JP2003500885A

JP2003500885A - ターボインターリービング装置及び方法

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Publication number: JP2003500885A
Application number: JP2000619112A
Authority: JP
Inventors: ミン−ゴー・キム; ベオン−ジョ・キム; ソン−ジャエ・チョイ; ヨン−ホワン・リー
Original assignee: Samsung Electronics Co Ltd
Current assignee: Samsung Electronics Co Ltd
Priority date: 1999-05-19
Filing date: 2000-05-19
Publication date: 2003-01-07
Anticipated expiration: 2020-05-19
Also published as: EP1367726B1; EP1367726A1; EP1367730B1; CY1114077T1; US6598202B1; CN1171393C; CN1520058A; CN1318225A; CN1520060A; ES2408118T3; CN100442679C; ES2275508T3; EP1097516A4; CN1520044A; ATE349108T1; CY1105921T1; CN1274096C; IL169471A; PT1367726E; DK1097516T3

Abstract

(57)【要約】２次元インターリービング方法において、フレームの入力情報ビットを複数のグループに分割し、分割されたグループを順次的にメモリに貯蔵するステップと、与えられたルールに従ってグループの情報ビットを置き換え、最終グループの最終位置にある情報ビットを最終位置に先立った位置にシフトするステップと、グループを予め決定された順序に従って選択し、選択されたグループでの情報ビットのうちの１つを選択するステップと、から構成される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】

本発明は、無線通信システム(衛星、ＩＳＤＮ、digital cellular、Ｗ−ＣＤ
ＭＡ、及びＩＭＴ−２０００システム)で使用されるターボ符号器(turbo encode
r)に関し、特に、ターボ符号器の内部インターリーバに関する。

【０００２】

【従来の技術】

一般に、前記ターボ符号器で使用されるインターリーバは、入力情報語のアド
レスをランダム化(randomization)し、コードワードの距離性質(distance prope
rty)を改善させる。特に、ＩＭＴ-２０００(またはＣＤＭＡ-２０００)の付加チ
ャンネル(supplemental channel)(またはデータ伝送チャンネル(data transmiss
ion channel))、ＩＳ-９５Ｃエアインタフェース(air interface)、及びＥＴＳ
Ｉ(European Telecommunication Standards Institute)により提案されたＵＭＴ
Ｓ(Universal Mobile Telecommunication System)のデータチャンネルでターボ
コードの使用が確定されていた。そこで、このためのインターリーバの具体的な
実現方式が要求された。また、本発明は、既存及び未来のディジタル通信システ
ムの性能向上に大いに影響を及ぼす誤り訂正コードに関する。

【０００３】ターボ符号器のための既存の内部インターリーバ(以下、ターボインターリー
バと称する。)としては、ＰＮ（Pseudo Noise）、ランダムインターリーバ(Rand
om Interleaver)、ブロックインターリーバ(Block interleaver)、非線形インタ
ーリーバ(non-linear interleaver)、及びＳ-ランダムインターリーバ(S-random
interleaver)のような多様なインターリーバが提案された。しかし、これまで
、そのようなインターリーバは、実現よりも学問的な研究分野という観点で性能
改善のために設計された単純なアルゴリズムである。従って、実際のシステムを
実現するにあたって、ハードウェハ実現の複雑度という面で再考が必要な方式で
ある。

【０００４】以下、ターボ符号器のための従来のインターリーバに関連した性質及び問題を
説明する。

【０００５】ターボ符号器の性能は、内部インターリーバの役割によって左右される。一般
的に、入力フレームサイズ(例えば、１つのフレームに含まれた情報ビットの数)
は、ターボ符号器の効率性を向上させる。しかし、インターリーバサイズの増加
は、演算において幾何学的な増加を発生させる。従って、一般的に大きいサイズ
のフレームのためのインターリーバの実現が不可能である。

【０００６】その結果、一般的に、インターリーバは、幾つかの所定な基準を満足させる条
件を決定することにより実現される。このような基準は次のようである。

【０００７】距離性質(Distance Property)：隣接したコードワードシンボル(code word s
ymbol)間の距離をある程度は保持すべきである。これは、畳み込み符号(Convolu
tional code)のコードワードの距離性質と同一な機能を有し、これを示す条件と
して、トレリス上で出力されるコードシンボルシーケンス(またはコードワード
経路)のうち最小ハミングウエート(Hamming weight)を有するコードワード経路
またはコードワードシーケンスの値である最小自由距離(minimum free distance
)を使用する。一般的に、可能であれば、インターリーバは、より長い自由距離
を有するように設計されることが望ましい。

【０００８】ウエート性質(Weight Property)：ゼロではない情報語(Non-zero information
word)に対応するコードワードのウエートがどのくらい以上にならなければなら
ない。これは、畳み込み符号の最小距離(minimum distance)性質と同一な役割を
行うので、同一な条件でウエートが大きくなるように設計することが望ましい。

【０００９】ランダム性質(Random Property)：インターリービング以前の元来の入力ワー
ドシンボル(original input word symbols)間の相関係数(correlation factor)
に比べてインターリービング以後の出力ワードシンボル間の相関係数がかなり低
くなければならない。すなわち、出力ワードシンボル間のランダム化が完全に行
わなければならない。これは、連続的な複号で発生する外部情報(Extrinsic inf
ormation)の品質(quality)に直接的な影響を与える要因である。

【００１０】前記のような基準が一般的なターボインターリーバに適用されるとしても、イ
ンターリーバのサイズが増加するほどその性質を明確に分析し難い。

【００１１】また、ターボインターリーバを設計するとき発生する他の問題は、ターボコー
ドの最小自由距離が入力コードワードのタイプに従って変化することである。す
なわち、入力情報語が臨界情報シーケンスパターン(Critical Information Sequ
ence Pattern；以下、ＣＩＳＰと略称する。)と定義された特定なシーケンスパ
ターンを有する場合、ターボ符号器から発生した出力コードシンボルの自由距離
はかなり小さい値を有する。前記入力情報語がハミングウエート２を有する場合
、前記ＣＩＳＰは、入力情報語が２個の情報ビット’１’を有する場合発生し、
入力情報語が３個またはそれ以上の情報ビット’１’を有する場合にも発生可能
である。しかし、多くの場合、情報ビット’１’の数が２個であるとき、最小自
由距離が形成され、大部分の誤りイベントはこのような条件で発生する。従って
、一般的に、ターボインターリーバの設計のとき、入力情報語がハミングウエー
ト２を有する場合を分析する。ＣＩＳＰが存在する理由は、ターボ符号器が図１
(下記に詳細に説明される。)に示すような構成符号器(Component Encoder)とし
てＲＳＣ(Recursive Systematic Convolutional Codes)符号器を一般的に使用す
るからである。ターボ符号器の性能を向上させるために、前記構成符号器の生成
多項式(generator polynomial)のうち帰還多項式(feedback polynomial)(図１の
ｇｆ(ｘ))で原始多項式(primitive polynomial)を使用すべきである。従って、
ＲＳＣ符号器のメモリの数がｍである場合、前記帰還多項式によって発生するフ
ィードバックシーケンスは、２^m-１の周期で同一なパターンを反復する。従って
、前記周期に該当する瞬間に入力情報語’１’が入力されると、前記同一な情報
ビットは、排他的論理和(exclusive-OR)になり、結局、ＲＳＣ符号器の状態はす
べてゼロ状態(all-zero state)になり、従って、すべて“０”の出力シンボルを
発生させる。これは、前記ＲＳＣ符号器により生成されるコードワードのハミン
グウエートは、このようなイベントの後、定数値(constant value)を有すること
を意味する。すなわち、ターボコードの自由距離は、この時点の後一定に保持さ
れ、前記ＣＩＳＰはターボ符号器の自由距離を減少させる主な原因になる。前述
した事実からみて、より長い自由距離が要求される。

【００１２】自由距離を増加させるためのこのようなケース(従来技術のターボインターリ
ーバ)において、前記ターボインターリーバは、他の構成ＲＳＣ符号器の出力シ
ンボルで自由距離の減少を防止するように、ＣＩＳＰ入力情報語をランダムに分
散させる。

【００１３】前述したような性質は、公知のターボインターリーバの基本的な特性である。
しかし、従来の問題点は、前記ＣＩＳＰの場合、入力情報語がハミングウエート
２を有するとき、情報語が最小ハミングウエートを有すると考えたということで
ある。言い換えれば、ターボ符号器に入力される情報語がフレームで構成される
ブロックタイプを有する場合、入力情報語がハミングウエート１（例えば、入力
情報語が１つの情報ビット’１’を有する場合）を有するとしても、ＣＩＳＰが
発生するという事実を見過ごした。

【００１４】例えば、現在ＵＭＴＳ標準により特定されたターボコードインターリーバのウ
ォーキングモデル(working model)として指定されたプライムインターリーバ(pr
ime interleaver；以下、ＰＩＬと略称する。)は、そのような問題点を示す。そ
こで、低級な自由距離の性質を有するようになる。すなわち、モデルＰＩＬター
ボインターリーバの実現アルゴリズムは３ステージを含む。そのうち、一番重要
な役割を行う第２ステージは、各グループの情報ビットに関するランダムな置換
え(random permutation)を遂行する。前記第２ステージは、ケースＡ、ケースＢ
、及びケースＣの３ケースに分けられ、ケースＢの場合は、前記入力情報語がハ
ミングウエート１を有するイベントのために自由距離を減少させる場合をいつも
含むようになる。また、ケースＣの場合にもそのようなイベントが発生する可能
性を含んでいる。後でＰＩＬを参照して詳細な問題点を説明する。

【００１５】結論的に、ＩＭＴ-２０００またはＵＭＴＳシステムにおいて、多様なインタ
ーリーバサイズが要求され、そしてハードウェハ実現の複雑度が制限される場合
、前記ターボインターリーバは、制限を考えに入れることにより、最適なインタ
ーリーバ性能が保証されるように設計される。すなわち、要求されるインターリ
ーバは、前述のような性質を満足しながら、多様なインターリーバのサイズに対
する均等な性能を保証できるようにしなければならない。最近、ＰＣＣＣ(Paral
lel Concatenated Convolutional codes)ターボインターリーバとして幾つかの
インターリーバタイプが提案され、ＬＣＳ(Linear Congruential Sequence)ター
ボインターリーバは、ＩＭＴ-２０００(またはＣＤＭＡ-２０００)及びＩＳ-９
５Ｃスペックでターボインターリーバとして暫定的に決定された。しかし、この
ようなターボインターリーバの多くが、ハミングウエート１を有するＣＳＩＰの
問題を抱えており、このようなターボインターリーバの具体的な実現方式がまだ
定義されていない。従って、本発明は、ターボインターリーバの問題を解決する
ための方案及びターボインターリーバの実現のための新たな方法を提案する。さ
らに、本発明は、ＵＭＴＳターボインターリーバのウォーキングアサンプション
(working assumption)であるＰＩＬインターリーバを例に挙げ、このようなイン
ターリーバの問題を解決するための方案を提示する。

【００１６】要約すると、前記従来技術は次のような短所を有する。

【００１７】 (１) 前記ターボインターリーバは、フレームサイズに制限される入力情報語
のタイプに従ってＣＩＳＰを決定するという事実を考慮せず、入力情報語がハミ
ングウエート２であるＣＩＳＰに基づいて無限なフレームサイズを有するように
設計された。しかし、実際のシステムにおいて、フレームは有限なサイズを有し
、これにより、ターボコードの自由距離を減少させる。

【００１８】 (２) 既存のターボインターリーバの設計では、入力情報語がハミングウエー
ト１を有するという事実を考慮しなかった。言い換えれば、有限なフレームサイ
ズに対して、前記ターボインターリーバのデザインルールは、ＰＣＣＣターボ符
号器で発生した最小自由距離がハミングウエート１を有するＣＩＳＰにより決定
されるという事実を考慮して決定されなければならない。しかし、既存のターボ
インターリーバでは、このような事実を充分に考慮しなかった。

【００１９】 (３) ＵＭＴＳスペックにより定義されたターボコードインターリーバのウォ
ーキングアサンプションとして設計されたプライムインターリーバ(ＰＩＬ)は、
そのような問題を含む。従って、低級な自由距離の性能を有する。

【００２０】

【発明が解決しようとする課題】

従って、本発明の目的は、ターボインターリーバの性質及びＣＩＳＰの性質を
分析してターボインターリーバの性能が改善させられるインターリービング装置
及び方法を提供することにある。

【００２１】本発明の他の目的は、ターボインターリーバに入力される情報語がフレームで
構成されるブロックタイプを有する場合、入力情報語がハミングウエート１を有
する場合に対して、ターボコードの自由距離の性能が向上させられるインターリ
ービング装置及び方法を提供することにある。

【００２２】本発明のまた他の目的は、ＵＭＴＳスペックに提案されているターボインター
リーバであるプライムインターリーバ(ＰＩＬ)で入力情報語がハミングウエート
１を有する場合、自由距離が減少する問題が解決できるインターリービング装置
及び方法を提供することにある。

【００２３】

【課題を解決するための手段】

前記のような目的を達成するために、本発明は、２次元インターリービング方
法において、フレームの入力情報ビットを複数のグループに分割し、前記分割さ
れたグループをメモリに順次的に貯蔵するステップと、与えられたルールに従っ
てグループの情報ビットを置き換え、最終グループの最終位置にある情報ビット
を最終位置に先立った位置にシフトするステップと、前記グループを予め決定さ
れた順序に従って選択し、前記選択されたグループでの情報ビットのうちの１つ
を選択するステップと、からなることを特徴とする。

【００２４】

【発明の実施の形態】

以下、本発明に従う好適な実施形態を添付図面を参照しつつ詳細に説明する。
なお、関連した公知機能又は構成に関する具体的な説明は、本発明の要旨をぼや
かさないようにするために省略するものとする。

【００２５】本発明の説明に先だって、既存のターボインターリーバ／デインターリーバで
使用されたデザイン基準のうちの１つである入力情報語がフレーム単位で処理さ
れる場合発生する問題を提示し、ハミングウエート１を有するＣＩＳＰが出力コ
ードシンボルのハミングウエートに与える影響を分析する。次に、従来技術での
問題を解決するための方法を提案し、最小自由距離の分析を通じて性能差異を検
証する。

【００２６】図１は、一般的な並列ターボ符号器の構造を示すもので、１９９５年８月２９
日付で登録された米国特許第５，４４６，４７４号に詳細に開示されている。本
願明細書で参考にて掲載されている。

【００２７】図１を参照すると、前記ターボ符号器は、入力フレームデータを符号化するた
めの第１構成符号器１１１、前記入力フレームデータをインターリービングする
ためのインターリーバ１１２、及び前記インターリーバ１１２の出力を符号化す
るための第２構成符号器１１３を含む。ここで、前記第１構成符号器１１１及び
第２構成符号器１１３は、知られたＲＳＣ(Recursive Systematic convolutiona
l)符号器を使用している。以下、第１ＲＳＣ符号器１１１をＲＳＣ１と称し、第
２ＲＳＣ構成符号器１１３をＲＳＣ２と称する。さらに、前記インターリーバ１
１２は、入力情報ビットフレームと同一なサイズを有し、前記第２構成符号器１
１３に提供された情報ビットのシーケンスを再び配列することにより、情報ビッ
ト間の相関(correlation)を減少させる。

【００２８】図２及び図３は、一般的なインターリーバ及びデインターリーバの基本構成を
それぞれ示す。

【００２９】図２を参照すると、前記第１構成符号器から出力されるフレームデータをイン
ターリービングするためのインターリーバが説明される。アドレス発生器２１１
は、入力フレームデータサイズＬ及び入力クロックに従って入力データビットの
シーケンスを換えるための読出しアドレスを生成し、インターリーバメモリ２１
２に前記生成された読出しアドレスを提供する。前記インターリーバメモリ２１
２は、動作のライトモードで入力データを順次的に貯蔵し、リード動作モードで
前記アドレス発生器２１１から提供された読出しアドレスに従って貯蔵されたデ
ータを出力する。カウンタ２１３は、入力クロックをカウントし、前記インター
リーバメモリ２１２にクロックカウント値をライトアドレスとして提供する。前
述したように、前記インターリーバは、ライト動作モードで前記インターリーバ
メモリ２１２に入力データを順次的に貯蔵し、リード動作モードで前記アドレス
発生器２１１から提供された読出しアドレスに従って前記インターリーバメモリ
２１２に貯蔵されたデータを出力する。他の例で、ライト動作モードで入力デー
タビットのシーケンスを換えてインターリーバメモリに貯蔵し、リード動作モー
ドで貯蔵されたデータを順次的に読み出す。

【００３０】図３を参照してデインターリーバの構成を説明する。アドレス発生器３１１は
、入力フレームデータサイズＬ及び入力クロックに従って、入力データビットの
シーケンスを元来のシーケンスに復元するための書込みアドレスを生成し、デイ
ンターリーバメモリ３１２に前記生成された書込みアドレスを提供する。前記デ
インターリーバメモリ３１２は、ライト動作モードで前記アドレス発生器３１１
から提供された書込みアドレスに従って入力データを貯蔵する。そして、リード
動作モードで貯蔵されたデータを順次的に出力する。カウンタ３１３は、入力ク
ロックをカウントし、前記デインターリーバメモリ３１２にクロックカウント値
を読出しアドレスとして提供する。前述したように、前記デインターリーバは、
インターリーバと同一な構造を有するが、インターリーバとは逆の動作過程で遂
行される。前記デインターリーバは、リード及びライトモードで入力データが異
なるシーケンスを有するという点で前記インターリーバと違うだけである。従っ
て、便宜上、以下インターリーバを参照して説明する。

【００３１】一般的に、ターボコードは線形ブロックコードであるので、入力情報語にゼロ
でない(non-zero)情報語を付加することにより得られた新たな情報語は同一なコ
ードワードの分布性質を有する。従って、すべてのゼロ(all-zero)情報語を基準
にして性質を展開しても、ゼロでない情報語を使用して決定された性能結果と常
に同一な性能を有するので、以下、入力情報語がすべてゼロコードワードである
場合を参照して説明する。すなわち、入力情報語がすべてゼロビットを有し、任
意の情報ビットが‘１’であることを仮定して、ターボコードの性能を分析する
。

【００３２】ターボ符号器の性能を向上させるためには、前記構成符号器の生成多項式のう
ち帰還多項式で原始多項式(primitive polynomial)を使用すべきである。前記帰
還多項式は、図１のＲＳＣ構成符号器１１１及び１１３で帰還をなしているタッ
ピング(tapping)を多項式で表記することにより得られ、そして、前記フィード
バック多項式はｇｆ(ｘ)と定義される。図１では、ｇｆ(ｘ)=１＋ｘ²＋ｘ³と定
義される。すなわち、最高次数はメモリの深さを表し、最も右の連結(connectio
n)はｇｆ(ｘ)の係数ｘ³が０または１であるかを決定する。従って、ＲＳＣ符号
器のメモリの数がｍである場合、前記帰還多項式により発生したフィードバック
シーケンスは、２^m-１の周期で同一なパターンを継続して反復する。そこで、入
力情報語‘１’がこのような周期(例えば、ｍ=３に対して、入力情報語‘１００
００００１’が受信される場合)に該当する瞬間受信される場合、この後、同一
な情報ビットは排他的-ＯＲになり、結局、ＲＳＣ符号器の状態はすべてゼロ状
態となる。そこで、すべて‘０’の出力シンボルが発生する。これは、ＲＳＣ符
号器により生成されたコードワードのハミングウエートがこのイベントの後１の
定数値を有する。すなわち、ターボコードの自由距離は、この時点の後一定に保
持され、ＣＩＳＰはターボコードの自由距離を減少させる主な原因になる。

【００３３】このような場合、自由距離を増加させるために、前記ターボインターリーバは
、ＣＩＳＰ入力情報語をランダムに分散させ、他の構成ＲＳＣ符号器の出力シン
ボルで自由距離の減少を防止するようにする。（表１）において、ｇｆ(ｘ)=１
＋ｘ²＋ｘ³から発生したフィードバックシーケンスを示す。（表１）において、
Ｘ(ｔ)は、入力情報語のｔ時間での入力情報ビットを表す。さらに、ｍ(ｔ)、ｍ
(ｔ-１)、及びｍ(ｔ-２)はそれぞれＲＳＣ符号器の３つのメモリ状態を表す。こ
こで、メモリの数が３つであるので、周期は２³-１=７となる。

【００３４】

【表１】

【００３５】（表１）のように、ｔ=７の時点でＸ(ｔ)=１であるとすれば、この後、ｍ(ｔ)
、ｍ(ｔ-１)、及びｍ(ｔ-２)はすべてゼロ状態となる。従って、次の出力シンボ
ルのハミングウエートも常にゼロとなる。この場合、ターボインターリーバが入
力情報シーケンス‘１００００００１０００’をＲＳＣ２にそのまま伝達すると
、ｔ=７の時点の以後からの出力シンボルのハミングウエートは、同一な理由で
、同一な帰還多項式を使用するＲＳＣ２でも変化しないことであろう。これは、
ターボ符号器の全体の出力シンボルの自由距離を減少させる結果をもたらす。こ
れを防止するために、ターボインターリーバは、元来の入力情報シーケンス‘１
００００００１０００’を異なるパターン(例えば、１１０００００００のよう
な情報ビット‘１’の位置を変更する。)の入力情報シーケンスに変更させ、Ｒ
ＳＣ２にそのシーケンスを伝達する。従って、ＲＳＣ１でハミングウエートの増
加が中断されるとしても、ＲＳＣ２でハミングウエートは連続して増加する。そ
の結果、ターボ符号器の全体の自由距離は増加する。これは、帰還多項式が、無
限インパルス応答(infinite impulse response；ＩＩＲ)フィルタのタイプで、
１つの入力情報ビット‘１’に対しても無限出力シンボル‘１’を継続して生成
させるからである。下記（数式１）は、ターボ符号器のハミングウエートまたは
自由距離の観点から、前記ＲＳＣ１とＲＳＣ２との関係を示す。

【００３６】（数式１）ＨＷ(出力コードシーケンス) = ＨＷ(ＲＳＣ１コードシーケンス) + ＨＷ(Ｒ
ＳＣ２コードシーケンス) ここで、ＨＷはハミングウエートである。

【００３７】（数式１）からわかるように、ＲＳＣ１とＲＳＣ２とのハミングウエートのバ
ランスがかなり重要である。特に、ＲＳＣ符号器の無限インパルス応答の特性を
考慮する場合、入力情報語の最小ハミングウエートがターボコードの最小自由距
離を生成させる。一般的に、前記のように、入力情報語がハミングウエート２を
有する場合、最小自由距離が提供される。

【００３８】しかし、前述したように、最小自由距離は、入力情報語がハミングウエート２
を有する場合だけではなく、入力情報語がハミングウエート３，４，５，…，を
有する場合も発生する。これは、次のように、入力情報語がフレーム単位の形態
で受信される場合発生する。

【００３９】例えば、入力情報語の最終位置、すなわち、フレームの最終位置にある情報ビ
ットが‘１’であり、それ以外の情報ビットがすべて‘０’である場合、入力情
報語のハミングウエートは１になる。このような場合、ＲＳＣ１から出力される
シンボル‘１’の数は、かなり小さくなる。その理由は入力情報語がそれ以上存
在しないからである。もちろん、ゼロテールビット(zero-tail bits)を使用する
場合、２つのシンボルが存在するが、これらは、ターボインターリービングされ
ず独立的に使用される。従って、ここでは、ウエートをやや増加させることと見
なされる。常に一定なウエートを付加するので、これは、インターリーバの分析
から除外される。この場合、（数式１）からわかるように、全体の自由距離を増
加させるためには、ＲＳＣ２が多数の出力シンボル‘１’を生成させなければな
らない。

【００４０】以下、図４乃至図１０を参照して、従来技術の問題点と問題点の解決策とを対
比して詳細に説明する。

【００４１】図４乃至図１０において、クロスハッチング部分は、入力情報ビットが‘１’
である位置を表し、他の部分は、入力情報ビットが‘０’である位置を表す。

【００４２】図４に示すように、ターボインターリーバがインターリービングを行った後、
ＲＳＣ１の元来のシンボルが‘１’である入力情報語の位置をフレームの最終位
置にシフト(置換え)する場合、ＲＳＣ２から生成された出力シンボル‘１’の数
はかなり小さくなる。この場合、ＲＳＣ１及びＲＳＣ２が、（数式１）に従って
かなり小さい数の出力シンボル‘１’を発生させるので、全体の自由距離は急激
に減少する。しかし、図５に示すように、ターボインターリーバがインターリー
ビングを行った後、ＲＳＣ１の元来のシンボルが‘１’である入力情報語の位置
を最初位置またはフレームの先頭位置に近い位置にシフト(置換え)する場合、Ｒ
ＳＣ２から生成された出力シンボル‘１’の数は増加するようになる。これは、
ＲＳＣ２符号器の状態遷移(Ｎ(インターリーバサイズ)-ｈ(‘１’の個数))を通
じて多数のシンボル‘１’が出力されるからである。この場合、ＲＳＣ２が多数
の出力シンボル‘１’を発生させる。それによって、全体の自由距離を増加させ
る。

【００４３】図４に示すように、内部インターリーバがフレームの最終位置にある入力情報
ビット‘１’をフレームの最終位置にシフトするとき発生する自由距離の減少の
みならず、図６に示すように、フレームの終端位置にある２つの情報ビット‘１
’中の１つがインターリービングを行った後にもフレームの終端位置(または終
端位置に近い位置)にある場合、全体の自由距離が減少する。

【００４４】例えば、図６に示すように、内部インターリーバがフレームモードで動作し、
フレームの終端位置にある２つのシンボルが‘１’であり、それ以外のシンボル
がすべて‘０’である場合、入力情報語のハミングウエートは２である。この場
合も、ＲＳＣ１から生成された出力シンボル‘１’の数がかなり小さくなる。そ
の理由は、入力情報ビットがそれ以上存在しないからである。従って、（数式１
）によって、全体の自由距離を増加させるためには、ＲＳＣ２が多数の出力シン
ボル‘１’を生成させなければならない。しかし、図６に示すように、ターボイ
ンターリーバがインターリービングを行った後にも、前記２つのシンボルの位置
をフレームの終端位置(終端位置に近いどこか)にシフトする場合、ＲＳＣ２はま
た小さい数の出力シンボル‘１’を生成させる。しかし、図７に示すように、タ
ーボインターリーバは、前記２つのシンボルの位置をフレームの先頭位置(先頭
位置に近いどこか)にシフトする場合、ＲＳＣ２は多数のシンボル‘１’を生成
させる。すなわち、ＲＳＣ２符号器は、(Ｎ-ｈ)状態遷移(Ｎはインターリーバサ
イズ、ｈはシンボル‘１’の個数)を通じて多数のシンボル‘１’を出力する。
従って、この場合、前記ＲＳＣ２は増加した数の出力シンボル‘１’を生成させ
、それによって、全体の自由距離を増加させる。

【００４５】このような原理は、図８に示すように、フレームモードで動作し、フレームの
終端区間(または期間)に多数の情報ビット‘１’が存在し、それ以外は、すべて
‘０’である場合へと拡張されられる。この場合も、フレームの終端位置に存在
する情報ビットをフレームの先頭位置または先頭位置に近い位置にシフトするこ
とにより、全体の自由距離を増加させる。もちろん、ターボコードが線形ブロッ
クコードであるので、ゼロではない情報語をそのような情報語に付加することに
より得られた新たな情報語は同一な性質を有する。従って、以下、すべてのゼロ
情報語に基づいて説明する。

【００４６】結論的に、ターボインターリーバの設計にあたって、ランダム性質及び距離性
質のみならず、次のような条件は、ターボ符号器の自由距離及びターボ復号器の
性能を保証するように満足されなければならない。

【００４７】条件１：すべてのターボインターリーバの設計にあたって、ターボコードの自
由距離を増加させるために、フレームの最終位置から特定な区間に該当する情報
ビットをインターリービングによりフレームの真っ先の位置にシフトしなければ
ならない。

【００４８】条件２：ターボコードの自由距離を増加させるために、フレームの最終位置に
該当する情報ビットはインターリービングにより最終位置に先立った位置(可能
であれば、フレームの先頭位置)にシフトされなければならない。

【００４９】このような条件は、前述した１次元インターリーバのみならず、２次元ターボ
インターリーバ(２-dimensional turbo interleaver)にも適用される。図４乃至
図８に示すように、前記１次元インターリーバは、入力情報フレームを１つのグ
ループと考えてインターリービングを遂行する。前記２次元インターリーバは、
入力情報フレームを複数のグループに分割してインターリービングを遂行する。
図９は、２次元インターリービングにおいて、入力情報語がハミングウエート１
を有する場合を示す。

【００５０】示したように、入力情報ビットはそれぞれのグループ(行単位)に順次的に記録
される。すなわち、入力情報ビットがグループ(行単位)ｒ０，ｒ１，…，ｒ(Ｒ-
１)に順次的に記録される。それぞれのグループにおいて、入力情報ビットは左
側から右側へ順次的に記録される。その後、ターボインターリービングアルゴリ
ズムは、Ｒ×Ｃ個のエレメント(すなわち、入力情報ビット)の位置をランダムに
変更する。ここで、Ｒは行の数を、Ｃは列の数または同等にグループに属した情
報の数を示す。この場合、最終グループの最終位置(または最も右の位置)にある
情報ビットは、可能であれば出力される間、真っ先の位置にあるように、ターボ
インターリービングアルゴリズムを設計することが望ましい。もちろん、グルー
プを選択する順序に従って、最終位置にある入力情報ビットを該当するグループ
の真っ先の位置(またはそれに近い位置)にシフトしなければならない。さらに、
条件１及び条件２は、２次元インターリーバのみならず、ｋ次元ターボインター
リーバ(ここで、ｋ＞２)でも一般化させられる。

【００５１】図１０は、入力情報語が２以上のハミングウエートを有する場合を示す。示す
ように、最終グループの最終位置にある情報ビットをインターリービングにより
最終グループの先頭位置にシフトさせる。もちろん、具体的なシフト(またはイ
ンターリービング)ルールは、特定なインターリーバに対するアルゴリズムに従
って決定される。本発明は、インターリービングルールの決定においてかならず
満足させるべき条件１及び条件２に対して説明する。

【００５２】次に、従来技術の問題点を有するＰＩＬインターリーバに対して説明し、前記
ＰＩＬインターリーバの問題点を解決するための具体的な方案に対して説明する
。

【００５３】第１ステージ (１) 入力情報ビットの数Ｋが４８１〜５３０である場合Ｒ=１０であり、入力
情報ビットの数Ｋが４８１〜５３０である場合を除外したそれ以外である場合Ｒ
=２０になるように行数を決定する。 (２) ケース１がＣ=ｐ=５３(ここで、ｐは最小プライム番号(minimum prime n
umber)である。)であり、ケース２が（i）、(ii)及び（iii）のステップを通じ
て列数Ｃを決定する。 (i) ０=＜(ｐ＋１)-Ｋ／Ｒになるように最小プライム番号ｐを探す。 (ii) (０=＜ｐ-Ｋ／Ｒ)である場合は(iii)に進行し、それ以外の場合はＣ=ｐ
＋１である。 (iii) (０=＜ｐ-１-Ｋ／Ｒ)である場合はＣ=ｐ-１、それ以外の場合はＣ=ｐで
ある。

【００５４】第２ステージケースＢにおいて、暫定的にＵＭＴＳターボインターリーバとして決定された
ＰＩＬインターリーバのインターリービングアルゴリズムの中、Ｃ=ｐ＋１の場
合を説明する。下記（数式２）において、Ｒはグループ(または行)の数を表し、
Ｒ=１０またはＲ=２０の値を有する。さらに、Ｃは各グループのサイズを示し、
Ｋ／Ｒ値に従ってステップ１で決定されたＫ／Ｒに一番近いプライム番号ｐによ
り決定される。ここで、Ｋは、フレームの実際の入力情報ビットのサイズである
。ケースＢにおいて、常にＣ=ｐ＋１の値を有する。従って、ＰＩＬインターリ
ーバの実際のサイズはＲ×Ｃにより決定された値になるが、これはＣより大きい
。Ｃｊ(ｉ)はｉ番目のグループに基づいてグループ内の入力情報ビットの位置を
ランダムに置き換えて得られた情報ビットの位置を表す。ここで、ｉ=0,1,2,3,
… ,ｐである。さらに、Ｐｊはｊ番目の行ベクトルに与えられた初期化シード(s
eed)値でアルゴリズムにより初期に与えられる。

【００５５】（数式２）Ｂ-１) ｇ０がプライムｐに基づいてフィールドのプリミティブルートになる
ように、与えられたランダム初期化常数テーブル(３ＧＰＰＴＳ２５.２１２テ
ーブル２；プライムｐのテーブル及び関連されたプリミティブルート)からプリ
ミティブルートｇ０を選択する。Ｂ-２) 行ベクトルランダム化に使用するための基本シーケンスＣ(ｉ)の構成
は、次の式を用いて生成される。 C(i)=[g0 × C (i-1)] mod p, i=1,2,3,..,p-2, C(0)=1 Ｂ-３) g.c.d{ q_j ,p-1} = 1, q_j > 6 and q_j > q_(j-1)になるように、最小プ
ライム整数集合{q_j, j=0,1,2,... ,R-1}を選択する。ここで、g.c.dは最大共約
数、そしてｑ₀=１である。Ｂ-４) 新たなプライム番号集合である{p_j, j=0,1,2,…,R-1}がp_p(j) = q_jに
なるように、{q_j, j=0,1,2,…,R-1} から計算される。ここで、j=0,1,…,R-1で
あり、p_(j)は、第３ステージに定義された行内の置換えパターン(inter-row per
mutation pattern)である。Ｂ-５) ｊ番目にあるエレメントを次のような数式により置き換える。 C_j(i)=C([i×p_j] mod (p-1)), i=0,1,2,3,... ,p-2, C_j(p-1)=0 及び C_j(p)=p

【００５６】第３ステージ次の(p_(j), j=0,1,2,…,R-1)パターンに基づいて行の置き換えを遂行する。こ
こで、p_(j)は、ｊ番目の置き換えられた行の元の行の位置である。このようなパ
ターンの使用は次のようである。入力情報ビットＫの数が３２０〜４８０ビット
である場合、グループ選択パターンｐ_Aを遂行し、入力情報ビットＫの数が４８
１〜５３０ビットである場合、グループ選択パターンｐ_Cを遂行し、入力情報ビ
ットＫの数が５３１〜２２８０ビットである場合、グループ選択パターンｐ_Aを
遂行し、入力情報ビットＫの数が２２８１〜２４８０ビットである場合、グルー
プ選択パターンｐ_Bを遂行し、入力情報ビットＫの数が２４８１〜３１６０ビッ
トである場合、グループ選択パターンｐ_Aを遂行し、入力情報ビットＫの数が３
１６１〜３２１０ビットである場合、グループ選択パターンｐ_Bを遂行する。そ
して、入力情報ビットＫの数が３２１１〜５１１４ビットである場合、グループ
選択パターンｐ_Aを遂行する。前記グループ選択パターンは次のようである。 R=20である場合、p_A: {19, 9, 14, 40, 2, 5, 7, 12, 18, 10, 8, 13, 17, 3
, 1, 16, 6, 15, 11} R=20である場合、p_B: {19, 9, 14, 40, 2, 5, 7, 12, 18, 16, 13, 17, 15, 3
, 6, １, 11, 8, 10} R=10である場合、p_C: {9,8,7,6,5,4,3,2,1,0}

【００５７】ここで、B-５)の最終動作がＣ_j(ｐ)=ｐと定義されることに注目すべきである
。すなわち、これは、インターリービング以前の入力情報ビットの位置がｐであ
る場合、ＰＩＬインターリービングされた以後も前記入力情報ビットの位置がそ
のままｐに保持されることを意味する。従って、最終グループ(j=19)の場合、最
終位置にある情報ビットＣ_R-1(Ｐ)=Ｃ₁₉(ｐ)は、そのまま１９番目グループの最
終位置であるｉ=Ｐの同一な位置を保持するようになる。従って、前記ターボイ
ンターリーバをデザインするための条件２を満足しない。

【００５８】すなわち、前記ＰＩＬインターリーバの有する問題点を解決するために、前記
アルゴリズムステップＢ-５)を次のように修正する。本発明は、Ｂ-５-１)〜Ｂ-
５-６)の６つの方法に対して説明し、これらのうちの例として、最適の性能は前
記ターボインターリーバの特徴を考えてシミュレーションを通じて決定される。

【００５９】次の６つの方法のうちの１つが選択される。Ｂ-５-１) Ｃ_R-1(０)とＣ_R-1(ｐ)との位置を相互交換する。Ｒ=１０または２
０Ｂ-５-２) Ｃ_R-1(ｐ-１)とＣ_R-1(ｐ)との位置を相互交換する。Ｒ=１０または
２０Ｂ-５-３) すべてのｊに対して、Ｃ_j(０)とＣ_j(ｐ)との位置を相互交換する。
ｊ=０,１,２，…,Ｒ-１Ｂ-５-４) すべてのｊに対して、Ｃ_j(ｐ-１)とＣ_j(ｐ)との位置を相互交換す
る。ｊ=０,１,２，…,Ｒ-１Ｂ-５-５) すべてのｊに対して、使用されるインターリービングアルゴリズム
に最適な交換位置ｋを探して、Ｃ_j(ｋ)とＣ_j(ｐ)との位置を相互交換する。Ｂ-５-６) Ｒ-１番目の行に対して、使用されるインターリービングアルゴリ
ズムに最適な交換位置ｋを探して、Ｃ_R-1(ｋ)とＣ_R-1(ｐ)との位置を相互交換す
る。

【００６０】図１１及び図１２は、本発明の実施形態に従うブロック図及びフローチャート
をそれぞれ示す。

【００６１】図１１を参照すると、行ベクトル置換えブロック(または、行ベクトル置換え
インデックス発生器)９１２は、行カウンタ９１１のカウンティングに従って行
ベクトルを選択するためのインデックスを生成して、アドレスバッファ９１８の
上位アドレスバッファへ提供する。入力情報語が複数のグループに分割される場
合、前記行ベクトル置換えブロック９１２は、順次的にまたはランダムに選択す
るためのグループ選択器である。列ベクトル置換えブロック(column vector’s
elements permutation index generator)９１４は、修正されたＰＩＬアルゴリ
ズム９１５を参照して、列カウンタ９１３のカウンティングに従って該当行ベク
トル(またはグループ)でエレメントの位置を置き換えるインデックスを生成し、
前記生成されたインデックスを前記アドレスバッファ９１８の下位アドレスバッ
ファへ提供する。前記列ベクトル置換えブロック９１４は、与えられたルールに
従って、入力順序により順次的に貯蔵されたグループ内の情報ビットの位置を置
き換えるランダマイザーである。ＲＡＭ(Random Access Memory)９１７は、プロ
グラムの遂行中に発生した一時的なデータを貯蔵する。ルックアップテーブル９
１６は、インターリービングのためのパラメータ及びプリミティブルートを貯蔵
する。行置換え及び列置換えによって得られたアドレス(例えば、アドレスバッ
ファ９１８に貯蔵されたアドレス)は、インターリービングのためのアドレスと
して使用される。

【００６２】図１２は、前記修正されたＰＩＬアルゴリズムのフローチャートである。以下
、ＰＩＬアルゴリズムで第２ステージのＣＡＳＥ-Ｂについて説明する。図１２
を参照すると、まず、ステップ１０１１で与えられたランダム初期化常数テーブ
ルからプリミティブルートｇ０を選択する。その後、ステップ１０１３で、次の
数式を使用してグループのエレメント(または情報ビット)をランダム化するため
の基本シーケンスＣ(ｉ)を生成する。

【００６３】 C(i)=[g0×C(i-1)]mod p, i=1,2,3,...,p-2, C(0)=1

【００６４】この後、ステップ１０１５で、前記アルゴリズムにより与えられた最小プライ
ム番号集合{q_j, j=0,1,2,...,R-1} を計算する。そして、ステップ１０１７で、
前記計算された最小プライム番号集合からプライム番号集合{p_j,j=0,1,2,...,R-
1}を計算する。次に、ステップ１０１９で、ｊ番目のグループのエレメントを次
のような方式によってランダム化する。

【００６５】 C_j(i)=c([i×p_j] mod (p-1), i=0,1,2,3,...,p-2, C_j(p-1)=0

【００６６】ここで、前記グループのエレメントをランダム化すると同時に、ターボ符号器
の最小自由距離を増加させるために、前記Ｂ-５-1)乃至Ｂ-５-６)のうちの一つ
を選択して、フレームの最終位置にある情報ビットをインターリービング後他の
位置に置換え(またはシフト)られるようにする。

【００６７】ここで、Ｂ-５-１)は、最終グループで最初位置にある情報ビットと最終位置
にある情報ビットとを相互交換することを意味する。Ｂ-５-２)は、最終グルー
プで最終２つの情報ビットの位置を相互交換することを意味する。Ｂ-５-３)は
、すべてのグループに対して、最終位置にある情報ビットと先頭位置にある情報
ビットとを相互交換することを意味する。Ｂ-５-４)は、すべてのグループに対
して、最終２つの情報ビットの位置を交換することを意味する。また、Ｂ-５-５
) は、すべてのグループに対して、与えられたインターリービングルールのため
の最適の位置ｋを探して、各行の最終位置にある情報ビットと前記位置ｋにある
情報ビットとを交換することを意味する。Ｂ-５-６)は、最終グループに対して
、与えられたインターリービングルールのための最適の位置ｋを探して、最終位
置にある情報ビットと前記位置ｋにある情報ビットとを交換することを意味する
。

【００６８】前記のように、ＰＩＬインターリーバに修正されたアルゴリズムを適用するこ
とにより、ターボ符号器の自由距離の減少が防止できる。下記（表２）は、修正
の前のＰＩＬインターリーバのウエートスペクトル(weight spectrum)を示し、
下記（表３）は、修正の後のＰＩＬインターリーバのウエートスペクトル(weigh
t spectrum)を示す。

【００６９】（表２）及び（表３）において、Ｋは、入力情報フレームのサイズを示し、Ｄ
ｆrｅｅ(１)は、入力情報語がハミングウエート１を有する場合のＣＩＳＰで計
算された自由距離を示し、そして、Ｄｆrｅｅ(２)は、入力情報語がハミングウ
エート２を有する場合のＣＩＳＰで計算された自由距離を示す。例えば、Ｋ=６
００に対して、元来のＰＩＬインターリーバのＤｆｒｅｅ(１)は、（表２）にお
いて２５/３９/４９/５３/５７/…で表され、これは、最小自由距離が２５であ
り、次の最初自由距離が３９であることを意味する。同様に、Ｄｆｒｅｅ(２)が
３８/３８/４２/…であるということは、最小自由距離が３８であることを意味
する。従って、最小自由距離は、ハミングウエート１を有する場合のＣＩＳＰに
よる自由距離に従って決定されることが分かる。前記ハミングウエート１である
場合のＣＩＳＰによる自由距離の減少を防止するために、本発明は、このような
例においてＢ-５-１)方法を使用する。すなわち、ハミングウエート１を有する
ＣＩＳＰを除去することによってＤｆｒｅｅ(１)を改善する。

【００７０】下記（表２）は、修正の前のＰＩＬインターリーバのウエートスペクトルを示
す。

【００７１】

【表２】

【００７２】下記（表３）は、修正の後のＰＩＬインターリーバのウエートスペクトルを示
す。

【００７３】

【表３】

【００７４】

【発明の効果】

前述したように、本発明に従う新しい種類のターボ符号器は、内部インターリ
ーバを使用して、構成符号器に入力されるデータフレームの最終区間に位置した
１つまたはそれ以上の情報ビット‘１’によって発生する自由距離の減少を抑制
する。これにより、高性能のターボ符号器が実現できる。

【００７５】以上、本発明を特定の実施形態を参照して説明してきたが、本発明はこれらに
限られるものではなく、各種の変形が本発明の思想及び範囲を逸脱しない限り、
当該技術分野における通常の知識を持つ者により可能なのは明らかである。

【図面の簡単な説明】

【図１】一般的な並列ターボ符号器の構造を示す図である。

【図２】一般的なインターリーバの構造を示す図である。

【図３】一般的なデインターリーバの構造を示す図である。

【図４】ターボインターリーバで臨界情報シーケンスパターン(ＣＩＳＰ)
を発生させるための方法を示す図である。

【図５】ターボインターリーバでＣＩＳＰを発生させるための他の方法を
示す図である。

【図６】図４のＣＩＳＰを発生させる場合による問題を解決するための方
法を示す図である。

【図７】図５のＣＩＳＰを発生させる場合による問題を解決するための方
法を示す図である。

【図８】ターボインターリーバでＣＩＳＰを発生させる場合による問題を
解決するための他の方法を示す図である。

【図９】２次元ターボインターリーバでＣＩＳＰを発生させるための方法
を示す図である。

【図１０】図７のＣＩＳＰを発生させる場合による問題を解決するための
方法を示す図である。

【図１１】本発明の実施形態に従うＣＩＳＰを抑制するためのインターリ
ービング装置を示すブロック図である。

【図１２】本発明の実施形態に従う修正されたＰＩＬのインターリービン
グ過程を説明するためのフローチャートである。

【符号の説明】

９１１行カウンタ９１２行ベクトル置換えブロック９１３列カウンタ９１４列ベクトル置換えブロック９１５修正されたＰＩＬアルゴリズム９１６ルックアップテーブル９１７ＲＡＭ９１８アドレスバッファ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＣＹ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＡＥ，ＡＧ，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ，ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＲ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＤＭ，ＤＺ，ＥＥ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＤ，ＧＥ，ＧＨ，ＧＭ，ＨＲ，ＨＵ，ＩＤ，ＩＬ，ＩＮ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＡ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＴＺ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＺ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＡ，ＺＷ (72)発明者ベオン−ジョ・キム大韓民国・463−500・キョンギ−ド・ソンナム−シ・プンタン−グ・クミ−ドン・ムジゲマウル・201・シナン・エーピーティ・＃303−804 (72)発明者ソン−ジャエ・チョイ大韓民国・463−070・キョンギ−ド・ソンナム−シ・プンタン−グ・ヤタップ−ドン・（番地なし）・キュンナム・エーピーティ・＃707−402 (72)発明者ヨン−ホワン・リー大韓民国・463−010・キョンギ−ド・ソンナム−シ・プンタン−グ・チョンジャ−ドン・237−７Ｆターム(参考） 5B001 AA05 AA13 AB03 AC05 AD06 5J065 AC02 AD05 AG06 AH02 AH05 AH06 AH07 AH09 5K014 AA01 AA05 BA09 FA16

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】第１符号化されたシンボルを発生するためにフレームの入力
情報ビットを符号化する第１符号器と、前記情報ビットを受信し、フレームの最終位置にある情報ビットが臨界情報シ
ーケンスパターンを発生させないように、最終位置に先立った位置にシフトされ
るように情報ビット位置をインターリービングするインターリーバと、第２符号化されたシンボルを発生するために、前記インターリービングされた
情報ビットを符号化する第２符号器とからなることを特徴とするターボ符号器。
【請求項２】前記インターリーバは、前記情報ビットをメモリに順次的に記録し、Ｃ個の情報ビットをそれぞれ有す
るＲ個のグループに分割し、ｊ(ｊ=０，１，２,..,Ｒ−１)番目の行に記録され
た情報ビットのアドレスを下記数式により与えられたアルゴリズムに従って行の
位置Ｃ_j(ｉ)に置き換える制御器を含む請求項１に記載のターボ符号器。 i) C(i)=[g0×C(i-1)] mod p, i=1,2,…,(p-2) 及び C(0)=1 ii) C_j(i)=C([i×p_j] mod(p-1)), j=0,1,2,…,(R-1), i=0,1,2,…,(p-1), C_j(p-1)=0, 及び C_j(p)=p iii) C_R-1(p)とC_R-1(0)との交換ここで、前記ｐ(prime number)は、前記Ｋ／Ｒに一番近い数、ｇ０(primiti
ve root)は、前記ｐに対応して予め決定される数、そしてｐ_jはプリミティブ番
号集合(primitive number set)を表す。
【請求項３】前記インターリーバは、前記フレームの情報ビットを順次的に貯蔵するメモリと、前記最終位置にある情報ビットのアドレスを前記最終グループの最終位置に先
立った位置にシフトするに従って前記貯蔵された情報ビットのアドレスを置き換
えるランダマイザーと、を含む請求項２に記載のターボ符号器。
【請求項４】前記ターボ符号器は、前記最終グループの最終位置にある情
報ビットアドレスを前記最終グループの最初位置にある情報ビットアドレスと交
換し合う請求項３に記載のターボ符号器。
【請求項５】ターボ符号器の内部インターリーバとして使用されたプライ
ムインターリーバ(ＰＩＬ)でＣ個の情報ビットをそれぞれ有するＲ個のグループ
からなる入力フレームの情報ビットアドレスを置き換える装置において、前記フレームの情報ビットを順次的に貯蔵するメモリと、前記情報ビットのアドレスを置き換え、最終情報ビットのアドレスを最終グル
ープの最終位置に先だった位置に変更するランダマイザーとからなることを特徴とする装置。
【請求項６】前記ランダマイザーは、最終グループの最終位置にある情報
ビット位置を最終グループの最初位置にある情報ビット位置と交換し合う請求項
５に記載の装置。
【請求項７】ターボ符号器の内部インターリーバとして使用されたＰＩＬ
インターリーバでＣ個の情報ビットをそれぞれ有するＲ個のグループからなるＫ
個の情報ビットのフレームをインターリービングする装置において、前記フレームの入力情報ビットをメモリに順次的に記録し、ｊ(ｊ=０，１，２
,..,またはＲ−１)番目の行に記録された情報ビットの位置を下記数式により与
えられたアルゴリズムに従って行の位置Ｃ_j(ｉ)に置き換える制御器を含むこと
を特徴とする装置。 i) 基本シーケンスの置換え；C(i)=[g0×C(i-1)] mod p, i=1,2,…,(p-2)
及び C(0)=1 ii) 行の置換え；C_j(i)=C([i×p_j] mod(p-1)), j=0,1,2,…,(R-1), i=0,1,2,…,(p-1), C_j(p-1)=0, 及び C_j(p)=p iii) C_R-1(p)とC_R-1(0)との交換ここで、前記ｐ(prime number)は、前記Ｋ／Ｒに一番近い数、ｇ０(primitive
root)は、前記ｐに対応して予め決定された数、そして、ｐ_jはプリミティブ番
号集合(primitive number set)を表す。
【請求項８】２次元インターリービング方法において、フレームのＫ個の入力情報ビットをメモリに順次的に貯蔵し、情報ビットをＣ
個の情報ビットをそれぞれ有するＲ個のグループに分割するステップと、所定のルールに従ってそれぞれのグループの情報ビットアドレスを置き換える
ステップと、最終グループの最終位置にある情報ビットアドレスを最終位置に先立ったアド
レスに変更するステップと、からなることを特徴とする方法。
【請求項９】２次元インターリービング方法において、Ｋ／Ｒに一番近接した最小プライム番号ｐを決定するステップと、フレームの情報ビットの入力シーケンスをメモリに順次的に記録するステップ
と、前記最小プライム番号ｐに該当するプライムルートｇ０を選択し、下記数式に
より行に記録された入力シーケンスを行内の置換え(intra-row permuting)を行
うための基本シーケンスＣ(ｉ)を生成するステップと、 C(i)=[g0×C(i-1)] mod p, i=1,2,…, 及び C(0)=1 下記数式を利用して最小プライム整数集合{q_j}(j=0,1,2,…,R-1)を演算するス
テップと、 g.c.d{q_j,p-1}=1 q_j> 6, q_j> q_(j-1) ここで、ｇ.ｃ.ｄは最大公約数(the greatest common divisor)、ｑ０は１で
あり、下記数式を利用して前記{q_j}の行内の置換えを行うステップと、 p_p(j)=q_j, j=0,1,…,R-1 ここで、P(j)は前記Ｒ個の行を選択するための所定の選択順序を表し、前記Ｃ=ｐ＋１である場合、下記数式に従ってｊ番目の行のシーケンスを置き
換えるステップと、からなることを特徴とする方法。 C_j(i)=C([i×p_j] mod(p-1)), ここで、j=0,1,2,…,(R-1), i=0,1,2,…,(p-1), C_j(p-1)=0, 及び C_j(p)=p, そして、(K=C×R)である場合、C_R-1(p)はC_R-1(0)と交換される。
【請求項１０】前記最終グループの最終位置にある情報ビットアドレスを
前記最終グループの最初位置にある情報ビットアドレスと交換し合う請求項８に
記載の方法。
【請求項１１】２次元インターリービング方法において、それぞれＣ個の情報ビットを有するＲ個のグループからなるフレームの入力情
報ビットの入力シーケンスをメモリに記録するステップと、所定のルールに従ってメモリに記録された情報ビットアドレスを置き換えるス
テップと、最終グループの最終位置に記録された情報ビットアドレスを最終グループに先
立った位置にシフトするステップと、からなることを特徴とする方法。
【請求項１２】２次元インターリービング方法において、前記最終グループの最終位置に記録された入力シーケンスを前記最終グループ
の最初位置に記録された入力シーケンスと交換し合う請求項１１に記載の方法。
【請求項１３】ターボ符号器の内部インターリーバとして使用されたプラ
イムインターリーバ(ＰＩＬ)でＣ個の情報ビットをそれぞれ有するＲ個のグルー
プからなるフレームの入力情報ビットをインターリービングする方法において、 a) 前記グループの情報ビット位置を所定のＰＩＬインターリービングルール
に従って置き換えるステップと、 b) 前記フレームの最終位置にある情報ビットを最終位置に先立った位置に換
えるステップとからなることを特徴とする方法。
【請求項１４】前記最終グループの最終位置にある情報ビット位置が前記
最終グループの最初位置にある情報ビットと交換される請求項１３に記載の方法
。
【請求項１５】前記ステップは、ｊ(ｊ=０，１，２,..,Ｒ−１)番目の行に記録されたフレームの情報ビット位
置が下記のようなステップにより与えられたアルゴリズムのステップに従って行
の位置Ｃ_j(ｉ)に置き換えられる請求項１３に記載の方法。 i) C(i)=[g0×C(i-1)] mod pの演算, i=1,2,…,(p-2) 及び C(0)=1 ii) C_j(i)=C([i×p_j] mod (p-1))の演算、ここで、 j=0,1,2,…,(R-1), i=0,1,2,…,(p-1), C_j(p-1)=0, 及び C_j(p)=p iii) C_R-1(p)とC_R-1(0)との交換ここで、前記ｐ(prime number)は、Ｋ／Ｒに一番近いプライム番号、ｇ０(p
rimitive root)は、前記ｐに対応して予め決定された数、ｐ_jはプリミティブ番
号集合(primitive number set)、そして、Ｃ_j(ｉ)はｊ番目の行の置換え後ｉ番
目出力の入力ビット位置を表す。
【請求項１６】２次元インターリービング方法において、フレームの情報ビットの入力シーケンスをＲ×Ｃ方形マトリックス順次的に記
録するステップと、最小プライム番号ｐに該当するプリミティブルートｇ０を選択し、下記数式に
従って行に記録された入力シーケンスを行内の置き換え(intra-row permuting)
を行うための基本シーケンスｃ(ｉ)を生成するステップと、 C(i)=[g0×C(i-1)] mod p, i=1,2,…, 及び C(0)=1 下記数式を利用して最小プライム整数集合{q_j}(j=0,1,2,…,R-1)を演算するス
テップと、 g.c.d{q_j,p-1}=1 q_j> 6, q_j> q_(j-1) ここで、g.c.dは最大公約数(the greatest common divisor)、q0は１であり、前記{q_j}を下記数式を利用して行内の置換えを行うステップと、 p_p(j)=q_j, j=0,1,…,R-1 ここで、P(j)は前記Ｒ個の行を選択するための所定の選択順序を表し、前記Ｃ=ｐ＋１である場合、下記数式に従ってｊ番目の行のシーケンスを置き
換えるステップと、 C_j(i)=C([i×p_j] mod(p-1)), ここで、j=0,1,2,…,(R-1), i=0,1,2,…,(p-1), C_j(p-1)=0, 及び C_j(p)=p, そして、(K=C×R)である場合、C_R-1(p)はC_R-1(0)と交換され、予め決定された順序Ｐ(j)に従ってＲ個の行を選択し、前記選択された行から
１個の入力シーケンスを選択するステップと、前記選択された入力シーケンスを前記入力フレームの情報ビットをインターリ
ービングするための読出しアドレスとして提供するステップと、からなることを
特徴とする方法。