図１に示した公知のＧＳＭ移動無線システムの網構造に基づいて、また図２お
よび３の符号を参照して本発明の実施例を詳しく説明する。
よび３の符号を参照して本発明の実施例を詳しく説明する。
【００１９】 ここで、 図４は符号化の流れ図を示しており、 図５は符号化および復号化時に使用される多項式を示しており、 図６は復号化の流れ図を示している。
【００２０】 図１に示したＧＳＭ移動無線システムは多数の移動交換局ＭＳＣからなる。こ
れらは相互に網接続されており、ないしは固定網ＰＳＴＮへのアクセスを形成す
る。さらにこれらの移動交換局ＭＳＣはそれぞれ、基地局ＢＳを制御するために
少なくとも１つの基地局コントローラＢＳＣに接続されている。各基地局コント
ローラＢＳＣによって、少なくとも１つの基地局ＢＳとの接続が可能になる。オ
ペレーションおよび保守センタＯＭＣにより、移動無線システムに対してないし
はその一部に対してコントロールおよび保守機能が実現される。
れらは相互に網接続されており、ないしは固定網ＰＳＴＮへのアクセスを形成す
る。さらにこれらの移動交換局ＭＳＣはそれぞれ、基地局ＢＳを制御するために
少なくとも１つの基地局コントローラＢＳＣに接続されている。各基地局コント
ローラＢＳＣによって、少なくとも１つの基地局ＢＳとの接続が可能になる。オ
ペレーションおよび保守センタＯＭＣにより、移動無線システムに対してないし
はその一部に対してコントロールおよび保守機能が実現される。
【００２１】 基地局ＢＳは、無線インタフェースを介して加入者局、例えば移動局ＭＳまた
は別の移動および固定の端末装置へのコネクションを確立することができる。各
基地局ＢＳによって少なくとも１つの無線セルが形成される。図１には有効情報
を基地局ＢＳと移動局ＭＳとの間で伝送するためのコネクションが示されている
。
は別の移動および固定の端末装置へのコネクションを確立することができる。各
基地局ＢＳによって少なくとも１つの無線セルが形成される。図１には有効情報
を基地局ＢＳと移動局ＭＳとの間で伝送するためのコネクションが示されている
。
【００２２】 上に示した符号化方式では音声情報は有効情報として伝送される。この音声情
報のビットは誤りに対するその感受性に応じて、重要度についての３つのクラス
に区分される（クラス１ａ，１ｂおよび２）。最も重要なビット（クラス１ａ）
はＣＲＣ（cyclic redundancy check）誤り保護符号化によって付加的に保護さ
れる。クラス１ａおよび１ｂのビットは畳込み符号化され、パンクチャされる。
符号化後のデータのスクランブリングはＡＭＲ時に、ＦＲおよびＨＲに対してこ
れまで採用されているスクランブリング方式に相応して実行される。
報のビットは誤りに対するその感受性に応じて、重要度についての３つのクラス
に区分される（クラス１ａ，１ｂおよび２）。最も重要なビット（クラス１ａ）
はＣＲＣ（cyclic redundancy check）誤り保護符号化によって付加的に保護さ
れる。クラス１ａおよび１ｂのビットは畳込み符号化され、パンクチャされる。
符号化後のデータのスクランブリングはＡＭＲ時に、ＦＲおよびＨＲに対してこ
れまで採用されているスクランブリング方式に相応して実行される。
【００２３】 ＡＭＲ符号化器の領域で全部で１４の符号化方式が設定され、これらの符号化
方式間で伝送比に相応して選択しなければならない。これらのうちの８つの符号
化モードがフルレートモード、６つの符号化モードがハーフレートモードに使用
可能である。
方式間で伝送比に相応して選択しなければならない。これらのうちの８つの符号
化モードがフルレートモード、６つの符号化モードがハーフレートモードに使用
可能である。
【００２４】
【表１】
【００２５】 フレーム（２０ｍｓ）毎に正味２ビット（符号化後の総量は４ないしは８ビッ
ト）を有するインバンドシグナリングは、交互に生じるフレームにおいて符号化
モードのシグナリングまたは伝送品質のシグナリングのために利用される。２つ
のビットによって２つの符号化モードをシグナリングすることができる。インバ
ンドシグナリングによって相互に切り換えることのできるこれらの符号化モード
は、あらかじめ選択しなければならない。
ト）を有するインバンドシグナリングは、交互に生じるフレームにおいて符号化
モードのシグナリングまたは伝送品質のシグナリングのために利用される。２つ
のビットによって２つの符号化モードをシグナリングすることができる。インバ
ンドシグナリングによって相互に切り換えることのできるこれらの符号化モード
は、あらかじめ選択しなければならない。
【００２６】 すべてのモードに対してつぎの順番でステップを実行する： １． インバンドシグナリングの情報をブロック符号によって符号化し、 ２． 有効情報をその重要度（クラス）にしたがってソートし、 ３． 有効情報の配列したビットを組織的ブロック符号化（ＣＲＣ）によって
符号化し、ここでは音声およびパリティビットを有する語が形成され、 ４． 符号化されたこれらのビットと、クラス１のビットの残りとを畳込み符
号化し、 ５． これらの符号化ビットをパンクチャして所望のビットレートを得、 ６． 保護されていないビットを、パンクチャされたデータを有するフレーム
において挿入し（ハーフレートモードに対してだけ）、 ７． ビットを配列し直して、符号化およびインバンドビットのスクランブリ
ング（インタリーブ）を実行し、またここではいわゆるスチーリングフラグ（St
ealing flag）を挿入する。
符号化し、ここでは音声およびパリティビットを有する語が形成され、 ４． 符号化されたこれらのビットと、クラス１のビットの残りとを畳込み符
号化し、 ５． これらの符号化ビットをパンクチャして所望のビットレートを得、 ６． 保護されていないビットを、パンクチャされたデータを有するフレーム
において挿入し（ハーフレートモードに対してだけ）、 ７． ビットを配列し直して、符号化およびインバンドビットのスクランブリ
ング（インタリーブ）を実行し、またここではいわゆるスチーリングフラグ（St
ealing flag）を挿入する。
【００２７】 使用する記号はつぎを意味を有する： ｋ，ｊ データブロックまたはバーストにおけるビットの番号 Ｋｘ ブロック内のビットの数、ｘはデータタイプを示す ｎ 出力データブロックの番号 Ｎ 選択したデータブロック Ｂ バーストまたはブロックの番号 ｓ(ｋ) ソート前の音声情報、 ただしｋ＝１，…，ＫＳ（図４のインタフェース０） ｄ(ｋ) 通信路符号化前の音声情報、 ただしｋ＝１，…Ｋｄ-1（図４のインタフェース１） ｉｄ(ｋ) インバンドシグナリングのビット、ただしｋ＝０，１ ｉｃ(ｋ) インバンドシグナリングの符号化ビット、 ただしｋ＝０，…，３（ＨＲ），７（ＦＲ） ｕ(ｋ) 第１符号化ステップ後のデータ、 ただしｋ＝０，１，…，Ｋｕ−１（ブロック符号化、ＣＲＣ符号化） （図４のインタフェース２） ｃ(ｎ，ｋ)，ｃ(ｋ) 第２符号化ステップ後のデータ、 ただしｋ＝０，１，…，Ｋｃ−１，ｎ＝０，１，…，Ｎ，Ｎ＋１ （畳込み符号化）、（図４のインタフェース３） ｉ(Ｂ，ｋ） スクランブルされたデータ、 ただしｋ＝０，１，…，Ｋｊ−１，Ｂ＝Ｂ０，Ｂ０＋１，… ｅ(Ｂ，ｋ) バーストのビット、 ただしｋ＝０，１，１１４，１１５；Ｂ＝Ｂ０，Ｂ０＋１，… （図４のインタフェース４）。
【００２８】 フルレートモード（ＦＲ）における符号化 インバンドシグナリングのビットの符号化：
【００２９】
【表２】
【００３０】 ビットをクラスに区分する：
【００３１】
【表３】
【００３２】 クラス２のビットは存在しない。
【００３３】 符号化器に、またこれに相応する各復号化器に重要なパラメタは、第１符号化
ステップに対してつぎのようになる：
ステップに対してつぎのようになる：
【００３４】
【表４】
【００３５】 ａ） パリティビット（Parity bit）： ６ビットＣＲＣ（cyclic redundancy check）を誤り検出のために利用する。
これらの６つのパリティビットはつぎの巡回的な生成多項式によって形成される
： クラス１の最初のＫｄ１ａのビットに対して ｇ(Ｄ)＝Ｄ６+Ｄ５＋Ｄ４＋Ｄ３＋Ｄ２＋Ｄ１＋１ ここでＫｄ１ａは上の表によるクラス１ａのビットの数である。巡回符号によ
る符号化は組織的に実行される： ＧＦ（２）において多項式： ｄ(０)Ｄ（Ｋd1a＋５）＋ｄ(１)Ｄ（Ｋd1a＋４）＋…＋ｄ(Ｋｄ１ａ−１)Ｄ（ ６） + ｐ(０)Ｄ（５）＋…＋ｐ(４)Ｄ＋ｐ(５) ここでｐ(０)，ｐ(１)，…，ｐ(５)はパリティビットであり、これらはｇ(Ｄ)
で除算することによって「０」に等しくなる。
これらの６つのパリティビットはつぎの巡回的な生成多項式によって形成される
： クラス１の最初のＫｄ１ａのビットに対して ｇ(Ｄ)＝Ｄ６+Ｄ５＋Ｄ４＋Ｄ３＋Ｄ２＋Ｄ１＋１ ここでＫｄ１ａは上の表によるクラス１ａのビットの数である。巡回符号によ
る符号化は組織的に実行される： ＧＦ（２）において多項式： ｄ(０)Ｄ（Ｋd1a＋５）＋ｄ(１)Ｄ（Ｋd1a＋４）＋…＋ｄ(Ｋｄ１ａ−１)Ｄ（ ６） + ｐ(０)Ｄ（５）＋…＋ｐ(４)Ｄ＋ｐ(５) ここでｐ(０)，ｐ(１)，…，ｐ(５)はパリティビットであり、これらはｇ(Ｄ)
で除算することによって「０」に等しくなる。
【００３６】 ｂ） テーリングビットと配列し直し 有効およびパリティビットはまとめられて、いわゆるテールビットが連結され
る： ｋ＝０，１，…，Ｋｄ１ａ−１に対して ｕ(ｋ)＝ｄ(ｋ) ｋ＝Ｋｄ１ａ，Ｋｄ１ａ＋１，…，Ｋｄ１ａ＋５に対して ｕ(ｋ)＝ｐ(ｋ−
Ｋｄ１ａ) ｋ＝Ｋｄ１ａ＋６，Ｋｄ１ａ＋７，…，Ｋｄ＋５に対して ｕ(ｋ)＝ｄ(ｋ−６
) ｕ(ｋ)＝符号化モードに依存する。
る： ｋ＝０，１，…，Ｋｄ１ａ−１に対して ｕ(ｋ)＝ｄ(ｋ) ｋ＝Ｋｄ１ａ，Ｋｄ１ａ＋１，…，Ｋｄ１ａ＋５に対して ｕ(ｋ)＝ｐ(ｋ−
Ｋｄ１ａ) ｋ＝Ｋｄ１ａ＋６，Ｋｄ１ａ＋７，…，Ｋｄ＋５に対して ｕ(ｋ)＝ｄ(ｋ−６
) ｕ(ｋ)＝符号化モードに依存する。
【００３７】 したがって第１符号化ステップｕ(ｋ)の後、つぎの内容が各符号化モードに対
して定められる：
して定められる：
【００３８】
【数１】
【００３９】 畳込み符号化器 第１符号化ステップ（ｕ(ｋ)）のビットを、再帰的組織畳込み符号によって符
号化する（図４も参照されたい）。パンクチャおよび繰り返し後の出力ビットの
数は、符号化方式の全モードに対して４４８ビットである。
号化する（図４も参照されたい）。パンクチャおよび繰り返し後の出力ビットの
数は、符号化方式の全モードに対して４４８ビットである。
【００４０】
【表５】
【００４１】 再帰的符号による符号化／復号化のためのさらなる詳細は、C. Berrou, A.Gla
vieuxによる"Near optimum error-correction coding and decoding: turbo cod
es" - "Reflections on the prize paper", IEEE Inf. Theory Soc. Newsletter
, vol.48. No.2，１９９８年６月およびC. Berrou, A.Glavieuxによる"Near opt
imum error-correcting coding and decoding: turbo codes", IEEE Trans. on
Comm., vol.44, 第１２６１〜１２７１頁、１９９６年１０月に示されている。
vieuxによる"Near optimum error-correction coding and decoding: turbo cod
es" - "Reflections on the prize paper", IEEE Inf. Theory Soc. Newsletter
, vol.48. No.2，１９９８年６月およびC. Berrou, A.Glavieuxによる"Near opt
imum error-correcting coding and decoding: turbo codes", IEEE Trans. on
Comm., vol.44, 第１２６１〜１２７１頁、１９９６年１０月に示されている。
【００４２】 符号化モードをつぎに表す： ＣＨ０−ＦＳ： ２５５ビット｛ｕ(０)，…，ｕ(２５４)｝のブロックを、レート１／２でつぎ
の多項式を使用して符号化する： Ｇ１２＝１ Ｇ１３＝(１＋Ｄ２＋Ｄ４＋Ｄ５)／(１＋Ｄ＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５) Ｇ１２＝１による符号化とは、入力ビットと１とだけを乗算すること、すなわ
ち符号化せずに伝送することを意味する。
の多項式を使用して符号化する： Ｇ１２＝１ Ｇ１３＝(１＋Ｄ２＋Ｄ４＋Ｄ５)／(１＋Ｄ＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５) Ｇ１２＝１による符号化とは、入力ビットと１とだけを乗算すること、すなわ
ち符号化せずに伝送することを意味する。
【００４３】 各入力ビットから、Ｇ１２ないしはＧ１３による符号化によって出力ビットが
１つずつ形成される。これらは符号化器の出力側に続いて発生する。
１つずつ形成される。これらは符号化器の出力側に続いて発生する。
【００４４】 したがってシリアルな２５５の入力ビットの入力列から、符号化器の出力側に
つぎのように定められる５１０の符号化ビットのシリアルな列｛Ｃ(０)，…，Ｃ
(５０９)｝が得られる： ｋ＝０，１，…，２５４に対して Ｃ(２ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(２ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ−２)＋ｕ(ｋ−４)＋ｕ(ｋ−５)＋ Ｃ(２ｋ−１)＋Ｃ(２ｋ−３)＋Ｃ(２ｋ−５)＋C(２ｋ−９)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０；ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０である。したがって出
力側のビットは交互にＧ１２およびＧ１３によって符号化される。
つぎのように定められる５１０の符号化ビットのシリアルな列｛Ｃ(０)，…，Ｃ
(５０９)｝が得られる： ｋ＝０，１，…，２５４に対して Ｃ(２ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(２ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ−２)＋ｕ(ｋ−４)＋ｕ(ｋ−５)＋ Ｃ(２ｋ−１)＋Ｃ(２ｋ−３)＋Ｃ(２ｋ−５)＋C(２ｋ−９)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０；ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０である。したがって出
力側のビットは交互にＧ１２およびＧ１３によって符号化される。
【００４５】 この符号はパンクチャされ、これによってつぎの６２の符号化ビット、すなわ
ち｛ｊ＝７９，８０，…，１２７に対するＣ(４＊ｊ＋１)｝ならびにビットＣ(
３６３)，Ｃ(３７９)，Ｃ(３９５)，Ｃ(４１１)，Ｃ(４２７)，Ｃ(４４３)，Ｃ(
４５９)，Ｃ(４７５)，Ｃ(４９１)，Ｃ(４９５)，Ｃ(４９９)，Ｃ(５０３)およ
びＣ(５０７)は伝送されない。
ち｛ｊ＝７９，８０，…，１２７に対するＣ(４＊ｊ＋１)｝ならびにビットＣ(
３６３)，Ｃ(３７９)，Ｃ(３９５)，Ｃ(４１１)，Ｃ(４２７)，Ｃ(４４３)，Ｃ(
４５９)，Ｃ(４７５)，Ｃ(４９１)，Ｃ(４９５)，Ｃ(４９９)，Ｃ(５０３)およ
びＣ(５０７)は伝送されない。
【００４６】 結果的に４４８の符号化およびパンクチャされたビットＰ(０)〜Ｐ(４４７)か
らなるブロックが得られ、これがｃにおけるインバンドシグナリングのビットに
連結される。すなわち、 ｋ＝０，１，…，４４７に対してｃ(ｋ＋８)＝Ｐ(ｋ)。
らなるブロックが得られ、これがｃにおけるインバンドシグナリングのビットに
連結される。すなわち、 ｋ＝０，１，…，４４７に対してｃ(ｋ＋８)＝Ｐ(ｋ)。
【００４７】 ＣＨ１−ＦＳ： ２１５ビット｛ｕ(０)，…，ｕ(２１４)｝のブロックはレート１／３でつぎの
多項式を使用して符号化される： Ｇ１２＝１ Ｇ１３＝(１＋Ｄ２＋Ｄ４＋Ｄ５)／(１＋Ｄ＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５) Ｇ１４＝(１＋Ｄ３＋Ｄ４＋Ｄ５)／(１＋Ｄ＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５) したがって結果的に得られる６４５の符号化ビット｛Ｃ(０)，…，Ｃ(６４５)
｝はつぎのように定められる： ｋ＝０，１，…，２１４に対して Ｃ(３ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(３ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ−２)＋ｕ(ｋ−４)＋ｕ(ｋ−５)＋Ｃ(３ｋ−２)
＋ Ｃ(３ｋ−５)＋Ｃ(３ｋ−８)＋Ｃ(３ｋ−１４) Ｃ(３ｋ＋２)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ−３)＋ｕ(ｋ−４)＋ｕ(ｋ−５)＋Ｃ(３ｋ−１)
＋ Ｃ(３ｋ−４)＋Ｃ(３ｋ−７)＋Ｃ(３ｋ−１３)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０；ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０。この符号はパンクチ
ャされ、つぎの１９７の符号化ビット： ｛ｊ＝０，１，…，２５に対するＣ(１２*ｊ＋５），Ｃ(１２＊ｊ＋８)，Ｃ(
１２＊ｊ＋１１)｝ ｛ｊ＝２６，２７，…，５２に対するＣ(１２＊ｊ＋２)，Ｃ(１２＊ｊ＋５)，
Ｃ(１２＊ｊ＋８)，Ｃ(１２＊ｊ＋１１)｝ ならびにビットＣ(２)，Ｃ(６１０)，Ｃ(６２２)，Ｃ(６２８)，Ｃ(６３４)，
Ｃ(６３７)，Ｃ(６３８)，Ｃ(６４０)，Ｃ(６４１)，Ｃ(６４３)およびＣ(６４
４)は伝送されない。
多項式を使用して符号化される： Ｇ１２＝１ Ｇ１３＝(１＋Ｄ２＋Ｄ４＋Ｄ５)／(１＋Ｄ＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５) Ｇ１４＝(１＋Ｄ３＋Ｄ４＋Ｄ５)／(１＋Ｄ＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５) したがって結果的に得られる６４５の符号化ビット｛Ｃ(０)，…，Ｃ(６４５)
｝はつぎのように定められる： ｋ＝０，１，…，２１４に対して Ｃ(３ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(３ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ−２)＋ｕ(ｋ−４)＋ｕ(ｋ−５)＋Ｃ(３ｋ−２)
＋ Ｃ(３ｋ−５)＋Ｃ(３ｋ−８)＋Ｃ(３ｋ−１４) Ｃ(３ｋ＋２)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ−３)＋ｕ(ｋ−４)＋ｕ(ｋ−５)＋Ｃ(３ｋ−１)
＋ Ｃ(３ｋ−４)＋Ｃ(３ｋ−７)＋Ｃ(３ｋ−１３)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０；ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０。この符号はパンクチ
ャされ、つぎの１９７の符号化ビット： ｛ｊ＝０，１，…，２５に対するＣ(１２*ｊ＋５），Ｃ(１２＊ｊ＋８)，Ｃ(
１２＊ｊ＋１１)｝ ｛ｊ＝２６，２７，…，５２に対するＣ(１２＊ｊ＋２)，Ｃ(１２＊ｊ＋５)，
Ｃ(１２＊ｊ＋８)，Ｃ(１２＊ｊ＋１１)｝ ならびにビットＣ(２)，Ｃ(６１０)，Ｃ(６２２)，Ｃ(６２８)，Ｃ(６３４)，
Ｃ(６３７)，Ｃ(６３８)，Ｃ(６４０)，Ｃ(６４１)，Ｃ(６４３)およびＣ(６４
４)は伝送されない。
【００４８】 結果的に４４８の符号化およびパンチャされたビットＰ(０)〜Ｐ(４４７)から
なるブロックが得られ、これがｃにおけるインバンドシグナリングビットに連結
される。すなわち、 ｋ＝０，１，…，４４７に対してｃ(ｋ＋８)＝Ｐ(ｋ)。
なるブロックが得られ、これがｃにおけるインバンドシグナリングビットに連結
される。すなわち、 ｋ＝０，１，…，４４７に対してｃ(ｋ＋８)＝Ｐ(ｋ)。
【００４９】 ＣＨ２−ＦＳ： ａ＝１７１であるビット｛ｕ(０)，…，ｕ(１７０)｝のブロックは、レート１
／３でつぎの多項式を使用して符号化される： Ｇ１２＝１ Ｇ１５＝(１＋Ｄ＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ６)／(１＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５＋Ｄ６) Ｇ１６＝(１＋Ｄ＋Ｄ４＋Ｄ６)／(１＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５＋Ｄ６) したがってつぎのように定められる５１３の符号化ビット｛Ｃ(０)，…，Ｃ(
５１２)｝が得られる： ｋ＝０，１，…，１７０に対して Ｃ(３ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(３ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-１)＋ｕ(ｋ-２)＋ｕ(ｋ-３
)＋ｕ(ｋ-６)＋ Ｃ(３ｋ-５)＋Ｃ(３ｋ-８)＋Ｃ(３ｋ-１４)＋Ｃ(３ｋ-１７) Ｃ(３ｋ＋２)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-１)＋ｕ(ｋ-４)＋ｕ(ｋ-６)＋Ｃ(３ｋ-４)＋ Ｃ(３ｋ-７)＋Ｃ(３ｋ-１１)＋Ｃ(３ｋ-１６)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０； ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０。
／３でつぎの多項式を使用して符号化される： Ｇ１２＝１ Ｇ１５＝(１＋Ｄ＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ６)／(１＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５＋Ｄ６) Ｇ１６＝(１＋Ｄ＋Ｄ４＋Ｄ６)／(１＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５＋Ｄ６) したがってつぎのように定められる５１３の符号化ビット｛Ｃ(０)，…，Ｃ(
５１２)｝が得られる： ｋ＝０，１，…，１７０に対して Ｃ(３ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(３ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-１)＋ｕ(ｋ-２)＋ｕ(ｋ-３
)＋ｕ(ｋ-６)＋ Ｃ(３ｋ-５)＋Ｃ(３ｋ-８)＋Ｃ(３ｋ-１４)＋Ｃ(３ｋ-１７) Ｃ(３ｋ＋２)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-１)＋ｕ(ｋ-４)＋ｕ(ｋ-６)＋Ｃ(３ｋ-４)＋ Ｃ(３ｋ-７)＋Ｃ(３ｋ-１１)＋Ｃ(３ｋ-１６)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０； ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０。
【００５０】 この符号はパンクチャされ、これによってつぎの６５の符号化ビット、すなわ
ち｛ｊ＝０，１，…，１５に対するＣ(２１＊ｊ＋２０) ｊ＝１６，１７，…，
２３に対するＣ(２１＊ｊ＋８)，Ｃ(２１＊ｊ１１)，Ｃ(２１＊ｊ＋１７)，Ｃ(
２１＊ｊ＋２０)｝ならびにビットＣ(１)，Ｃ(２)，Ｃ(４)，Ｃ(５)，Ｃ(８)，
Ｃ(３２６)，Ｃ(３３２)，Ｃ(４８８)，Ｃ(４９７)，Ｃ(４９９)，Ｃ(５０２)，
Ｃ(５０５)，Ｃ(５０６)，Ｃ(５０８)，Ｃ(５０９)，Ｃ(５１１)およびＣ(５１
２)は伝送されない。
ち｛ｊ＝０，１，…，１５に対するＣ(２１＊ｊ＋２０) ｊ＝１６，１７，…，
２３に対するＣ(２１＊ｊ＋８)，Ｃ(２１＊ｊ１１)，Ｃ(２１＊ｊ＋１７)，Ｃ(
２１＊ｊ＋２０)｝ならびにビットＣ(１)，Ｃ(２)，Ｃ(４)，Ｃ(５)，Ｃ(８)，
Ｃ(３２６)，Ｃ(３３２)，Ｃ(４８８)，Ｃ(４９７)，Ｃ(４９９)，Ｃ(５０２)，
Ｃ(５０５)，Ｃ(５０６)，Ｃ(５０８)，Ｃ(５０９)，Ｃ(５１１)およびＣ(５１
２)は伝送されない。
【００５１】 結果的に４４８の符号化およびパンクチャされたビットＰ(０)〜Ｐ(４４７)か
らなるブロックが得られ、これはｃにおけるインバンドシグナリングのビットに
連結される ｋ＝０，…，４４７に対してｃ(ｋ＋８)＝Ｐ(ｋ)。
らなるブロックが得られ、これはｃにおけるインバンドシグナリングのビットに
連結される ｋ＝０，…，４４７に対してｃ(ｋ＋８)＝Ｐ(ｋ)。
【００５２】 モードＣＨ５−ＦＳ，ＣＨ６−ＦＳ，ＣＨ７−ＦＳにおいて使用される多項式
はつぎのようになる Ｇ１７＝(１＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ４＋Ｄ５＋Ｄ６)／(１＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５＋Ｄ
６)。
はつぎのようになる Ｇ１７＝(１＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ４＋Ｄ５＋Ｄ６)／(１＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５＋Ｄ
６)。
【００５３】 モード（ＣＨ３−ＦＳ，ＣＨ４−ＦＳ，ＣＨ５−ＦＳ，ＣＨ６−ＦＳ，ＣＨ７
−ＦＳ）に対して特徴的な値は：
−ＦＳ）に対して特徴的な値は：
【００５４】
【数２】
【００５５】
【数３】
【００５６】 ハーフレートモード（ＨＲ）における符号化 インバンドシグナリングのビットの符号化：
【００５７】
【表６】
【００５８】 ビットをクラスに区分する：
【００５９】
【表７】
【００６０】 符号化器および相応する復号化器に重要なパラメタは、第１符号化ステップに
対してつぎのようになる：
対してつぎのようになる：
【００６１】
【表８】
【００６２】 パリティビットおよびテールビットならびに配列し直しについてはフルレート
モードと等しい。
モードと等しい。
【００６３】 第１符号化ステップｕ(ｋ)の後、つぎの内容が各符号化モードに対して定めら
れる：
れる：
【００６４】
【数４】
【００６５】 畳込み符号化器 第１符号化ステップ（ｕ(ｋ)）のビットは再帰的組織畳込み符号によって符号
化される（図４も参照されたい）。パンクチャおよび繰り返しの後に出力ビット
の数は、符号化方式のすべてのモードに対して４４８ビットである。
化される（図４も参照されたい）。パンクチャおよび繰り返しの後に出力ビット
の数は、符号化方式のすべてのモードに対して４４８ビットである。
【００６６】
【表９】
【００６７】 符号化モードはつぎのようになる： ＣＨ８−ＨＳ： １３４ビット｛ｕ(０)，…，ｕ(１３３)｝のブロックはそれぞれ、レート１／
２でつぎの多項式を使用して符号化される： Ｇ１２＝１ Ｇ１３＝(１＋Ｄ２＋Ｄ４＋Ｄ５)／(１＋Ｄ＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５) これによって得られる２６８の符号化ビット｛Ｃ(０)，…，Ｃ(２６７)｝はつ
ぎにように定められる： ｋ＝０，１，…，１３３に対して Ｃ(２ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(２ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-２)＋ｕ(ｋ-４)＋ｕ(ｋ-５)＋Ｃ(２ｋ-１)＋ Ｃ(２ｋ-３)＋Ｃ(２ｋ-５)＋Ｃ(２ｋ-９)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０； ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０。
２でつぎの多項式を使用して符号化される： Ｇ１２＝１ Ｇ１３＝(１＋Ｄ２＋Ｄ４＋Ｄ５)／(１＋Ｄ＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５) これによって得られる２６８の符号化ビット｛Ｃ(０)，…，Ｃ(２６７)｝はつ
ぎにように定められる： ｋ＝０，１，…，１３３に対して Ｃ(２ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(２ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-２)＋ｕ(ｋ-４)＋ｕ(ｋ-５)＋Ｃ(２ｋ-１)＋ Ｃ(２ｋ-３)＋Ｃ(２ｋ-５)＋Ｃ(２ｋ-９)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０； ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０。
【００６８】 この符号はパンクチャされ、これによってつぎの８０の符号化ビット： ｛ｊ＝０，１，…，２１に対するＣ(８＊ｊ＋３)，Ｃ(８＊ｊ＋７) ｊ＝２２
，２３，…，３２に対するＣ(８＊ｊ＋３)，Ｃ(８＊ｊ＋５)，Ｃ(８＊ｊ＋７)｝
ならびにビットＣ(１)，Ｃ(２６５)およびＣ(２６７)は伝送されない。
，２３，…，３２に対するＣ(８＊ｊ＋３)，Ｃ(８＊ｊ＋５)，Ｃ(８＊ｊ＋７)｝
ならびにビットＣ(１)，Ｃ(２６５)およびＣ(２６７)は伝送されない。
【００６９】 結果的に符号化およびパンクチャされた１８８のビットＰ(０)〜Ｐ(１８７)か
らなるブロックが得られ、これはｃにおいてインバンドシグナリングのビットに
連結される。すなわち、 ｋ＝０，１，…，１８７に対してｃ(ｋ＋４)＝Ｐ(ｋ)。
らなるブロックが得られ、これはｃにおいてインバンドシグナリングのビットに
連結される。すなわち、 ｋ＝０，１，…，１８７に対してｃ(ｋ＋４)＝Ｐ(ｋ)。
【００７０】 最後に３６のクラス２のビットがｃに連結される： ｋ＝０，１，…，３５に対してｃ(１９２＋ｋ)＝ｄ(１２３＋ｋ)。
【００７１】 ＣＨ９−ＨＳ： ２６２の符号化ビット｛Ｃ(０)，…，Ｃ(２６１)｝、すなわち ｋ＝０，１，…，１３０に対して Ｃ(２ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(２ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-２)＋ｕ(ｋ-４)＋ｕ(ｋ-５)＋Ｃ(２ｋ-１)＋ Ｃ(２ｋ-３)＋Ｃ(２ｋ-５)＋Ｃ(２ｋ-９)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０； ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０ がパンクチャされ、これによって６６の符号化ビット、すなわち ｛ｊ＝０，１，…，７に対するＣ(１６＊ｊ＋３)，Ｃ(１６＊ｊ＋７)，Ｃ(１
６＊ｊ＋１１) ｊ＝８，９，…，１５に対するＣ(１６＊ｊ＋３)，Ｃ(１６＊ｊ＋７)，Ｃ(１
６＊ｊ＋１１)，Ｃ(１６＊ｊ＋１５)｝ ならびにビットＣ(１)，Ｃ(２２１)，Ｃ(２２９)，Ｃ(２３７)，Ｃ(２４５)，
Ｃ(２４９)，Ｃ(２５３)，Ｃ(２５７)，Ｃ(２５９)およびＣ(２６１)は伝送され
ない。
６＊ｊ＋１１) ｊ＝８，９，…，１５に対するＣ(１６＊ｊ＋３)，Ｃ(１６＊ｊ＋７)，Ｃ(１
６＊ｊ＋１１)，Ｃ(１６＊ｊ＋１５)｝ ならびにビットＣ(１)，Ｃ(２２１)，Ｃ(２２９)，Ｃ(２３７)，Ｃ(２４５)，
Ｃ(２４９)，Ｃ(２５３)，Ｃ(２５７)，Ｃ(２５９)およびＣ(２６１)は伝送され
ない。
【００７２】 １９６の符号化およびパンクチャされたビットＰ(０)〜Ｐ(１９５)からなるブ
ロックは、ｃにおけるインバンドシグナリングのビットに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，１９５に対してｃ(ｋ＋４)＝Ｐ(ｋ)。
ロックは、ｃにおけるインバンドシグナリングのビットに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，１９５に対してｃ(ｋ＋４)＝Ｐ(ｋ)。
【００７３】 最後に２８のクラス２のビットがｃに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，２７に対してｃ(２００＋ｋ)＝ｄ(１２０＋ｋ)。
【００７４】 ＣＨ１０−ＨＳ： ２４２の符号化ビット｛Ｃ(０)，…，Ｃ(２４１)｝、すなわち ｋ＝０，１，…，１０６に対して Ｃ(２ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(２ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-２)＋ｕ(ｋ-４)＋ｕ(ｋ-５)＋Ｃ(２ｋ-１)＋ Ｃ(２ｋ-３)＋Ｃ(２ｋ-５)＋Ｃ(２ｋ-９)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０； ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０がパンクチャされ、これによって４２の符号化ビッ
ト、すなわち ｛ｊ＝０，１，…，２１に対するＣ(８＊ｊ＋３) ｊ＝２２，２３，…，２９に
対するＣ(８＊ｊ＋３)， Ｃ(８＊ｊ＋７)｝ならびにビットＣ(１)，Ｃ(２３３)
，Ｃ(２３７)およびＣ(２４１)は伝送されない。
ト、すなわち ｛ｊ＝０，１，…，２１に対するＣ(８＊ｊ＋３) ｊ＝２２，２３，…，２９に
対するＣ(８＊ｊ＋３)， Ｃ(８＊ｊ＋７)｝ならびにビットＣ(１)，Ｃ(２３３)
，Ｃ(２３７)およびＣ(２４１)は伝送されない。
【００７５】 ２００の符号化およびパンクチャされたビットＰ(０)〜Ｐ(１９９)からなるブ
ロックは、ｃにおけるインバンドシグナリングのビットに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，１９９に対してｃ(ｋ＋４)＝Ｐ(ｋ)。
ロックは、ｃにおけるインバンドシグナリングのビットに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，１９９に対してｃ(ｋ＋４)＝Ｐ(ｋ)。
【００７６】 最後に２４のクラス２のビットがｃに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，２３に対してｃ(２０４＋ｋ)＝ｄ(１１０＋ｋ)。
【００７７】 ＣＨ１１−ＨＳ： ２２６の符号化ビット｛Ｃ(0)，…，Ｃ(225)｝、すなわち ｋ＝０，１，…，１１２に対して Ｃ(２ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(２ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-２)＋ｕ(ｋ-４)＋ｕ(ｋ-５)＋Ｃ(２ｋ-１)＋ Ｃ(２ｋ-３)＋Ｃ(２ｋ-５)＋Ｃ(２ｋ-９)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０； ｋ＜０に対してｃ(ｋ)＝０がパンクチャされ、これによって１８の符号化ビッ
ト、すなわち｛ｊ＝０，１，…，７に対するＣ(２８＊ｊ＋１５)｝ならびにビッ
トＣ(１)，Ｃ(３)，Ｃ(７)，Ｃ(１９７)，Ｃ(２１３)，Ｃ(２１５)，Ｃ(２１７)
，Ｃ(２２１)，Ｃ(２２３)およびＣ(２２５)は伝送されない。
ト、すなわち｛ｊ＝０，１，…，７に対するＣ(２８＊ｊ＋１５)｝ならびにビッ
トＣ(１)，Ｃ(３)，Ｃ(７)，Ｃ(１９７)，Ｃ(２１３)，Ｃ(２１５)，Ｃ(２１７)
，Ｃ(２２１)，Ｃ(２２３)およびＣ(２２５)は伝送されない。
【００７８】 ２０８の符号化およびパンクチャされたビットＰ(０)〜Ｐ(２０７)からなるブ
ロックは、ｃにおけるインバンドシグナリングのビットに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，２０７に対してｃ(ｋ＋４)＝Ｐ(ｋ)。
ロックは、ｃにおけるインバンドシグナリングのビットに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，２０７に対してｃ(ｋ＋４)＝Ｐ(ｋ)。
【００７９】 最後に１６のクラス２のビットがｃに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，１５に対してｃ(２１２＋ｋ)＝ｄ(９６＋ｋ)。
【００８０】 ＣＨ１２−ＨＳ： ３０９の符号化ビット｛Ｃ(０)，…，Ｃ(３０８)｝、すなわち ｋ＝０，１，…，１０２に対して Ｃ(３ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(３ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-１)＋ｕ(ｋ-２)＋ｕ(ｋ-３)＋ｕ(ｋ-６)＋ Ｃ(３ｋ-５)＋Ｃ(３ｋ-８)＋Ｃ(３ｋ-１４)＋Ｃ(３ｋ-１７) Ｃ(３ｋ＋２)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-１)＋ｕ(ｋ-４)＋ｕ(ｋ-６)＋Ｃ(３ｋ-４)＋ Ｃ(３ｋ-７)＋Ｃ(３ｋ-１１)＋Ｃ(３ｋ-１６)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０；ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０がパンクチャされ、こ
れによって９７の符号化ビット、すなわち ｛ｊ＝０，１，…，１５に対するＣ(１２＊ｊ＋５)，Ｃ(１２＊ｊ＋８)，Ｃ(１
２＊ｊ＋１１) ｊ＝１６，１７，…，２４に対するＣ(１２＊ｊ＋２)，Ｃ(１２
＊ｊ＋５)，Ｃ(１２＊ｊ＋８)，Ｃ(１２＊ｊ＋１１)｝ならびにビットＣ(１)，
Ｃ(２)，Ｃ(４)，Ｃ(７)，Ｃ(２９２)，Ｃ(２９２)，Ｃ(２９５)，Ｃ(３０１)，
Ｃ(３０２)，Ｃ(３０４)，Ｃ(３０５)，Ｃ(３０７)およびＣ(３０８)は伝送され
ない。
れによって９７の符号化ビット、すなわち ｛ｊ＝０，１，…，１５に対するＣ(１２＊ｊ＋５)，Ｃ(１２＊ｊ＋８)，Ｃ(１
２＊ｊ＋１１) ｊ＝１６，１７，…，２４に対するＣ(１２＊ｊ＋２)，Ｃ(１２
＊ｊ＋５)，Ｃ(１２＊ｊ＋８)，Ｃ(１２＊ｊ＋１１)｝ならびにビットＣ(１)，
Ｃ(２)，Ｃ(４)，Ｃ(７)，Ｃ(２９２)，Ｃ(２９２)，Ｃ(２９５)，Ｃ(３０１)，
Ｃ(３０２)，Ｃ(３０４)，Ｃ(３０５)，Ｃ(３０７)およびＣ(３０８)は伝送され
ない。
【００８１】 ２１２の符号化およびパンクチャされたビットＰ(０)〜Ｐ(２１１)からなるブ
ロックは、ｃにおけるインバンドシグナリングのビットに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，２１１に対してｃ(ｋ＋４)＝Ｐ(ｋ)。
ロックは、ｃにおけるインバンドシグナリングのビットに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，２１１に対してｃ(ｋ＋４)＝Ｐ(ｋ)。
【００８２】 最後に１２のクラス２のビットがｃに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，１１に対してｃ(２１６＋ｋ)＝ｄ(９１＋ｋ)。
【００８３】 ＣＨ１３−ＨＳ： ２８５の符号化ビット｛Ｃ(０)，…，Ｃ(２８４)}、すなわち ｋ＝０，１，…，９４に対して Ｃ(３ｋ)＝ｕ(ｋ) Ｃ(３ｋ＋１)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-１)＋ｕ(ｋ-２)＋ｕ(ｋ-３)＋ｕ(ｋ-６)＋Ｃ(
３ｋ-５)＋Ｃ(３ｋ-８)＋Ｃ(３ｋ-１４)＋Ｃ(３ｋ-１７) Ｃ(３ｋ＋２)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-１)＋ｕ(ｋ-４)＋ｕ(ｋ-６)＋Ｃ(３ｋ-４)＋Ｃ
(３ｋ-７)＋Ｃ(３ｋ-１１)＋Ｃ(３ｋ-１６)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０； ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０がパンクチャされ、これによって７３の符号化ビッ
ト、すなわち ｛ｊ＝０，１，…，１１に対するＣ(１２＊ｊ＋５)， Ｃ(１２＊ｊ＋１１)
ｊ＝１２，１３，…，２２に対するＣ(１２＊ｊ＋５)，Ｃ(１２＊ｊ＋８)，Ｃ(
１２＊ｊ＋１１)｝ならびにビットＣ(１)，Ｃ(２)，Ｃ(４)，Ｃ(７)，Ｃ(８)，
Ｃ(１４)，Ｃ(２４２)，Ｃ(２５４)，Ｃ(２６６)，Ｃ(２７４)，Ｃ(２７７)，Ｃ
(２７８)，Ｃ(２８０)，Ｃ(２８１)，Ｃ(２８３)およびＣ(２８４)は伝送されな
い。
３ｋ-５)＋Ｃ(３ｋ-８)＋Ｃ(３ｋ-１４)＋Ｃ(３ｋ-１７) Ｃ(３ｋ＋２)＝ｕ(ｋ)＋ｕ(ｋ-１)＋ｕ(ｋ-４)＋ｕ(ｋ-６)＋Ｃ(３ｋ-４)＋Ｃ
(３ｋ-７)＋Ｃ(３ｋ-１１)＋Ｃ(３ｋ-１６)； ｋ＜０に対してｕ(ｋ)＝０； ｋ＜０に対してＣ(ｋ)＝０がパンクチャされ、これによって７３の符号化ビッ
ト、すなわち ｛ｊ＝０，１，…，１１に対するＣ(１２＊ｊ＋５)， Ｃ(１２＊ｊ＋１１)
ｊ＝１２，１３，…，２２に対するＣ(１２＊ｊ＋５)，Ｃ(１２＊ｊ＋８)，Ｃ(
１２＊ｊ＋１１)｝ならびにビットＣ(１)，Ｃ(２)，Ｃ(４)，Ｃ(７)，Ｃ(８)，
Ｃ(１４)，Ｃ(２４２)，Ｃ(２５４)，Ｃ(２６６)，Ｃ(２７４)，Ｃ(２７７)，Ｃ
(２７８)，Ｃ(２８０)，Ｃ(２８１)，Ｃ(２８３)およびＣ(２８４)は伝送されな
い。
【００８４】 ２１２の符号化およびパンクチャされたビットＰ(0)〜Ｐ(２１２)からなるブ
ロックは、ｃにおけるインバンドシグナリングのビットに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，２１１に対してｃ(ｋ＋４)＝Ｐ(ｋ)。
ロックは、ｃにおけるインバンドシグナリングのビットに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，２１１に対してｃ(ｋ＋４)＝Ｐ(ｋ)。
【００８５】 最後に１２のクラス２のビットがｃに連結される。すなわち ｋ＝０，１，…，１１に対してｃ(２１６＋ｋ)＝ｄ(９１＋ｋ)。
【００８６】 上に示したＡＭＲ（図５参照）における再帰的組織符号の多項式（Ｇ１３〜Ｇ
１７）は２つの理由から使用された。すなわち、 − これらの多項式はパンクチャに対して最適な特性を有する。すなわちデー
タ速度が無線通信路の伝送速度に適合している。
１７）は２つの理由から使用された。すなわち、 − これらの多項式はパンクチャに対して最適な特性を有する。すなわちデー
タ速度が無線通信路の伝送速度に適合している。
【００８７】 − 分子または分母多項式はそれぞれ、元々のＡＭＲ通信路符号化提案（Tdoc
SMG 147/98参照）に使用されている多項式でもある。したがって原提案に対す
る必要な変更は最小限である。
SMG 147/98参照）に使用されている多項式でもある。したがって原提案に対す
る必要な変更は最小限である。
【００８８】 ＡＭＲ通信路符号化器に対しては、性能におけるわずかな制限で、ＧＳＭシス
テムにおいて音声、データおよびシグナリング情報に対して従来使用されている
多項式を使用することができる。これは上記の多項式の代わりに使用するか、ま
たは完全に択一的な通信路符号化方式として使用することにより行われる。この
ことの利点は、さらに拡張された互換性である。それは通信路符号器における部
分的に旧い、既存のハードウェアコンポーネントによって、従来のＧＳＭ多項式
を使用することができるからである。
テムにおいて音声、データおよびシグナリング情報に対して従来使用されている
多項式を使用することができる。これは上記の多項式の代わりに使用するか、ま
たは完全に択一的な通信路符号化方式として使用することにより行われる。この
ことの利点は、さらに拡張された互換性である。それは通信路符号器における部
分的に旧い、既存のハードウェアコンポーネントによって、従来のＧＳＭ多項式
を使用することができるからである。
【００８９】 図６には基地局ＢＳが示されており、これは受信の場合にアンテナＡを介して
受信した信号を受信機において増幅し、濾波し、ベースバンドに変換し、デジタ
ル化する。ここでは通信路復号化（ステップ１）が行われ、これは既存の基地局
ＢＳに実装された復号化装置によって行うことができる。すなわち回路技術は変
更しないままでよい。ここでは復号化されたデータの後処理（ステップ２）が行
われ、これはプログラム技術的に実現される。この後処理は、各レートの分母多
項式によるレート１の畳込み符号化からなる。
受信した信号を受信機において増幅し、濾波し、ベースバンドに変換し、デジタ
ル化する。ここでは通信路復号化（ステップ１）が行われ、これは既存の基地局
ＢＳに実装された復号化装置によって行うことができる。すなわち回路技術は変
更しないままでよい。ここでは復号化されたデータの後処理（ステップ２）が行
われ、これはプログラム技術的に実現される。この後処理は、各レートの分母多
項式によるレート１の畳込み符号化からなる。
【００９０】 したがってこの後処理は複雑さはわずかであり、例えばＤＳＰ（digital sign
al processor）の付加的なプログラムによって実行される。
al processor）の付加的なプログラムによって実行される。
【００９１】 例えばレートＣＨ０−ＦＳについてこのことが意味するのは、２５５ビットの
ブロックを、復号化器の出力側においてつぎの多項式、すなわち Ｇ(Ｄ)＝（１＋Ｄ＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５） によって符号化し、これによって２５５のオリジナルのビットを得なければなら
ないことである。この際にデータビットの数は一定であり、すなわちこの後処理
の入力側における目下のデータビットから、先行する入力ビットを利用して正確
にオリジナルのビットを得ることができる。
ブロックを、復号化器の出力側においてつぎの多項式、すなわち Ｇ(Ｄ)＝（１＋Ｄ＋Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５） によって符号化し、これによって２５５のオリジナルのビットを得なければなら
ないことである。この際にデータビットの数は一定であり、すなわちこの後処理
の入力側における目下のデータビットから、先行する入力ビットを利用して正確
にオリジナルのビットを得ることができる。
【００９２】 上記の符号化および復号化方式は、基地局ＢＳにも移動局ＭＳにもどちらに使
用可能である。
用可能である。
【図１】 公知のＧＳＭ移動無線システムの網構造を示す図である。
【図２】 非再帰的非組織符号を示す図である。
【図３】 再帰的組織符号を示す図である。
【図４】 符号化の流れ図である。
【図５】 符号化および復号化時に使用される多項式を示す図である。
【図６】 復号化の流れ図である。
【手続補正書】特許協力条約第３４条補正の翻訳文提出書
【提出日】平成１３年２月２日（２００１．２．２）
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】特許請求の範囲
【補正方法】変更
【補正内容】
【特許請求の範囲】
【手続補正２】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０００７
【補正方法】変更
【補正内容】
【０００７】 本発明の課題は、より良好な伝送品質が得られる通信路符号化方法および相応
する装置を提供することである。この課題は、請求項１の特徴部分に記載された
特徴的構成を有する方法、および請求項１２ないしは１５の特徴部分に記載され
た特徴的構成を有する装置によって解決される。
する装置を提供することである。この課題は、請求項１の特徴部分に記載された
特徴的構成を有する方法、および請求項１２ないしは１５の特徴部分に記載され
た特徴的構成を有する装置によって解決される。
【手続補正３】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０００８
【補正方法】変更
【補正内容】
【０００８】 本発明では、再帰的組織符号（ＲＳＣ符号）を通信路符号化に使用することが
提案される。ここでは符号化すべき音声情報をまず、その伝送誤りに対する感受
性および／またはそれに配属された優先度に応じて配列し、少なくとも第１およ
び第２音声情報に分割する。第１音声情報に対して通信路符号化を実行し、ここ
でこの通信路符号化は、第１符号化ステップにおいて巡回冗長検査に対する誤り
保護符号を使用し、第２符号化化ステップにおいて、分子多項式と分母多項式と
を有する再帰的組織符号を使用する。その一方、第２音声情報に対して通信路符
号化を実行し、ここでこの通信路符号化は、分子多項式と分母多項式とを有する
再帰的組織符号を使用する。ＲＳＣ符号とＮＳＣ符号との違いは、例えばレート
１／２時に第１の「符号化された」ビットは、目下の有効ビットに相応し（組織
的である）、第２の符号化されたビットは、目下および先行する有効ビットと、
先行する符号化ビットとから発生する（再帰的である）。すなわちフィードバッ
クされた符号が使用される。ここで有効に利用されているのは、再帰的組織符号
が、殊にビット誤り率が高い場合に格段に良好な符号特性を有し、したがって誤
り補正に関しても良好な特性を有することである。
提案される。ここでは符号化すべき音声情報をまず、その伝送誤りに対する感受
性および／またはそれに配属された優先度に応じて配列し、少なくとも第１およ
び第２音声情報に分割する。第１音声情報に対して通信路符号化を実行し、ここ
でこの通信路符号化は、第１符号化ステップにおいて巡回冗長検査に対する誤り
保護符号を使用し、第２符号化化ステップにおいて、分子多項式と分母多項式と
を有する再帰的組織符号を使用する。その一方、第２音声情報に対して通信路符
号化を実行し、ここでこの通信路符号化は、分子多項式と分母多項式とを有する
再帰的組織符号を使用する。ＲＳＣ符号とＮＳＣ符号との違いは、例えばレート
１／２時に第１の「符号化された」ビットは、目下の有効ビットに相応し（組織
的である）、第２の符号化されたビットは、目下および先行する有効ビットと、
先行する符号化ビットとから発生する（再帰的である）。すなわちフィードバッ
クされた符号が使用される。ここで有効に利用されているのは、再帰的組織符号
が、殊にビット誤り率が高い場合に格段に良好な符号特性を有し、したがって誤
り補正に関しても良好な特性を有することである。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 シュテファン エーストライヒ ドイツ連邦共和国 ホルツキルヒェン ア ウシュトラーセ 18 (72)発明者 ウェン ウー ドイツ連邦共和国 ウンターハッヒング ビショフスホーフェナー シュトラーセ 11 Ｆターム(参考） 5J065 AC02 AD10 AG01 AH23 5K014 AA01 BA02 BA06 BA10 BA11 EA02 GA02 HA01 5K046 AA05 EE19 EE41 EE51 5K067 DD46 EE02 EE10 GG01
Claims (13)
- 【請求項１】 無線インタフェースを介する基地局（ＢＳ）と加入者局（Ｍ
Ｓ）との間の伝送に対して送信側で通信路符号化を実行し、 該通信路符号化は、分子多項式と分母多項式とを有する再帰的組織符号化を使
用することを特徴とする、 ＧＳＭ移動無線システムにおける通信路符号化方法。 - 【請求項２】 受信側で非再帰的通信路符号化を実行する 請求項１に記載の方法。
- 【請求項３】 分子多項式による通信路符号化の後、分母多項式に基づいて
後処理を実行する 請求項２に記載の方法。 - 【請求項４】 前記後処理をプログラム技術的手段によって実行する 請求項３に記載の方法。
- 【請求項５】 受信側にて事前知識を先行する復号化から得て、 該事前知識を後続の通信路符号化時に使用する 請求項１から４までのいずれか１項に記載の方法。
- 【請求項６】 加入者局（ＭＳ）にて通信路符号化を完全にオフし、以後は
通信路符号化されずに伝送される組織データビットを使用する 請求項１から５までのいずれか１項に記載の方法。 - 【請求項７】 伝送品質を通信路推定時に決定し、 当該伝送品質に依存して通信路符号化をオンまたはオフする 請求項１から６までのいずれか１項に記載の方法。
- 【請求項８】 前記再帰的組織符号をアダプティブマルチレート符号化器内
に使用し、 伝送条件に相応して符号化器を選択する 請求項１から７までのいずれか１項に記載の方法。 - 【請求項９】 前記再帰的組織符号の２つの多項式のうち、ＧＳＭ移動無線
システムにて従来使用されている非再帰的組織符号の少なくとも１つの多項式を
使用する 請求項１から８までいずれか１項に記載の方法。 - 【請求項１０】 加入者局（ＭＳ）への無線インタフェースを介する伝送に
対して通信路符号化を実行し、 該通信路符号化によって、分子多項式と分母多項式とを有する再帰的組織符号
が使用されることを特徴とする、 ＧＳＭ移動無線システムのための基地局（ＢＳ）。 - 【請求項１１】 無線インタフェースを介する基地局（ＢＳ）への伝送に対
して通信路符号化を実行し、 該通信路符号化によって、分子多項式と分母多項式とを有する再帰的組織符号
が使用されることを特徴とする、 ＧＳＭ移動無線システムのための加入者局（ＭＳ）。 - 【請求項１２】 オフ可能な通信路符号化器を有する 請求項１１に記載の加入者局（ＭＳ）。
- 【請求項１３】 オフ状態では、通信路符号化されずに伝送されるデータを
送出する通信路符号化器を有する 請求項１２に記載の加入者局（ＭＳ）。
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| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| DE19853443.4 | 1998-11-19 | ||
| DE19853443A DE19853443A1 (de) | 1998-11-19 | 1998-11-19 | Verfahren, Basisstation und Teilnehmerstation zur Kanalkodierung in einem GSM-Mobilfunksystem |
| PCT/DE1999/003698 WO2000031880A1 (de) | 1998-11-19 | 1999-11-19 | Verfahren, basisstation und teilnehmerstation zur kanalkodierung in einem gsm-mobilfunksystem |
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|---|---|
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| JP4531985B2 JP4531985B2 (ja) | 2010-08-25 |
Family
ID=7888376
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2000584603A Expired - Lifetime JP4531985B2 (ja) | 1998-11-19 | 1999-11-19 | Ｇｓｍ移動無線システムにおける通信路符号化方法ならびに基地局および加入者局 |
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|---|---|
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| AT (1) | ATE254359T1 (ja) |
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| BR (1) | BR9915527B1 (ja) |
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| US6018304A (en) * | 1997-12-18 | 2000-01-25 | Texas Instruments Incorporated | Method and apparatus for high-rate n/n+1 low-complexity modulation codes with adjustable codeword length and error control capability |
| EP1027772A1 (en) * | 1998-06-05 | 2000-08-16 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Channel coding device and method for rate matching |
-
1998
- 1998-11-19 DE DE19853443A patent/DE19853443A1/de not_active Withdrawn
-
1999
- 1999-11-19 ES ES99963258T patent/ES2212659T3/es not_active Expired - Lifetime
- 1999-11-19 JP JP2000584603A patent/JP4531985B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1999-11-19 EP EP99963258A patent/EP1142133B1/de not_active Expired - Lifetime
- 1999-11-19 BR BRPI9915527-3B1A patent/BR9915527B1/pt active IP Right Grant
- 1999-11-19 AT AT99963258T patent/ATE254359T1/de active
- 1999-11-19 WO PCT/DE1999/003698 patent/WO2000031880A1/de active IP Right Grant
- 1999-11-19 AU AU19640/00A patent/AU763708B2/en not_active Expired
- 1999-11-19 KR KR10-2001-7006354A patent/KR100432980B1/ko active IP Right Grant
- 1999-11-19 HU HU0104174A patent/HU224796B1/hu unknown
- 1999-11-19 RU RU2001116565/09A patent/RU2218661C2/ru active
- 1999-11-19 US US09/856,399 patent/US6973614B1/en not_active Expired - Lifetime
- 1999-11-19 CN CNB998157562A patent/CN1135711C/zh not_active Expired - Lifetime
- 1999-11-19 ID IDW00200101094A patent/ID29193A/id unknown
- 1999-11-19 CA CA002351441A patent/CA2351441C/en not_active Expired - Lifetime
- 1999-11-19 DE DE59907755T patent/DE59907755D1/de not_active Expired - Lifetime
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