JP2003018022A - 復号方法及び装置 - Google Patents
復号方法及び装置Info
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- JP2003018022A JP2003018022A JP2001198293A JP2001198293A JP2003018022A JP 2003018022 A JP2003018022 A JP 2003018022A JP 2001198293 A JP2001198293 A JP 2001198293A JP 2001198293 A JP2001198293 A JP 2001198293A JP 2003018022 A JP2003018022 A JP 2003018022A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 演算時間を短縮し、及び／又は訂正能力を高
める。 【解決手段】 軟判定回路１２が受光器１０の出力を軟
判定し、その判定結果Ｒをメモリ１４に格納する。演算
回路１６は後述の復号毎にＵ＝Ｒ＋ａｐ×Ｗを実行す
る。行復号回路１８及び列復号回路２０は夫々、Ｕの各
行及び各列に対し復号処理を実行する。硬判定回路２２
は、最終的なＵを硬判定する。回路１８では、行ベクト
ル抽出回路３０が、メモリ１４のＵから各行ベクトルＵ
ｋ１を順次、読み出す。探索回路３４は、ハミング距離
がＵｋ１に最も近い符号２の符号語Ｄ ２を探索する。計
算回路３６は、符号語Ｄ２を発見できたときに回路３４
から出力される符号語Ｄ２から、その各１ビットを反転
した状態での最も確からしい符号語の探索により行ベク
トルＷｋ１を算出する。回路３４が符号語Ｄ２を発見で
きない場合、硬判定回路３８はＵｋ１を硬判定し、計算
回路４０は、回路３８の判定結果を代数演算で復号（誤
り訂正）し、その復号結果によりＷｋ１を計算する。
める。 【解決手段】 軟判定回路１２が受光器１０の出力を軟
判定し、その判定結果Ｒをメモリ１４に格納する。演算
回路１６は後述の復号毎にＵ＝Ｒ＋ａｐ×Ｗを実行す
る。行復号回路１８及び列復号回路２０は夫々、Ｕの各
行及び各列に対し復号処理を実行する。硬判定回路２２
は、最終的なＵを硬判定する。回路１８では、行ベクト
ル抽出回路３０が、メモリ１４のＵから各行ベクトルＵ
ｋ１を順次、読み出す。探索回路３４は、ハミング距離
がＵｋ１に最も近い符号２の符号語Ｄ ２を探索する。計
算回路３６は、符号語Ｄ２を発見できたときに回路３４
から出力される符号語Ｄ２から、その各１ビットを反転
した状態での最も確からしい符号語の探索により行ベク
トルＷｋ１を算出する。回路３４が符号語Ｄ２を発見で
きない場合、硬判定回路３８はＵｋ１を硬判定し、計算
回路４０は、回路３８の判定結果を代数演算で復号（誤
り訂正）し、その復号結果によりＷｋ１を計算する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、復号方法及び装置
に関し、より具体的には、ブロックターボ符号のような
符号で誤り訂正符号化された符号を復号する方法及び装
置に関する。
に関し、より具体的には、ブロックターボ符号のような
符号で誤り訂正符号化された符号を復号する方法及び装
置に関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、無線通信の分野で、シャノン限界
に最も近づく符号としてターボ符号と呼ばれる誤り訂正
符号が盛んに研究されており、移動体通信方式の一つで
あるＣＤＭＡ方式及び、深宇宙通信などへの応用が検討
されている。
に最も近づく符号としてターボ符号と呼ばれる誤り訂正
符号が盛んに研究されており、移動体通信方式の一つで
あるＣＤＭＡ方式及び、深宇宙通信などへの応用が検討
されている。
【０００３】ターボ符号は、その符号化方法により、並
列連接畳み込み符号（ＰＣＣＣ：Ｐａｒａｌｌｅｌ Ｃ
ｏｎｃａｔｅｎａｔｅｄ Ｃｏｍｂｏｌｕｔｉｏｎａｌ
Ｃｏｄｅｓ）と、ブロックターボ符号（ＢＴＣ：Ｂｌ
ｏｃｋ Ｔｕｒｂｏ Ｃｏｄｅｓ）の２種類に分けられ
る。一般に、ターボ符号はＰＣＣＣを指すことが多い。
しかし、符号化率（全伝送ビット数に占める情報ビット
数の割合）を高めるには、ＢＴＣの方が有利である。
列連接畳み込み符号（ＰＣＣＣ：Ｐａｒａｌｌｅｌ Ｃ
ｏｎｃａｔｅｎａｔｅｄ Ｃｏｍｂｏｌｕｔｉｏｎａｌ
Ｃｏｄｅｓ）と、ブロックターボ符号（ＢＴＣ：Ｂｌ
ｏｃｋ Ｔｕｒｂｏ Ｃｏｄｅｓ）の２種類に分けられ
る。一般に、ターボ符号はＰＣＣＣを指すことが多い。
しかし、符号化率（全伝送ビット数に占める情報ビット
数の割合）を高めるには、ＢＴＣの方が有利である。
【０００４】ＢＴＣの復号化アルゴリズムとして、ＢＣ
ＪＲアルゴリズム（ＭＡＰアルゴリズム）、Ｍａｘ−Ｌ
ｏｇ−Ｍａｐアルゴリズム（ＳＯＶＡアルゴリズム）及
びＰｙｎｄｉａｈアルゴリズムが提案されている。
ＪＲアルゴリズム（ＭＡＰアルゴリズム）、Ｍａｘ−Ｌ
ｏｇ−Ｍａｐアルゴリズム（ＳＯＶＡアルゴリズム）及
びＰｙｎｄｉａｈアルゴリズムが提案されている。
【０００５】ＢＣＪＲアルゴリズム（ＭＡＰアルゴリズ
ム）は、Ｌ． Ｒ． Ｂａｈｌ，ｅｌ ａｌ．， “Ｏ
ｐｔｉｍａｌ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｏｆ ｌｉｎｅａｒ
ｃｏｄｅｓ ｆｏｒ ｍｉｎｉｍｉｚｉｎｇ ｓｙｍｂ
ｏｌ ｅｒｒｏｒ ｒａｔｅ”， ＩＥＥＥ Ｔｒａｎ
ｓ． ＩＴ， ｖｏｌ． ２０， ｐｐ．２８４−２８
７， Ｍａｒ．，１９７４に記載されている。
ム）は、Ｌ． Ｒ． Ｂａｈｌ，ｅｌ ａｌ．， “Ｏ
ｐｔｉｍａｌ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｏｆ ｌｉｎｅａｒ
ｃｏｄｅｓ ｆｏｒ ｍｉｎｉｍｉｚｉｎｇ ｓｙｍｂ
ｏｌ ｅｒｒｏｒ ｒａｔｅ”， ＩＥＥＥ Ｔｒａｎ
ｓ． ＩＴ， ｖｏｌ． ２０， ｐｐ．２８４−２８
７， Ｍａｒ．，１９７４に記載されている。
【０００６】Ｍａｘ−Ｌｏｇ−Ｍａｐアルゴリズム（Ｓ
ＯＶＡアルゴリズム）は、Ｐ． Ｒｏｂｅｒｔｓｏｎ，
ｅｔ ａｌ．， “Ａ ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎ ｏｆ
ｏｐｔｉｍａｌ ａｎｄ ｓｕｂ−ｏｐｔｉｍａｌ
ＭＡＰ ｄｅｃｏｄｉｎｇａｌｇｏｒｉｔｈｍｓ ｏｐ
ｅｒａｔｉｎｇ ｉｎ ｔｈｅ ｌｏｇ ｄｏｍａｉ
ｎ”， Ｐｒｏｃ． ＩＣＣ ’９５， ｐｐ．１００
９−１０１３， Ｊｕｎｅ， １９９５に記載されてい
る。
ＯＶＡアルゴリズム）は、Ｐ． Ｒｏｂｅｒｔｓｏｎ，
ｅｔ ａｌ．， “Ａ ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎ ｏｆ
ｏｐｔｉｍａｌ ａｎｄ ｓｕｂ−ｏｐｔｉｍａｌ
ＭＡＰ ｄｅｃｏｄｉｎｇａｌｇｏｒｉｔｈｍｓ ｏｐ
ｅｒａｔｉｎｇ ｉｎ ｔｈｅ ｌｏｇ ｄｏｍａｉ
ｎ”， Ｐｒｏｃ． ＩＣＣ ’９５， ｐｐ．１００
９−１０１３， Ｊｕｎｅ， １９９５に記載されてい
る。
【０００７】Ｐｙｎｄｉａｈアルゴリズムは、Ｒ． Ｐ
ｙｎｄｉａｈ， Ａ． Ｇｌａｖｉｅｕｘ， Ａ． Ｐ
ｉｃａｒｔ， ａｎｄ Ｓ． Ｊａｃｑ，”Ｎｅａｒ
ｏｐｔｉｍｕｍ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｏｆ ｐｒｏｄｕ
ｃｔ ｃｏｄｅｓ”， Ｐｒｏｃ， ＩＥＥＥ ＧＬＯ
ＶＥＣＯＭ ’９４ Ｃｏｎｆ．，ｖｏｌ． １／３，
Ｓａｎ Ｆｒａｎｃｉｓｃｏ， ＣＡ， Ｎｏｖ．−
Ｄｅｃ．， ｐｐ．３３９−３４３，（１９９４）、及
び、Ｒ． Ｐｙｎｄｉｄｈ，”Ｎｅａｒ−ｏｐｔｉｍｕ
ｎ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｏｆ ｐｒｏｄｕｃｔ ｃｏｄ
ｅｓ：Ｂｌｏｃｋ ｔｕｒｂｏ ｃｏｄｅｓ”， ＩＥ
ＥＥ Ｔｒａｎｓ． ｏｎ ｃｏｍｍ．， ｖｏｌ．
４６，Ｎｏ． ８， ｐｐ．１００３−１０１０， Ａ
ｕｇ．，（１９９８）に記載されている。
ｙｎｄｉａｈ， Ａ． Ｇｌａｖｉｅｕｘ， Ａ． Ｐ
ｉｃａｒｔ， ａｎｄ Ｓ． Ｊａｃｑ，”Ｎｅａｒ
ｏｐｔｉｍｕｍ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｏｆ ｐｒｏｄｕ
ｃｔ ｃｏｄｅｓ”， Ｐｒｏｃ， ＩＥＥＥ ＧＬＯ
ＶＥＣＯＭ ’９４ Ｃｏｎｆ．，ｖｏｌ． １／３，
Ｓａｎ Ｆｒａｎｃｉｓｃｏ， ＣＡ， Ｎｏｖ．−
Ｄｅｃ．， ｐｐ．３３９−３４３，（１９９４）、及
び、Ｒ． Ｐｙｎｄｉｄｈ，”Ｎｅａｒ−ｏｐｔｉｍｕ
ｎ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｏｆ ｐｒｏｄｕｃｔ ｃｏｄ
ｅｓ：Ｂｌｏｃｋ ｔｕｒｂｏ ｃｏｄｅｓ”， ＩＥ
ＥＥ Ｔｒａｎｓ． ｏｎ ｃｏｍｍ．， ｖｏｌ．
４６，Ｎｏ． ８， ｐｐ．１００３−１０１０， Ａ
ｕｇ．，（１９９８）に記載されている。
【０００８】Ｐｙｎｄｉａｈアルゴリズムを構成するサ
ブシステムとして、受信語との間のハミング距離が最も
近い符号語を探索する、Ｃｈａｓｅと呼ばれるアルゴリ
ズムがある。このＣｈａｓｅアルゴリズムを高い精度で
計算すると、Ｐｙｎｄｉａｈアルゴリズム全体の誤り訂
正能力が高まる反面、復号による遅延が大きく増大す
る。逆にＣｈａｓｅアルゴリズムの精度を落とすと、遅
延は大幅に減少するが、誤り訂正能力が低下する。
ブシステムとして、受信語との間のハミング距離が最も
近い符号語を探索する、Ｃｈａｓｅと呼ばれるアルゴリ
ズムがある。このＣｈａｓｅアルゴリズムを高い精度で
計算すると、Ｐｙｎｄｉａｈアルゴリズム全体の誤り訂
正能力が高まる反面、復号による遅延が大きく増大す
る。逆にＣｈａｓｅアルゴリズムの精度を落とすと、遅
延は大幅に減少するが、誤り訂正能力が低下する。
【０００９】
【発明が解決しようとする課題】従来、提案されている
復号アルゴリズムは、光通信システムのように、高い誤
り訂正能力と小さな復号遅延の両方が求められるシステ
ムに適用するのは難しい。ＢＣＪＲアルゴリズムとＭＡ
Ｐアルゴリズムは計算量が非常に多い。Ｍａｘ−Ｌｏｇ
−Ｍａｐアルゴリズムは、ハードウエア化が困難であ
り、従って、高速化しにくい。Ｐｙｎｄｉａｈアルゴリ
ズムは、訂正能力と計算量の間にトレードオフの関係が
あり、高い訂正能力と少ない計算量の両方を満たすこと
ができない。高い訂正能力を必要とする場合、計算量が
多くなり、従って、遅延時間が長くなる。
復号アルゴリズムは、光通信システムのように、高い誤
り訂正能力と小さな復号遅延の両方が求められるシステ
ムに適用するのは難しい。ＢＣＪＲアルゴリズムとＭＡ
Ｐアルゴリズムは計算量が非常に多い。Ｍａｘ−Ｌｏｇ
−Ｍａｐアルゴリズムは、ハードウエア化が困難であ
り、従って、高速化しにくい。Ｐｙｎｄｉａｈアルゴリ
ズムは、訂正能力と計算量の間にトレードオフの関係が
あり、高い訂正能力と少ない計算量の両方を満たすこと
ができない。高い訂正能力を必要とする場合、計算量が
多くなり、従って、遅延時間が長くなる。
【００１０】本発明は、高い誤り訂正能力を保ちつつ、
より少ない計算量で誤り訂正符号を復号化する復号方法
及び装置を提示することを目的とする。
より少ない計算量で誤り訂正符号を復号化する復号方法
及び装置を提示することを目的とする。
【００１１】本発明はまた、高速に復号結果を得ること
ができる復号方法及び装置を提示することを目的とす
る。
ができる復号方法及び装置を提示することを目的とす
る。
【００１２】
【課題を解決するための手段】本発明に係る復号方法
は、入力信号を軟判定する軟判定ステップと、当該軟判
定ステップの判定結果に、復号回数に応じて漸増し１で
飽和する可変パラメータに第１の可変行列を乗算した結
果を加算し、一時行列に代入する演算処理ステップであ
って、当該可変パラメータ及び第１の可変行列の少なく
とも一方の値が０である第１演算ステップと、当該一時
行列に最も近い符号語を探索する探索ステップと、当該
探索ステップの探索が成功した場合に、当該探索ステッ
プで探索された符号語から、その各１ビットを反転した
状態での最も確からしい符号語の探索により、当該第１
の可変行列を算出する第２演算ステップと、当該探索ス
テップの探索が成功しない場合に、当該一時行列を硬判
定し、その判定結果の復号結果に従い、当該第１の可変
行列を演算する第３演算ステップと、当該第１演算ステ
ップ、当該探索ステップ、当該第２演算ステップ及び当
該第３演算ステップを所定回数実行した後、当該一時行
列を硬判定する硬判定ステップとを具備することを特徴
とする。
は、入力信号を軟判定する軟判定ステップと、当該軟判
定ステップの判定結果に、復号回数に応じて漸増し１で
飽和する可変パラメータに第１の可変行列を乗算した結
果を加算し、一時行列に代入する演算処理ステップであ
って、当該可変パラメータ及び第１の可変行列の少なく
とも一方の値が０である第１演算ステップと、当該一時
行列に最も近い符号語を探索する探索ステップと、当該
探索ステップの探索が成功した場合に、当該探索ステッ
プで探索された符号語から、その各１ビットを反転した
状態での最も確からしい符号語の探索により、当該第１
の可変行列を算出する第２演算ステップと、当該探索ス
テップの探索が成功しない場合に、当該一時行列を硬判
定し、その判定結果の復号結果に従い、当該第１の可変
行列を演算する第３演算ステップと、当該第１演算ステ
ップ、当該探索ステップ、当該第２演算ステップ及び当
該第３演算ステップを所定回数実行した後、当該一時行
列を硬判定する硬判定ステップとを具備することを特徴
とする。
【００１３】本発明に係る復号装置は、入力信号を軟判
定する軟判定手段と、当該軟判定手段の判定結果に、復
号回数に応じて漸増し１で飽和する可変パラメータに第
１の可変行列を乗算した結果を加算し、一時行列に代入
する第１の演算手段であって、初期的には当該可変パラ
メータ及び第１の可変行列の少なくとも一方の値が０で
ある第１演算手段と、当該一時行列に最も近い符号語を
探索する探索手段と、当該探索手段で探索された符号語
から、その各１ビットを反転した状態での最も確からし
い符号語の探索により、当該第１の可変行列を算出する
第２演算手段と、当該一時行列を硬判定し、その判定結
果の復号結果に従い、当該第１の可変行列を演算する第
３演算手段と、当該探索手段の探索が成功した場合に、
当該第２演算手段による当該第１の可変行列を選択し、
そうでない場合に、当該第３演算手段による当該第１の
可変行列を選択する選択手段と、当該第１の演算手段、
当該探索手段、当該第２演算手段及び当該第３演算手段
を所定回数実行した後、当該一時行列を硬判定する硬判
定手段とを具備することを特徴とする。
定する軟判定手段と、当該軟判定手段の判定結果に、復
号回数に応じて漸増し１で飽和する可変パラメータに第
１の可変行列を乗算した結果を加算し、一時行列に代入
する第１の演算手段であって、初期的には当該可変パラ
メータ及び第１の可変行列の少なくとも一方の値が０で
ある第１演算手段と、当該一時行列に最も近い符号語を
探索する探索手段と、当該探索手段で探索された符号語
から、その各１ビットを反転した状態での最も確からし
い符号語の探索により、当該第１の可変行列を算出する
第２演算手段と、当該一時行列を硬判定し、その判定結
果の復号結果に従い、当該第１の可変行列を演算する第
３演算手段と、当該探索手段の探索が成功した場合に、
当該第２演算手段による当該第１の可変行列を選択し、
そうでない場合に、当該第３演算手段による当該第１の
可変行列を選択する選択手段と、当該第１の演算手段、
当該探索手段、当該第２演算手段及び当該第３演算手段
を所定回数実行した後、当該一時行列を硬判定する硬判
定手段とを具備することを特徴とする。
【００１４】
【実施例】以下、図面を参照して、本発明の実施例を詳
細に説明する。
細に説明する。
【００１５】図１は、本発明の一実施例の主ルーチンの
フローチャートを示す。本実施例では、信号は、先ず、
ＢＣＨ（６３，５７）により行方向で誤り訂正符号化さ
れ、次に、ＢＣＨ（６３，５７）により列方向で誤り訂
正符号化される。このように２方向で誤り訂正符号化さ
れた符号が、光伝送路に送出される。換言すると、本実
施例では、送信データは、２種類の要素符号、即ち符号
１及び符号２の積符号により符号化されている。各符号
はそれぞれ（ｎ１，ｋ１）符号、（ｎ２，ｋ２）符号で
あり、それぞれｔ１及びｔ２ビット（又はバイト）訂正
可能な誤り訂正符号であるとする。（ｎ，ｋ）符号は、
符号長がｎビット（又はバイト）、情報ビット（又はバ
イト）数がｋの誤り訂正符号であるとする。積符号の定
義により、このようにして得られる誤り訂正符号（符号
１）×（符号２）は、（ｎ１×ｎ ２，ｋ１×ｋ２）符号
であり、ｔ１×ｔ２ビット（又はバイト）の訂正能力を
有する。
フローチャートを示す。本実施例では、信号は、先ず、
ＢＣＨ（６３，５７）により行方向で誤り訂正符号化さ
れ、次に、ＢＣＨ（６３，５７）により列方向で誤り訂
正符号化される。このように２方向で誤り訂正符号化さ
れた符号が、光伝送路に送出される。換言すると、本実
施例では、送信データは、２種類の要素符号、即ち符号
１及び符号２の積符号により符号化されている。各符号
はそれぞれ（ｎ１，ｋ１）符号、（ｎ２，ｋ２）符号で
あり、それぞれｔ１及びｔ２ビット（又はバイト）訂正
可能な誤り訂正符号であるとする。（ｎ，ｋ）符号は、
符号長がｎビット（又はバイト）、情報ビット（又はバ
イト）数がｋの誤り訂正符号であるとする。積符号の定
義により、このようにして得られる誤り訂正符号（符号
１）×（符号２）は、（ｎ１×ｎ ２，ｋ１×ｋ２）符号
であり、ｔ１×ｔ２ビット（又はバイト）の訂正能力を
有する。
【００１６】受信装置は、先ず、受信した光パルスを軟
判定し（Ｓ１）、判定結果を２次元配列Ｒに格納する
（Ｓ２）。配列Ｒの行数をｎ１、列数をｎ２とする。本
実施例では、ｎ１，ｎ２共に６４である。
判定し（Ｓ１）、判定結果を２次元配列Ｒに格納する
（Ｓ２）。配列Ｒの行数をｎ１、列数をｎ２とする。本
実施例では、ｎ１，ｎ２共に６４である。
【００１７】軟判定は、本来、２値の光パルス値を複数
の閾値により暫定的に判定する処理である。これに対
し、本来、２値の光パルス値を単一の閾値で判定する処
理は硬判定と呼ばれる。図２及び図３は、同じ受信光波
形に対する硬判定及び軟判定の例をそれぞれ示す。図２
に例示する硬判定では、受信値（ａ１，ａ２，ａ３，ａ
４）は、２進表現では（１，１，０，１）と判定され
る。これに対し、図３に示す軟判定では、受信値
（ａ１，ａ２，ａ３，ａ４）は、２ビットの２進表現で
は（１１，１０，００，１１）と判定され、０から１の
範囲の中間値で表現する場合には、（０．８７５，０．
６２５，０．１２５，０．８７５）となる。本実施例で
は、３ビットの軟判定（７個の閾値）の採用する。
の閾値により暫定的に判定する処理である。これに対
し、本来、２値の光パルス値を単一の閾値で判定する処
理は硬判定と呼ばれる。図２及び図３は、同じ受信光波
形に対する硬判定及び軟判定の例をそれぞれ示す。図２
に例示する硬判定では、受信値（ａ１，ａ２，ａ３，ａ
４）は、２進表現では（１，１，０，１）と判定され
る。これに対し、図３に示す軟判定では、受信値
（ａ１，ａ２，ａ３，ａ４）は、２ビットの２進表現で
は（１１，１０，００，１１）と判定され、０から１の
範囲の中間値で表現する場合には、（０．８７５，０．
６２５，０．１２５，０．８７５）となる。本実施例で
は、３ビットの軟判定（７個の閾値）の採用する。
【００１８】誤り訂正符号の復号化処理を規定回数、実
行する（Ｓ３〜Ｓ９）。本実施例では、行と列のそれぞ
れで８回、全体では１６回の復号化処理を実行する。そ
のループ変数ｐに０を代入し（Ｓ３）、インクリメント
して（Ｓ４）、以下の行列演算 Ｕ＝Ｒ＋ａｐ×Ｗ （１） を実行する（Ｓ５）。ここで、Ｕはｎ１×ｎ２の作業用
行列である。ａｐは、０．０、０．２、０、３、０．
５、０．７、０．９、１．０というように、式（１）の
演算毎に漸増し、１．０で飽和する定数である。式
（１）でのａｐの値、即ち、演算毎のａｐの変化量は、
経験的に決定される。Ｗはｎ１×ｎ２の行列からなり、
外部情報と呼ばれる。通常、Ｗの全要素の初期値はゼロ
であるが、本実施例では、ａｐの初期値が０であるの
で、Ｗの初期値は任意で良い。Ｗの内容は、後述する演
算により変更される。
行する（Ｓ３〜Ｓ９）。本実施例では、行と列のそれぞ
れで８回、全体では１６回の復号化処理を実行する。そ
のループ変数ｐに０を代入し（Ｓ３）、インクリメント
して（Ｓ４）、以下の行列演算 Ｕ＝Ｒ＋ａｐ×Ｗ （１） を実行する（Ｓ５）。ここで、Ｕはｎ１×ｎ２の作業用
行列である。ａｐは、０．０、０．２、０、３、０．
５、０．７、０．９、１．０というように、式（１）の
演算毎に漸増し、１．０で飽和する定数である。式
（１）でのａｐの値、即ち、演算毎のａｐの変化量は、
経験的に決定される。Ｗはｎ１×ｎ２の行列からなり、
外部情報と呼ばれる。通常、Ｗの全要素の初期値はゼロ
であるが、本実施例では、ａｐの初期値が０であるの
で、Ｗの初期値は任意で良い。Ｗの内容は、後述する演
算により変更される。
【００１９】ｐが偶数の場合には（Ｓ７）、行の復号を
実行し（Ｓ８）、ｐが奇数の場合には列の復号を実行す
る（Ｓ９）。すなわち、行の復号と列の復号を交互に実
行する。これにより、多くの誤りを徐々に訂正する。
実行し（Ｓ８）、ｐが奇数の場合には列の復号を実行す
る（Ｓ９）。すなわち、行の復号と列の復号を交互に実
行する。これにより、多くの誤りを徐々に訂正する。
【００２０】行の復号と列の復号をそれぞれ８回、合計
で１６回実行すると（Ｓ６）、最終的なＵの全要素を硬
判定し、即ち、全要素をそれぞれ中間値０．５で０又は
１に２値化し、判定結果を最終的な復号結果とする（Ｓ
１０）。
で１６回実行すると（Ｓ６）、最終的なＵの全要素を硬
判定し、即ち、全要素をそれぞれ中間値０．５で０又は
１に２値化し、判定結果を最終的な復号結果とする（Ｓ
１０）。
【００２１】図４は、行の復号処理（Ｓ８）の詳細なフ
ローチャートを示す。ここでは、行数ｎ１だけ同じ演算
を実行する。そのために、先ず、ループ変数ｋ１に０を
代入し（Ｓ２１）、インクリメントする（Ｓ２２）。
ローチャートを示す。ここでは、行数ｎ１だけ同じ演算
を実行する。そのために、先ず、ループ変数ｋ１に０を
代入し（Ｓ２１）、インクリメントする（Ｓ２２）。
【００２２】Ｕのｋ１番目の行ベクトルを取り出してＵ
ｋ１に代入し（Ｓ２３）、ハミング距離がＵｋ１に最も
近い符号２の符号語Ｄ２を探索する（Ｓ２４）。ハミン
グ距離は、２つの語の間の距離を示す量である。例え
ば、符号語Ｘ＝（ｘ１，ｘ２，・・・，ｘｎ）と符号語
Ｙ＝（ｙ１，ｙ２，・・・，ｙｎ）との間のハミング距
離ｄは、各要素の差の２乗（ｘｉ−ｙｉ）２の和で定義
される。ハミング距離の最も近い符号語を探索する方法
として、Ｃｈａｓｅアルゴリズムが知られている（Ｄ．
Ｃｈａｓｅ，”Ｃｌａｓｓ ｏｆ ａｌｇｏｒｉｔｈ
ｍｓ ｆｏｒ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｂｌｏｃｋ ｃｏｄ
ｅｓ ｗｉｔｈ ｃｈａｎｎｅｌ ｍｅａｓｕｒｅｍｅ
ｎｔ ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ”， ＩＥＥＥ Ｔｒａ
ｎｓ． ｏｎ ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒ
ｙ， ｖｏｌ． ＩＴ−１８， Ｎｏ．１，Ｊａｎ．，
（１９７２））。
ｋ１に代入し（Ｓ２３）、ハミング距離がＵｋ１に最も
近い符号２の符号語Ｄ２を探索する（Ｓ２４）。ハミン
グ距離は、２つの語の間の距離を示す量である。例え
ば、符号語Ｘ＝（ｘ１，ｘ２，・・・，ｘｎ）と符号語
Ｙ＝（ｙ１，ｙ２，・・・，ｙｎ）との間のハミング距
離ｄは、各要素の差の２乗（ｘｉ−ｙｉ）２の和で定義
される。ハミング距離の最も近い符号語を探索する方法
として、Ｃｈａｓｅアルゴリズムが知られている（Ｄ．
Ｃｈａｓｅ，”Ｃｌａｓｓ ｏｆ ａｌｇｏｒｉｔｈ
ｍｓ ｆｏｒ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｂｌｏｃｋ ｃｏｄ
ｅｓ ｗｉｔｈ ｃｈａｎｎｅｌ ｍｅａｓｕｒｅｍｅ
ｎｔ ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ”， ＩＥＥＥ Ｔｒａ
ｎｓ． ｏｎ ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒ
ｙ， ｖｏｌ． ＩＴ−１８， Ｎｏ．１，Ｊａｎ．，
（１９７２））。
【００２３】ステップＳ２４で符号語Ｄ２を発見できた
場合（Ｓ２５）、図５に示す既存の方法で外部情報Ｗの
行ベクトルＷｋ１を計算し（Ｓ２６）、符号語Ｄ２を発
見できない場合（Ｓ２５）、図６に示す簡略化された方
法で外部情報Ｗの行ベクトルＷｋ１を計算する（Ｓ２
７）。
場合（Ｓ２５）、図５に示す既存の方法で外部情報Ｗの
行ベクトルＷｋ１を計算し（Ｓ２６）、符号語Ｄ２を発
見できない場合（Ｓ２５）、図６に示す簡略化された方
法で外部情報Ｗの行ベクトルＷｋ１を計算する（Ｓ２
７）。
【００２４】ｋ１がｎ１に等しくなるまで（Ｓ２８）、
ステップＳ２２〜Ｓ２７を繰り返す。これにより、配列
Ｗの各行には、Ｕのｎ１個の各行ベクトルからステップ
Ｓ２６又はＳ２７により計算された行ベクトルが格納さ
れる。
ステップＳ２２〜Ｓ２７を繰り返す。これにより、配列
Ｗの各行には、Ｕのｎ１個の各行ベクトルからステップ
Ｓ２６又はＳ２７により計算された行ベクトルが格納さ
れる。
【００２５】図５は、外部情報Ｗの行ベクトルＷｋ１を
公知の方法で計算するステップＳ２６の詳細なフローチ
ャートを示す。ループ変数ｍを０で初期化し（Ｓ３
１）、インクリメントする（Ｓ３２）。
公知の方法で計算するステップＳ２６の詳細なフローチ
ャートを示す。ループ変数ｍを０で初期化し（Ｓ３
１）、インクリメントする（Ｓ３２）。
【００２６】符号語Ｄ２のｍ番目のビットｄｍを反転し
たベクトルＤ２’を作成し（Ｓ３３）、ハミング距離が
Ｄ２’に最も近い、符号２の符号語Ｃ２を探索する（Ｓ
３４）。Ｓ３３，Ｓ３４の代わりに、ｍ番目のビットが
符号語Ｄ２のそれとは異なる条件の下で、Ｕｋ１にハミ
ング距離が最も近い符号２の符号語Ｃ２を探索してもよ
い。
たベクトルＤ２’を作成し（Ｓ３３）、ハミング距離が
Ｄ２’に最も近い、符号２の符号語Ｃ２を探索する（Ｓ
３４）。Ｓ３３，Ｓ３４の代わりに、ｍ番目のビットが
符号語Ｄ２のそれとは異なる条件の下で、Ｕｋ１にハミ
ング距離が最も近い符号２の符号語Ｃ２を探索してもよ
い。
【００２７】ステップＳ３４で符号語Ｃ２を発見できた
場合（Ｓ３５）、Ｒｋ１，Ｃ２，Ｄ ２から下記式によ
り、 ｖｍ＝ｄｍ×（｜Ｒｋ１−Ｃ２｜２−｜Ｒｋ１−Ｄ２｜２）／４ （２） 作業用の行ベクトルＶｋ１の要素ｖｍを計算する（Ｓ３
６）。ステップＳ３４で符号語Ｃ２を発見できない場合
（Ｓ３５）、下記式 ｖｍ＝ｂｐ×ｄｍ （３） から、作業用の行ベクトルＶｋ１の要素ｖｍを計算する
（Ｓ３７）。ｂｐは、ａ ｐと同様に、０以上、１以下の
範囲で、図１に示すループ変数ｐに対して漸増し、最終
的に１．０で固定されるパラメータである。例えば、本
実施例では、ｂｐは、ｐに対して、０．２、０．４、
０．６、０．８、１．０，１．０、・・・と変化する。
ｂｐの各数値は数値シミュレーション等により経験的に
得られる。ｄ ｍは、符号語Ｄ２のｍ番目の要素である。
場合（Ｓ３５）、Ｒｋ１，Ｃ２，Ｄ ２から下記式によ
り、 ｖｍ＝ｄｍ×（｜Ｒｋ１−Ｃ２｜２−｜Ｒｋ１−Ｄ２｜２）／４ （２） 作業用の行ベクトルＶｋ１の要素ｖｍを計算する（Ｓ３
６）。ステップＳ３４で符号語Ｃ２を発見できない場合
（Ｓ３５）、下記式 ｖｍ＝ｂｐ×ｄｍ （３） から、作業用の行ベクトルＶｋ１の要素ｖｍを計算する
（Ｓ３７）。ｂｐは、ａ ｐと同様に、０以上、１以下の
範囲で、図１に示すループ変数ｐに対して漸増し、最終
的に１．０で固定されるパラメータである。例えば、本
実施例では、ｂｐは、ｐに対して、０．２、０．４、
０．６、０．８、１．０，１．０、・・・と変化する。
ｂｐの各数値は数値シミュレーション等により経験的に
得られる。ｄ ｍは、符号語Ｄ２のｍ番目の要素である。
【００２８】ｍがｎ２に等しくなるまで（Ｓ３８）、Ｓ
３２〜Ｓ３７の処理を繰り返す。ｍがｎ２に等しくなる
と（Ｓ３８）、ステップＳ３６，Ｓ３７で得られたｖｍ
からなる行ベクトルＶｋ１と、受信信号Ｒの行ベクトル
Ｒｋ１から、下記式 Ｗｋ１＝Ｖｋ１−Ｒｋ１ （４） により外部情報Ｗのｋ１目の行ベクトルＷｋ１を算出す
る（Ｓ３９）。
３２〜Ｓ３７の処理を繰り返す。ｍがｎ２に等しくなる
と（Ｓ３８）、ステップＳ３６，Ｓ３７で得られたｖｍ
からなる行ベクトルＶｋ１と、受信信号Ｒの行ベクトル
Ｒｋ１から、下記式 Ｗｋ１＝Ｖｋ１−Ｒｋ１ （４） により外部情報Ｗのｋ１目の行ベクトルＷｋ１を算出す
る（Ｓ３９）。
【００２９】図５に示すような、１ビットを反転して最
も確からしい符号語を探索し、その結果により、対応す
る要素を推定するという総当たり探索処理は、要素数が
増えるほどに、急速に演算時間がかかることは明らかで
ある。勿論、ハードウエアにより同時演算すればよい
が、その場合、要素数の変化に対応できない、要素数が
増えるとハードウエアの規模が大きくなる、といった問
題点がある。
も確からしい符号語を探索し、その結果により、対応す
る要素を推定するという総当たり探索処理は、要素数が
増えるほどに、急速に演算時間がかかることは明らかで
ある。勿論、ハードウエアにより同時演算すればよい
が、その場合、要素数の変化に対応できない、要素数が
増えるとハードウエアの規模が大きくなる、といった問
題点がある。
【００３０】図６は、外部情報Ｗの行ベクトルＷｋ１を
簡略な方法で計算するステップＳ２７の詳細なフローチ
ャートを示す。
簡略な方法で計算するステップＳ２７の詳細なフローチ
ャートを示す。
【００３１】行列Ｕのｋ１番目の行ベクトルＵｋ１を硬
判定し、その判定結果をＤ２に代入する（Ｓ４１）。行
方向ではｔ２ビット（又はバイト）の誤り訂正能力を有
する符号２で誤り訂正符号化されているので、ｔ２ビッ
ト（バイト）以下の誤りを完全に訂正可能な復号処理で
Ｄ２を復号（誤り訂正）する（Ｓ４２）。
判定し、その判定結果をＤ２に代入する（Ｓ４１）。行
方向ではｔ２ビット（又はバイト）の誤り訂正能力を有
する符号２で誤り訂正符号化されているので、ｔ２ビッ
ト（バイト）以下の誤りを完全に訂正可能な復号処理で
Ｄ２を復号（誤り訂正）する（Ｓ４２）。
【００３２】ステップＳ４２により復号結果Ｃ２が得ら
れた場合（Ｓ４３）、下記式 Ｗｋ１＝Ｃ２−Ｕｋ１ （５） により外部情報Ｗのｋ１目の行ベクトルＷｋ１を算出す
る（Ｓ４４）。復号結果Ｃ２が得られない場合（Ｓ４
３）、即ち、誤りを訂正しきれない場合、下記式 Ｗｋ１＝Ｄ２−Ｕｋ１ （６） により外部情報Ｗのｋ１目の行ベクトルＷｋ１を算出す
る（Ｓ４５）。
れた場合（Ｓ４３）、下記式 Ｗｋ１＝Ｃ２−Ｕｋ１ （５） により外部情報Ｗのｋ１目の行ベクトルＷｋ１を算出す
る（Ｓ４４）。復号結果Ｃ２が得られない場合（Ｓ４
３）、即ち、誤りを訂正しきれない場合、下記式 Ｗｋ１＝Ｄ２−Ｕｋ１ （６） により外部情報Ｗのｋ１目の行ベクトルＷｋ１を算出す
る（Ｓ４５）。
【００３３】このように、本実施例では、行の復号処理
（図４）で符号語Ｄ２を発見できない場合（Ｓ２５）、
図６に示すように、ユークリッド法により簡略的にＤ２
を復号し、その結果により外部情報Ｗのｋ１目の行ベク
トルＷｋ１を算出するので、計算時間を大幅に短縮でき
る。
（図４）で符号語Ｄ２を発見できない場合（Ｓ２５）、
図６に示すように、ユークリッド法により簡略的にＤ２
を復号し、その結果により外部情報Ｗのｋ１目の行ベク
トルＷｋ１を算出するので、計算時間を大幅に短縮でき
る。
【００３４】図７は、図１のステップＳ９（列の復号処
理）の詳細なフローチャートを示す。列方向の復号処理
の内容は、基本的には上述した行方向の復号処理と同じ
である。
理）の詳細なフローチャートを示す。列方向の復号処理
の内容は、基本的には上述した行方向の復号処理と同じ
である。
【００３５】列数ｎ２だけ同じ演算を実行するために、
先ず、ループ変数ｋ２に０を代入し（Ｓ５１）、インク
リメントする（Ｓ５２）。
先ず、ループ変数ｋ２に０を代入し（Ｓ５１）、インク
リメントする（Ｓ５２）。
【００３６】Ｕのｋ２番目の列ベクトルを取り出してＵ
ｋ２に代入し（Ｓ５３）、ハミング距離がＵｋ２に最も
近い符号１の符号語Ｄ１を探索する（Ｓ５４）。ステッ
プＳ５４で符号語Ｄ１を発見できた場合（Ｓ５５）、図
８に示す既存の方法で外部情報Ｗの行ベクトルＷｋ２を
計算し（Ｓ５６）、符号語Ｄ１を発見できない場合（Ｓ
５５）、図９に示す簡略化された方法で外部情報Ｗの行
ベクトルＷｋ２を計算する（Ｓ５７）。
ｋ２に代入し（Ｓ５３）、ハミング距離がＵｋ２に最も
近い符号１の符号語Ｄ１を探索する（Ｓ５４）。ステッ
プＳ５４で符号語Ｄ１を発見できた場合（Ｓ５５）、図
８に示す既存の方法で外部情報Ｗの行ベクトルＷｋ２を
計算し（Ｓ５６）、符号語Ｄ１を発見できない場合（Ｓ
５５）、図９に示す簡略化された方法で外部情報Ｗの行
ベクトルＷｋ２を計算する（Ｓ５７）。
【００３７】ｋ２がｎ２に等しくなるまで（Ｓ５８）、
ステップＳ５２〜Ｓ５７を繰り返す。これにより、配列
Ｗの各行には、Ｕのｎ２個の各列ベクトルからステップ
Ｓ５６又はＳ５７により計算された列（外）ベクトルが
格納される。
ステップＳ５２〜Ｓ５７を繰り返す。これにより、配列
Ｗの各行には、Ｕのｎ２個の各列ベクトルからステップ
Ｓ５６又はＳ５７により計算された列（外）ベクトルが
格納される。
【００３８】図８は、外部情報Ｗの行ベクトルＷｋ１を
公知の方法で計算するステップＳ５６の詳細なフローチ
ャートを示す。ループ変数ｍを０で初期化し（Ｓ６
１）、インクリメントする（Ｓ６２）。
公知の方法で計算するステップＳ５６の詳細なフローチ
ャートを示す。ループ変数ｍを０で初期化し（Ｓ６
１）、インクリメントする（Ｓ６２）。
【００３９】符号語Ｄ１のｍ番目のビットｄｍを反転し
たベクトルＤ１’を作成し（Ｓ６３）、ハミング距離が
Ｄ１’に最も近い、符号１の符号語Ｃ１を探索する（Ｓ
６４）。Ｓ６３，Ｓ６４の代わりに、ｍ番目のビットが
符号語Ｄ１のそれとは異なる条件の下で、Ｕｋ２にハミ
ング距離が最も近い符号１の符号語Ｃ１を探索してもよ
い。
たベクトルＤ１’を作成し（Ｓ６３）、ハミング距離が
Ｄ１’に最も近い、符号１の符号語Ｃ１を探索する（Ｓ
６４）。Ｓ６３，Ｓ６４の代わりに、ｍ番目のビットが
符号語Ｄ１のそれとは異なる条件の下で、Ｕｋ２にハミ
ング距離が最も近い符号１の符号語Ｃ１を探索してもよ
い。
【００４０】ステップＳ６４で符号語Ｃ１を発見できた
場合（Ｓ６５）、Ｒｋ２，Ｃ１，Ｄ １から下記式によ
り、 ｖｍ＝ｄｍ×（｜Ｒｋ２−Ｃ１｜２−｜Ｒｋ２−Ｄ１｜２）／４ （７） 作業用の列ベクトルＶｋ２の要素ｖｍを計算する（Ｓ６
６）。ステップＳ６４で符号語Ｃ１を発見できない場合
（Ｓ６５）、下記式 ｖｍ＝ｂｐ×ｄｍ （８） から、作業用の列ベクトルＶｋ２の要素ｖｍを計算する
（Ｓ６７）。ｂｐは、図５の場合と同じように、ｐに対
して変化するパラメータである。ｄｍは、符号語Ｄ２の
ｍ番目の要素である。
場合（Ｓ６５）、Ｒｋ２，Ｃ１，Ｄ １から下記式によ
り、 ｖｍ＝ｄｍ×（｜Ｒｋ２−Ｃ１｜２−｜Ｒｋ２−Ｄ１｜２）／４ （７） 作業用の列ベクトルＶｋ２の要素ｖｍを計算する（Ｓ６
６）。ステップＳ６４で符号語Ｃ１を発見できない場合
（Ｓ６５）、下記式 ｖｍ＝ｂｐ×ｄｍ （８） から、作業用の列ベクトルＶｋ２の要素ｖｍを計算する
（Ｓ６７）。ｂｐは、図５の場合と同じように、ｐに対
して変化するパラメータである。ｄｍは、符号語Ｄ２の
ｍ番目の要素である。
【００４１】ｍがｎ１に等しくなるまで（Ｓ６８）、Ｓ
６２〜Ｓ６７の処理を繰り返す。ｍがｎ２に等しくなる
と（Ｓ６８）、ステップＳ６６，Ｓ６７で得られたｖｍ
からなる列ベクトルＶｋ２と、受信信号Ｒの行ベクトル
Ｒｋ２から、下記式 Ｗｋ２＝Ｖｋ２−Ｒｋ２ （９） により外部情報Ｗのｋ２目の行ベクトルＷｋ２を算出す
る（Ｓ６９）。
６２〜Ｓ６７の処理を繰り返す。ｍがｎ２に等しくなる
と（Ｓ６８）、ステップＳ６６，Ｓ６７で得られたｖｍ
からなる列ベクトルＶｋ２と、受信信号Ｒの行ベクトル
Ｒｋ２から、下記式 Ｗｋ２＝Ｖｋ２−Ｒｋ２ （９） により外部情報Ｗのｋ２目の行ベクトルＷｋ２を算出す
る（Ｓ６９）。
【００４２】図９は、外部情報Ｗの列ベクトルＷｋ２を
簡略な方法で計算するステップＳ５７の詳細なフローチ
ャートを示す。
簡略な方法で計算するステップＳ５７の詳細なフローチ
ャートを示す。
【００４３】行列Ｕのｋ２番目の行ベクトルＵｋ２を硬
判定し、その判定結果をＤ１に代入する（Ｓ７１）。列
方向ではｔ１ビット（又はバイト）の誤り訂正能力を有
する符号１で誤り訂正符号化されているので、ｔ１ビッ
ト（バイト）以下の誤りを完全に訂正可能な復号処理で
Ｄ１を復号（誤り訂正）する（Ｓ７２）。
判定し、その判定結果をＤ１に代入する（Ｓ７１）。列
方向ではｔ１ビット（又はバイト）の誤り訂正能力を有
する符号１で誤り訂正符号化されているので、ｔ１ビッ
ト（バイト）以下の誤りを完全に訂正可能な復号処理で
Ｄ１を復号（誤り訂正）する（Ｓ７２）。
【００４４】ステップＳ７２により復号結果Ｃ１が得ら
れた場合（Ｓ７３）、下記式 Ｗｋ２＝Ｃ１−Ｕｋ２ （１０） により外部情報Ｗのｋ２目の列ベクトルＷｋ２を算出す
る（Ｓ７４）。復号結果Ｃ１が得られない場合（Ｓ７
３）、即ち、誤りを訂正しきれない場合、下記式 Ｗｋ２＝Ｄ１−Ｕｋ２ （１１） により外部情報Ｗのｋ２目の列ベクトルＷｋ２を算出す
る（Ｓ７５）。
れた場合（Ｓ７３）、下記式 Ｗｋ２＝Ｃ１−Ｕｋ２ （１０） により外部情報Ｗのｋ２目の列ベクトルＷｋ２を算出す
る（Ｓ７４）。復号結果Ｃ１が得られない場合（Ｓ７
３）、即ち、誤りを訂正しきれない場合、下記式 Ｗｋ２＝Ｄ１−Ｕｋ２ （１１） により外部情報Ｗのｋ２目の列ベクトルＷｋ２を算出す
る（Ｓ７５）。
【００４５】このように、本実施例では、各列の復号処
理（図４）で符号語Ｄ１を発見できない場合（Ｓ５
５）、図９に示すように、ユークリッド法により簡略的
にＤ１を復号し、その結果により外部情報Ｗのｋ２目の
列ベクトルＷｋ２を算出するので、計算時間を大幅に短
縮できる。
理（図４）で符号語Ｄ１を発見できない場合（Ｓ５
５）、図９に示すように、ユークリッド法により簡略的
にＤ１を復号し、その結果により外部情報Ｗのｋ２目の
列ベクトルＷｋ２を算出するので、計算時間を大幅に短
縮できる。
【００４６】図１０は、本発明に係る装置の概略構成ブ
ロック図を示す。受光器１０は光伝送路から入力する光
パルスを電気信号に変換し、軟判定回路１２が、受光器
１０の出力電気信号を７レベルで軟判定する。その判定
結果Ｒは、メモリ１４に格納される。演算回路１６が、
図１のステップＳ５における演算を実行する。行復号回
路１８が図１のステップＳ８における復号処理（図４）
を実行し、列復号回路２０が、図１のステップＳ９にお
ける復号処理（図７）を実行する。硬判定回路２２は、
行復号回路１８及び列復号回路２０による所定回数の復
号処理により得られたＵを最終的に硬判定する。システ
ム制御回路２４は、演算回路１６、行復号回路１８、列
復号回路２０及び硬判定回路２２の動作タイミングを制
御し、演算回路１６におけるａｐ並びに回路１８，２０
におけるｂｐを制御する。
ロック図を示す。受光器１０は光伝送路から入力する光
パルスを電気信号に変換し、軟判定回路１２が、受光器
１０の出力電気信号を７レベルで軟判定する。その判定
結果Ｒは、メモリ１４に格納される。演算回路１６が、
図１のステップＳ５における演算を実行する。行復号回
路１８が図１のステップＳ８における復号処理（図４）
を実行し、列復号回路２０が、図１のステップＳ９にお
ける復号処理（図７）を実行する。硬判定回路２２は、
行復号回路１８及び列復号回路２０による所定回数の復
号処理により得られたＵを最終的に硬判定する。システ
ム制御回路２４は、演算回路１６、行復号回路１８、列
復号回路２０及び硬判定回路２２の動作タイミングを制
御し、演算回路１６におけるａｐ並びに回路１８，２０
におけるｂｐを制御する。
【００４７】行復号処理回路１８では、行ベクトル抽出
回路３０が、メモリ１４に記憶される行列Ｕから、制御
回路３２の制御下で、１行目からｎ１行目までの各行ベ
クトルＵｋ１を順次、読み出し、出力する。
回路３０が、メモリ１４に記憶される行列Ｕから、制御
回路３２の制御下で、１行目からｎ１行目までの各行ベ
クトルＵｋ１を順次、読み出し、出力する。
【００４８】符号語Ｄ２探索回路３４は、図４のステッ
プＳ２４に従い、ハミング距離がＵ ｋ１に最も近い符号
２の符号語Ｄ２を探索する。Ｗｋ１計算回路３６は、符
号語Ｄ２を発見できたときに符号語Ｄ２探索回路３４か
ら出力される符号語Ｄ２から、図４のステップＳ２６及
び図５に示されるように、総当たり方式で、行ベクトル
Ｗｋ１を計算する。
プＳ２４に従い、ハミング距離がＵ ｋ１に最も近い符号
２の符号語Ｄ２を探索する。Ｗｋ１計算回路３６は、符
号語Ｄ２を発見できたときに符号語Ｄ２探索回路３４か
ら出力される符号語Ｄ２から、図４のステップＳ２６及
び図５に示されるように、総当たり方式で、行ベクトル
Ｗｋ１を計算する。
【００４９】他方、硬判定回路３８及びＷｋ１計算回路
４０は、符号語Ｄ２探索回路３４が符号語Ｄ２を発見で
きない場合の図６の処理を実行する。即ち、硬判定回路
３８は、行ベクトル抽出回路３０から出力される行ベク
トルＵｋ１を硬判定し、その結果をＤ２としてＷｋ１計
算回路４０に印加する。Ｗｋ１計算回路４０は、誤り訂
正能力ｔ２ビット（バイト）の代数演算でＤ２を復号
（誤り訂正）し、その復号結果に従い、図６のステップ
Ｓ４４，Ｓ４５に示すように、行ベクトルＷｋ１を計算
する。
４０は、符号語Ｄ２探索回路３４が符号語Ｄ２を発見で
きない場合の図６の処理を実行する。即ち、硬判定回路
３８は、行ベクトル抽出回路３０から出力される行ベク
トルＵｋ１を硬判定し、その結果をＤ２としてＷｋ１計
算回路４０に印加する。Ｗｋ１計算回路４０は、誤り訂
正能力ｔ２ビット（バイト）の代数演算でＤ２を復号
（誤り訂正）し、その復号結果に従い、図６のステップ
Ｓ４４，Ｓ４５に示すように、行ベクトルＷｋ１を計算
する。
【００５０】符号語Ｄ２探索回路３４は、符号語Ｄ２を
探索できたときには、スイッチ４２にＷｋ１計算回路３
６の出力を選択させ、符号語Ｄ２を探索できないときに
は、スイッチ４２にＷｋ１計算回路４０の出力を選択さ
せる。これにより、図４のステップＳ２６，Ｓ２７で計
算したのと同じ内容の行ベクトルＷｋ１でメモリ１６の
外部情報Ｗが書き換えられる。
探索できたときには、スイッチ４２にＷｋ１計算回路３
６の出力を選択させ、符号語Ｄ２を探索できないときに
は、スイッチ４２にＷｋ１計算回路４０の出力を選択さ
せる。これにより、図４のステップＳ２６，Ｓ２７で計
算したのと同じ内容の行ベクトルＷｋ１でメモリ１６の
外部情報Ｗが書き換えられる。
【００５１】列復号回路２０の構成は、基本的には行復
号回路１８の構成と同じである。列復号処理回路２０で
は、列ベクトル抽出回路５０が、メモリ１４に記憶され
る行列Ｕから、制御回路５２の制御下で、１列目からｎ
２列目までの各列ベクトルＵ ｋ２を順次、読み出し、出
力する。
号回路１８の構成と同じである。列復号処理回路２０で
は、列ベクトル抽出回路５０が、メモリ１４に記憶され
る行列Ｕから、制御回路５２の制御下で、１列目からｎ
２列目までの各列ベクトルＵ ｋ２を順次、読み出し、出
力する。
【００５２】符号語Ｄ１探索回路５４は、図７のステッ
プＳ５４に従い、ハミング距離がＵ ｋ２に最も近い符号
１の符号語Ｄ１を探索する。Ｗｋ２計算回路５６は、符
号語Ｄ１を発見できたときに符号語Ｄ１探索回路４８か
ら出力される符号語Ｄ１から、図７のステップＳ５６及
び図８に示されるように、総当たり方式で、行ベクトル
Ｗｋ２を計算する。
プＳ５４に従い、ハミング距離がＵ ｋ２に最も近い符号
１の符号語Ｄ１を探索する。Ｗｋ２計算回路５６は、符
号語Ｄ１を発見できたときに符号語Ｄ１探索回路４８か
ら出力される符号語Ｄ１から、図７のステップＳ５６及
び図８に示されるように、総当たり方式で、行ベクトル
Ｗｋ２を計算する。
【００５３】他方、硬判定回路５８及びＷｋ２計算回路
６０は、符号語Ｄ１探索回路５４が符号語Ｄ１を発見で
きない場合のステップＳ５７（図９）を実行する。即
ち、硬判定回路５８は、行ベクトル抽出回路５０から出
力されるレ通ベクトルＵｋ２を硬判定し、その結果をＤ
１としてＷｋ２計算回路６０に印加する。Ｗｋ２計算回
路６０は、誤り訂正能力ｔ１ビット（バイト）の代数演
算でＤ１を復号（誤り訂正）し、その復号結果に従い、
図９のステップＳ７４，Ｓ７５に示すように、列ベクト
ルＷｋ２を計算する。
６０は、符号語Ｄ１探索回路５４が符号語Ｄ１を発見で
きない場合のステップＳ５７（図９）を実行する。即
ち、硬判定回路５８は、行ベクトル抽出回路５０から出
力されるレ通ベクトルＵｋ２を硬判定し、その結果をＤ
１としてＷｋ２計算回路６０に印加する。Ｗｋ２計算回
路６０は、誤り訂正能力ｔ１ビット（バイト）の代数演
算でＤ１を復号（誤り訂正）し、その復号結果に従い、
図９のステップＳ７４，Ｓ７５に示すように、列ベクト
ルＷｋ２を計算する。
【００５４】符号語Ｄ１探索回路５４は、符号語Ｄ１を
探索できたときには、スイッチ６２にＷｋ２計算回路５
６の出力を選択させ、符号語Ｄ１を探索できないときに
は、スイッチ６２にＷｋ２計算回路６０の出力を選択さ
せる。これにより、図７のステップＳ５６，Ｓ５７で計
算したのと同じ内容の列ベクトルＷｋ２でメモリ１６の
外部情報Ｗが書き換えられる。
探索できたときには、スイッチ６２にＷｋ２計算回路５
６の出力を選択させ、符号語Ｄ１を探索できないときに
は、スイッチ６２にＷｋ２計算回路６０の出力を選択さ
せる。これにより、図７のステップＳ５６，Ｓ５７で計
算したのと同じ内容の列ベクトルＷｋ２でメモリ１６の
外部情報Ｗが書き換えられる。
【００５５】各実施例では、同じ誤り訂正能力では、Ｃ
ＨＡＳＥアルゴリズムを忠実に実行する場合に比べ、演
算時間を１／３以下に短縮でき、同じ演算時間では、大
幅に誤り訂正能力を高めることができる。
ＨＡＳＥアルゴリズムを忠実に実行する場合に比べ、演
算時間を１／３以下に短縮でき、同じ演算時間では、大
幅に誤り訂正能力を高めることができる。
【００５６】上記実施例では、判定レベル数７の軟判定
処理（３ビット軟判定）を用いたが、判定レベル数は、
この例に限定されず、一般的には３以上であればよい。
光津新システムでは、軟判定レベル数を多くすることは
できず、通常、３〜８、つまり、２ビット又は３ビット
の軟判定になる。ＢＣＨ（６３，５７）どうしの積符号
の実施例を説明したが、本発明における符号１及び符号
２は、互いに積符号を構成可能な符号であれば良く、互
いに符号長が同じである必要はない。パラメータａｐの
初期値がゼロでない場合に、行列Ｗの初期値をゼロにす
る必要がある。誤り訂正の反復回数を１６回としたが、
本発明は、これに限定されない。図６及び図９では、復
号にユークリッド法を用いたが、その他に、ピーターソ
ン法又はバーレカンプ・マッシー法（ＢＭ法）を用いて
も、同じ結果が得られる。ハミング距離の最も近い符号
語を探索する手段としてＣｈａｓｅアルゴリズムを用い
たが、その他の手法を用いても良い。上記実施例では、
行の復号を先に実行したが、列の復号を先に実行しても
良い。
処理（３ビット軟判定）を用いたが、判定レベル数は、
この例に限定されず、一般的には３以上であればよい。
光津新システムでは、軟判定レベル数を多くすることは
できず、通常、３〜８、つまり、２ビット又は３ビット
の軟判定になる。ＢＣＨ（６３，５７）どうしの積符号
の実施例を説明したが、本発明における符号１及び符号
２は、互いに積符号を構成可能な符号であれば良く、互
いに符号長が同じである必要はない。パラメータａｐの
初期値がゼロでない場合に、行列Ｗの初期値をゼロにす
る必要がある。誤り訂正の反復回数を１６回としたが、
本発明は、これに限定されない。図６及び図９では、復
号にユークリッド法を用いたが、その他に、ピーターソ
ン法又はバーレカンプ・マッシー法（ＢＭ法）を用いて
も、同じ結果が得られる。ハミング距離の最も近い符号
語を探索する手段としてＣｈａｓｅアルゴリズムを用い
たが、その他の手法を用いても良い。上記実施例では、
行の復号を先に実行したが、列の復号を先に実行しても
良い。
【００５７】２次元の誤り訂正の実施例を説明したが、
本発明は、一次元の場合及び３次元以上の場合にも適用
できることは明らかである。
本発明は、一次元の場合及び３次元以上の場合にも適用
できることは明らかである。
【００５８】
【発明の効果】以上の説明から容易に理解できるよう
に、本発明によれば、誤り訂正に要する演算時間を大幅
に短縮できる。
に、本発明によれば、誤り訂正に要する演算時間を大幅
に短縮できる。
【図１】 本発明の主ルーチンのフローチャートであ
る。
る。
【図２】 硬判定の説明図である。
【図３】 軟判定の説明図である。
【図４】 図１のステップＳ８の詳細なフローチャート
である。
である。
【図５】 図４のステップＳ２６の詳細なフローチャー
トである。
トである。
【図６】 図４のステップＳ２７の詳細なフローチャー
トである。
トである。
【図７】 図１のステップＳ９の詳細なフローチャート
である。
である。
【図８】 図７のステップＳ５６の詳細なフローチャー
トである。
トである。
【図９】 図７のステップＳ５７の詳細なフローチャー
トである。
トである。
【図１０】 本発明の一実施例の装置の概略構成ブロッ
ク図である。
ク図である。
１０：受光器
１２：軟判定回路
１４：メモリ
１６：演算回路
１８：行復号回路
２０：列復号回路
２２：硬判定回路
２４：システム制御回路
３０：行ベクトル抽出回路
３２：制御回路
３４：符号語Ｄ２探索回路
３６：Ｗｋ１計算回路
３８：硬判定回路
４０：Ｗｋ１計算回路
４２：スイッチ
５０：列ベクトル抽出回路
５２：制御回路
５４：符号語Ｄ１探索回路
５６：Ｗｋ２計算回路
５８：硬判定回路
６０：Ｗｋ２計算回路
６２：スイッチ
フロントページの続き
Ｆターム(参考） 5B001 AA03 AB05 AC01 AD06 AE02
5J065 AC02 AD05 AE06 AH02 AH03
AH21
5K014 AA01 BA09 EA01 HA01
Claims (8)
- 【請求項１】 入力信号を軟判定する軟判定ステップ
と、 当該軟判定ステップの判定結果に、復号回数に応じて漸
増し１で飽和する可変パラメータに第１の可変行列を乗
算した結果を加算し、一時行列に代入する演算処理ステ
ップであって、当該可変パラメータ及び第１の可変行列
の少なくとも一方の値が０である第１演算ステップと、 当該一時行列に最も近い符号語を探索する探索ステップ
と、 当該探索ステップの探索が成功した場合に、当該探索ス
テップで探索された符号語から、その各１ビットを反転
した状態での最も確からしい符号語の探索により、当該
第１の可変行列を算出する第２演算ステップと、 当該探索ステップの探索が成功しない場合に、当該一時
行列を硬判定し、その判定結果の復号結果に従い、当該
第１の可変行列を演算する第３演算ステップと、 当該第１演算ステップ、当該探索ステップ、当該第２演
算ステップ及び当該第３演算ステップを所定回数実行し
た後、当該一時行列を硬判定する硬判定ステップとを具
備することを特徴とする復号方法。 - 【請求項２】 当該第２演算ステップが、 当該探索ステップで探索された符号語の各１ビットを反
転した符号語に最も近い所定の符号語を探索する内部探
索ステップと、 当該内部探索ステップの探索に成功した場合に、Ｒを当
該軟判定ステップの判定結果、Ｄを当該探索ステップで
探索された符号語、ｄｍをＤのｍ番目の要素、Ｃを当該
探索ステップで探索された符号語Ｄの各１ビットを反転
した符号語に最も近い所定の符号語、Ｗｍを当該第１の
可変行列のｍ番目の要素、ＲｍをＲのｍ番目の要素とし
たとき、下記式 Ｗｍ＝ｖｍ−Ｒｍ ｖｍ＝ｄｍ×（｜Ｒ−Ｃ｜２−｜Ｒ−Ｄ｜２）／４ から当該第１の可変行列Ｗを計算し、 当該内部探索ステップの探索に失敗した場合に、ｂｐを
復号回数に応じて漸増し１で飽和する可変パラメータ、
ｄｍをＤのｍ番目の要素、Ｗｍを当該第１の可変行列の
ｍ番目の要素、ＲｍをＲのｍ番目の要素としたとき、下
記式 Ｗｍ＝ｖｍ−Ｒｍ ｖｍ＝ｂｐ×ｄｍ から当該第１の可変行列Ｗを計算する計算処理とを具備
する請求項１に記載の復号方法。 - 【請求項３】 当該第２演算ステップが、 各１ビットが当該探索ステップで探索された符号語の対
応するビットの値とは異なる条件の下で、当該一時行列
にハミング距離が最も近い所定の符号語を探索する内部
探索ステップと、 当該内部探索ステップの探索に成功した場合に、Ｒを当
該軟判定ステップの判定結果、Ｄを当該探索ステップで
探索された符号語、ｄｍをＤのｍ番目の要素、Ｃを当該
探索ステップで探索された符号語Ｄの各１ビットを反転
した符号語に最も近い所定の符号語、Ｗｍを当該第１の
可変行列のｍ番目の要素、ＲｍをＲのｍ番目の要素とし
たとき、下記式 Ｗｍ＝ｖｍ−Ｒｍ ｖｍ＝ｄｍ×（｜Ｒ−Ｃ｜２−｜Ｒ−Ｄ｜２）／４ から当該第１の可変行列Ｗを計算し、 当該内部探索ステップの探索に失敗した場合に、ｂｐを
復号回数に応じて漸増し１で飽和する可変パラメータ、
ｄｍをＤのｍ番目の要素、Ｗｍを当該第１の可変行列の
ｍ番目の要素、ＲｍをＲのｍ番目の要素としたとき、下
記式 Ｗｍ＝ｖｍ−Ｒｍ ｖｍ＝ｂｐ×ｄｍ から当該第１の可変行列Ｗを計算する計算処理とを具備
する請求項１に記載の復号方法。 - 【請求項４】 当該第３演算ステップが、 当該一時行列を硬判定する内部硬判定ステップと、 当該内部硬判定ステップの判定結果を誤り訂正する復号
ステップと、 当該復号ステップで誤りを訂正できた場合に、Ｃを当該
復号ステップの復号結果、Ｕを当該一時行列、Ｗを当該
可変行列としたとき、下記式 Ｗ＝Ｃ−Ｕ から当該第１の可変行列Ｗを計算し、 当該復号ステップで誤りを訂正できない場合に、Ｄを当
該内部硬判定ステップの判定結果、Ｕを当該一時行列、
Ｗを当該可変行列としたとき、下記式 Ｗ＝Ｄ−Ｕ から当該第１の可変行列Ｗを計算する計算処理とを具備
する請求項１に記載の復号方法。 - 【請求項５】 入力信号を軟判定する軟判定手段と、 当該軟判定手段の判定結果に、復号回数に応じて漸増し
１で飽和する可変パラメータに第１の可変行列を乗算し
た結果を加算し、一時行列に代入する第１の演算手段で
あって、初期的には当該可変パラメータ及び第１の可変
行列の少なくとも一方の値が０である第１演算手段と、 当該一時行列に最も近い符号語を探索する探索手段と、 当該探索手段で探索された符号語から、その各１ビット
を反転した状態での最も確からしい符号語の探索によ
り、当該第１の可変行列を算出する第２演算手段と、 当該一時行列を硬判定し、その判定結果の復号結果に従
い、当該第１の可変行列を演算する第３演算手段と、 当該探索手段の探索が成功した場合に、当該第２演算手
段による当該第１の可変行列を選択し、そうでない場合
に、当該第３演算手段による当該第１の可変行列を選択
する選択手段と、 当該第１の演算手段、当該探索手段、当該第２演算手段
及び当該第３演算手段を所定回数実行した後、当該一時
行列を硬判定する硬判定手段とを具備することを特徴と
する復号装置。 - 【請求項６】 当該第２演算手段が、 当該探索手段で探索された符号語の各１ビットを反転し
た符号語に最も近い所定の符号語を探索する内部探索手
段と、 当該内部探索手段で探索に成功した場合に、Ｒを当該軟
判定手段の判定結果、Ｄを当該探索手段で探索された符
号語、ｄｍをＤのｍ番目の要素、Ｃを当該探索手段で探
索された符号語Ｄの各１ビットを反転した符号語に最も
近い所定の符号語、Ｗｍを当該第１の可変行列のｍ番目
の要素、ＲｍをＲのｍ番目の要素としたとき、下記式 Ｗｍ＝ｖｍ−Ｒｍ ｖｍ＝ｄｍ×（｜Ｒ−Ｃ｜２−｜Ｒ−Ｄ｜２）／４ から当該第１の可変行列Ｗを計算し、 当該内部探索手段の探索に失敗した場合に、ｂｐを復号
回数に応じて漸増し１で飽和する可変パラメータ、ｄｍ
をＤのｍ番目の要素、Ｗｍを当該第１の可変行列のｍ番
目の要素、ＲｍをＲのｍ番目の要素としたとき、下記式 Ｗｍ＝ｖｍ−Ｒｍ ｖｍ＝ｂｐ×ｄｍ から当該第１の可変行列Ｗを計算する計算処理とを具備
する請求項５に記載の復号装置。 - 【請求項７】 当該第２演算手段が、 各１ビットが当該探索手段で探索された符号語の対応す
るビットの値とは異なる条件の下で、当該一時行列にハ
ミング距離が最も近い所定の符号語を探索する内部探索
手段と、 当該内部探索手段で探索に成功した場合に、Ｒを当該軟
判定手段の判定結果、Ｄを当該探索手段で探索された符
号語、ｄｍをＤのｍ番目の要素、Ｃを当該探索手段で探
索された符号語Ｄの各１ビットを反転した符号語に最も
近い所定の符号語、Ｗｍを当該第１の可変行列のｍ番目
の要素、ＲｍをＲのｍ番目の要素としたとき、下記式 Ｗｍ＝ｖｍ−Ｒｍ ｖｍ＝ｄｍ×（｜Ｒ−Ｃ｜２−｜Ｒ−Ｄ｜２）／４ から当該第１の可変行列Ｗを計算し、 当該内部探索手段の探索に失敗した場合に、ｂｐを復号
回数に応じて漸増し１で飽和する可変パラメータ、ｄｍ
をＤのｍ番目の要素、Ｗｍを当該第１の可変行列のｍ番
目の要素、ＲｍをＲのｍ番目の要素としたとき、下記式 Ｗｍ＝ｖｍ−Ｒｍ ｖｍ＝ｂｐ×ｄｍ から当該第１の可変行列Ｗを計算する計算処理とを具備
する請求項５に記載の復号装置。 - 【請求項８】 当該第３演算手段が、 当該一時行列を硬判定する内部硬判定手段と、 当該内部硬判定手段の判定結果を誤り訂正する復号手段
と、 当該復号手段で誤りを訂正できた場合に、Ｃを当該復号
手段の復号結果、Ｕを当該一時行列、Ｗを当該可変行列
としたとき、下記式 Ｗ＝Ｃ−Ｕ から当該第１の可変行列Ｗを計算し、 当該復号手段で誤りを訂正できない場合に、Ｄを当該内
部硬判定手段の判定結果、Ｕを当該一時行列、Ｗを当該
可変行列としたとき、下記式 Ｗ＝Ｄ−Ｕ から当該第１の可変行列Ｗを計算する計算処理とを具備
する請求項５に記載の復号装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001198293A JP2003018022A (ja) | 2001-06-29 | 2001-06-29 | 復号方法及び装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001198293A JP2003018022A (ja) | 2001-06-29 | 2001-06-29 | 復号方法及び装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2003018022A true JP2003018022A (ja) | 2003-01-17 |
Family
ID=19035763
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001198293A Withdrawn JP2003018022A (ja) | 2001-06-29 | 2001-06-29 | 復号方法及び装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2003018022A (ja) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2004084478A1 (ja) * | 2003-03-20 | 2004-09-30 | Fujitsu Limited | 誤り制御装置 |
| CN100454767C (zh) * | 2004-01-21 | 2009-01-21 | 日本电气株式会社 | 加速译码装置及其方法 |
| JP2013162424A (ja) * | 2012-02-07 | 2013-08-19 | Jvc Kenwood Corp | 積符号の復号装置、積符号の復号方法、及び、プログラム |
| JP2013165408A (ja) * | 2012-02-10 | 2013-08-22 | Jvc Kenwood Corp | 積符号の復号装置、積符号の復号方法、及び、プログラム |
-
2001
- 2001-06-29 JP JP2001198293A patent/JP2003018022A/ja not_active Withdrawn
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2004084478A1 (ja) * | 2003-03-20 | 2004-09-30 | Fujitsu Limited | 誤り制御装置 |
| US7793189B2 (en) | 2003-03-20 | 2010-09-07 | Fujitsu Limited | Error control apparatus |
| CN100454767C (zh) * | 2004-01-21 | 2009-01-21 | 日本电气株式会社 | 加速译码装置及其方法 |
| JP2013162424A (ja) * | 2012-02-07 | 2013-08-19 | Jvc Kenwood Corp | 積符号の復号装置、積符号の復号方法、及び、プログラム |
| JP2013165408A (ja) * | 2012-02-10 | 2013-08-22 | Jvc Kenwood Corp | 積符号の復号装置、積符号の復号方法、及び、プログラム |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A300 | Withdrawal of application because of no request for examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A300 Effective date: 20080902 |