JP2004343716A - 畳み込み符号化信号の伝送形式をブラインド検出する方法および復号器 - Google Patents

畳み込み符号化信号の伝送形式をブラインド検出する方法および復号器 Download PDF

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Abstract

【課題】畳み込み符号化信号の伝送方式をブラインド検出する新たな手法を提供する。
【解決手段】本発明に従って畳み込み符号化信号の伝送形式をブラインド検出する方法は、最大事後確率アルゴリズムを使用して該信号を復号するステップを含む。更に、該復号ステップは、可能なＭＦ個の基準形式をそれぞれ考慮しながら該信号を復号して、ソフト出力情報の対応するＭＦ個のグループをそれぞれ送達するステップと、ソフト出力情報の各グループからＣＲＣワードを計算して、計算したＣＲＣワードを前記伝送ＣＲＣワードと比較するステップと、計算したＣＲＣワードが伝送ＣＲＣワードと等しいすべてのグループを選択するステップと、選択されたグループの各々の最後のいくつかのソフト入力情報の中の少なくとも１つのソフト入力情報から符号化信号の実際の伝送形式を選択するステップと、を含む。
【選択図】図１０

Description

本発明は、一般的に、チャネル符号化／復号手法、特に畳み込み符号に関し、一層具体的には、伝送形式のブラインド検出に関する。
本発明の適用は、一般に、無線通信システムの分野を対象とし、特に、ＣＤＭＡ２０００、ＷＣＤＭＡ(すなわち広帯域ＣＤＭＡ)またはＩＳ−９５規格のような種々のＣＤＭＡ型移動無線システムのようなＣＤＭＡシステムを対象とする。
第３世代移動無線システムは、チャネル符号化手法としてターボ・コードと共に畳み込みコードを指定している(非特許文献１参照)。
ＵＭＴＳ規格は、ＴＦＣＩ(伝送形式組み合わせ標識子−Transport Format Combination Indicator)型伝送形式検出に加えて、使用中の伝送形式をブラインド検出する可能性を定義している(詳細は非特許文献２参照)。
このオプションは伝送フレームにおけるＴＦＣＩシンボル・オーバーヘッドを低減し、従って伝送媒体負荷を増大させるために使用される。更に、ＵＭＴＳ規格に示されているように、明示的にブラインド検出される伝送チャネルは、畳み込みコードを使用して符号化されなければならない。
一般的に、伝送形式ブラインド検出は、ＣＲＣ(巡回冗長符号−Cyclic Redundancy Check)ワードの使用に基づいている。そのような検出の例が非特許文献１および非特許文献２に記載されている。その主要な考え方は、探査中の伝送チャネルにおいて使用可能な種々の伝送形式に対応する種々の可能なブロック・サイズを復号するためビタビ(Viterbi)復号器を使用することにある。従って、すべての可能なブロック・サイズに関してＣＲＣワードを検査しなければならない。正しいＣＲＣが正しいブロック・サイズを決定する。ＣＲＣ長が大きければ、正しいブロックを決定するためにはＣＲＣ検査で十分である。しかしながら、８または１２ビットのように比較的小さいＣＲＣの場合、１つの正しいＣＲＣを持つ２つまたはそれ以上のブロックの間を区別するためには付加的メトリック(metric)を採用しなければならない。また、ビタビ復号器が使用される場合、この付加的メトリックを計算するために付加的計算が必要とされる。
3GPP, Technical Specification Group Radio Access Network ;Multiplexing andchannel coding (FDD);(3G TS 25.212 version 3.5.0(2000-12)), Release 1999 3GPP, Technical Specification Group Radio Access Network; Multiplexing andchannel coding (FDD); 3G TS 25.212 version 4.3.0 (200 1-12)), Release 4
本発明は、上述のような問題を解決するため、入射した畳み込み符号化信号の伝送形式をブラインド検出する新たな方法を提案する。
一般的には、該伝送形式は、事前には未知であり、あらかじめ定められたＭＦ個の基準伝送形式からなる１つのセットに属する。また、畳み込み符号化信号は、事前に未知の伝送形式に対応する事前に未知のビット数を持つ１つのデータ・ブロックおよび伝送される巡回冗長検査すなわちＣＲＣワードを内包する１つのＣＲＣフィールドを含む。本発明に従った方法は、最大事後確率アルゴリズムを使用して該信号を復号するステップを含み、更に、該復号ステップは、可能なＭＦ個の基準形式をそれぞれ考慮しながら該信号を復号して、ソフト出力情報の対応するＭＦ個のグループをそれぞれ送達するステップ、ソフト出力情報の各グループからＣＲＣワードを計算して、計算したＣＲＣワードを前記伝送ＣＲＣワードと比較するステップ、計算したＣＲＣワードが伝送ＣＲＣワードと等しいすべてのグループを選択するステップ、および、選択されたグループの各々の最後のいくつかのソフト入力情報の中の少なくとも１つのソフト入力情報から符号化信号の実際の伝送形式を選択するステップを含む。
このように、本発明は、計算済みのソフト出力情報(すなわちＬＬＲ情報)を付加的メトリックとして使用して、正しいＣＲＣを持つ２つまたはそれ以上のブロックの間を識別する。本発明が提案するアーキテクチャが畳み込みコードを復号するためＭＡＰ(最大事後確率)型復号器を使用するので、この手法が可能とされる。
本発明の１つの側面に従えば、符号化信号の実際の伝送形式は選択されたグループの各々の最後のソフト入力情報から選択される。
符号化信号の実際の伝送形式は、例えば、最大で最後のソフト出力情報を持つ基準形式である。
しかしながら、実際の伝送形式を選択するその他の可能性も存在する。例えば、ソフト出力情報の最後から２番目、または、最後から２番目および最後のソフト出力情報を使用して実際の伝送形式を選択することができる。更に、最後のソフト出力情報の１つを最小ソフト出力情報と組み合わせて実際の伝送形式を選択することもできる。
本発明の別の側面に従えば、前記復号ステップが状態メトリックを計算するステップを含み、すべてのデータ・ブロックが、あらかじめ定められたサイズを持つ複数の移動ウィンドウによってウィンドウごとに並列に復号され、１つのウィンドウによって計算された状態メトリックの少なくともいくつかがすべてのデータ・ブロックに対して有効である。
本発明の更なる側面に従えば、 前記復号ステップが、ウィンドウごとに、前方再帰の間に前方状態メトリックを計算するステップ、あらかじめ定められた取得長を持つ後方取得を実行するステップ、後方再帰の間に後方状態メトリックを計算するステップ、および、逆順にソフト出力情報を計算するステップを含み、すべての伝送形式に関して有効なただ１つの前方再帰がウィンドウごとに実行される。
本発明の更に１つの側面に従えば、前方再帰、後方取得、後方再帰およびソフト出力計算を含む第１のウィンドウ処理が、ウィンドウサイズと取得長との和より大きいサイズを持つすべてのデータ・ブロックに関して完全に有効である。
換言すれば、すべての異なるブロック・サイズに関して前方メトリック計算の完全な再使用が可能であり、異なるブロック・サイズに関する後方状態メトリック計算およびＬＬＲ計算の部分的再使用が可能である。
本発明は、また、畳み込みコード復号器を提供する。この復号器は、＊あらかじめ定められたＭＦ個の基準伝送形式からなる１つのセットに属する事前に未知の伝送形式を持ち、事前に未知の伝送形式に対応する事前に未知のビット数を持つ１つのデータ・ブロックおよび伝送される巡回冗長検査すなわちＣＲＣワードを内包する１つのＣＲＣフィールドを含む畳み込み符号化信号を受信する入力手段、＊可能なＭＦ個の基準形式をそれぞれ連続的に考慮することによって該信号を連続的に復号するため最大事後確率アルゴリズムを実施し、ソフト出力情報のＭＦ個の対応するグループをそれぞれ連続的に送達する対数尤度比ユニットすなわちＬＬＲユニットを含む畳み込みコード復号手段、および、＊ソフト出力情報の各グループからＣＲＣワードを計算するＣＲＣユニット、計算したＣＲＣワードを前記伝送ＣＲＣワードと比較する比較手段、計算したＣＲＣワードが伝送ＣＲＣワードと等しいすべてのグループを選択する第１の選択手段および選択されたグループの各々の最後のいくつかのソフト入力情報の中の少なくとも１つのソフト入力情報から符号化信号の実際の伝送形式を選択する第２の選択手段を含む伝送形式ブラインド検出手段、を備える。
本発明の１つの側面に従えば、前記第２の選択手段は、選択されたグループの各々の最後のソフト入力情報から符号化信号の実際の伝送形式を選択するように適応される。
本発明の別の側面に従えば、前記畳み込みコード復号手段が状態メトリックを計算するように適応され、すべてのデータ・ブロックが、あらかじめ定められたサイズを持つ複数の移動ウィンドウによってウィンドウごとに並列に復号され、１つのウィンドウによって計算された状態メトリックの少なくともいくつかがすべてのデータ・ブロックに対して有効である。
本発明の更なる側面に従えば、前記畳み込みコード復号手段が、ウィンドウごとに、前方再帰の間に前方状態メトリックを計算し、あらかじめ定められた取得長を持つ後方取得を実行し、後方再帰の間に後方状態メトリックを計算するように適応され、すべての伝送形式に関して有効なただ１つの前方再帰がウィンドウごとに実行される。
本発明の更に１つの側面に従えば、前方再帰、後方取得、後方再帰およびソフト出力計算を含む第１のウィンドウ処理が、ウィンドウサイズと取得長との和より大きいサイズを持つすべてのデータ・ブロックに関して完全に有効である。
本発明に従ったコード復号器は、ターボ・コード復号を実行するターボ・コード復号手段を更に備えたターボ・コード／畳み込みコード組み合わせ復号器とすることができる。
更にまた、別の側面に従えば、前記ターボ・コード復号および畳み込みコード復号手段がターボ・コード復号専用の第１の構成および畳み込みコード復号専用の第２の構成を持つ共通処理手段を備え、該畳み込みコード復号器が、＊第１のトレリスの状態に関連し、第１の構成において前記処理手段によって送達される状態メトリックを記憶するメトリック・メモリ手段、＊第２の構成において前記処理手段によって該処理手段に送達される入出力データを記憶する入出力メモリ手段、＊第１の構成において前記処理手段によって該処理手段に送達される入出力データを記憶し、第２のトレリスの状態に関連し、第２の構成において前記処理手段によって送達される状態メトリックを記憶する適応型メモリ手段、＊コードの種類に応じて第１または第２の構成に前記共通処理手段を構成する制御手段、および、＊前記共通処理手段の構成に応じた異なる様態で前記適応型メモリ手段をアドレスするメモリ制御手段、を備える。
前記共通処理手段が最大事後確率すなわちＭＡＰアルゴリズムを実施する。
また、実施されるＭＡＰアルゴリズムが、例えば、いわゆるＬｏｇＭＡＰアルゴリズムまたはいわゆるＭａｘＬｏｇＭＡＰアルゴリズムである。
本発明に従った畳み込みコード復号器は、集積回路によって実現される場合、特に利点を持つ。
本発明は、更にまた、上述されたような復号器を含む無線通信システム端末を提供する。
この端末は、セルラ電話または基地局を形成することができる。
１．符号化
１.１ 一般的考察および畳み込み符号化方式
畳み込み符号化は、現在時および／または選択された前回時のステップの入力値の排他的論理和（modulo-2 sum）を計算することによって実行される。その実施形態は、単純明快であり、シフトレジスタおよび１対の排他的論理和（exclusive-OR）ゲートから構成される。切り換え方法に応じて、次のような異なる種類の畳み込みコードを実現することができる。
組織コード（systematic codes）： 出力ストリームのうちの１つが、入力ストリームすなわち組織情報と等しい。
非組織コード(non-systematic codes、ＮＳＣ)： 各出力はパリティ情報である。パリティ情報は、符号化プロセスの履歴を記述しているシフトレジスタ・エントリのモジュロ２総和をとることによって生成される。
再帰コード（recursive codes）： 特別のパリティ信号が作成され、組織入力に関連づけられてフィードバックされる。
非再帰コード（non-recursive codes）： 再帰コードの場合のようなフィードバック・ループは存在しない。
畳み込み符号器の１つの例は、メモリの深さ(拘束長)およびパリティ情報生成に使用される論理関数などの特性の組み合わせによって定義される。これらの特性は、生成多項式を通して記述される。
図１は、畳み込みのためのＵＭＴＳおよび畳み込み符号化において使用される２つの異なるＮＳＣの構造を表す。更に、２つの異なるレートが考慮されなければならない。レート１／２畳み込み符号化(ａ)は２つの出力を持ち、レート１／３畳み込み符号化(ｂ)は３つの出力を持つ。
利用可能な現在時点の値と共に、符号化履歴を記憶するためＭ＝ｋ−ｉのフリップフロップが必要とされる。これは、符号化器を有限状態機械(ＦＳＭ)として解釈することとに帰結する。これは、ミーリー自動機械と同等の動作を見せる。２つの状態の間の遷移の尤度が畳み込みコード復号の鍵である。
１.２ コード・トレリス（code trellis）
コード・トレリスは、有限状態機械の展開された状態線図である。符号器が存在できる状態の数Ｎは、次のように、拘束長Ｋの関数：N = 2K-1 である。
コードの性質(ＲＳＣ、ＮＳＣ．．．)に従って、一定の遷移だけが可能である。トレリスはそのような遷移を記述するために使用される。図２は、トレリスの一部が示されている。これは、１つの時間ステップにおける可能な遷移を表す。状態線図を表示するために使用される通常のツリー構造の代わりに、トレリスは同等である複数の状態を結合する。図２における太線は”０”という組織ビットの入力による遷移を表し、一方、点線は、”１”によって引き起こされた遷移を表す。
便宜上、あらゆる符号化プロセスはすべてゼロの状態から始まる。
１.３ トレリス終結（trellis termination）
考察されるコードに関して、トレリスの初期状態は、すべてゼロの状態であるということが常にわかっている。符号器は、予告なしに、後方再帰を開始すべきヒントを残さずに、任意の状態で終了することができる。これは、定義された最終状態に符号器を駆動することによって、打ち消すことができる。(例えばすべてゼロのような)最終状態への到達は、シーケンスを追加して、符号器を可能な限り迅速に最終状態に向かわせることによって達成することができる。このシーケンスは、また、最後の情報ビットが符号化された後の符号器の状態に依存する。このシーケンスの長さはＫ‐１と等しく、伝送されるビットは終止ビット(tail bit)と呼ばれる。
２. 復号化
２.１ 畳み込みコードの復号は、符号化において発生した遷移の情報を追跡し続ける。これによって、送出された入力シンボルが取り除かれる。チャネルに起因する劣化のため、組織ビットおよびパリティ・ビットの推定値だけが利用可能とされる。このような両方のビットを本明細書ではチャネル値と呼ぶこととする。次のような２つの異なる種類の出力がある。
ハード値（hard value）： シンボルが"１"または"０"であると見なされるか否かを単に標示する。
ソフト値（soft value）： この値もまた決定の信頼性のための基準を搬送する(すなわち、ハードな決定（hard decision）がその決定が正しいという確率によって拡張される)。
チャネル値に基づいて、組織ビットとパリティ・ビットの一定の組み合わせが発生したという確率を計算することができる。この計算結果および符号器の履歴に基づいて、符号器が所与の時点に所与の状態にあった確率を計算することができる。
それらの状態確率を取り扱う２つの手法が存在する。最尤型ビタビ(Viterbi)アルゴリズムは、それらの確率を使用して、最もありそうなコードワードを検索する。このアルゴリズムは、全ゼロ状態から最後の状態までのトレリスを調べて、最もありそうなシーケンスを探す。生存経路として選択される状態が、送出されたシンボルの最もありそうなシーケンスを示す。このように、ビタビ復号器はシーケンス推定器である。
一方、最大事後確率（maximum-a-posteriori、ＭＡＰ）アルゴリズムは、符号器が所与の状態にあって、現在の状態がチャネル値の残りを所与として最終状態に至る確率を推定する。これは、トレリスに対する前方および後方再帰によって効率的に計算されることができる。その後、各ビットについて、組織ビット"０"に関連したそれらの状態に関する確率が加算され、ビット"１"に関連した確率と比較される。比較的高い確率を持つシンボルが、送出されたシンボルであると推量される。この動作がシーケンス・レベルではなくビット単位に行われるので、これはシンボル推定（symbol estimation）と呼ばれる。
２.２ 最大事後確率(ＭＡＰ)アルゴリズム
最大事後という名称は、ビットの推定が受信機シーケンス全体に基づくという事実から付けられたものである。すべての情報を受け取った後に推定が実行される。
式(2.1)は、そのようなＭＡＰ復号器の出力を示す。
Bahl氏らは、その著書において、前方および後方再帰においてトレリスに対して作用する再帰に基づくＭＡＰ復号器に関する効率的アルゴリズムを記述している(参照：L. Bahl, J. Cocke, F. Jelinek, and J. Raviv. Optimal Decoding of Linear Codes for Minimizing Symbol Error Rate. IEEE Transaction on Information Theory, IT-20:84-287, march 1974)。そのアルゴリズムは、一般に、ＭＡＰまたはＢＣＪＲアルゴリズムと呼ばれている。
ここで、RkがＭＡＰの入力を表し、Nがブロックの長さを表し、
Figure 2004343716
と定義されるとする。ＢＣＪＲアルゴリズムは、シンボル・シーケンス
Figure 2004343716
の受領の後、各データ・シンボルdkについて、次式(2.1)のように、事後確率(a-posteriori probabilities、ＡＰＰ)を計算する。
Figure 2004343716
これは、次のような２つの確率を使用して計算される。すなわち、１つは、ｋ個のシンボルを受け取った後復号器がm∈{1...2M}を有して状態Sk mに到達した確率：
Figure 2004343716
一方は、時間k+1における状態Sk+1 m’を所与として入力シーケンスの残りが最終状態に復号器を導くであろう確率：
Figure 2004343716
このためには、状態Sk mからSk+1 m’への推移の確率が既知でなければならない。それは、コード構造、チャネル・モデル、前の復号ステップの付帯情報および受け取ったシンボルRkに依存する：
Figure 2004343716
γを使用して、αおよびβは次式によって再帰的に計算される。
Figure 2004343716
既知の開始および最終の状態は、ＢＣＪＲアルゴリズムを最適に実行するため必須である。トレリスが終結していない場合、すべての状態は、ｋ＝Ｎについて等しい確率を持つと仮定されなければならない。
事後確率自体は次のように表されることができる。
Figure 2004343716
構成要素の符号器がＮＳＣである場合、入力dk=1またはdk=0によって到達された状態を識別するため状態番号を使用することができるので、上記の式は次のように単純化することができる。
Figure 2004343716
ＡＰＰの計算に必要とされる多数の乗算が、その実施の魅力を減殺している。従って、ＭＡＰアルゴリズムは、対数関数ドメインに変換しなければならない。この場合、ＭＡＰアルゴリズムはＬｏｇＭａｐアルゴリズムとなる。ＬｏｇＭａｐアルゴリズムは、誤り訂正性能を低下させることなく、数値的安定性を増大し、実施を容易にする。
２.３ 対数関数ドメインにおけるＭＡＰアルゴリズム：ＬｏｇＭａｐ
乗算の加算への変換が、対数ドメインにおいてＭＡＰアルゴリズムを定義する動機である。加算によって１つの問題が派生する。ヤコビアン対数を使用して、加算は次のような新しい演算子によって置き換えられる。
Figure 2004343716
同様に、負の対数が取られ、次式が導かれる。
Figure 2004343716
３以上のオペランドに関して、max*が再帰的に適用される。演算子が連想的（associative）であるので、ツリーのような評価を使用することが可能であり、この点はハードウェア実施にとって有利である。
近似
Figure 2004343716
を使用することによって、準最適ＭａｘＬｏｇＭａｐアルゴリズムが取得される。
max*演算を使用すれば、再帰は次式のようになる。
Figure 2004343716
以下、
Figure 2004343716
を
Figure 2004343716
と表すこととする(従ってβおよびγに関しても同様である)。これにより、再帰は次式の形式をとる。
Figure 2004343716
同様に、次式が得られる。
Figure 2004343716
また、ＮＳＣ符号化器の場合は次式が得られる。
Figure 2004343716
ここで、
Figure 2004343716
の計算は、チャネル値および事前情報の推定を含む。最適化されたブランチ・メトリック計算が使用される。ＮＳＣ符号器の場合、チャネル値はパリティ情報である。レートに応じて、全部でｋにつきわずかに４乃至８の異なる値だけを
Figure 2004343716
はとることができる。どの値がどの遷移に割り当てられるかは符号構造によってのみ決定される。一定の因子を省略し、付加的代数変換を行った後、次式(2.13)が得られる。
レート１／２：
Figure 2004343716
レート１／３：
Figure 2004343716
この結果、チャネル・データから計算されなければならないのは多くとも４項にしかすぎないので、実施形態が大幅に単純化される。１つの項は完全に除外することができ、最後の項は他の２項から計算することができる。スケーリング因子(すなわち4Es/N0)は外部から動作ポイントの使用によって倍増される。
３. ウィンドウ処理（windowing）
ＭＡＰアルゴリズムは、サンプルの完全なブロックの知識、すなわち事後的知識に関するビット毎の判断に基づいて、ビット・エラーの確率を最小にする。しかしながら、移動ウィンドウ手法がオリジナルのＭＡＰ復号器とほとんど同じ通信性能を提供することが判明している。移動ウィンドウ手法では、ビット位置ｋを増加させる方向にウィンドウが移動する。次に、完全なブロックにおける最初のビット位置で始まりウィンドウの中の最後の位置で終了するサブブロックに基づいて判断がなされる。ＭＡＰアルゴリズムは、ウィンドウの最終部分に含まれるビットを除いて、当該ウィンドウに属しているすべてのビットを決定することができる。最後の部分のビットは、ウィンドウが次の位置に移動した時決定される。中央部分のビットだけを復号する場合は、ウィンドウを移動する(すなわち１方向に徐々に動く)必要はない。
ＭＡＰアルゴリズムの諸方程式によれば、次のような４つのサブタスクが容易に識別される。
＊ブランチ・メトリックの計算(ステップ１)
＊前方再帰の間の前方状態メトリックの計算(ステップ２)
＊後方再帰の間の後方状態メトリックの計算(ステップ３)
＊ソフト出力（soft output）の計算(ステップ４)
これらステップの間のデータの依存は次のようになる：両方の再帰(ステップ２およびステップ３)およびソフト出力計算(ステップ４)はブランチ・メトリック(ステップ１)に依存し、更に、ソフト出力計算ステップ(ステップ４)は前方および後方状態メトリック(ステップ２およびステップ３)に依存する。現在時データ・ブロックのすべてのブランチ・メトリックおよびソフト出力は相互に独立して計算することができる。前方状態メトリックの計算の順序および後方状態メトリックの計算順序だけがそれぞれの再帰の方向によってあらかじめ定義される。前方状態メトリックと後方状態メトリックとの間にデータ依存性が存在しないので、再帰計算の順序は問題ではない。すなわち、後方再帰は、前方再帰の前後または並列、いずれでも計算することができる。従って、ここで、第１および第２の再帰という概念を導入することができる。特定のトレリス・ステップのための第１の再帰に関するメトリックは、そのトレリス・ステップに連結されるソフト出力値を計算するための消失した補完メトリックを作成する時点までには、メモリに記憶されなければならない。従って、復号器は、完全なデータ・ブロックの第１の再帰メトリックを記憶する必要がある。ウィンドウ処理を用いて、各々はデータ・サブブロックを含み、この依存性を打破する。ウィンドウ単位での復号によって、必要メモリ・サイズを減少させることが可能とされる。
ウィンドウによる復号のための前提条件は、"取得(acquisition)"の概念である。ＭＡＰ復号器の前方および後方再帰は、初期的に、トレリスの一方の端点で始まり、反対側の端点で終了する。しかし、適当に長い取得段階を経ると、再帰はどのトレリス・ステップからでも開始することができる。これは、前方および再帰の両方にあてはまる。
トレリス・ステップｋ−Ｍで始まる前方取得について考察する。ここで、Ｍは取得の深さを表す。
前方状態メトリックは次のように初期化される。
Figure 2004343716
Ｍ回の再帰ステップの後、メトリック
Figure 2004343716
は、トレリスの始めから再帰を開始することによって得られる値に接近する。次に、トレリス・ステップｋ＋Ｍで始まる後方再帰について考察する。後方状態メトリックは次のように初期化される。
Figure 2004343716
前方取得の場合と同様の論理で、Ｍ回の再帰ステップの後、メトリック
Figure 2004343716
は、トレリスの終わりから再帰を開始することによって得られる値に接近する。取得の深さＭが小さ過ぎると、復号性能は著しく劣化する。一定の値より大きいＭであれば、復号性能は実質的に最適となる。計算負荷と復号性能との間の合理的均衡を生むＭの値はシミュレーションによって決定することができる。
ウィンドウの大きさ自体は、通信性能に影響を及ぼさないが、α状態メトリックの記憶のためのＲＡＭの大きさに影響を及ぼす。更に、スループットは取得の長さとウィンドウの大きさとの間の比率に依存する。使用できる状態メトリック計算ユニットが１つだけの場合、個々のウィンドウは順次処理される。これは前方回帰のため１クロック・サイクルを必要とし、１データ・ビットあたりの後方再帰／ＬＬＲ計算のため１クロック・サイクルを必要とする。
更なる計算オーバーヘッドが全取得ステップ数によって決定される。ウィンドウの大きさが取得の長さと等しければ、復号はビットあたりクロック・サイクルを付加的に必要とするので、全体としてビットあたり３クロック・サイクルを要する。ウィンドウの大きさが取得の長さより大幅に大きい場合、計算オーバーヘッドはゼロに近づき、スループットはほぼ２クロック・サイクルとなる。従って、ウィンドウの大きさの選択は、メモリ・サイズとスループットとの間のトレードオフである。
４. 畳み込み復号器の第１の実施形態
４.１ 図３は、セルラ携帯電話ＴＰの受信系に組み込まれた本発明に従った復号器を示すブロック図である。
符号化された信号がアンテナＡＮＴによって受け取られ、受信機の無線周波数段階ＲＥＦによって処理される。ＲＥＦ段階の出力において、信号はＡ／Ｄ変換器によってデジタル・ドメインに変換される。次に、デジタル型バンド信号が、ＣＤＭＡシステムの場合一般に使用される"レーキ"復調器によって処理される。
次に、チャネル復号段階が、本発明に従った畳み込みコード復号器ＣＴＤを含む。
本発明に従った復号器ＣＴＤは、図４に示されるように、畳み込みコードの復号を実行する従来技術の畳み込みコード復号手段ＣＣＤＣＭを備える。
復号手段ＣＣＤＣＭはＭＡＰアルゴリズムを実施する。
更に、入出力メモリ手段ＣＣ Ｉ／Ｏ ＲＡＭが、復号手段によって復号手段に送達される入出力データを記憶するため備わる。
更に、トレリスの状態(例えば２５６状態)に関連し、復号手段ＣＣＤＣＭによって送達される前方状態メトリック(∝状態メトリック)を記憶するため、別のメモリＣＣα_ＲＡＭが使用される。
最後に、復号器ＣＣＤは、探索中の伝送チャネルにおいて使用されている伝送形式をブラインド検出する伝送形式ブラインド検出手段（blind transport format determine means、ＢＴＦＤ）を備える。この検出手段ＢＴＦＤの内部アーキテクチャの詳細は後述される。
図５は、畳み込み符号復号手段ＣＣＤＣＭの詳細な内部構造を示すブロック図である。
この手段は、基本的に、以下のような３つの主要な計算ユニットを含む。すなわち、
＊ＢＭユニット：ブランチ・メトリックを計算し、ＣＣ Ｉ／Ｏ ＲＡＭを制御する。ブランチ・メトリックの計算は、レートの値に応じて、式(2.13)に従って実行される。
＊状態メトリック・ユニットＳＭ：式2.10および2.11に従って状態メトリックＳＭを計算する。
＊ＬＬＲユニット：式2.12aに従ってパイプライン形態でソフト出力情報(ＬＬＲ)を計算する。
入力ＲＡＭは、それぞれの畳み込み符号入力データに従った３つのＲＡＭすなわちＧ０−ＲＡＭ、Ｇ１−ＲＡＭおよびＧ２−ＲＡＭを含む。出力ＲＡＭはＬＬＲ−ＲＡＭである。
図６乃至図１０を参照して、伝送形式のブラインド検出の詳細を以下に記述する。
図６には、ＢＴＦＤ(伝送形式ブラインド検出)の場合の符号化されたブロックの構造が示されている。
考察対象の伝送チャネルは、ＴＦ1からＴＦMFまでのＭＦ個の異なる伝送形式、従って、ＭＦ個の異なる符号化ブロック・サイズを有する。１つの符号化(された)ブロックは、１つのＣＲＣフィールド(伝送ＣＲＣワード)およびデータ・ビット・フィールドを含む。異なるブロックの各々のＣＲＣフィールドは、同じサイズを有し、従って、同じ多項式を使用する。例示されているケースでは、符号化ブロックは、終端部に1つのＣＲＣだけを含む。ＤＴＸフィールドはノイズとみなすことができる。
伝送形式ブラインド検出手段は、各伝送形式に対応するソフト出力情報(ＬＬＲ)の各グループからＣＲＣワードを計算するＣＲＣユニットＣＲＣＵ(図７)を含む。この計算されたＣＲＣワードはＣＲＣレジスタＣＲＧ１に記憶される。従って、ＣＲＣの長さおよびＣＲＣ多項式という特定の入力パラメータが必要とされる。
符号化の間逆順にデータ・ブロックに添付された伝送ＣＲＣワード(ＣＲＣ加算値)はレジスタＣＲＧ２に記憶される。
レジスタＣＲＧ１とレジスタＣＲＧ２の内容を比較するため比較手段が適用される。等しい場合、ＣＲＣ検査は陽（positive）である。
ＬＬＲビットは、(例えば畳み込みコードの場合５３ビットである)ウィンドウの大きさのバッファＢＦＦに記憶される。これらのビットは、前方再帰および後方取得(図８)の間にバッファからレジスタＣＧＲ１にシフト出力される。
このアーキテクチャは、全部で１６のＣＲＣ検査ユニットを使用することによって、ＭＦ＝１６までの異なるブロック・サイズに拡張することができる。異なるブロックのＬＬＲが順次計算されるので、バッファ出力は一度だけ実施されればよい。従って、図６において影付けされたブロックだけが複数回事象化される。
前述のように、移動ウィンドウ方式が使用される。ＭＡＰアルゴリズムは、完全なブロックの知識に基づいて各ビットに関する判断を行うことによって、ビット・エラーの確率を最小にする。ＭＡＰ復号器の前方および後方再帰は、初期的に、トレリスの一方の端点で始まり、反対側の端点で終了する。前方再帰について開始点は既知である(状態０)。終止ビット付加がＵＴＭＳにおける場合のように適用されるとすれば、トレリスの終点(＝後方再帰のための出発点)も既知である(状態０)。しかし、適当に長い取得段階を経ると、再帰はどのトレルス・ステップからでも開始することができることとなる。これは、前方および後方再帰の両方にあてはまる。計算はα再帰で始まるので、前方再帰については開始点が常に既知である。更に、状態メトリックは計算済みでアルファＲＡＭに記憶されているので、後続のウィンドウの開始点は既知である。後方再帰については、ウィンドウに関して後方再帰を計算する時、適切な開始点を取得することが必要である。従って、通常、後方再帰を初期化するため通常の(完全な)取得を実行する。このような取得は、最後の２つのウィンドウに達するまで実行される。この最後の２つのウィンドウは特殊なものである。すなわち、
＊最後のウィンドウ：データがないので、通常の取得は行われない。しかしながら、後方再帰のための初期状態メトリックを得るために使用される終止ビットが使用可能であるので、その必要はない。
＊最後から２番目のウィンドウ： 完全な取得を行うための十分なデータ・ビットが残っていないこともある。しかし、終止ビットから開始して、残りの取得ステップを実行すればよいので、これは問題ではない。むしろ、通常通り、後方再帰／ＬＬＲ計算が進められる。
この方式を伝送形式ブラインド検出に適応させることは可能である。しかしながら、例えば、１０８および１２０という２つのサイズの伝送形式を取り上げてみると、ブロック長１０８に関するＬＬＲを決定すると、前方再帰を２番目のウィンドウから開始しない限りブロック長１２０のＬＬＲを計算することはできない。また、前方再帰のため初期化の値がメモリに記憶されていなければならない。記憶されていない場合、前方再帰を最初から開始しなければならない。
計算方式を可能な限り再利用することが望まれる場合、好ましくは、計算方式は変更されなければならない。個々のブロック長は順次ではなく並列に計算される。この点が図９に示されている。実際の記憶されたアルファ値が、このウィンドウのすべての可能なＬＬＲを計算するため使用される。このように、すべての異なる伝送形式に関してただ１つの前方再帰を使用し、後方再帰／ＬＬＲ計算だけが個々の伝送形式に適用される。更に、後方再帰／ＬＬＲ計算の一部は、１つ以上のブロック・サイズについてただ一度だけ実行される。このようにして、計算済みのアルファ値のすべての全般的再使用および計算済みのベータ値およびＬＬＲの部分的再使用が可能となる。正しいＣＲＣを持つ１つ以上のブロック長が存在する可能性があるので、最後のＬＬＲの絶対値を使用して、正しいＣＲＣを持つ２つ以上のブロックの間を区別することができる。これらの値は記憶に追加されなければならない。
図９は、２つの異なるブロック・サイズ１０８および１２０に関する前述の例に関するウィンドウ処理を示すブロック図である。処理は、最初のウィンドウに関する前方再帰から始まる。後方取得の後、後方再帰／ＬＬＲ計算が続く。前方再帰は一度だけ実行され、アルファ状態メトリックは両方のブロック・サイズに対して有効である。２番目のブロック・サイズが加算値(ウィンドウの大きさ＋取得長)より大きいので、後方再帰／ＬＬＲ計算が両方のブロックに対して有効である。従って、最初のウィンドウ処理(前方再帰、後方取得、後方再帰／ＬＬＲ計算)は、両方のブロック・サイズに関して完全に再使用することができる。
次のウィンドウは、通常通り、前方再帰から始まる。このウィンドウは、この例では、最初のブロック・サイズ(１０８)に関する最後から２番目のウィンドウであるので、完全な取得はないが、終止ビット処理および部分的取得が行われる。その後、２番目のウィンドウに関する後方再帰／ＬＬＲ計算が続く。これらの計算されたＬＬＲは、最初のブロック・サイズについて固有のものであるので、再使用することはできない。従って、第２のブロック・サイズについて、独立した後方取得および後方再帰／ＬＬＲ計算が実行されなければならない。本例においては、取得は、終止ビットおよび部分取得から構成される。
次のウィンドウは、前方再帰から始まる。前方再帰は常に全データに関して実行されるので、対象は、完全なウィンドウでも、あるいは、残存ビットからなる最後のウィンドウでもよい。この例では、残存１４ビットに関して実行される。次に、ブロック・サイズ１０８に関する最後の後方処理が、(終止ビットによる)取得およびそれに続く後方再帰／ＬＬＲ計算から始まる。ブロック・サイズ１０８に関するＬＬＲが計算されると、最終的ＣＲＣの結果が利用可能となる。ブロック・サイズ１２０に関する最後の後方処理も同様に実行される。
図１０は、ＢＴＦＤに関する本発明が提案する一般的処理の流れを示す。
ステップ１００において、"shift(i,...imax)"は、計算されたＬＬＲビットが、すべての可能な形式(imin... imax)にそれぞれ関連するすべてのＣＲＣレジスタＣＲＧ１に記憶されていることを意味する。しかしながら、ステップ１０１およびステップ１０２において、"shift(i)"は、ＬＬＲビットが現在時形式ｉに関連するＣＲＣレジスタに記憶されていることを意味する。
５. 畳み込み復号器の第２の実施形態
本発明に従った復号器の第２の実施形態を以下に記述する。この復号器は、ターボ・コード／畳み込みコード組み合わせ復号器であり、例えば、ヨーロッパ特許出願第0 201 9974.1号に記載されている復号器である。
そのような組み合わせ復号器の主な特徴を以下に記述するが、そのような復号器の内部アーキテクチャの詳細な記述の前に、ターボ・コードの符号化および復号について一般的考察を行う。
５.１ ターボ・コード符号器は、２つの成分畳み込み符号器および１つのインターリービング器（interleaver）から構成される。畳み込みコードは、前述のようなレート1/2および生成多項式(13,15/(８進法表記))のＲＳＣコードであるように固定される。
第２の符号器の組織情報は、第１の符号器の組織出力から(デインターリービング（deinterleaving）によって)再構築されることができるので、伝送されない。これによって、R=1/3が達成される。図１１は、ＵＭＴＳターボ・コード符号器の詳細を示す。トレリス終結が各符号器をその最終状態に導く。これは、トレリスに関する第１と第２の符号器の組織情報の間の依存性を無効にする。なぜなら、それら符号器がそれぞれのスイッチを起動させることによって相手から独立した符号器となるからである(図１１参照)。従って、各符号器の最後の６ビット(各々について組織ビットおよびパリティ・ビット)は別々に伝送されなければならない。この結果、ブロックあたり１２ビットの合計オーバーヘッドが生じる。
最尤コードワード（most likely codeword）の検索によるターボ・コードの復号は非常に複雑である。従って、反復的復号が推奨される。２つの畳み込みコードが別々に復号される。これを実行している間、各復号器は他方によって収集された情報を取り込む。この"情報の収集"はソフト出力値の交換であり、１つのユニットのビット推定値が次の推定のための事前情報に変換される。このように、復号器は、ソフト入力ソフト出力(ＳＩＳＯ)ユニットでなければならない。
ビット推定における信頼度は、次式のような対数尤度比(ＬＬＲ)として表される。
Figure 2004343716
符号はこのビットが１またはゼロとみなされるか否かを示し、一方、決定における信頼度は絶対値によって表される。
最後の復号段階の間に収集された情報を抽出するため、この推定値へ導く組織情報および事前情報が取り除かれなければならない。これによって、次式が得られる。
Figure 2004343716
これは、付帯情報と呼ばれる。
１つのビットが特定の値を持つという１つの復号器の確信が、他方の復号器の初期的推測を偏向させる。
図１２は、インターリービング器（interleaver）およびインターリービング解除器（deinterleaver）という２つのＭＡＰ復号器から構成されたターボ・コード復号器を示す。事前情報入力として１つの復号器の入力を次の復号器へ提供することは、復号反復動作の向上を可能にする。この動作が燃焼ターボ・エンジンにおいて使用される"排気フィードバック"に類似しているので、ターボ・コードと名付けられた所以でもある。復号器への入力は、受け取られたチャネル値(組織値、パリティ１およびパリティ２)である。すなわち、第１のＭＡＰ１の動作の間、事前情報はゼロにセットされる。
ＭＡＰアルゴリズムに関して、式2.8-2.12および式3.1-3.2と共に、式2.1-2.7がターボ復号のため使用される。
ここで、
Figure 2004343716
の計算はチャネル値の推定および事前情報を含む。従来手段が非常に複雑であるのに対して、本発明では最適化されたブランチ・メトリック計算が使用される。伝送に先立ち、あらゆるビットが変換を受ける。xk∈{O,1}が(符号化された)ビットを表すとすれば、伝送される値は、
yk=-2・xk+1
但し、yk∈{-1,1}
である。
従って、実際の対応は、'1'→'-1'および'0'→'1'である。
Figure 2004343716
が取ることができるのは、全体でｋあたり４つの異なる値だけである。それぞれについて、
Figure 2004343716
と仮定される。符号構造のみがどの値をどの遷移に割り当てるかを決定する。一定の因子を省略し、付加的代数変換を行った後、次式(2.17)が得られる。
Figure 2004343716
これは、チャネルおよび事前データから２項だけを計算すればよいので、実施を大幅に単純化する。１つの項は完全に削除され、最後の項は最初の２つの項から計算されている。スケーリング因子4Es/N0は、作業ポイントの使用によって外部的に倍増される。
５.２ 図１３に示されているように、本実施形態に従った組み合わせ復号器ＣＴＤは、ターボ・コード復号を実行するターボ・コード復号手段ＴＣＤＣＭおよび畳み込みコードを実行する畳み込みコード処理手段ＣＣＤＣＭを備える。
ターボ・コードおよび畳み込みコード復号手段は、共通の処理手段ＣＣＰＲを持つ。共通の処理手段ＣＣＰＲは、ＭＡＰアルゴリズムを実施し、ターボ・コード復号専用の第１の構成および畳み込みコード復号専用の第２の構成を備える。この共通の処理手段ＣＣＰＲすなわちＭＡＰユニットは、ソフト入力ソフト出力ユニット(ＳＩＳＯユニット)を形成する。このＳＩＳＯユニットでは、停止基準が満たされるまでターボ復号のためＭＡＰ１およびＭＡＰ２演算が順次実行される。
この共通処理手段に加えて、ターボ・コード復号手段ＴＣＤＭは従来技術のインターリーブ手段ＩＬを含む。
更に、組み合わせ復号器ＣＴＤは、第１のトレリスの状態(ここでは８状態)に関連する前方状態メトリックを記憶するメトリック記憶手段ＴＣα_ＲＡＭを備える。該前方状態メトリックは、処理手段ＣＣＰＲによって前記第１の構成(ターボ復号構成)で送られる。
入出力記憶手段ＣＣ Ｉ／Ｏ ＲＡＭは、前記第２の構成で、すなわち、畳み込みコード復号のため処理手段ＣＣＰＲによって送られる入出力データを記憶するため備わる。
最後に、前記第１の構成(ターボ復号構成)で処理手段ＣＣＰＲによって送られる入出力データを記憶し、第２のトレリスの状態(ここでは２５６状態)に関連し、第２の構成で(畳み込みコード復号構成で)処理手段ＣＣＰＲによって送られる前方状態メトリックを記憶するため、適応型記憶手段ＡＤＭＭが使用される。
制御手段ＣＤＲＬＭが、コードの種類に応じて第１の構成または第２の構成に共通処理手段を構成し、記憶制御手段ＣＴＭＭが、該共通処理手段の構成に応じて、適応型記憶手段ＡＤＭＭにアクセスする。
５.３ 共通処理手段ＣＣＰＲのアーキテクチャ
図１４は、共通処理手段ＣＣＰＲの内部構造の詳細を示すブロック図である。
処理手段ＣＣＰＲは、基本的に、３つの主要計算ユニットを有する。すなわち、それらは、
＊ＢＭユニット：ブランチ・メトリックＢＭを計算し完全なＩ／Ｏ ＲＡＭおよびアルファＲＡＭを制御する。
＊状態メトリック計算ユニット：８個のＡＣＳ(add-compare-select)ユニットで８個の状態メトリックＳＭを並列に計算する。
＊ＬＬＲ計算ユニット：パイプライン形態でＬＬＲを計算する。
である。
５.４ 畳み込み復号のための入出力記憶手段ＣＣ Ｉ／Ｏ ＲＡＭ
入力ＲＡＭは、それぞれのＣＣ(畳み込みコード)入力データに応じた３つのＲＡＭすなわちＧ０＿ＲＡＭ、Ｇ１＿ＲＡＭおよびＧ２＿ＲＡＭを含む。出力ＲＡＭはＣＣＬＬＲ＿ＲＡＭである。ＲＡＭサイズは、５＊１２６ビットである。
５.５ ターボ復号のためのメトリック記憶手段ＴＣα−ＲＡＭ
ＴＣ(ターボ・コード)復号のためのアルファ状態メトリックＲＡＭは専用の６４＊８８ビットＲＡＭ(ａｌｐｈａ＿ＲＡＭ)である。
５.６ 適応型記憶手段ＡＤＭＭ
最後に、前記第１の構成(ターボ復号構成)で処理手段ＣＣＰＲによって送られる入出力データを記憶するため、あるいは、畳み込みコード復号において前方状態メトリックを記憶するため、適応型記憶手段ＡＤＭＭが使用される。
図１５に示されているように、この適応型記憶手段は、基本メモリと共に付加的メモリ手段ａｄｄを含む。
具体的には、本実施形態において、ターボ・コード復号手段が、ｂ１個の(ｂ１＝６)ビットからなるＮ１個の(Ｎ１＝５１２０)シンボルの連続したシーケンスを受け取るように適応されている。前記第１の構成(ターボ復号構成)で処理手段ＣＣＰＲによって該処理手段に送られる入出力データは、受け取ったシーケンス毎にｂ１ビットからなるＮ１個のワードのｇ個の異なるブロックを含む。本例ではｇ＝４である。これらｇ個のブロックは、
＊組織入力データＸ、
＊パリティ入力データＹ１、
＊インターリーブされたパリティ入力データＹ２
＊出力データとして復号結果
である。
(畳み込みコード復号の場合)適応型記憶手段に記憶されるべき前方状態メトリックは、ｂ２個のビットからなるＮ２個の(Ｎ２＝１７２８)ワードのブロックである(本例においてはｂ２はｂ１より大きい)。一般に、Ｎ２とｂ２の積は、Ｗ(ウィンドウのサイズ)とトレリスの状態数と各状態のビット数との積に等しい。本例では、Ｗは、畳み込みコードの場合５４、ターボ・コード場合６４である。状態の数は、ターボ・コードの場合８、畳み込みコードの場合２５６である。また、各状態のビット数は１１である。
従って、Ｎ２は１７２８に等しく、一方、ｂ２は８８に等しい。
このようにして、図１５に示されているように、適応型記憶手段ＡＤＭＭの主メモリ手段は、Ｎ１ワードのｇ個のブロックにそれぞれ専用のｐ個(ｐ＝３)の基本メモリからなる４つのグループから構成される。各基本メモリは、ｂ１ビットのＮ２ワードを記憶するように適応されている。
付加メモリＡｄｄは１６ビットの１７２８ワードを記憶するように適応されている。
一般的に述べれば、６ビットの５１２０ワードからなる各ブロックが、３つの基本メモリの中のそのブロック専用のグループとの間で読み書きされるように、メモリ制御手段が適応型記憶手段ＡＤＭＭを第１の構成(ターボ・コード復号)に対応させる。
更に、メモリ制御手段が適応型記憶手段ＡＤＭＭを第２の構成(畳み込みコード復号)に対応させることによって、前方状態メトリックの１２個の基本ワードが主記憶手段の１２個の基本メモリに同じアドレスでそれぞれ記憶され、一方、前方状態メトリックの付加的基本ワード(別の１６ビット)が、付加的メモリに同じアドレスで記憶される。
換言すれば、ＣＣ復号の場合、ＴＣのＩ／ＯＲＡＭの各々が３つの別々のＲＡＭに分割される。これらのＲＡＭは、８個の状態メトリックの並列記憶のため、連結されて所望のビット幅を形成する。本例では、８８ビット(８＊１１ビット)が必要とされるが、Ｉ／ＯＲＡＭは６ビット幅であるので、得られるビットは、４＊３＊６＝７２ビットである。従って、ＣＣａｌｐｈａＲＡＭを形成するため付加的に１６ビットが必要とされる。このようなＲＡＭの共有が、ＣＣ復号のために十分なウィンドウのサイズを提供することを可能にする。
図１５に示されているように、記号は次のように使用されている。
＊組織入力データは、Ｘ＿ＲＡＭ１、Ｘ＿ＲＡＭ２、Ｘ＿ＲＡＭ３に記憶される。
＊パリティ入力データは、Ｙ１＿ＲＡＭ１、Ｙ１＿ＲＡＭ２、Ｙ１＿ＲＡＭ３に記憶される。
＊インターリーブされたパリティ入力データは、Ｙ２＿ＲＡＭ１、Ｙ２＿ＲＡＭ２、Ｙ２＿ＲＡＭ３に記憶される。
＊ＴＣ出力ＲＡＭは、ＬＬＲ＿ＲＡＭ１、ＬＬＲ＿ＲＡＭ２およびＬＬＲ＿ＲＡＭ３である。
＊ＭＳＢは出力ハード判定を表し、ＬＳＢは(実際の復号の進展に応じて)外部情報/ＬＬＲソフト判定を表す。これは、ＭＡＰ１ ＣＲＣ検査の後の復号の停止を可能にする。
ＲＡＭが３つに分割されるので、アドレス空間０−５１１９を０−１７２７の３倍にマップするように適切なアドレス変換が実行される。この値は、最小限度可能なＲＡＭに切り上げられる。実際の必要なＲＡＭだけが起動され、残りのすべては除外される。
５.７ ブランチ・メトリックの計算
共通処理手段は、第１の構成および第２の構成の各々において対応するトレリスのブランチに関連するブランチ・メトリックを計算するブランチ・メトリック・ユニットを含む(ターボ・コードに関して式2.17参照)。
ＣＴＤ復号器へのＴＣ入力データ・サンプルの転送は次の順序で実行される：
X1,Y1 1,Y2 1,X2,Y1 2,Y2 2,…..XBi,Y1 Bi,Y2 Bi,TailBits(終止ビット)
Biは、i番目のコード・ブロックにおけるビットの数である。終止ビットの記憶が考慮されなければならない。トレリス終結のための伝送ビットは以下の通りである。
Figure 2004343716
ただし、Y1=Z、Y2=Z’、X’=第２符号化器のX、K=ブロック長、である。
パリティ・データＲＡＭ Ｙ１、Ｙ２が順次埋め込まれ、３個の終止ビットが付加される。組織データＲＡＭ Ｘもまた順次埋め込まれる。なぜならば、終止ビットは全部で６個あり、第１の符号化器のための終止ビットが最初に付加され、次に２番目、３番目のように順次追加されるからである。
ＣＣ復号の場合の入力シーケンスは、終止シーケンスが１つだけなので、より単純である。終止ビットはそれぞれのＲＡＭに付加される。
ウィンドウ処理方式の種々のステップは更なるサブステップに分割することができる。 ブランチ・メトリックの計算は、状態メトリックの計算にとって前提条件である。従って、メモリ制御手段は、それぞれのブランチ・メトリックを計算するため入力ＲＡＭをアドレスする。前述された最適ＭＡＰ計算方式が使用される。 使用される用語規則は、ペア[組織/パリティ情報]∈{O,1}乃至[GO/G1],[GO/G1/G2]の２進数表示に基づく。X、Y、LLR、G0、G1、G2は、ＲＡＭに記憶された個々のデータを表す(例えば、LLR-RAMの内容は外部情報である)。
ターボ・コード：
branch0 = 0
branchl = Y
branch2 = X + LLR
branch3 = X + Y + LLR
畳み込みコード、レート １／２：
branch0 = 0
branchl = G1
branch2 = GO
branch3 = G1 + GO
畳み込みコード、レート １／３：
branchO = 0
branchl = G2
branch2 = G1
branch3 = G1 + G2
branch4 = GO
branch5 = GO + G2
branch6 = GO + G1
branch7 = GO + G1 + G2
ブランチ・メトリック計算は非常に単純であり、ＴＣの場合２つの加算であり、ＣＣの場合１または４の加算(branch7の計算は前の加算GO+G1の再利用)である。ＴＣの場合は、ＭＡＰ２演算の間、インターリーブされたデータを使用する必要がある。従って、ＢＭユニットは、外部インターリービング・ユニットにアクセスして該当するアドレスを取り出す。前方および後方再帰ＴＣの間のデータ競合を回避するため、専用のＬＬＲキャッシュに加えて専用のＬＬＲレジスタが必要である。
５.８ 状態メトリックの計算
状態メトリックの計算を次に記述する。共通処理手段は、構成可変型状態メトリック・ユニットＳＭを備える。
図１４、図１５および図１６に示されているように、構成可変型状態メトリック装置ＳＭは、
＊各構成において８個の前方状態メトリックを計算する８個の並列ＡＣＳ(Add、Compare、Select)というアーキテクチャ、
＊再帰計算のため計算済み前方状態メトリックを一時的に記憶する補助記憶手段ＡＸＭＭ、および
＊共通処理手段の構成に応じて上記補助手段におけるメトリックの記憶を制御する補助制御手段、
を含む。
５.９ ＡＣＳアーキテクチャ
具体的に述べれば、図１６に図示されるＡＣＳアーキテクチャは、式2.10および式2.11に従ってブランチ・メトリックおよび前回の状態メトリックスから８個の状態メトリックを並列に計算する。これは、ＭＯＤＭＩＮプロシージャに基づいて８個のＡＣＳユニット(Add, Compare, Select)を用いて実行される(ＭＯＤＭＩＮブロックは、ｍｉｎ＊演算子を実行する)。
このＡＣＳアーキテクチャは、ターボ・コードおよび畳み込みコードの両方に対する前方および後方再帰に関して使用される。トレリス図式は種々あるので、到来するブランチ・メトリック(ｂｍｕｘ)および状態メトリック(ｓｍｕｘ)に関する柔軟性がマルチプレクサを用いて達成される。これらのマルチプレクサは後述のように外部から制御される。
８個のＡＣＳユニットが１６のブランチ・メトリック＋状態メトリックの和を必要とするので、１６のｂｍｕｘマルチプレクサが提供される。これらのｂｍｕｘマルチプレクサの各々は、８個の異なるブランチ・メトリックから選択することができる(なぜならＣＣレート１／３が全部で８個の異なるブランチ・メトリックを必要とするからである)。しかしながら、特定の状態メトリック分布のため、１６ではなく１２個のｓｍｕｘ状態メトリック・マルチプレクサがあれば十分である。更に、ＣＣ前方再帰／ＴＣ後方再帰またはＣＣ後方回帰／ＴＣ前方回帰のいずれに関する設定も有効であるので、この状態メトリック分布によって、２：１ｓｍｕｘマルチプレクサだけで十分となる。計算された状態メトリックスの更なるマルチプレクシング動作は必要ない。前方再帰の場合、新しい状態メトリックは常に昇順である。図１６は、ＡＣＳの一般的アーキテクチャを示す。"sm1-sm8"は、ある時間ステップにおける８個の並列入力状態メトリックを表し、"bm0-bm7"は、８個までの異なるブランチ・メトリックを表す。ＴＣ前方／ＣＣ後方のためのｓｍｕｘ設定は太字で示されている。このユニットの出力は、新しい状態メトリックと共に、ＬＬＲ計算のためのＬＬＲメトリック(β状態メトリック＋ブランチ・メトリック)である。
５.１０ マルチプレクサの制御
状態メトリック・ユニットのマルチプレクサは特定の機械(簡略化のため図示されてない)によって制御される。
状態メトリック・マルチプレクサｓｍｕｘの制御は非常に単純である。設定は２種類しかない。すなわち、ＣＣ前方再帰／ＴＣ後方再帰またはＣＣ後方回帰／ＴＣ前方回帰のいずれかに関する設定だけである。ブランチ・メトリック・マルチプレクサｂｍｕｘの制御は、一層複雑であり、ＦＳＭで実行される。各シーケンス(３２ステップ)は、選択されるレートおよび実際の演算(前方再帰または後方再帰)に依存する。
＊ＣＣレート１／２前方再帰
ｂｍｕｘ設定は、４種類あり、A,B,C,Dと表記される。
前方シーケンスは次の通りとなる。
AABBCCDDAABBCCDDCCDDAABBCCDDAABB
＊ＣＣレート１／２後方再帰
ｂｍｕｘ設定は、４種類あり、A,B,C,Dと表記される。
後方シーケンスは次の通りとなる。
AABBCCDDAABBCCDDBBAADDCCBBAADDCC
＊ＣＣレート１／３前方再帰
ｂｍｕｘ設定は、８種類あり、A,B,C,D,E,F,Gと表記される。
前方シーケンスは次の通りとなる。
ABCDEEGHFEHGBADCHGFEDCBACDABGHEF
＊ＣＣレート１／３後方再帰
ｂｍｕｘ設定は、８種類あり、A,B,C,D,E,F,Gと表記される。
後方シーケンスは次の通りとなる。
ABCDEFGHFEHGBADCDCBAHGFEGHEFCDA
５.１１ ＬＬＲユニット
ＬＬＲユニットはＬＬＲを計算する(ターボ・コードについての式2.12参照)。これは、段階１と段階２の間でレジスタを持つ３つのｍｏｄｍｉｎ段階からなるＴＣ復号器に関して実行される(図１７参照)。第１段階への入力は、アルファＲＡＭからのアルファ状態メトリックとＳＭユニットからのＬＬＲｓｕｍ(＝ブランチ・メトリック＋ベータ状態メトリック)との和である。この値もレジスタに記憶されるので、結果として、パイプライの合計深度は４となる。上方ｍｏｄｍｉｎツリーが入力'１'(ＬＬＲ１)によって到達されるすべての状態の最小値を計算し、下方ｍｏｄｍｉｎツリーが入力'０'(ＬＬＲ０)によって到達されるすべての状態の最小値を計算する。
一旦ＬＬＲ計算が開始すれば、新しい値が入力クロック・サイクルごとに存在する。制御は、非常に単純であり、４段階フリップフロップ・パイプラインによる有効データ・フラグの単純なシフト操作によって実行される。ＴＣに関するＬＬＲ計算部分は畳み込み復号のため再利用される(図１７参照。ただし、入力値のためのマルチプレクサおよび和を計算する加算器は図示されてない)。
すなわち、図１７に示されているすべてのアーキテクチャはターボ・コード復号のため使用されるが、その上方および下方部分だけが畳み込みコード復号のため使用される。
畳み込みコードの符号化がＮＳＣによって実行されるので、入力の'０'または'１'が状態番号を決定する。
従って、ブランチ・メトリックは必要とされないので、計算は第１の段階の４つのｍｏｄｏｍｉｎユニットだけに単純化される。上方の２つのｍｏｄｏｍｉｎユニットが、入力"１"(状態１)によって到達される４つの状態メトリック和の最小値を計算し、上方の２つのｍｏｄｏｍｉｎユニットが、入力"０"(状態０)によって到達される４つの状態メトリック和の最小値を計算する。従って、入力は、アルファＲＡＭからのアルファ状態メトリックおよびＡＸＭＭメモリからのベータメトリックである。
２５６すべての状態が一度に計算されないので、適切な最小値を決定するためループバックが必要とされる。これは、ターボ復号器部分に比べて、段階２の後に配置される付加的ハードウェアを必要とする。制御はきわめて単純であり、ＦＳＭを用いて実現される。状態１に関するフィードバック・ユニットを観察すれば、この制御を理解することができる。第１の最小値は下方レジスタに、第２の最小値は上方レジスタに記憶される。その後のすべての最小値は下方レジスタに記憶され、残りの最小値が常に上方レジスタに記憶される。ＬＬＲ有効フラグ(LLR_valid)もまたＦＳＭによって生成される。
５.１２ 大域制御ユニット
最後に、本発明に従った組み合わせ復号器は、復号プロセスをＭＡＰレベルで制御する大域制御ユニットを含む。ＴＣ復号は反復的動作であるので、反復の数は実際の復号状態に依存する。従って、各ＭＡＰ操作の後、停止基準が検査される。この停止基準は、選択された半反復総数、正しく検出されたＣＲＣ和(ただしＭＡＰの後)、または、平均値基準に基づく復号不可能ブロックの早期検出のいずれでもよい。ＴＣの場合の特定の復号ステップが図１８に示されている。ＣＣ復号の場合には、１つのＭＡＰ動作だけが必要とされる。
更に、大域制御ユニットはハンドシェーク・モードを制御する。このハンドシェーク・モードは、復号のステップごとの実行およびオンデマンド・メモリ・フラッシュを可能にする。
畳み込み符号化のためＵＭＴＳで使用される２つの異なるＮＳＣの構造を示す。 1つの時間ステップにおいて可能な遷移を表すトレリスの一部を示す。 本発明に従った復号器を含む移動電話の受信系を示す。 本発明に従った復号器の第１の実施形態のブロック図である。 本発明に従った復号器の一部の詳細図である。 可能な伝送形式を示すブロック図である。 本発明に従ったブラインド検出手段の一部を示すブロック図である。 本発明に従ったＣＲＣ処理方式を示す線図である。 本発明に従ったウィンドウ処理方式を示す線図である。 本発明に従ったブラインド検出の流れ図である。 ＵＭＴＳターボ・コード符号化器を示すブロック図である。 一般的ターボ復号器を示すブロック図である。 本発明の第２の実施形態に従った復号器を示すブロック図である。 図１３の復号器の一部の詳細図である。 本発明に従った復号器に属する適応型メモリの詳細図である。 ＡＣＳユニットのアーキテクチャを示すブロック図である。 本発明に従った組み合わせ復号器に属するＬＬＲユニットを示すブロック図である。 本発明に従ったターボ・コード復号に関する大域制御処理の流れ図である。

Claims (20)

  1. 畳み込み符号化信号の伝送形式をブラインド検出する方法であって、
    該伝送形式は、事前に未知であり、あらかじめ定められたＭＦ個の基準伝送形式からなる１つのセットに属し、
    該信号は、事前に未知の伝送形式に対応する事前に未知のビット数を持つ１つのデータ・ブロックと、伝送される巡回冗長検査（ＣＲＣ）ワードを内包する１つのＣＲＣフィールドとを含み、
    該方法は、
    可能なＭＦ個の基準形式をそれぞれ考慮しながら前記信号を復号してソフト出力情報の対応するＭＦ個のグループをそれぞれ送達し、最大事後確率アルゴリズムを使用して前記信号を復号するステップと、
    ソフト出力情報の各グループからＣＲＣワードを計算して、計算したＣＲＣワードを前記伝送ＣＲＣワードと比較するステップと、
    前記計算したＣＲＣワードが前記伝送ＣＲＣワードと等しいすべてのグループを選択するステップと、
    選択されたグループの各々の最後のいくつかのソフト入力情報の中の少なくとも１つのソフト入力情報から符号化信号の実際の伝送形式を選択するステップと、
    を含む、方法。
  2. 前記符号化信号の実際の伝送形式が、選択されたグループの各々の最後のソフト入力情報から選択される、請求項１に記載の方法。
  3. 前記符号化信号の実際の伝送形式が、最大で最後のソフト出力情報を備える基準形式である、請求項２に記載の方法。
  4. 前記復号するステップが状態メトリックを計算するステップを含み、すべてのデータ・ブロックが、あらかじめ定められたサイズを持つ複数の移動ウィンドウによってウィンドウごとに並列に復号され、１つのウィンドウによって計算された前記状態メトリックの少なくともいくつかがすべてのデータ・ブロックに対して有効である、請求項１乃至請求項３のいずれかに記載の方法。
  5. 前記復号するステップが、ウィンドウごとに、前方再帰の間に前方状態メトリックを計算するステップと、あらかじめ定められた取得長を持つ後方取得を実行するステップと、後方再帰の間に後方状態メトリックを計算するステップと、逆順にソフト出力情報を計算するステップと、を含み、すべての伝送形式に関して有効なただ１つの前方再帰がウィンドウごとに実行される、請求項４に記載の方法。
  6. 前方再帰、後方取得、後方再帰およびソフト出力計算を含む第１のウィンドウ処理が、ウィンドウサイズと取得長との和より大きいサイズを持つすべてのデータ・ブロックに関して完全に有効である、請求項５に記載の方法。
  7. あらかじめ定められたＭＦ個の基準伝送形式からなる１つのセットに属する事前に未知の伝送形式を持ち、事前に未知の伝送形式に対応する事前に未知のビット数を持つ１つのデータ・ブロックおよび伝送される巡回冗長検査（ＣＲＣ）ワードを内包する１つのＣＲＣフィールドを含む畳み込み符号化信号を受信する入力手段と、
    可能なＭＦ個の基準形式をそれぞれ連続的に考慮することによって該信号を連続的に復号するため最大事後確率アルゴリズムを実施し、ソフト出力情報のＭＦ個の対応するグループをそれぞれ連続的に送達する対数尤度比（ＬＬＲ）ユニットを含む畳み込みコード復号手段と、
    ソフト出力情報の各グループからＣＲＣワードを計算するＣＲＣユニット、計算したＣＲＣワードを前記伝送ＣＲＣワードと比較する比較手段、計算したＣＲＣワードが伝送ＣＲＣワードと等しいすべてのグループを選択する第１の選択手段および選択されたグループの各々の最後のいくつかのソフト入力情報の中の少なくとも１つのソフト入力情報から符号化信号の実際の伝送形式を選択する第２の選択手段を含む、伝送形式ブラインド検出手段と、
    を備える畳み込みコード復号器。
  8. 前記第２の選択手段が、選択されたグループの各々の最後のソフト入力情報から前記符号化信号の実際の伝送形式を選択するように適応される、請求項７に記載の畳み込みコード復号器。
  9. 前記符号化信号の実際の伝送形式が、最大で最後のソフト出力情報を持つ基準形式である、請求項８に記載の畳み込みコード復号器。
  10. 前記畳み込みコード復号手段が状態メトリックを計算するように適応され、すべてのデータ・ブロックが、あらかじめ定められたサイズを持つ複数の移動ウィンドウによってウィンドウごとに並列に復号され、１つのウィンドウによって計算された状態メトリックの少なくともいくつかがすべてのデータ・ブロックに対して有効である、請求項７乃至請求項９のいずれかに記載の畳み込みコード復号器。
  11. 前記畳み込みコード復号手段が、ウィンドウごとに、前方再帰の間に前方状態メトリックを計算し、あらかじめ定められた取得長を持つ後方取得を実行し、後方再帰の間に後方状態メトリックを計算するように適応され、すべての伝送形式に関して有効なただ１つの前方再帰がウィンドウごとに実行される、請求項１０に記載の畳み込みコード復号器。
  12. 前方再帰、後方取得、後方再帰およびソフト出力計算を含む第１のウィンドウ処理が、ウィンドウサイズと取得長との和より大きいサイズを持つすべてのデータ・ブロックに関して完全に有効である、請求項１１に記載の畳み込みコード復号器。
  13. ターボ・コード復号を実行するターボ・コード復号手段（ＴＣＤＣＭ）を更に備えたターボ・コード／畳み込みコード組み合わせ復号器である、請求項７乃至請求項１２に記載の畳み込みコード復号器。
  14. 前記ターボ・コード復号および畳み込みコード復号手段がターボ・コード復号専用の第１の構成および畳み込みコード復号専用の第２の構成を持つ共通処理手段（ＣＣＰＲ）を備え、
    該畳み込みコード復号器が、
    第１のトレリスの状態に関連し、第１の構成において前記処理手段によって送達される状態メトリックを記憶するメトリック・メモリ手段（ＴＣα-ＲＡＭ）と、
    第２の構成において前記処理手段によって該処理手段に送達される入出力データを記憶する入出力メモリ手段（ＣＣ Ｉ／Ｏ ＲＡＭｓ）と、
    第１の構成において前記処理手段によって該処理手段に送達される入出力データを記憶し、第２のトレリスの状態に関連し、第２の構成において前記処理手段によって送達される状態メトリックを記憶する適応型メモリ手段（ＡＤＭＭ）と、
    コードの種類に応じて第１または第２の構成に前記共通処理手段を構成する制御手段（ＣＴＲＬＭ）と、
    前記共通処理手段の構成に応じた異なる様態で前記適応型メモリ手段をアドレスするメモリ制御手段（ＣＴＭＭ）と、
    をさらに備える、請求項１３に記載の畳み込みコード復号器。
  15. 前記共通処理手段（ＣＣＰＲ）が最大事後確率（ＭＡＰ）アルゴリズムを実施する、請求項７乃至請求項１４のいずれかに記載の畳み込みコード復号器。
  16. 実施されるＭＡＰアルゴリズムが、いわゆるＬｏｇＭＡＰアルゴリズムまたはいわゆるＭａｘＬｏｇＭＡＰアルゴリズムである、請求項１５に記載の畳み込みコード復号器。
  17. 集積回路によって実現される、請求項７乃至請求項１６のいずれかに記載の畳み込みコード復号器。
  18. 請求項７乃至請求項１７のいずれかに記載の復号器を含む、無線通信システム端末。
  19. 携帯電話を形成する、請求項１８に記載の端末。
  20. 基地局を形成する、請求項１８に記載の端末。
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