JP2006504376A - 通信システムでインタリービングされたデータストリームのデインタリービング方法及び装置 - Google Patents

Abstract

高速パケットデータ通信システムに関して、特に、伝送されるインタリービングされたデータを受信して元のデータフォーマットにデインタリービングする方法及び装置を提供する。本発明は、インタリービング方法を用いる移動通信システムの受信器で(２^ｍ＊Ｊ＋Ｒ)ビットを有し、ビット遷移値ｍ、上限値Ｊ、及び残り値Ｒのインタリービングされた符号化パケットの復号のためにデインタリービングして符号シンボルを読み出すための方法であって、符号シンボルインデックスをビット逆転換(ＢＲＯ)演算で臨時アドレスを生成する段階と、前記残り値で構成される列を考慮して臨時アドレスを補償するためのアドレス補償値を計算する段階と、復号が要求されるシンボルに対して、前記臨時アドレスと前記アドレス補償値を加算して読み出しアドレスを生成し、該生成された読み出しアドレスに貯蔵されたシンボルを読み出す段階と、を含むことを特徴とする。

Description

本発明は、高速パケットデータ通信システムに関するもので、特に、伝送されるインタリービングされたデータを受信して元のデータフォーマットにデインタリービングする方法及び装置に関するものである。

ＣＤＭＡ（Ｃｏｄｅ Ｄｉｖｉｓｉｏｎ Ｍｕｌｔｉｐｌｅ Ａｃｃｅｓｓ）移動通信システム、例えば、ＣＤＭＡ ＩＳ-２０００システム及びＵＭＴＳ（Ｕｎｉｖｅｒｓａｌ Ｍｏｂｉｌｅ Ｔｅｌｅｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ Ｓｅｒｖｉｃｅ）ＷＣＤＭＡ（Ｗｉｄｅｂａｎｄ ＣＤＭＡ）システムは、音声サービス及び回線データ（Ｃｉｒｃｕｉｔ Ｄａｔａ）サービスを統合的に支援する。

同期式ＣＤＭＡ２０００ Ｒｅｌｅａｓｅ Ａ/Ｂ移動通信システム及び非同期式ＵＭＴＳ移動通信システムでは、マルチメディアデータの信頼性のある伝送のためにターボ符号化とインタリービングを使用する。ターボ符号化が、低い信号対雑音比でもビット誤り率（Ｂｉｔ Ｅｒｒｏｒ Ｒａｔｅ：ＢＥＲ）の観点で非常に良好な情報復元性能を提供し、インタリービングが、フェージング(fading)環境でビットの損傷が一部分に集中することを防止することは、よく知られている。このようなインタリービングは、隣接のビットがランダムにフェージング影響を受けるようにしてバースト誤り（ｂｕｒｓｔ ｅｒｒｏｒ）の発生を防ぎ、それによってチャンネル符号化の効果をより増大させる。
インターネットと動映像サービスのような高速パケットデータ伝送を必要とするサービスに対する使用者の要求が増大するにしたがって、移動通信システムは、高速パケットデータサービスを支援するシステムに発展している傾向である。３ＧＰＰ（Ｔｈｉｒｄ Ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ Ｐａｒｔｎｅｒｓｈｉｐ Ｐｒｏｊｅｃｔ）及び３ＧＰＰ２で押し進めているＣＤＭＡ２０００ Ｒｅｌｅａｓｅ Ｃ/Ｄ、いわゆる１ｘＥＶ-ＤＶ（Ｅｖｏｌｕｔｉｏｎ ｉｎ Ｄａｔａ ａｎｄ Ｖｏｉｃｅ）標準案によれば、基地局は、伝送しようとするパケットデータストリームをチャンネル符号器によって符号化して生成した符号シンボルを所定サイズのサブブロック（ｓｕｂ−ｂｌｏｃｋ)に分割し、このサブブロックをそれぞれインタリービングする。移動局は、このインタリービングされたサブブロックのデータストリームを受信して符号シンボルの形態に変換した後に、基地局で使用したインタリービングの逆過程のデインタリービングを遂行し、それによってチャンネル符号器の出力順序を同一に受信されたサブブロックを復元する。

ＣＤＭＡ２０００ Ｒｅｌｅａｓｅ Ａ/Ｂ標準案で、インタリービングの対象となる符号シンボルストリームの長さは指数（ｐｏｗｅｒ）の２で割れるべきである。すなわち、インタリービングパラメータの一つであるビット遷移（ｂｉｔ Ｓｈｉｆｔ）値を指数とする２を有する数の倍数になるように符号シンボルストリームの長さを提供する。その反面、１ｘＥＶ-ＤＶでは、サブブロック符号シンボルストリームの長さは指数の２で割れることができない。すなわち、１ｘＥＶ-ＤＶ標準案は、既存の標準案と異なるインタリービング規則を定義する。したがって、１ｘＥＶ-ＤＶ標準案は、移動局で新たなインタリービング規則によりインタリービングされたデータストリームを受信し、迅速に且つ効果的にデインタリービングするための技術を必要とする。

したがって、上記したように従来技術の問題点を解決するために案出された本発明の目的は、通信システムの送信器でインタリービングされて伝送されたデータを受信器で高速で復旧する方法及び装置を提供することにある。

本発明の目的は、通信システムの受信器で順方向パケットデータに対してサブブロックデインタリービングを遂行する方法及び装置を提供することにある。

本発明の他の目的は、通信システムの受信器でチャンネル復号器の入力バッファを用いてデインタリービングを遂行する方法及び装置を提供することにある。

本発明の目的は、通信システムでインタリービングされたデータを受信して貯蔵し、このデータをデインタリービングのための順序に読み出す方法及び装置を提供することにある。

また、本発明の目的は、１ｘＥＶ-ＤＶ通信システムでインタリービングされたデータを受信して貯蔵し、このデータをデインタリービング規則によって生成された読み出しアドレスを用いて読み出す方法及び装置を提供することにある。

上記の目的を達成するために本発明は、インタリービング方法を用いる移動通信システムの受信器で(２^ｍ＊Ｊ＋Ｒ)ビットを有し、ビット遷移値ｍ、上限値Ｊ、及び残り値Ｒのインタリービングされた符号化パケットの復号のためにデインタリービングして符号シンボルを読み出すための方法であって、符号シンボルインデックスをビット逆転換(ＢＲＯ)演算で臨時アドレスを生成する段階と、前記残り値で構成される列を考慮して臨時アドレスを補償するためのアドレス補償値を計算する段階と、復号が要求されるシンボルに対して、前記臨時アドレスと前記アドレス補償値を加算して読み出しアドレスを生成し、該生成された読み出しアドレスに貯蔵されたシンボルを読み出す段階と、を含むことを特徴とする。

また、本発明は、インタリービングを支援する通信システムで前記符号化パケットのシンボルの記録のためのバッファと、記録された符号化パケットの復号のためのチャンネル復号器を備える受信器が、ビット遷移値ｍ、上限値Ｊ、及び残り値Ｒの(２^ｍ＊Ｊ＋Ｒ)ビットを有するインタリービングされた符号化パケットをデインタリービングによって符号シンボルを読み出すための装置であって、前記チャンネル復号器によって要求された符号シンボルのインデックスをビット逆転換(ＢＲＯ)演算を用いて臨時アドレスを生成する臨時アドレス生成器と、前記残り値を考慮して前記臨時アドレスを補償するためのアドレス補償値を計算するアドレス補償器と、前記臨時アドレスに前記アドレス補償値を加算して、前記チャンネル復号器によって要求された符号シンボルを前記バッファから読み出すための読み出しアドレスを生成する加算器と、を含むことを特徴とする。

本発明により得られる効果を説明すると、次のようである。
本発明は、１ｘＥＶ-ＤＶ標準に規定されたデインタリービング規則を用いる通信システムにおいて、インタリービングされたデータのストリームを高速にデインタリービングして元の符号化パケットを復旧することができる。特に、本発明は、受信された符号シンボルのサブブロックをメモリに貯蔵し、デインタリービング規則により生成された読み出しアドレスを用いて符号シンボルを読み出して復号器に提供する。それにより、本発明は、必要なメモリの個数を最小化し、読み出しアドレスを計算するのに必要なハードウェア素子の個数を最小化して受信器の小型化、低電力化を可能にする。また、本発明は、それぞれのサブブロック別にデインタリービングを遂行するため、復号器で複数のサブブロックを同時に復号する。したがって、本発明は、復号速度をより向上させる高速データ通信を可能にする効果がある。

以下、添付の図面を参照して本発明の望ましい実施形態を詳細に説明する。図面において、同一の構成に対してはなるべく同一の参照番号及び参照符号を使用する。また、下記の説明において、関連した公知の機能又は構成に関する説明が本発明の要旨を不明にすると判断される場合には、その詳細な説明を省略する。

本発明は、インタリービングされたパケットデータストリームを受信してデインタリービングするものである。特に、本発明は、同期式ＣＤＭＡ通信システムの一つであるＣＤＭＡ２０００ １ｘＥＶ-ＤＶ標準案によりインタリービングされたパケットデータのストリームをデインタリービングする。

ＣＤＭＡ２０００ １ｘＥＶ-ＤＶ移動通信システムにおいて、パケットデータのストリームをインタリービングし、インタリービングされたデータのストリームをデインタリービングするための構成及びその動作について、説明する。

図１は、順方向パケットデータチャンネルのためのパケットデータをインタリービングして送信サブパケット（Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ Ｓｕｂｐａｃｋｅｔ）を生成する基地局送信器の構成を示す図である。

図１を参照すると、ターボ符号器（Ｔｕｒｂｏ Ｅｎｃｏｄｅｒ）１１０は、入力されるパケットデータのストリームを符号化パケット（Ｅｎｃｏｄｅｒ Ｐａｃｋｅｔ）単位で所定符号率Ｒによって符号化し、符号シンボルのストリームを出力する。ここで、１ｘＥＶ-ＤＶ標準によって規定された１/５の符号率Ｒを有するターボ符号器１１０は１個のターボインタリーバ（Ｔｕｒｂｏ Ｉｎｔｅｒｌｅａｖｅｒ）と２個の構成符号器（Ｃｏｎｓｔｉｔｕｅｎｔ Ｅｎｃｏｄｅｒｓ）とから構成される。ターボ符号器１１０の動作を簡略に説明すると、下記のようである。入力される符号化パケットは、変更することなく、そのままシステマティックサブブロック（Ｓｙｓｔｅｍａｔｉｃ Ｓｕｂｂｌｏｃｋ)Ｓとして出力され、第１の構成符号器は、入力符号化パケットを符号化して２つのパリティサブブロックＰ０、Ｐ１を出力する。ターボインタリーバが入力符号化パケットを符号化して他のシステマティックサブブロックＳ’を生成する。第２の構成符号器は、該システマティックサブブロックＳ’を符号化して異なる２つのパリティサブブロックＰ０’、Ｐ１’を出力する。システマティックサブブロックＳ’はターボ符号器１１０に出力されないため、ターボ符号器１１０は、入力符号化パケットと同一のサイズを有する５つのサブブロックＳ、Ｐ０、Ｐ１、Ｐ０’、Ｐ１’を出力する。

チャンネルインタリーバ１２０は、サブパケットを形成する符号シンボルが高レベルの符号化利得を保障可能なように、ターボ符号器１１０から出力される符号シンボルを適切に配列する。この配列は、シンボル分離（ｓｙｍｂｏｌ ｓｅｐａｒａｔｉｏｎ）、サブブロックインタリービング（ｓｕｂｂｌｏｃｋ ｉｎｔｅｒｌｅａｖｉｎｇ）、サブブロックシンボルグループ化（ｓｕｂｂｌｏｃｋ ｓｙｍｂｏｌ Ｇｒｏｕｐｉｎｇ）を順次に遂行することによってなされる。詳細に説明すると、シンボル分離器１２２は、ターボ 符号器１１０から出力される５種類の符号シンボルを種類別に分類し、５つのサブブロックで構成する。サブブロックインタリーバ１２４は、この構成されたサブブロックをそれぞれ同一のインタリービング規則（ｉｎｔｅｒｌｅａｖｉｎｇ ｒｕｌｅ）によりインタリービングする。サブブロックシンボルグループ化器１２６は、インタリービングされたサブブロックのうち、一部の符号シンボルを交互的に（ａｌｔｅｒｎａｔｅｌｙ）グループ化する。

図２は、チャンネルインタリーバ１２０によるサブブロックインタリービングとサブブロックシンボルグループ化動作を示す図である。図示のように、種類別に分離された５つのサブブロックＳ、Ｐ０、Ｐ０’、Ｐ１、Ｐ１’(参照番号１０，１２，１４，１６，１８)は、サーブブロックインタリーバ１２４によってサブブロックインタリービングされ、インタリービングされたサブブロック２０，２２，２４，２６，２８として出力される。したがって、サブブロックシンボルグループ化器１２８は、インタリービングされたサブブロック２０〜２８のうち、インタリービングされたシステマティックサブブロック２０は変更することなく、インタリービングされたパリティサブブロック２２〜２８は交互にグループ化される。すなわち、インタリービングされたサブブロックＰ０(２２)とインタリービングされたサブブロックＰ０’(２４)の符号シンボルを交互に配置して第１のデータグループ３２を生成する。同様に、インタリービングされたサブブロックＰ１(２６)とインタリービングされたサブブロックＰ１’(２８)の符号シンボルを交互に配置して第２のデータグループ３４を生成する。

サブパケットシンボル選択器１４０は、予め定められた選択パターンによりチャンネルインタリーバ１２０によってインタリービングされたデータのうちの一部シンボルを選択し、送信サブパケットを生成する。該生成されたサブパケットは、所定の変調方式で変調された後、拡散、周波数変換のような良く知られた手順を経て移動局に伝送される。

順方向パケットデータチャンネルを通じて基地局が送信する高速パケットデータを受信する移動局は、図１に示した動作を逆に遂行することによって復号されたデータを得るようになる。

図３は、順方向パケットデータチャンネルを通じて受信されたサブパケットから復号データを得る移動局受信器の構成を示す図である。
図３を参照すると、サブパケットゼロ挿入器（Ｓｕｂｐａｃｋｅｔ Ｚｅｒｏ Ｉｎｓｅｒｔｅｒ）２１０は、基地局送信器のシンボル選択器１４０に対応して受信されたサブパケットの予め定められた位置に“０”を挿入する。基地局送信器のチャンネルインタリーバ１２０に対応する移動局受信器のチャンネルデインタリーバ２２０は、サブブロックシンボル逆グループ化（ｕｎｇｒｏｕｐｉｎｇ）、サブブロックデインタリービング、及びシンボル逆分離（ｓｙｍｂｏｌ ｄｅｓｅｐａｒａｔｉｏｎ）を順次に遂行する。

より詳細に説明すると、サブブロックシンボル逆グループ化器２２２は、サブパケットゼロ挿入器２１０からの出力を種類別に分離して５つのインタリービングされたサブブロックを出力する。サブブロックデインタリーバ２２４は、インタリービングされたそれぞれのサブブロックを基地局送信器のサブブロックインタリーバ１２４で用いるインタリービング規則に対応するデインタリービング規則によりデインタリービングする。つまり、シンボル逆分離器２２６は、デインタリービングされた出力を分離してチャンネル復号器２３０に提供する。チャンネル復号器２３０は、基地局送信器のターボ符号器１１０と同一の符号率をもってデインタリービングされた出力を復号し、この復号されたデータを生成する。

上記のように動作する移動局受信器で、サブブロックデインタリービングは、サブブロックインタリービングのために使用されたインタリービング規則を反映して遂行されるべく、このようなインタリービングは、インタリービングの対象となる入力シーケンス（ｉｎｐｕｔ ｓｅｑｕｅｎｃｅ）の長さにより複雑度が異なる。

移動局受信器の複雑度を減少させ、データ処理速度を向上させるために、サブブロックデインタリービングは、次のような２つの方法で遂行可能である。第１の方法は、チャンネル復号器の入力バッファに符号シンボルを貯蔵するときにデインタリービングを遂行するものである。この場合、符号シンボルを貯蔵するための入力バッファの書き込みアドレス（ｗｒｉｔｅ ａｄｄｒｅｓｓ）は、デインタリービング規則を考慮して生成される。第２の方法は、チャンネル復号器が入力バッファから符号シンボルを読み出すときにデインタリービングを遂行するものである。この場合、符号シンボルを読み出すための入力バッファの読み出しアドレスは、デインタリービング規則を考慮して生成される。

この方法のうちの第１の方法は、書き込みアドレスの生成時にサブブロックデインタリービングだけでなく、復調過程に伴うデシャッフリング（ｄｅｓｈｕｆｆｌｉｎｇ）を共に反映すべきである。そのため、付加的な制御装置は、複雑度が増加するため、変調方式の種類及びデシャッフリングパターンにより要求される。したがって、本発明は、サブブロックデインタリービングを遂行することにおいて、チャンネル復号器の入力バッファから符号シンボルを読み出すための読み出しアドレスを生成する方法について説明する。

１ｘＥＶ-ＤＶ標準によると、トラヒックを伝達するパケットデータチャンネル（Ｐａｃｋｅｔ Ｄａｔａ Ｃｈａｎｎｅｌ：ＰＤＣＨ)で使用可能な符号化パケットサイズは、下記の＜表１＞を満たすべきである。チャンネル符号器から出力される符号シンボルは、サブブロック別にインタリービングされ、このとき、各サブブロックのサイズは符号化パケットのサイズと同一なので、サブブロックインタリービング/デインタリービングの対象となる符号シンボルストリームの長さも符号化パケットのサイズと同一である。

下記の＜表１＞は、１ｘＥＶ-ＤＶ標準に規定された符号化パケットのサイズとそれによるサブブロックインタリービング/デインタリービングパラメータを示す。＜表１＞において、ビット遷移値ｍと上限（ｕｐ ｌｉｍｉｔ）値Ｊは、Ｎ_EPのサイズを有する符号シンボルのストリームを行列の形態で配列するときに、行（ｒｏｗ）及び列（ｃｏｌｕｍｎ）の個数に関連され、残り値（ｒｅｍａｉｎｄｅｒ）Ｒは行列の最終列が有する要素の個数を意味する。

その結果、符号化パケットのサイズＮ_EPとインタリービング/デインタリービングパラメータとの関係は、下記の＜数式１＞のようである。

本発明によるデインタリービング規則を説明するために、インタリービングされたデータストリームのフォーマットは一例を挙げて詳細に説明する。
図４は、Ｎ_EP ＝４０８である場合に、一つのサブブロックに対して遂行されるインタリービング過程を３段階に分離して示す。
図示のように、ステップ４０において、４０８個の符号シンボルは、チャンネル符号器の出力符号シンボルインデックスｋ(ｋ＝０，１，２，…，４０７)により順次にバッファに貯蔵（ｗｒｉｔｉｎｇ）される。ここで、矢印は符号シンボルが貯蔵される順序(下→右)を示すもので、図示のように、列→行の順序に貯蔵される。すなわち、第１の列で符号シンボルは行方向に貯蔵され、第２及び第３の列で符号シンボルは同一の方法で貯蔵され、第４の列で残りの符号シンボルが貯蔵される。ステップ４２において、貯蔵された符号シンボルは、各列別に列番号のビット逆転換(Bit Reversal Order：ＢＲＯ)によって再配列される。ここで、ビット逆転換とは、ビットの順序を逆転させることを意味する。例えば、行番号“１”は、すなわち２進数で“００００００１”で表示される。これは、符号化パケットサイズが４０８で、上限値が４に設定され、それにより、各列に１２８個の要素個数が含まれるためである。したがって、行番号“１”は２進数で“００００００１”で、行番号“１”はＢＲＯで“１００００００”である。これは、１０進数では行番号“６４”として表示できる。本発明では、このように読み出しアドレスが生成される。ステップ４４において、生成された読み出しアドレスにより、再配列された符号シンボルはＢＲＯで行→列の順序にバッファから出力される。ここで、矢印は、符号シンボルが出力される順序(右→下)を示すものである。

図４を参照すると、バッファに貯蔵される符号シンボルの行列は、２⁷個の行と４つの列で構成され、最後の４番目の列は、２４個の要素のみを有する。ここで、もし４番目の列が要素を有しないと、すなわち、Ｒ＝０であると、基地局送信器でサブブロックインタリービングはｉ番目の符号シンボル(ここで、ｉ＝０，１，２，…，４０７)の読み出しアドレスＢ_iを下記の＜数式２＞のように生成し、該当アドレスの符号シンボルをバッファから読み出すことだけで実現可能である。

＜数式２＞において、“ｉ”はサブブロックインタリーバの出力符号シンボルインデックスを、“ｍｏｄ”はモジュロ(Modulo)演算を、“ＢＲＯ₇(・)”は７ビットＢＲＯ演算を、“［・］”は入力“・”を超えない最大の整数を、それぞれ意味する。

一方、基地局でインタリービングされた符号シンボルは、変調及び拡散のような良く知られた手順を経て移動局に受信される。移動局で受信した符号シンボルは、チャンネル復号器の入力バッファにサブブロックインタリービングされた順序に貯蔵される。したがって、サブブロックデインタリービングは、チャンネル復号器の入力符号シンボルインデックスｋ(ｋ＝０，１，２，…，４０７)に対してｋ番目の符号シンボルの読み出しアドレスＡ_kを、上記の＜数式２＞の逆関数によって生成し、該当アドレスの符号シンボルをチャンネル復号器から読み出すことで実現されうる。下記の＜数式３＞に、＜数式２＞のＢ_iの逆関数を用いた読み出しアドレスＡ_kの生成式を示す。

＜数式２＞及び＜数式３＞は、Ｒ＝０である場合を考慮したものである。しかしながら、Ｎ_EP＝４０８である場合を含んで上記の＜表１＞に規定されたすべての符号化パケットサイズに対してＲは０でない値を有するため、サブブロックデインタリービングのための読み出しアドレス生成式は、＜数式３＞のように簡単でない。

したがって、本発明ではチャンネル復号器の入力バッファのための読み出しアドレスの生成を、臨時アドレス生成（ｉｎｔｅｒｉｍ ａｄｄｒｅｓｓ ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ）、アドレス補償（ａｄｄｒｅｓｓ ｃｏｍｐｅｎｓａｔｉｏｎ）、及び加算（ａｄｄｉｎｇ）の３段階に分けて処理する。ここで、“臨時アドレス”は、Ｒ＝０と仮定して生成した読み出しアドレスを意味する。また、“アドレス補償”は、臨時アドレスを補償して最終読み出しアドレスを生成するためのアドレス補償値（Ａｄｄｒｅｓｓ Ｃｏｍｐｅｎｓａｔｉｏｎ Ｆａｃｔｏｒ）を生成する動作を意味する。

図５は、本発明により順方向パケットデータトラヒックに対してサブブロックデインタリービングを遂行するための装置を示す図である。ここで、図示した装置は、図３の移動局受信器でサブブロックシンボル逆グループ化器２２２から出力されるインタリービングされたサブブロックのそれぞれに対してサブブロックデインタリービングを遂行する。

図５を参照すると、一つのサブブロックのインタリービングされた符号シンボルはチャンネル復号器３３０のための入力バッファ３１０にインタリービングされた順序に貯蔵される。ここで、入力バッファ３１０のメモリ構造は、符号化パケットのサイズＮ_EPにより２^ｍ×Ｊのメモリ配列で形成され、符号シンボルは、図４のステップ４０に示したように、このメモリ配列内に列→行の順序に貯蔵される。デインタリービングアドレス発生器３２０は、基地局送信器で使用したインタリービング規則に対応するデインタリービング規則により入力バッファ３１０から符号シンボルを読み出すための読み出しアドレスを生成する。

下記の＜数式４＞に、デインタリービングアドレス発生器３２０で読み出しアドレスを生成するための生成式を示す。

ここで、“ｋ”はチャンネル復号器３３０で入力を要求した符号シンボルのインデックスで、“Ａ_k”はサブブロックデインタリービングを反映した入力バッファ３１０の読み出しアドレスで、“ＩＡ_k”は臨時アドレスで、“Ｃ(ｒ_k)”は臨時アドレスのためのアドレス補償値で、“ｒ_k”はインタリービングされた符号シンボル行列の行インデックスである。

より詳細に説明すると、臨時アドレス生成器３２２は、チャンネル復号器３３０から符号シンボルインデックスｋを受信し、ｋに対して最終列を考慮せず臨時アドレスＩＡ_kと行インデックスｒ_kを生成する。アドレス補償器３２４は行インデックスｒ_kを受信し、該当行に対するアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を生成し、加算器３２６は臨時アドレスＩＡ_kに該当行のアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を加算して、最終読み出しアドレスＡ_kを入力バッファ３１０に提供する。

入力バッファ３１０は、読み出しアドレスＡ_kに該当する符号シンボルをチャンネル復号器３３０に出力する。このような一連の手順は、入力バッファ３１０に貯蔵されたすべての符号シンボルが読み出されるまで継続して遂行される。

臨時アドレス生成器３２２による臨時アドレスについて、より詳細に説明する。図５において、臨時アドレス生成器３２２は、チャンネル復号器３３０から受信しようとする符号シンボルのインデックスｋを受信し、臨時アドレスＩＡ_kと該当行インデックスｒ_kを出力する。一つのサブブロックのインタリービングされた符号シンボルを貯蔵する入力バッファ３１０のメモリ配列は、図４のステップ４４に示した行列のフォーマットを有すると仮定すると、ｋ番目の符号シンボルの行インデックスｒ_kは、下記の＜数式５＞のように簡単に計算される。

ここで、“ｍ”は上記の＜表１＞に示したビット遷移値を意味する。

上述したように、臨時アドレスは、＜表１＞で残り値Ｒを０又は行の総数（＝２^ｍ）と同一であると仮定して生成した臨時読み出しアドレスである。この場合に、入力バッファ３１０に貯蔵されるインタリービングされた符号シンボルは、完全な２^ｍ×(Ｊ-１)又は２^ｍ×Ｊ行列で構成される。

＜表１＞により、Ｎ_EPが３０９６以下の５種類の符号化パケットに対して、Ｒは行の総数の半分である２^ｍ-１より小さい反面、Ｎ_EPが３８６４の符号化パケットに対しては、Ｒが行の総数の半分である２^ｍ-1より大きいことがわかる。Ｒが行数の半分より小さい場合に、２^ｍ×(Ｊ-１)行列を使用すると、アドレス補償の際にはＲ個の要素のみをさらに考慮するとよい。一方、Ｒが行数の半分より大きい場合に、２^ｍ×Ｊ行列を使用すると、アドレス補償の際には(２^ｍ−Ｒ)個の要素のみを除ければよい。したがって、アドレス補償器３２４の演算をより簡単にするための臨時アドレス生成式は、下記の＜数式６＞のように残り値Ｒにより２つのタイプに区分される。

次に、アドレス補償器３２４によるアドレス補償についてより詳細に説明する。アドレス補償器３２４は、臨時アドレス生成器３２２から行インデックスｒ_kを受信し、アドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を出力する。上述したように、符号化パケットのサイズによる残り値Ｒが行数の半分の２^ｍ-1より小さい場合に、より考慮すべき要素が発生する度にアドレス補償値は１ずつ増加する。一方、残り値Ｒが行数の半分より大きな場合に、除外すべき要素が発生する度にアドレス補償値は１ずつ減少する。

アドレス補償値の生成原理は、下記の２つの実施形態により説明する。

例１：Ｎ _EP ＝２０，ｍ＝４，Ｊ＝２，Ｒ＝４
例１で、残り値Ｒが行数の半分の８(＝２^ｍ-1)より小さい場合である。
図６は、例１に提示された符号化パケットのサイズとインタリービングパラメータを適用して構成された符号シンボルの行列を示す図である。図示のように、第１の列は１６個の要素をすべて有するが、第２の列は４つの要素のみを有する。

行ＢＲＯ演算以前の行列で、最終列の符号シンボルは行インデックス０，１，２，３に位置しているが、行ＢＲＯ演算以後の最終列の符号シンボルは相互に同一の距離４(＝１６/４)を維持しつつ均等に分散され、それにより、それぞれの行インデックス０，４，８，１２に移動する。このような分散は、ＢＲＯ演算の特性のために示すもので、この特性を用いると、Ｒが２^ｍ-1より小さい場合のアドレス補償値は最終列で最初に現れた符号シンボル以後に４番目の行ごとに１ずつ増加することがわかる。

図７は、例１で符号シンボルインデックスｋに対して生成された行インデックスｒ_k、臨時アドレスＩＡ_k、アドレス補償値Ｃ(ｒ_k)、及び最終読み出しアドレスＡ_kを順次に示す図である。図示のように、最終読み出しアドレスＡ_kは、臨時アドレスＩＡ_kにアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を加算して決定された値で、アドレス補償値Ｃ(ｒ_k)は最終列で符号シンボルが現れた次の行ごとに１ずつ増加する。これは、臨時アドレスの生成の際に考慮されない最終列に追加的に考慮すべき符号シンボルが挿入されると、この挿入された符号シンボルのための読み出しアドレスが追加に割り当てられ、それにより以後の臨時アドレスが１ずつ順方向移動するためである。

すなわち、アドレス補償値Ｃ(ｒ_k)は、チャンネル符号器３３０が要求したインデックスｋを有する符号シンボルが入力バッファ３１０に貯蔵された行列のいずれの行に属するか、そして、該当符号シンボルが属する行以前に臨時アドレスの生成の際に考慮されない符号シンボルが挿入される行が幾つかであるかを把握することによって計算されうる。

例えば、符号シンボルインデックスｋが１０である符号シンボルの行インデックスは５で、この行以前には臨時アドレスの生成時に考慮されない符号シンボルが挿入された行の個数が２(行インデックス＝０，４)なので、符号シンボルインデックス１０に対するアドレス補償値は２となる。このアドレス補償値の計算過程は、下記の＜数式７＞のようである。

ここで、“ｄ”は、行の総数を挿入される符号シンボルの個数又は符号シンボルが挿入される行の個数で割る値であって、最終列に属する符号シンボルの行間距離を意味する。“ｒ^＋”は、最初に挿入される符号シンボルが位置した行のインデックスを意味する。最終列に最初に挿入される符号シンボルは、ＢＲＯ演算の特性上、常に行インデックス０に位置するようになるため、この場合にｒ⁺は０である。しかしながら、残り値Ｒ及び行の個数により最終列に既に挿入された符号シンボルが存在する場合に、既に挿入されている符号シンボルの行インデックスにより追加に挿入される第１の符号シンボルの行インデックスｒ⁺が決定される。＜数式７＞のアドレス補償値Ｃ_ｄ ^＋で、“＋”は最終列に符号シンボルが“挿入”されることを示すためのもので、“ｄ”は符号シンボルが挿入される行に対して全体行数の比率を示すものである。

＜数式７＞を例１に適用してみると、例１のためのアドレス補償値の生成式は次のようである。

例２：Ｎ _EP ＝２０，ｍ＝４，Ｊ＝２、Ｒ＝１２
例２において、残り値Ｒが行個数の半分の８(＝２^ｍ-１)以上である。
図８は、例２に提示された符号化パケットのサイズとインタリービングパラメータを適用して構成された符号シンボルの行列を示す図である。図示のように、第１の列は１６個の要素をすべて有するが、第２の列から４つの要素が除去されるべきである。

行ＢＲＯ演算以前の行列において、最終列の除去対象である符号シンボルはそれぞれ行インデックス１２，１３，１４，１５に位置している。しかしながら、行ＢＲＯ演算以後に除去対象の符号シンボルは、相互に同一の行間距離４(＝１６/４)を維持しつつ分散されることによって、それぞれ行インデックス３，７，１１，１５に移動する。このような分散は、ＢＲＯ演算の特性のため現れるもので、この特性を用いてＲが２^ｍ-1以上である場合のアドレス補償値は、最終列から最初に符号シンボルが除去された以後に４番目の行ごとに１ずつ減少する。

図９は、例２で符号シンボルインデックスｋに対して生成された行インデックスｒ_k、臨時アドレスＩＡ_k、アドレス補償値Ｃ(ｒ_k)、及び最終読み出しアドレスＡ_kを順次に示す図である。図示のように、最終読み出しアドレスＡ_kは臨時アドレスＩＡ_kに負のアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を加算したもので、アドレス補償値Ｃ(ｒ_k)は最終列で符号シンボルが除去された次の行ごとに１ずつ減少する。これは、臨時アドレスの生成時に考慮された最終列から考慮しないはずの符号シンボルが除去されると、この除去された符号シンボルのために割り当てられた読み出しアドレスが回収(deallocate)され、それにより、以後の臨時アドレスが一つずつ逆方向移動すべきためである。

つまり、アドレス補償値Ｃ(ｒ_k)は、チャンネル符号器３３０が要求するインデックスｋを有する符号シンボルが入力バッファ３１０に貯蔵された行列のいずれの行に属しているか、及び該当符号シンボルが属する行以前に臨時アドレスの生成時に共に考慮された符号シンボルが除去される行が幾つであるかを把握して計算される。

例えば、図５のチャンネル復号器３３０で要求される符号シンボルインデックスｋが１３である符号シンボルの行インデックスは１１である。この行以前に臨時アドレス生成時に共に考慮された符号シンボルが除去された行の個数は２つ(行インデックス＝３，７)なので、符号シンボルインデックス１３に対するアドレス補償値は−２となる。このアドレス補償値の計算過程は、下記の＜数式９＞のようである。

ここで、“ｄ”は、行の総数を除去される符号シンボルの個数或いは符号シンボルが除去される行の個数で割る値であって、最終列から除去されるべき符号シンボルの行間距離を意味する。“ｒ⁻”は、最初に除去される符号シンボルが位置した行インデックスを意味する。最終列から最初に除去される符号シンボルは、ＢＲＯ演算の特性上、行インデックスｄ-１に位置するようになるため、この場合にｒ^-はｄ-１である。しかしながら、残り値及び行の個数により最終列が全然満たされない状態で、既に除去された符号シンボルが存在する場合に、該除去された符号シンボルの行インデックスにより追加に除去される１番目の符号シンボルの行インデックスｒ^-が決定される。上記の＜数式９＞のアドレス補償値Ｃ_ｄ ⁻で、“-”は最終列から符号シンボルが“除去”されるものを意味し、“ｄ”は符号シンボルが除去される行に対して全体行の個数の比率を意味する。

＜数式９＞を例２に適用してみると、例２のためのアドレス補償値の生成式は、下記の＜数式１０＞のようである。

例１と例２を参照して、符号シンボルが挿入される場合と仮想符号シンボルが除去される場合のそれぞれに対するアドレス補償値の計算過程を説明した。ここで、全体の行の個数に対して、挿入或いは除去される行の比率ｄは挿入される符号シンボル或いは除去される符号シンボルが属する行間の距離を示し、これは下記の＜数式１１＞のように定義される。

ここで、“ｄ”が自然数でないと、例１と例２で説明したＢＲＯ演算の特性を用いるアドレス補償値の生成式は間違えるようになる。＜数式１１＞で、分子の全体行の個数は常に２の累乗であるため、ｄが自然数となるためには分母の挿入又は除去行の個数も２の累乗となるべきである。上記の＜表１＞において、残り値Ｒは、符号シンボルが挿入或いは除去されるべき行の個数を示すが、すべての符号化パケットのサイズに対していずれの残り値Ｒが２の累乗ではない。しかしながら、このような場合にも、Ｒを２の累乗の和で表示すると、上記の＜数式７＞及び＜数式９＞が適用可能である。

以下、規定された符号化パケットのサイズＮ_EP＝４０８，７９２，１５６０，２３２８，３０９６，３８６４，６１６８，１２３１２のそれぞれに対して実際に適用されるアドレス補償値の生成原理を説明する。

Ａ．Ｎ _EP ＝４０８、７９２，１５６０，３０９６，６１６８，１２３１２である場合(Ｒ＝２４)のアドレス補償値の生成
まず、符号化パケットのサイズＮ_EPが４０８である場合について説明する。ここで、インタリービングされた符号シンボルは、図４の段階４４に示したような行列から行→列の順序に読み出されてチャンネル復号器の入力バッファに貯蔵される。

このとき、一つのサブブロックに含まれた４０８つの符号シンボルは、１２８(＝２⁷)個の行を有する行列で構成され、この行列の最終列は臨時アドレスの生成時に考慮されなかった２４個の符号シンボルを有する。２４は２の累乗形態で表現すると２⁴＋２³になるため、２４個の符号シンボルは１６個の上位符号シンボルと、８つの下位符号シンボルに分けられる。

すなわち、１６個の上位符号シンボルは、最上位行から所定行間距離８(＝１２８/１６)だけ離れる０，８，１６，…，１０４，１１２，１２０番目の行に配列される。次に、８つの下位符号シンボルは４(＝８/２)番目の行から所定の行間距離１６(＝１２８/８)だけ離れる４，２０，３６，…，８４，１００，１１６番目の行に配列される。

２４個の符号シンボルのうち、１６個の符号シンボルは行インデックスが８の倍数になる度に周期的に挿入され、残りの８つの符号シンボルは行インデックスが１６の倍数になる度に周期的に挿入される。そのため、２４個の符号シンボルは、１６を周期としてその挿入パターンが同一であると考えられる。したがって、１２８個の行に２４個の符号シンボルを挿入することは、１６(＝１２８/８)個の行ごとに３(＝２４/８)つの符号シンボルを挿入することと同一であると解釈できる。

挿入すべき符号シンボルの個数３を２の累乗形態で表現すると、３＝２＋１又は３＝４−１である。これら場合について、アドレス補償値をそれぞれ計算すると、次の通りである。

まず、３を２＋１で表現した場合に、１６個の行に先ず２つの符号シンボルを挿入し、１つの符号シンボルを更に挿入すべきである。この場合に、第１の挿入時にｄは８(＝１６/２)で、第２の挿入時にｄは１６(＝１６/１)である。したがって、アドレス補償値Ｃ(ｒ_k)は、下記の＜数式１２＞のように計算される。

＜数式１２＞で、ｄ＝８である場合に、行列の最終列が符号シンボルを全然有していない状態で、行間距離が８である２つの符号シンボルを最終列に最初に挿入することで、１番目に挿入される符号シンボルの行インデックスは０である。したがって、このときのｒ⁺は０である。なお、ｄ＝１６である場合に、行列の最終列が既に行間距離が８である２つの符号シンボルを有している状態で、１つの符号シンボルを追加に挿入することである。ここで、追加される符号シンボルは、ＢＲＯ演算の特性上、既に挿入された２つの符号シンボル間の中間に挿入される。したがって、このときのｒ⁺は４(＝(０＋８)/２)となる。

次に、３を４−１で表現した場合に、１６行に先ず４つの符号シンボルを挿入し、該挿入された符号シンボルのうちの１つの符号シンボルを除去する。このとき、挿入時にｄは４(＝１６/４)で、除去時にｄは１６(＝１６/１)である。したがって、アドレス補償値Ｃ(ｒ_k)は、下記の＜数式１３＞により計算される。

＜数式１３＞で、ｄ＝４である場合に、行列の最終列に最初に挿入される符号シンボルの行インデックスｒ⁺は０で、ｄ＝１６である場合に、最終列から最初に除去される符号シンボルの行インデックスｒ^-は１２である。その理由は、ＢＲＯ演算の特性上、最終列に既に挿入されている４つの符号シンボルのうちの一番最終行の符号シンボルが最初に除去されなければならないためである。すなわち、最終列に既に挿入されている符号シンボルの個数は４で、その行間距離は４であるため、最終行のインデックスｒ^-は１２(＝０＋３×４)である。

上記の＜数式１２＞と＜数式１３＞の演算結果は、全く同一である。アドレス補償器３２４をハードウェアで実現することにおいて、ｒ_kに相互に異なる値７と１１を加算する２つの加算器を必要とする＜数式１２＞よりは、ｒ_kに３を加算する１つの加算器のみを必要とする＜数式１３＞が実現の面で一層効率的である。

符号化パケットのサイズＮ_EPが７９２，１５６０，３０９６，６１６８，１２３１２である場合には、符号化パケットのサイズＮ_EPが４０８である場合に比べて、行列をなす行の個数がそれぞれ２，４，８，１６，３２倍に増加するだけで、臨時アドレスの生成時に考慮されなかった符号シンボルの個数は２４で、すべて同一である。したがって、これら場合には＜数式１３＞を用いてパラメータとしてビット遷移値ｍを有するように一般化した生成式を使用して、アドレス補償値が計算可能である。下記の＜数式１４＞は、Ｎ_EP ＝４０８、７９２，１５６０，３０９６，６１６８，１２３１２である場合に対して適用されるアドレス補償値の生成式を示すもので、上記の＜表１＞に示したように、このときのｍは、それぞれ７，８，９，１０，１１，１２である。

ここで、符号シンボルインデックスｋは０，１，…，Ｎ_EP−１で、行インデックスｒ_kは０，１，…，２^ｍ−１である。

Ｂ．Ｎ _EP ＝２３２８である場合(Ｒ＝２８０)のアドレス補償値の生成
符号化パケットのサイズが２３２８である場合に、一つのサブブロックに含まれた２３２８個の符号シンボルは１０２４(＝２¹⁰) 行を有する行列で構成され、この行列の最終列は臨時アドレスの生成時に考慮されなかった２８０個の符号シンボルを有している。２８０を２の累乗形態で表現すると、２⁸＋２⁴＋２⁹となるため、２８０個の符号シンボルを上位２５６個と次の１６個と残りの８つに分けて考えられる。

すなわち、上位２５６個の符号シンボルは、行インデックスが４(＝１０２４/２５６)の倍数となる度に周期的に挿入され、次の１６個の符号シンボルは行インデックスが６４(＝１０２４/１６)の倍数となる度に周期的に挿入され、残りの８つの符号シンボルは行インデックスが１２８(＝１０２４/８)の倍数となる度に周期的に挿入される。つまり、２８０個の符号シンボルは、行インデックス１２８を周期で、その挿入パターンが同一である。したがって、１０２４行に２８０個の符号シンボルを挿入することは、１２８(＝１０２４/８)個の行ごとに３５(＝２８０/８)個の符号シンボルを挿入することと同一である。

上記の挿入すべき符号シンボルの個数３５を２の累乗形態で表現すると、３５＝３２＋２＋１又は３５＝３２＋４−１である。これら２つの場合において、アドレス補償値はそれぞれ計算することができる。しかしながら、前述したようにＲ＝２４である場合と同様に、３５を３２＋２＋１で表現すると、アドレス値補償器の実現時に一つの加算器がさらに必要となる。したがって、３５を３２＋４−１の形態で表現する場合のみについて、アドレス補償値の生成原理を説明する。

３５は３２＋４−１で表現した場合に、３２個の符号シンボルは１２８個の行に先ず挿入され、４つの符号シンボルがさらに挿入された後に、挿入された符号シンボルのうちの一つを除去する。このとき、１番目の挿入時にｄは４(＝１２８/３２)で、２番目の挿入時にｄは３２(＝１２８/４)で、除去時にｄは１２８(＝１２８/１)である。

ｄ＝４である場合に、行列の最終列が符号シンボルを全然有していない状態で行間距離が４である３２個の符号シンボルを最終列に最初に挿入するため、第１に挿入される符号シンボルの行インデックスは０である。したがって、このときのｒ⁺は０である。ｄ＝３２である場合に、行列の最終列が既に行間距離が４の３２個の符号シンボルを有する状態で、４つの符号シンボルを追加に挿入する場合なので、１番目に挿入される符号シンボルはＢＲＯ演算の特性上、既に挿入された３２個の符号シンボルのうち初めの２つの符号シンボル間の中間に挿入される。したがって、このときのｒ⁺は２(＝(０＋４)/２)である。最後に、ｄ＝１２８である場合に、既に挿入された符号シンボルのうち一番高い行インデックスを有する１つの符号シンボルを除去すべきである。このとき、除去される符号シンボルは、ＢＲＯ演算の特性上、２番目に挿入された４つの符号シンボルのうちの一番最終行の符号シンボルとなり、したがって、ｒ^-は９８(＝２＋３×３２)となる。

その結果、上記の＜数式７＞と＜数式９＞を利用すると、符号化パケットのサイズＮ_EPが２３２８である場合に適用されるアドレス補償値の生成式は、下記の＜数式１５＞のようである。

Ｃ．Ｎ _EP ＝３８６４である場合(Ｒ＝１８１６)のアドレス補償値の生成
符号化パケットのサイズが３８６４である場合に、一つのサブブロックに含まれた３８６４個の符号シンボルは２０４８(＝２¹¹)個の行を有する行列で構成され、行列の最終列から臨時アドレスの生成時に考慮された２３２(＝２０４８-１８１６)個の符号シンボルが除去されるべきである。２３２は２の累乗形態で更に表現すると、２⁷＋２⁶＋２⁵＋２³となるため、この２３２個の符号シンボルは１２８個、６４個、３２個、８つに区分することができる。

すなわち、２３２個の符号シンボルのうち、最後の８つの符号シンボルは行インデックスが２５６(＝２０４８/８)の倍数となる度に周期的に除去されるため、結局２３２個の符号シンボルは２５６を周期でその挿入パターンが同一になる。したがって、２０４８個の行から２３２個の符号シンボルを除去することは、２５６個の行ごとに２９(＝２３２/８)個の符号シンボルを除去することと同一であると解析可能である。

除去すべき符号シンボルの個数２９は、２の累乗形態で表現すると、-２９＝-１６-８-４-１又は-２９＝-３２＋４−１である。これら２つの場合において、アドレス補償値はそれぞれ計算が可能である。しかしながら、-２９を-１６-８−４-１で表現すると、アドレス補償器の実現しに数個の加算器がさらに必要となる。したがって、-２９を-３２＋４-１で表現する場合のみについて、アドレス補償値の生成原理を説明する。

-２９を-３２＋４-１で表現した場合に、先ず、３２個の符号シンボルを除去し、次に４つの符号シンボルを挿入した後に、１つの符号シンボルを除去する。このとき、１番目の除去時にｄは８(＝２５６/３２)で、挿入時にｄは６４(＝２５６/４)で、２番目の除去時にｄは２５６(＝２５６/１)である。

ｄ＝８である場合に、行列の最終列に符号シンボルが全く満たされた状態で行間距離が８である３２個の符号シンボルは、この最終列から最初に除去されるため、１番目に除去される符号シンボルの行インデックスは、ＢＲＯ演算の特性上、ｄ-１である。したがって、このときのｒ^-は７(＝８-１)である。なお、ｄ＝６４である場合に、除去された３２個の符号シンボルのうち行間距離が６４の４つの符号シンボルを再び復元する。このとき、最初に復元される符号シンボルは、ＢＲＯ演算の特性上、除去された３２個の符号シンボルのうち一番低い行インデックスを有する符号シンボルなので、このときのｒ⁺も７(＝８-１)となる。最後に、ｄ＝２５６である場合に、復元された４つの符号シンボルのうち一番高い行インデックスを有する１つの符号シンボルを再び除去するため、このときのｒ^-は１９９(＝７＋３×６４)となる。

その結果、上記した＜数式７＞と＜数式９＞を用いると、符号化パケットのサイズＮ_EPが３８６４である場合に適用されるアドレス補償値の生成式は、下記の＜数式１６＞のようである。

Ｄ．Ｎ _EP ＝４６３２である場合(Ｒ＝５３６)のアドレス補償値の生成
符号化パケットのサイズＮ_EPが４６３２である場合に、一つのサブブロックに含まれた４６３２個の符号シンボルは２０４８(＝２¹¹)個の行を有する行列で構成され、この行列の最終列は臨時アドレスの生成時に考慮されていない５３６個の符号シンボルを有する。５３６を２の累乗形態で更に表現すると、２⁹＋２⁴＋２³となるため、５３６個の符号シンボルを上位５１２個と次の１６個と残り８つに分けられる。

すなわち、上位５１２個の符号シンボルは、行インデックスが４(＝２０４８/５１２)の倍数となる度に周期的に挿入される。次の１６個の符号シンボルは、行インデックスが１２８(＝２０４８/１６)の倍数となる度に周期的に挿入される。残り８つの符号シンボルは、行インデックスが２５６(＝２０４８/８)の倍数となる度に周期的に挿入される。それにより、５３６個の符号シンボルは、行インデックス２５６を周期としてその挿入パターンが同一であると考えられる。したがって、２０４８個の行に５３６個の符号シンボルを挿入することは、２５６(＝２０４８/８)個の行ごとに６７(＝５３６/８)個の符号シンボルを挿入することと同一であることが考えられる。

挿入すべき符号シンボルの個数６７を２の累乗形態で表現すると、６７＝６４＋２＋１又は６７＝６４＋４−１である。これら場合に対して、アドレス補償値をそれぞれ計算することができる。前述したＲ＝２４である場合と同様に、６７は６４＋２＋１の形態として示すと、アドレス補償器の実現の際に、一つの加算器がさらに必要となる。したがって、６７を６４＋４−１として表現する場合のみについて、アドレス補償値の生成原理を説明する。

６７を６４＋４−１で表現した場合に、２５６行に先ず６４個の符号シンボルを挿入し、４つの符号シンボルをさらに挿入した後に、１つの符号シンボルを除去する。すると、１番目の挿入時にｄは４(＝２５６/６４)で、２番目挿入時にｄは６４(＝２５６/４)で、除去時にｄは２５６(＝２５６/１)である。

ｄ＝４である場合に、行列の最終列が符号シンボルを全然有していない状態で、行間距離が４の６４個の符号シンボルを最終列に最初に挿入することで、１番目に挿入される符号シンボルの行インデックスは０である。したがって、このときのｒ⁺は０である。ｄ＝６４である場合は行列の最終列が既に行間距離が４の６４個の符号シンボルを有する状態で、４つの符号シンボルを追加に挿入する場合なので、１番目に挿入される符号シンボルはＢＲＯ演算の特性上、既に挿入された６４個の符号シンボルのうちの初めの２つの符号シンボル間の中間に挿入される。したがって、このときのｒ⁺は２(＝(０＋４)/２)である。最後に、ｄ＝２５６である場合は、既に挿入された符号シンボルのうち一番高い行インデックスを有する１つの符号シンボルを除去すべく、このときに除去される符号シンボルはＢＲＯ演算の特性上、２番目に挿入された４つの符号シンボルのうちの最終行の符号シンボルとなり、それによりｒ^-は１９４(＝２＋３×６４)となる。

つまり、上記の＜数式７＞と＜数式９＞を用いると、符号化パケットのサイズが４６３２である場合に適用されるアドレス補償値の生成式は、下記の＜数式１７＞のようである。

Ｅ．Ｎ _EP ＝９２４０である場合(Ｒ＝１０４８)のアドレス補償値の生成
符号化パケットのサイズＮ_EPが９２４０である場合に、一つのサブブロックに含まれた９２４０個の符号シンボルは４０９６(＝２¹²)個の行を有する行列で構成され、この行列の最終列は臨時アドレスの生成時に考慮されていない１０４８個の符号 シンボルを有する。１０４８を２の累乗形態で更に表現すると、２¹⁰＋２⁴＋２³となるため、１０４８個の符号シンボルを上位１０２４個と次の１６個と残りの８つに分けられる。

すなわち、上位１０２４個の符号シンボルは行インデックスが４(＝４０９６/１０２４)の倍数となる度に周期的に挿入され、次の１６個の符号シンボルは行インデックスが２５６(＝４０９６/１６)の倍数となる度に周期的に挿入され、残りの８つの符号シンボルを行インデックスが５１２(＝４０９６/８)の倍数となる度に周期的に挿入される。そのため、１０４８個の符号シンボルは、行インデックス５１２を周期として、その挿入パターンが同一である。したがって、４０９６個の行に１０４８個の符号シンボルを挿入することは、５１２(＝４０９６/８)個の行ごとに１３１(＝１０４８/８)個の符号シンボルを挿入することと同一であると考えられる。

挿入すべき符号シンボルの個数１３１を２の累乗形態で表現すると、１３１＝１２８＋２＋１又は１３１＝１２８＋４＋１である。これら場合において、アドレス補償値をそれぞれ計算することができる。以前に説明したＲ＝２４である場合と同様に１３１を１２８＋２＋１として表現すると、アドレス 補償器の実現時に一つの加算器がさらに必要となる。そのため、１３１を１２８＋４−１として表現する場合のみについて、アドレス補償値の生成原理を説明する。

１３１を１２８＋４−１で表現する場合に、５１２行に先ず１２８個の符号シンボルを挿入し、４つの符号シンボルをさらに挿入した後に１つの符号シンボルを除去する。すると、１番目の挿入時にｄは４(＝５１２/１２８)で、２番目の挿入時にｄは１２８(＝５１２/４)で、除去時にｄは５１２(＝５１２/１)である。

ｄ＝４である場合に、行列の最終列が符号シンボルを全然有していない状態で行間距離が４の１２８個の符号シンボルを前記最終列に最初に挿入するため、１番目に挿入される符号シンボルの行インデックスは０である。したがって、このときのｒ⁺は０である。ｄ＝１２８である場合は、行列の最終列が既に行間距離が４の１２８個の符号シンボルを有する状態で、４つの符号シンボルを追加に挿入する場合なので、１番目に挿入される符号シンボルは、ＢＲＯ演算の特性上、既に挿入された１２８個の符号シンボルのうち初めの２つの符号シンボル間の中間に挿入される。したがって、このときのｒ⁺は２(＝(０+４)/２)である。最後に、ｄ＝５１２である場合に、既に挿入された符号シンボルのうちの一番高い行インデックスを有する１つの符号シンボルは除去すべきである。このとき、除去される符号シンボルは、ＢＲＯ 演算の特性上、２番目に挿入された４つの符号シンボルのうちの一番低い行の符号シンボルとなり、したがって、r^-は３８６(＝２＋３×１２８)となる。

その結果、上記した＜数式７＞と＜数式９＞を用いると、符号化パケットのサイズが９２４０である場合に適用されるアドレス補償値の生成式は、下記の＜数式１８＞のようである。

Ｆ．Ｎ _EP ＝１５３８４である場合(Ｒ＝７１９２)のアドレス補償値の生成
符号化パケットのサイズが１５３８４である場合に、一つのサブブロックに含まれた１５３８４個の符号シンボルは８１９２(＝２¹³)個の行を有する行列で構成され、行列の最終列から臨時アドレスの生成時に考慮された１０００(＝８１９２-７１９２)個の符号シンボルが除去されるべきである。１０００は２の累乗形態で更に表現すると、２⁹＋２⁸＋２⁷＋２⁶＋２⁵＋２³となるため、この１０００個の符号シンボルは５１２個、２５６個、１２８個、６４個、３２個、８個に区分することができる。

すなわち、１０００個の符号シンボルのうち、最後の８つの符号シンボルは行インデックスが１０２４(＝８１９２/８)の倍数となる度に周期的に除去されるため、結局１０００個の符号シンボルは１０２４を周期でその挿入パターンが同一になる。したがって、８１９２個の行から１０００個の符号シンボルを除去することは、１０２４個の行ごとに１２５(＝１０００/８)個の符号シンボルを除去することと同一であると解析可能である。

除去すべき符号シンボルの個数１２５は、２の累乗形態で表現すると、-１２５＝-６４-３２-８−４-１又は-１２５＝-１２８＋４−１である。これら２つの場合において、アドレス補償値はそれぞれ計算が可能である。しかしながら、-１２５を-６４-３２−１６−８−４-１で表現すると、アドレス補償器の実現時に数個の加算器がさらに必要となる。したがって、-１２５を-１２８＋４-１で表現する場合のみについて、アドレス補償値の生成原理を説明する。

-１２５を-１２８＋４-１で表現した場合に、先ず、１２８個の符号シンボルを除去し、次に４つの符号シンボルを挿入した後に、１つの符号シンボルを除去する。このとき、１番目の除去時にｄは８(＝１０２４/１２８)で、挿入時にｄは２５６(＝１０２４/４)で、２番目の除去時にｄは１０２４(＝１０２４/１)である。

ｄ＝８である場合に、行列の最終列に符号シンボルが全く満たされた状態で行間距離が８である１２８個の符号シンボルは、この最終列から最初に除去されるため、１番目に除去される符号シンボルの行インデックスは、ＢＲＯ演算の特性上、ｄ-１である。したがって、このときのｒ^-は７(＝８-１)である。なお、ｄ＝２５６である場合に、除去された１２８個の符号シンボルのうち行間距離が２５６の４つの符号シンボルを再び復元する。このとき、最初に復元される符号シンボルは、ＢＲＯ演算の特性上、除去された１２８個の符号シンボルのうち一番低い行インデックスを有する符号シンボルなので、このときのｒ⁺も７(＝８-１)となる。最後に、ｄ＝１０２４である場合に、復元された４つの符号シンボルのうち一番高い行インデックスを有する１つの符号シンボルを再び除去するため、このときのｒ^-は７７５(＝７＋３×２５６)となる。

その結果、上記した＜数式７＞と＜数式９＞を用いると、符号化パケットのサイズＮ_EPが１５３８４である場合に適用されるアドレス補償値の生成式は、下記の＜数式１９＞のようである。

以上に詳細に説明したように、１ｘＥＶ-ＤＶ標準を支援する移動局で、順方向パケットデータトラヒックに対するサブブロックデインタリービングは、臨時アドレス生成器３２２が＜数式５＞と＜数式６＞により臨時アドレスを生成すると、アドレス補償器３２４は、＜数式１４＞、＜数式１５＞、＜数式１６＞、＜数式１７＞、＜数式１８＞、＜数式１９＞のうちいずれか一つを用いてアドレス補償値を生成し、加算器３２６は、＜数式４＞を計算することによって最終読み出しアドレスを生成するようになる。

すなわち、＜数式６＞と符号化パケットのサイズにより選択された＜数式１４＞、＜数式１５＞、＜数式 １６＞、＜数式１７＞、＜数式１８＞、及び＜数式１９＞を＜数式４＞に代入して整理すると、下記の＜数式２０＞、＜数式２１＞、＜数式２２＞、＜数式２３＞、＜数式２４＞、及び＜数式２５＞ が得られる。＜数式２０＞は、符号化パケットのサイズＮ_ＥＰが４０８(ｍ＝７)，７９２(ｍ＝８)，１５６０(ｍ＝９)，３０９６(ｍ＝１０)，６１６８(ｍ＝１１)，及び１２３１２(ｍ＝１２)である場合、そのそれぞれに対する入力バッファ３１０の読み出しアドレス生成式である。また、＜数式２１＞は、符号化パケットのサイズＮ_ＥＰが２３２８である場合、＜数式２２＞は符号化パケットのサイズＮ_ＥＰが３８６４である場合、＜数式２３＞は符号化パケットのサイズＮ_ＥＰが４６３２である場合、＜数式２４＞は符号化パケットのサイズＮ_ＥＰが９２４０である場合、＜数式２５＞は符号化パケットのサイズＮ_ＥＰが１５３８４である場合、そのそれぞれに対する入力バッファ３１０の読み出しアドレス生成式である。

図１０は、本発明により入力バッファ３１０のための読み出しアドレスを生成するデインタリービングアドレス発生器３２０で、符号化パケットのサイズＮ_ＥＰが４０８(ｍ＝７)，７９２(ｍ＝８)，１５６０(ｍ＝９)，３０９６(ｍ＝１０)，６１６８(ｍ＝１１)，及び１２３１２(ｍ＝１２) で、Ｊ＝４である場合に、読み出しアドレスを発生するための詳細構成図である。これは、＜数式２０＞をハードウェア装置で実現することである。

図示のように、希望の符号シンボルインデックスｋがチャンネル復号器３３０から臨時アドレス生成器３２２ａに提供されると、除算器４００は、この符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割って加算器４０６に提供する。ＢＲＯ演算器４０２は、符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割った残りをｍビット単位でＢＲＯ演算を遂行して、符号シンボルインデックスｋに対する行インデックスｒ_kを計算する。すなわち、４０８ビットの場合に、０番目〜１２７番目ビットは第１のグループを、１２８番目〜２５５番目のビットは第２のグループを、２５６番目〜３８３番目のビットは第３のグループを、それぞれ構成する。乗算器４０４は、行インデックスｒ_kに３(＝Ｊ−１)を乗算して加算器４０６に提供する。加算器４０６は、除算器４００の出力ｋ/２^ｍに乗算器４０４からの出力３ｒ_kを加算して臨時アドレスＩＡ_kを計算する。

行インデックスｒ_kがアドレス補償器３２４ａに入力されると、加算器４１０は行インデックスｒ_kに２^ｍ-5-1を加算して除算器４１２、４１４に提供する。除算器４１２は、加算器４１０の出力(ｒ_k＋２^ｍ-5−１)を２^ｍ-5で割り、 除算器４１４は、加算器４１０の出力(ｒ_k＋２^ｍ-5−1)を２^ｍ-3で割る。加算器４１６は、除算器４１２から除算器４１４の出力を減算してアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を計算する。加算器３２６は、臨時アドレスＩＡ_kにアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を加算して、最終的に読み出しアドレスＡ_kを計算する。

図１１は、本発明により入力バッファ３１０のための読み出しアドレスをデインタリービングアドレス発生器３２０で、符号化パケットのサイズが２３２８(ｍ＝１０，Ｊ＝３)である場合に、読み出しアドレスを発生するための詳細構成を示すものである。これは、＜数式２１＞をハードウェア装置で実現するものである。

図示のように、希望の符号シンボルインデックスｋがチャンネル復号器３３０から臨時アドレス生成器３２２ｂに提供されると、除算器４２０は、この符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割って加算器４２６に提供する。ＢＲＯ演算器４２２は、符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割った残りをｍビット単位でＢＲＯ演算を遂行して、符号シンボルインデックスｋに対する行インデックスｒ_kを計算する。乗算器４２４は、行インデックスｒ_kに２(＝Ｊ−１)を乗算して加算器４２６に提供する。加算器４２６は、除算器４２０の出力ｋ/２^ｍに乗算器４２４からの出力３ｒ_kを加算して臨時アドレスＩＡ_kを計算する。

行インデックスｒ_kがアドレス補償器３２４ｂに入力されると、加算器４３０は行インデックスｒ_kに３を加算し、除算器４３４は加算器４３０の出力(ｒ_k＋３)を４で割って出力する。加算器４３２は、行インデックスｒ_kに２９を加算し、除算器４３６は加算器４３２の出力ｒ_k＋２９を３２で割って出力し、除算器４３８は加算器４３２の出力ｒ_k＋２９を１２８で割って出力する。加算器４４０は、除算器４３４の出力に除算器４３６の出力を加算し、除算器４３８の出力を減算してアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を計算する。加算器３２６は、臨時アドレスＩＡ_kにアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を加算して最終的に読み出しアドレスＡ_kを計算する。

図１２は、本発明により入力バッファ３１０のための読み出しアドレスを生成するデインタリービングアドレス発生器３２０で符号化パケットのサイズが３８６４(ｍ＝１１，Ｊ＝２)である場合に、読み出しアドレスを発生するための詳細構成を示す図である。これは、＜数式２２＞をハードウェア装置で実現するものである。

図示のように、希望の符号シンボルインデックスｋがチャンネル復号器３３０から臨時アドレス生成器３２２ｃに提供されると、除算器４５０は、この符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割って加算器４５６に提供する。ＢＲＯ演算器４５２は、符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割った残りをｍビット単位でＢＲＯ演算を遂行して、符号シンボルインデックスｋに対する行インデックスｒ_kを計算する。乗算器４５４は、行インデックスｒ_kに２(＝Ｊ)を乗算して加算器４５６に提供する。加算器４５６は、除算器４５０の出力ｋ/２^ｍに乗算器４５４からの出力２ｒ_kを加算して臨時アドレスＩＡ_kを計算する。

行インデックスｒ_kがアドレス補償器３２４ｃに入力されると、除算器４６２は行インデックスｒ_kを８で割って商（ｑｕｏｔｉｅｎｔ）を超えない最大整数を出力する。加算器４６０は、行インデックスｒ_kに５６を加算して除算器４６４，４６６に出力する。除算器４６４は加算器４６０の出力(ｒ_k＋５６)を６４で割り、除算器４６６は加算器４６０の出力(ｒ_k＋５６)を２５６で割って出力する。加算器４６８は、除算器４６４の出力から除算器４６２の出力と除算器４６６の出力とを減算してアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を計算する。加算器３２６は、臨時アドレスＩＡ_kにアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を加算して最終的に読み出しアドレスＡ_kを計算する。

図１３は、本発明により入力バッファ３１０のための読み出しアドレスを生成するデインタリービングアドレス発生器３２０で符号化パケットのサイズが４６３２(ｍ＝１１，Ｊ＝３)である場合に、読み出しアドレスを発生するための詳細構成を示す図である。これは、＜数式２３＞をハードウェア装置で実現するものである。

図示のように、希望の符号シンボルインデックスｋがチャンネル復号器３３０から臨時アドレス生成器３２２ｄに提供されると、除算器４７０は、この符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割って加算器４７６に提供する。ＢＲＯ演算器４７２は、符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割った残りをｍビット単位でＢＲＯ演算を遂行して、符号シンボルインデックスｋに対する行インデックスｒ_kを計算する。乗算器４７４は、行インデックスｒ_kに２(＝Ｊ−１)を乗算して加算器４７６に提供する。加算器４７６は、除算器４７２の出力ｋ/２^ｍに乗算器４７４からの出力２ｒ_kを加算して臨時アドレスＩＡ_kを計算する。

行インデックスｒ_kがアドレス補償器３２４ｄに入力されると、加算器４８０は行インデックスｒ_kに３を加算し、除算器４８４は加算器４８０の出力(ｒ_k＋３)を４で割って出力する。加算器４８２は、行インデックスｒ_kに６１を加算し、除算器４９０は加算器４８２の出力ｒ_k＋６１を６４で割って出力し、除算器４９２は加算器４８２の出力ｒ_k＋６１を２５６で割って出力する。加算器４９４は、除算器４８４の出力に除算器４９０の出力を加算し、除算器４９２の出力を減算してアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を計算する。加算器４９４は、臨時アドレスＩＡ_kにアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を加算して最終的に読み出しアドレスＡ_kを計算する。

図１４は、本発明により入力バッファ３１０のための読み出しアドレスを生成するデインタリービングアドレス発生器３２０で、符号化パケットのサイズが９２４０(ｍ＝１２，Ｊ＝３)である場合に、読み出しアドレスを発生するための詳細構成を示す図である。これは、＜数式２４＞をハードウェア装置で実現されるものである。

図示のように、希望の符号シンボルインデックスｋがチャンネル復号器３３０から臨時アドレス生成器３２２ｅに提供されると、除算器５００は、この符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割って加算器５０６に提供する。ＢＲＯ演算器５０２は、符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割った残りをｍビット単位でＢＲＯ演算を遂行して、符号シンボルインデックスｋに対する行インデックスｒ_kを計算する。乗算器５０４は、行インデックスｒ_kに２(＝Ｊ−１)を乗算して加算器５０６に提供する。加算器５０６は、除算器５０２の出力ｋ/２^ｍに乗算器５０４からの出力２ｒ_kを加算して臨時アドレスＩＡ_kを計算する。

行インデックスｒ_kがアドレス補償器３２４ｅに入力されると、加算器４３０は行インデックスｒ_kに３を加算し、除算器４３４は加算器５１０の出力(ｒ_k＋３)を４で割って出力する。加算器５１２は、行インデックスｒ_kに１２５を加算し、除算器５１６は加算器４３２の出力ｒ_k＋１２５を１２８で割って出力し、除算器５１８は加算器５１２の出力ｒ_k＋１２５を５１２で割って出力する。加算器５２０は、除算器５１６の出力に除算器５１４の出力を加算し、除算器５１６の出力を減算してアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を計算する。加算器３２６は、臨時アドレスＩＡ_kにアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を加算して最終的に読み出しアドレスＡ_kを計算する。

図１５は、本発明により入力バッファ３１０のための読み出しアドレスを生成するデインタリービングアドレス発生器３２０で符号化パケットのサイズが１５３８４(ｍ＝１３，Ｊ＝２)である場合に、読み出しアドレスを発生するための詳細構成を示す図である。これは、＜数式２５＞をハードウェア装置で実現するものである。

図示のように、希望の符号シンボルインデックスｋがチャンネル復号器３３０から臨時アドレス生成器３２２ｆに提供されると、除算器５３０は、この符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割って加算器５３６に提供する。ＢＲＯ演算器５３２は、符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割った残りをｍビット単位でＢＲＯ演算を遂行して、符号シンボルインデックスｋに対する行インデックスｒ_kを計算する。乗算器５３４は、行インデックスｒ_kに２(＝Ｊ)を乗算して加算器５３６に提供する。加算器５３６は、除算器５３２の出力ｋ/２^ｍに乗算器４０４からの出力２ｒ_kを加算して臨時アドレスＩＡ_kを計算する。

行インデックスｒ_kがアドレス補償器３２４ｆに入力されると、除算器５４２は行インデックスｒ_kを８で割って商を超えない最大整数を出力する。加算器５４０は、行インデックスｒ_kに２４８を加算して除算器５４４，５４６に出力する。除算器５４４は加算器５４０の出力(ｒ_k＋２４８)を２５６で割り、除算器５４６は加算器５４０の出力(ｒ_k＋２４８)を１０２４で割って出力する。加算器５４８は、除算器５４４の出力から除算器５４２の出力と除算器５４６の出力とを減算してアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を計算する。加算器３２６は、臨時アドレスＩＡ_kにアドレス補償値Ｃ(ｒ_k)を加算して最終的に読み出しアドレスＡ_kを計算する。

以上、本発明の詳細な説明では具体的な実施形態について説明したが、本発明の範囲を外れない限り、様々な変形が可能なことはもちろんである。したがって、本発明の範囲は、説明した実施形態に限定されず、特許請求の範囲と、この特許請求の範囲と均等なものによって定められるべきである。

順方向パケットデータチャンネルのためのパケットデータをインタリービングして送信サブパケットを生成する端末送信器の構成図である。 チャンネルインタリーバによるサブブロックインタリービングとサブブロックシンボルグループ化動作を説明する図である。 順方向パケットデータチャンネルを通じて受信されたサブパケットから復号データを得るための移動局受信器の構成図である。 Ｎ_EP＝４０８である場合に、一つのサブブロックに対して遂行されるインタリービング過程を３段階に区分して示す図である。 本発明により順方向パケットデータトラヒックに対してサブブロックのデインタリービングを遂行するための装置の構成図である。 第１の実施形態に提示された符号化パケットのサイズとインタリービングパラメータを適用して構成された符号シンボルの行列を示す図である。 第１の実施形態において、符号シンボルインデックスに対して生成された行インデックス、臨時アドレス、アドレス補償値、及び最終読み出しアドレスを示す図である。 第２の実施形態に提示された符号化パケットのサイズとインタリービングパラメータを適用して構成された符号シンボルの行列を示す図である。 第２の実施形態において、符号シンボルインデックスに対して生成された行インデックス、臨時アドレス、アドレス補償値、及び最終読み出しアドレスを示す図である。 Ｎ_EP＝４０８，７９２，１５６０，３０９６，６１６８，１２３１２である場合、本発明の一実施形態による読み出しアドレス発生器の詳細構成を示す図である。 Ｎ_EP＝２３２８である場合、本発明の一実施形態による読み出しアドレス発生器の詳細構成を示す図である。 Ｎ_EP＝３８６４である場合、本発明の一実施形態による読み出しアドレス発生器の詳細構成を示す図である。 Ｎ_EP＝４６３２である場合、本発明の一実施形態による読み出しアドレス発生器の詳細構成を示す図である。 Ｎ_EP＝９２４０である場合、本発明の一実施形態による読み出しアドレス発生器の詳細構成を示す図である。 Ｎ_EP＝１５３８４である場合、本発明の一実施形態による読み出しアドレス発生器の詳細構成を示す図である。

符号の説明

２２２ サブブロックシンボル逆グループ化器
３１０ 入力バッファ
３２０ デインタリービングアドレス発生器
３２２ 臨時アドレス生成器
３２４ アドレス補償器
３２６ 加算器
３３０ チャンネル復号器

Claims (32)

1. インタリービング方法を用いる移動通信システムの受信器で(２^ｍ＊Ｊ＋Ｒ)ビットを有し、ビット遷移値ｍ、上限値Ｊ、及び残り値Ｒのインタリービングされた符号化パケットの復号のためにデインタリービングして符号シンボルを読み出すための方法であって、
   符号シンボルインデックスをビット逆転換(ＢＲＯ)演算で臨時アドレスを生成する段階と、
   前記残り値で構成される列を考慮して臨時アドレスを補償するためのアドレス補償値を計算する段階と、
   復号が要求されるシンボルに対して、前記臨時アドレスと前記アドレス補償値を加算して読み出しアドレスを生成し、該生成された読み出しアドレスに貯蔵されたシンボルを読み出す段階と、
   を含むことを特徴とする方法。
2. 前記臨時アドレスを生成する段階は、
   前記(Ｊ＋１)番目の列の符号シンボル数が２^ｍの半分未満の符号シンボルを有しない場合は、前記(Ｊ＋１)番目の列を除いて前記臨時アドレスを生成し、前記(Ｊ＋１)番目の列のシンボル数が２^ｍの半分以上の符号シンボルを有する場合は、前記(Ｊ＋１)番目の列を含んで前記臨時アドレスを生成すること
   を特徴とする請求項１記載の方法。
3. 前記アドレス補償値を計算する段階は、
   前記(Ｊ＋１)番目の列のシンボル数が２^ｍの半分未満の符号シンボルを有する場合は、前記(Ｊ＋１)番目の列で符号シンボルが現れる度に前記アドレス補償値を１ずつ増加させ、前記(Ｊ＋１)番目の列の符号シンボルの数が２^ｍの半分以上の符号シンボルを有する場合は、前記(Ｊ＋１)番目の列で符号シンボルを除去する度に前記アドレス補償値を１ずつ減少させること
   を特徴とする請求項２記載の方法。
4. 前記サブブロックのサイズが４０８である場合に、前記読み出しアドレスは下記の数式によって生成されることを特徴とする請求項１記載の方法。
   

   

   ここで、Ａ_kは前記読み出しアドレスで、ｋは前記符号シンボルのインデックスであり、ＢＲＯはビット逆転換演算を、ｍｏｄはモジュロ演算を、［・］は入力“・”を超えない最大整数を、それぞれ意味する。
5. 前記サブブロックのサイズが７９２である場合に、前記読み出しアドレスは下記の数式によって生成されることを特徴とする請求項１記載の方法。
   

   

   ここで、Ａ_kは前記読み出しアドレスで、ｋは前記符号シンボルのインデックスであり、ＢＲＯはビット逆転換演算を、ｍｏｄはモジュロ演算を、［・］は入力“・”を超えない最大整数を、それぞれ意味する。
6. 前記サブブロックのサイズが１５６０である場合に、前記読み出しアドレスは下記の数式によって生成されることを特徴とする請求項１記載の方法。
   

   

   ここで、Ａ_kは前記読み出しアドレスで、ｋは前記符号シンボルのインデックスであり、ＢＲＯはビット逆転換演算を、ｍｏｄはモジュロ演算を、［・］は入力“・”を超えない最大整数を、それぞれ意味する。
7. 前記サブブロックのサイズが３０９６である場合に、前記読み出しアドレスは下記の数式によって生成されることを特徴とする請求項１記載の方法。
   

   

   ここで、Ａ_kは前記読み出しアドレスで、ｋは前記符号シンボルのインデックスであり、ＢＲＯはビット逆転換演算を、ｍｏｄはモジュロ演算を、［・］は入力“・”を超えない最大整数を、それぞれ意味する。
8. 前記サブブロックのサイズが６１６８である場合に、前記読み出しアドレスは下記の数式によって生成されることを特徴とする請求項１記載の方法。
   

   

   ここで、Ａ_kは前記読み出しアドレスで、ｋは前記符号シンボルのインデックスであり、ＢＲＯはビット逆転換演算を、ｍｏｄはモジュロ演算を、［・］は入力“・”を超えない最大整数を、それぞれ意味する。
9. 前記サブブロックのサイズが１２３１２である場合に、前記読み出しアドレスは下記の数式によって生成されることを特徴とする請求項１記載の方法。
   

   

   ここで、Ａ_kは前記読み出しアドレスで、ｋは前記符号シンボルのインデックスであり、ＢＲＯはビット逆転換演算を、ｍｏｄはモジュロ演算を、［・］は入力“・”を超えない最大整数を、それぞれ意味する。
10. 前記サブブロックのサイズが２３２８である場合に、前記読み出しアドレスは下記の数式によって生成されることを特徴とする請求項１記載の方法。
    

    

    ここで、Ａ_kは前記読み出しアドレスで、ｋは前記符号シンボルのインデックスであり、ＢＲＯはビット逆転換演算を、ｍｏｄはモジュロ演算を、［・］は入力“・”を超えない最大整数を、それぞれ意味する。
11. 前記サブブロックのサイズが３８６４である場合に、前記読み出しアドレスは下記の数式によって生成されることを特徴とする請求項１記載の方法。
    

    

    ここで、Ａ_kは前記読み出しアドレスで、ｋは前記符号シンボルのインデックスであり、ＢＲＯはビット逆転換演算を、ｍｏｄはモジュロ演算を、［・］は入力“・”を超えない最大整数を、それぞれ意味する。
12. 前記サブブロックのサイズが４６３２である場合に、前記読み出しアドレスは下記の数式によって生成されることを特徴とする請求項１記載の方法。
    

    

    ここで、Ａ_kは前記読み出しアドレスで、ｋは前記符号シンボルのインデックスであり、ＢＲＯはビット逆転換演算を、ｍｏｄはモジュロ演算を、［・］は入力“・”を超えない最大整数を、それぞれ意味する。
13. 前記サブブロックのサイズが９２４０である場合に、前記読み出しアドレスは下記の数式によって生成されることを特徴とする請求項１記載の方法。
    

    

    ここで、Ａ_kは前記読み出しアドレスで、ｋは前記符号シンボルのインデックスであり、ＢＲＯはビット逆転換演算を、ｍｏｄはモジュロ演算を、［・］は入力“・”を超えない最大整数を、それぞれ意味する。
14. 前記サブブロックのサイズが１５３８４である場合に、前記読み出しアドレスは下記の数式によって生成されることを特徴とする請求項１記載の方法。
    

    

    ここで、Ａ_kは前記読み出しアドレスで、ｋは前記符号シンボルのインデックスであり、ＢＲＯはビット逆転換演算を、ｍｏｄはモジュロ演算を、［・］は入力“・”を超えない最大整数を、それぞれ意味する。
15. 前記アドレス補償値の計算段階は、前記(Ｊ＋１)番目の列の符号シンボル数が２^ｍの半分未満の符号シンボルを有する場合に、下記の数式のようにアドレス補償値を計算することを特徴とする請求項１記載の方法。
    

    

    ここで、“ｄ”は行の総数を挿入される符号シンボルの個数で割る値で、“ｒ^＋”は(Ｊ＋１)番目の列に挿入される残りの符号シンボルのうち最初に挿入される符号シンボルが位置した行のインデックスであり、アドレス補償値
    

    

    で“＋”は(Ｊ＋１)番目の列に符号シンボルが“挿入”されることを意味する。
16. 前記アドレス補償値の計算段階は、前記(Ｊ＋１)番目の列の符号シンボル数が２^ｍの半分以上の符号シンボルを有する場合に、下記の数式のようにアドレス補償値を計算することを特徴とする請求項１記載の方法。
    

    

    ここで、“ｄ”は、行の総数を除去される符号シンボルの個数で割る値で、“ｒ⁻”は、最初に除去される符号シンボルが位置した行インデックスであり、アドレス補償値
    

    

    で“−”は(Ｊ＋１)番目の例から符号シンボルが“除去”されることを意味する。
17. 前記臨時アドレスの生成段階は、
    符号シンボルインデックスの列インデックスをＢＲＯ演算する段階と、
    前記ＢＲＯ演算された列インデックスと前記符号シンボルインデックスの列インデックスとを加算する段階と、
    をさらに含むことを特徴とする請求項１記載の方法。
18. 符号シンボルインデックスの行インデックスをＢＲＯ演算する段階は、符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割って生成された行インデックスをＢＲＯ演算することを特等とする請求項１７記載の方法。
19. 前記列インデックスは、前記符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割って生成された商であること
    を特徴とする請求項１７記載の方法。
20. インタリービングを支援する通信システムで前記符号化パケットのシンボルの記録のためのバッファと、記録された符号化パケットの復号のためのチャンネル復号器を備える受信器が、ビット遷移値ｍ、上限値Ｊ、及び残り値Ｒの(２^ｍ＊Ｊ＋Ｒ)ビットを有するインタリービングされた符号化パケットをデインタリービングによって符号シンボルを読み出すための装置であって、
    前記チャンネル復号器によって要求された符号シンボルのインデックスをビット逆転換(ＢＲＯ)演算を用いて臨時アドレスを生成する臨時アドレス生成器と、
    前記残り値を考慮して前記臨時アドレスを補償するためのアドレス補償値を計算するアドレス補償器と、
    前記臨時アドレスに前記アドレス補償値を加算して、前記チャンネル復号器によって要求された符号シンボルを前記バッファから読み出すための読み出しアドレスを生成する加算器と、
    を含むことを特徴とする装置。
21. 前記臨時アドレス生成器は、
    前記チャンネル復号器によって要求された符号シンボルのインデックスを２^ｍで割る商を超えない最大整数値を出力する第１の除算器と、
    前記符号シンボルインデックスを２^ｍで割って得られるビットをグループ化して各グループのシンボルに対する行インデックスをＢＲＯ演算するＢＲＯ演算器と、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力に(Ｊ−１)を乗算する乗算器と、
    前記第１の除算器からの出力に前記乗算器からの出力を加算して前記臨時アドレスを計算する第１の加算器と、
    から構成されることを特徴とする請求項２０記載の装置。
22. 前記符号化パケットのサイズが４０８，７９２，１５６０，３０９６，６１６８，１２３１２のうちのいずれか一つを有する場合に、前記アドレス補償器は、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力に２^ｍ-５−１を加算する第２の加算器と、
    前記第２の加算器からの出力を２^ｍ-５で割る商を超えない最大整数値を出力する第２の除算器と、
    前記第２の加算器からの出力を２^ｍ-３で割る商を超えない最大整数値を出力する第３の除算器と、
    前記第２の除算器からの出力から前記第３の除算器からの出力を減算して前記アドレス補償値を計算する加算器と、
    を含んで構成されることを特徴とする請求項２１記載の装置。
23. 前記符号化パケットのサイズが２３２８である場合に、前記アドレス補償器は、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力に３を加算する第２の加算器と、
    前記第２の加算器からの出力を４で割る商を超えない最大整数値を出力する第２の除算器と、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力に２９を加算する第３の加算器と、
    前記第３の加算器からの出力を３２で割る商を超えない最大整数値を出力する第３の除算器と、
    前記第３の加算器からの出力を１２８で割る商を超えない最大整数値を出力する第４の除算器と、
    前記第２の除算器からの出力に前記第３の除算器からの出力を加算し、前記第４の除算器からの出力を減算して前記アドレス補償値を計算する第４の加算器と、
    から構成されることを特徴とする請求項２１記載の装置。
24. 前記符号化パケットのサイズが３８６４である場合に、前記臨時アドレス生成器は、
    前記チャンネル復号器によって要求される符号シンボルのインデックスを２^ｍで割る商を超えない最大整数値を出力する第１の除算器と、
    前記符号シンボルインデックスを２^ｍで割って得られるビットをグループ化して各グループのシンボルに対する行インデックスをＢＲＯ演算するＢＲＯ演算器と、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力にＪを乗算する乗算器と、
    前記第１の除算器からの出力に前記乗算器からの出力を加算して前記臨時アドレスを計算する第１の加算器と、から構成され、
    前記アドレス補償器は、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力を８で割る商を超えない最大整数値を出力する第２の除算器と、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力に５６を加算する第２の加算器と、
    前記第２の加算器からの出力を６４で割る商を超えない最大整数値を出力する第３の除算器と、
    前記第２の加算器からの出力を２５６で割る商を超えない最大整数値を出力する第４の除算器と、
    前記第３の除算器からの出力から、前記第２除算器からの出力と前記第４の除算器からの出力を減算し、前記アドレス補償値を計算する第３の加算器と、から構成されることを特徴とする請求項２０記載の装置。
25. 前記符号化パケットサイズが４６３２である場合に、前記アドレス補償器は、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力に３を加算する第２の加算器と、
    前記第２の加算器からの出力を４で割る商を超えない最大整数値を出力する第２の除算器と、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力に６１を加算する第３の加算器と、
    前記第３の加算器からの出力を６４で割る商を超えない最大整数値を出力する第３の除算器と、
    前記第３の加算器からの出力を２５６で割る商を超えない最大整数値を出力する第４の除算器と、
    前記第２の除算器からの出力に前記第３の除算器からの出力を加算し、前記第４の除算器からの出力を減算して前記アドレス補償値を計算する第４の加算器と、
    から構成されることを特徴とする請求項２１記載の装置。
26. 前記符号化パケットのサイズが９２４０である場合に、前記アドレス補償器は、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力に３を加算する第２の加算器と、
    前記第２の加算器からの出力を４で割る商を超えない最大整数値を出力する第２の除算器と、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力に１２５を加算する第３の加算器と、
    前記第３の加算器からの出力を１２８で割る商を超えない最大整数値を出力する第３の除算器と、
    前記第３の加算器からの出力を５１２で割る商を超えない最大整数値を出力する第４の除算器と、
    前記第２の除算器からの出力に前記第３の除算器からの出力を加算し、前記第４の除算器からの出力を減算して前記アドレス補償値を計算する第４の加算器と、を含んで構成されることを特徴とする請求項２１記載の装置。
27. 前記符号化パケットのサイズが１５３８４である場合に、前記臨時アドレス生成器は、
    前記チャンネル復号器によって要求された符号シンボルのインデックスを２^ｍで割る商を超えない最大整数値を出力する第１の除算器と、
    前記符号シンボルインデックスを２^ｍで割って得られるビットをグループ化し、各グループのシンボルに対する行インデックスをＢＲＯ演算するＢＲＯ演算器と、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力にＪを乗算する乗算器と、
    前記第１の除算器からの出力に前記乗算器からの出力を加算して前記臨時アドレスを計算する第１の加算器と、から構成され、
    前記アドレス補償器は、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力を８で割る商を超えない最大整数値を出力する第２の除算器と、
    前記ＢＲＯ演算器からの出力に２４８を加算する第２の加算器と、
    前記第２の加算器からの出力を２５６で割る商を超えない最大整数値を出力する第３の除算器と、
    前記第２の加算器からの出力を１０２４で割る商を超えない最大整数値を出力する第４の除算器と、
    前記第３の除算器からの出力から前記第２の除算器からの出力と前記第４の除算器からの出力を減算し、前記アドレス補償値を計算する第３の加算器と、から構成されることを特徴とする請求項２０記載の装置。
28. ２^ｍ個の列とＪ個の列のシンボルと(Ｊ＋１)番目の列にＲ個の残りのシンボルとから構成された(２^ｍ＊Ｊ＋Ｒ)個のシンボルの２^ｍ個の列の列インデックスをＢＲＯ演算し、前記ＢＲＯ演算された前記列インデックスの順序による符号シンボルインデックスｋに対応するインタリービングされたシンボルを順次に貯蔵した入力バッファからデインタリービングされたシンボルを発生するようにアドレシングする方法であって、
    符号シンボルインデックスの列インデックスをＢＲＯ演算する段階と、
    前記ＢＲＯ演算された列インデックスと前記符号シンボルインデックスの列インデックスとを加算して臨時アドレスを生成する段階と、
    (Ｊ＋１)番目の列の符号シンボルインデックスから残りのシンボルのアドレス補償のためのアドレス補償値を発生する段階と、
    前記臨時アドレス値と前記アドレス補償値を前記アドレスを増加する度に加算したアドレスを前記バッファに適用する段階と、
    を含むことを特徴とする方法。
29. 前記臨時アドレスを生成する段階は、
    前記Ｒ個の残りのシンボルで構成された(Ｊ＋１)番目の列のシンボル数が２^ｍの半分未満の符号シンボルを有する場合に、前記(Ｊ＋１)番目の列を省略して前記臨時アドレスを生成し、前記(Ｊ＋１)番目の列のシンボル数が２^ｍの半分以上の符号シンボルを有する場合に、前記(Ｊ＋１)番目の列を含んで前記臨時アドレスを生成すること
    を特徴とする請求項２８記載の方法。
30. 符号シンボルインデックスの列インデックスをＢＲＯ演算する段階は、符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割って生成された列インデックスをＢＲＯ演算すること
    を特徴とする請求項２８記載の方法。
31. 前記列インデックスは、符号シンボルインデックスｋを２^ｍで割る商であること
    を特徴とする請求項２８記載の方法。
32. ２^ｍ個の行とＪ個の列のシンボルと(Ｊ＋１)番目の列にＲ個の残りのシンボルとから構成された(２^ｍ＊Ｊ＋Ｒ)個のシンボルの２^ｍ個の列の列インデックスをＢＲＯ演算し、前記ＢＲＯ演算された前記列インデックスの順序による符号シンボルインデックスｋに対応するインタリービングされたシンボルを順次に貯蔵した入力バッファからデインタリービングされたシンボルを発生するようにアドレシングする装置であって、
    符号シンボルインデックスの行インデックスをＢＲＯ演算し、前記ＢＲＯ演算された列インデックスと前記符号シンボルインデックスの列インデックスとを加算して臨時アドレス値を発生する臨時アドレス発生器と、
    (Ｊ＋１)番目の列の符号シンボルインデックスから残りのシンボルのアドレス補償のためのアドレス補償値を発生するアドレス補償値計算器と、
    前記臨時アドレス発生器の出力と前記アドレス補償値計算器の出力を加算する加算器と、
    を含むことを特徴とする装置。
    
    
    

Images