JP2006515495A - 通信システムにおけるエラー訂正符号を復号する装置及び方法 - Google Patents
通信システムにおけるエラー訂正符号を復号する装置及び方法 Download PDFInfo
- Publication number
- JP2006515495A JP2006515495A JP2005518773A JP2005518773A JP2006515495A JP 2006515495 A JP2006515495 A JP 2006515495A JP 2005518773 A JP2005518773 A JP 2005518773A JP 2005518773 A JP2005518773 A JP 2005518773A JP 2006515495 A JP2006515495 A JP 2006515495A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- ifht
- symbol
- mask
- information
- block code
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Withdrawn
Links
Images
Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
- H03M13/31—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes combining coding for error detection or correction and efficient use of the spectrum
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
- H03M13/03—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words
- H03M13/05—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words using block codes, i.e. a predetermined number of check bits joined to a predetermined number of information bits
- H03M13/13—Linear codes
- H03M13/136—Reed-Muller [RM] codes
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
- H03M13/37—Decoding methods or techniques, not specific to the particular type of coding provided for in groups H03M13/03 - H03M13/35
- H03M13/45—Soft decoding, i.e. using symbol reliability information
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
- H03M13/37—Decoding methods or techniques, not specific to the particular type of coding provided for in groups H03M13/03 - H03M13/35
- H03M13/45—Soft decoding, i.e. using symbol reliability information
- H03M13/451—Soft decoding, i.e. using symbol reliability information using a set of candidate code words, e.g. ordered statistics decoding [OSD]
- H03M13/456—Soft decoding, i.e. using symbol reliability information using a set of candidate code words, e.g. ordered statistics decoding [OSD] wherein all the code words of the code or its dual code are tested, e.g. brute force decoding
Landscapes
- Physics & Mathematics (AREA)
- Probability & Statistics with Applications (AREA)
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Error Detection And Correction (AREA)
- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
- Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
Abstract
通信システムにおいてエラー訂正符号を復号するための装置及び方法を提供する。装置において、k個の行とn個の列を有するブロック符号生成行列情報と受信シンボルを逆高速アダマール変換(IFHT)するためのIFHT大きさ情報とを使用して、上記受信シンボルのそれぞれを再配置するためのシンボル位置情報を決定し、上記受信シンボルのそれぞれを上記決定されたシンボル位置情報に従ってIFHT器の入力として再配置し、上記再配置されたシンボルを入力してIFHTを遂行した後、上記IFHTを遂行した結果値のうち、最大相関値を有する上記ブロック符号の符号語を復号信号として出力する。
Description
本発明は、通信システムのエラー訂正符号を復号する装置及び方法に関し、特に、所定の情報ビット長さ及びブロック長さを有するブロック符号を復号する装置及び方法に関する。
通常、符号分割多重接続(Code Division Multiple Access;以下、“CDMA”と称する)通信システムは、伝送チャンネルで発生する雑音によるエラーを訂正するためのエラー訂正(error correction)を遂行する。一般的なエラー訂正方式を説明すると、下記の通りである。まず、送信側は、エラー訂正方式、すなわち、符号化方式(coding scheme)を使用して情報ビット(information bits)を符号化した符号語(codeword)を受信側へ送信する。そうすると、上記受信側が上記送信側で送信した符号語を受信した後、上記送信側で適用した符号化方式に相応する復号化方式(decoding scheme)を使用して上記受信された符号語を復号化して元の情報ビットに復元する。
上記CDMA通信システムで使用される代表的なエラー訂正方式は、ブロック符号(block code)を使用する方式及びトレリス符号(trellis code)を使用する方式の2種類の方式が存在する。
一番目に、上記ブロック符号を使用するエラー訂正方式を説明する。
上記ブロック符号を使用するエラー訂正方式は、所定の長さを有する送信情報ビット、例えば、k個のビット(k bits)に追加ビット、例えば、r個のビット(R bits)を挿入して、n(n=k+r)ビットのブロック符号に符号化して送信する方式であって、送信側は、k個のビットの情報ビットを伝送するために、nビットのブロック符号、すなわち、(n,k)ブロック符号を送信する。そうすると、受信側は、上記送信側から送信した(n,k)ブロック符号を受信し、上記受信された(n,k)ブロック符号を復号化して元のk個のビットの情報ビットを抽出する。また、上記ブロック符号を使用するエラー訂正方式の場合、エラー訂正能力を向上させるためには、上記追加ビット数を増加させる。そして、上記ブロック符号を使用する場合、その符号語の大きさに従って、符号器(encoder)及び復号器(decoder)の構成が変更される。従って、同一のシステムで相互に異なる長さを有するブロック符号を使用する場合、上記相互に異なる長さを有するブロック符号のための符号器及び復号器が別途に備えられなければならない、という問題点かある。ここで、上記ブロック符号の代表的な例としては、BCH符号、リードソロモン(Reed−Solomon)符号があり、上記ブロック符号は、Berlekamp-Masseyアルゴリズム(algorithm)、ユークリッドアルゴリズムを用いて硬判定(hard decision)復号を遂行する。
二番目に、上記トレリス符号を使用するエラー訂正方式を説明する。
上記トレリス符号を使用するエラー訂正方式は、送信情報ビットをブロックにセグメンティション(segmentation)して処理する方式でなく、シフトレジスタ(shift register)に順次に入力させた後、あらかじめ決定されているロジック(logic)の構造を通してトレリス符号に符号化して伝送する方式である。
上記入力される送信情報ビット当たりに出力ビット数の比率を符号化率(coding rate)であるとし、送信側は、上記符号化率に従って、例えば、符号化率が1/kである場合、1ビットの情報ビットをkビットの出力ビットに符号化して送信する。そうすると、受信側は、上記送信側から送信した符号化率1/kのトレリス符号を受信し、上記受信された符号化率1/kのトレリス符号を復号化して、元のkビットの情報ビットを抽出する。
また、上記トレリス符号を使用するエラー訂正方式の場合、エラー訂正能力を向上させるためには、符号化率を減少させなければならない。
さらに、上記トレリス符号は、コンボルーション(convolutional)符号とターボ(turbo)符号などを含み、上記トレリス符号は、ビタビ(Viterbi)アルゴリズムを用いて軟判定(soft decision)復号を遂行する。
上述したように、ブロック符号は、一般に、復号過程で硬判定復号を遂行するが、上記硬判定復号は、受信信号を1又は−1のみに判断して復号を遂行し、これによって、その復号性能(decoding performance)が、一般に、上記軟判定復号に比べて低下される。
また、上述したように、トレリス符号は、一般に、復号過程で軟判定復号を遂行するが、上記軟判定復号は、受信信号を加重値(weight value)に従って判断して復号を遂行することによって、上記硬判定復号に比べてその復号性能が向上する。一般に、上記軟判定復号は、上記硬判定復号に比べてその性能が2[dB]程度が向上する。しかしながら、上記軟判定復号は、受信信号を上記硬判定復号のように単純に1又は−1のみに判断して復号を遂行するものではなく、加重値を考慮して復号を遂行するので、その復号過程の演算量が大きく増加され、ハードウェア(hardware)的な複雑度(complexity)も大きく増加される。従って、受信されるブロックの長さ、すなわち、ビット数が所定の値を超過すると、上記軟判定復号を適用し難い。
上述したように、軟判定復号方式が硬判定復号方式よりもその復号性能が優れているので、現在CDMA通信システムは、比較的に短いブロック長さを有する制御信号(control signal)の場合、ブロック符号を使用し、比較的に長いブロック長さを有する情報信号(information signal)の場合、トレリス符号、すなわち、コンボルーション符号又はターボ符号を使用することによって軟判定復号を遂行する。
図1は、一般的な相関器を使用する軟判定復号装置の内部構造を示すブロック図である。
図1を参照すると、まず、受信側に受信される受信信号rは、相関器100に入力される。ここで、送信側は、所定のブロック符号を二進位相シフトキーイング(Binary Phase Shift Keying;以下、“BPSK”と称する)方式を使用して変調した信号を送信したと仮定し、例えば、{+1、−1}の変調信号を送信したと仮定する。そうすると、上記受信信号rは、上記送信側から送信された{+1、−1}の変調信号がチャンネル状況(環境)を感じつつ、雑音(noise)成分及び干渉(interference)成分が加算された信号になり、従って、上記受信信号rは、{+1、−1}ではない実数値を有する。
相関器100は、上記受信信号rを入力して上記通信システムの送信側で送信可能なブロック符号の各符号語に対して相関した後、上記受信信号rと上記各符号語との相関値(correlation value)を比較選択器(comparator & selector)110へ出力する。比較選択器110は、上記受信信号rと上記各符号語との相関値を比較し、上記比較の結果、最大相関値を有する符号語を選択し、上記選択された符号語を上記送信側から伝送された符号語として判断する。結果的に、比較選択器110から出力された符号語に相応する情報ビットが元の情報ビットに復元される。
例えば、送信側が(n,k)ブロック符号を送信する場合、受信側は、上記(n,k)ブロック符号に雑音成分及び干渉成分が含まれた実数成分を有する受信信号rを受信し、上記実数成分を有する受信信号rは、相関器100へ提供される。相関器100は、上記送信側から送信されることができる(n,k)ブロック符号の各符号語に対して上記受信信号rとの相関を遂行し、その相関結果を比較選択器110に出力する。ここで、相関器100の相関動作に従う演算量を考慮すると、下記の通りである。
まず、(n,k)ブロック符号から発生可能なすべての符号語を考慮すると、長さnを有する符号語が2k個存在し、上記2k個の長さnを有する符号語のそれぞれに対して相関を遂行しなければならないので、n×2k回の乗算過程と(n−1)×2k回の加算過程を必要とする。例えば、(n,k)ブロック符号を(10、3)ブロック符号でると仮定すると、上記(10、3)ブロック符号の発生可能なすべての符号語は8個であり、各符号語は、長さ10を有する。また、上記8個の(10、3)ブロック符号の符号語のそれぞれに対して相関を遂行しなければならないので、10×8=80回の乗算過程と9×8=72の加算過程とが必要である。
上記k及びn値が大きくなる場合、特に、上記k値が大きくなる場合、上記相関遂行のための乗算過程及び加算過程の回数は、幾何級数的に増加し、結果的に、演算過程のロードによって全体システムの性能が低下される。
従来のブロック符号において、軟判定復号を上記ブロック符号に適用する場合、k個の情報ビットは、限定された長さ(例えば、14ビット以下)を有する。従って、軟判定復号の性能が硬判定復号の性能に比べて優れる効果を有するとしても、上記ブロック符号に適用されることができない。
図2は、従来の逆高速アダマール変換器(Inverse Fast Hadamard Transform unit;以下、“IFHT器”と称する)を使用する直列構造を有する軟判定復号装置の内部構成を示すブロック図である。しかしながら、図2を参照して、上記装置を説明するに先立って、上記直列構造とは、下記で説明するマスク(mask)Miを順次に考慮する構造を示す。これとは異なり、図3では、IFHT器を使用する並列構造を有する軟判定復号装置を説明する。この場合、上記並列構造とは、上記マスクMiを同時に考慮する構造を示す。
図2を参照すると、まず、受信側に受信される受信信号rは、マスク乗算器(mask multiplier)210に入力される。ここで、上記受信側に相応する送信側は、生成行列(generator matrix)がウォルシュ(Walsh)符号の基底(basis)を含むブロック符号を送信する。マスク乗算器210は、上記受信信号rと制御器(controller)200から出力されたマスクMiを乗じた後、IFHT器220に出力する。IFHT器220は、マスク乗算器210から出力された信号を入力してIFHTを遂行した後、その結果を比較選択器230に出力する。ここで、図2の軟判定復号装置は、直列構造を有するので、制御器200は、最初には、マスクが適用されない場合を仮定して上記マスクMiを出力しない。
この後、制御器200は、順次に該当するマスクMiをマスク乗算器210へ出力する。例えば、2個のマスクがM1及びM2が存在する場合、制御器200は、最初には、マスクMiを適用しない。
そうすると、制御器200は、今後から順次に上記マスクM1と、マスクM2と、上記マスクM1とマスクM2との排他的論理和(XOR)、すなわち、
をマスク乗算器210へ出力する。
そして、IFHT器220は、マスク乗算器210で出力したすべての信号、すなわち、マスクが適用されない信号、すなわち、受信信号rと、上記受信信号rと、マスクM1が掛けられた信号と、上記受信信号rと、マスクM2が掛けられた信号と、上記受信信号rとマスクM1と、マスクM2の排他的論理和
が掛けられた信号それぞれに対して順次にIFHTを遂行し、その結果を上記比較選択器230に出力する。上記比較選択器230は、IFHT器220で出力したすべてのIFHT結果値を比較して最大相関値を有する符号語を選択して、上記選択した符号語を上記送信側で伝送した符号語に判断する。結果的に、比較選択器220で出力した符号語に相応する情報ビットが元の情報ビットに復元される。制御器200及びマスク乗算器210の動作は、下記で説明することであるので、ここでは、その詳細な説明を省略する。
そうすると、(n,k)リードマラー(Reed−Muller)符号、例えば、(8,3)リードマラー符号は、下記表1の通りである。
表1に示すように、3ビットの情報ビットが入力されるとき発生可能な(8,3)リードマラー符号の符号語は、23個、すなわち、8個であり、情報ビットが“000”である場合には、“00000000”の符号語が生成され、情報ビットが“001”である場合には、“01010101”の符号語が生成され、情報ビットが“010”である場合には、“00110011”の符号語が生成され、情報ビットが“011”である場合には、“01100110”の符号語が生成され、情報ビットが“100”である場合には、“00001111”の符号語が生成され、情報ビットが“101”である場合には、“01011010”の符号語が生成され、情報ビットが“110”である場合には、“00111100”の符号語が生成され、情報ビットが“111”である場合には、“01101001”の符号語が生成される。
表1に示すような(8,3)リードマラー符号の生成行列は、下記式1の通りである。
式1において、Gは、生成行列を示し、行(row)の数が入力情報ビット数kと同一であり、列(column)の数が上記出力ビット数nと同一であるので、上記生成行列に従って生成されたリードマラー符号は、(8,3)リードマラー符号になる。また、上記生成行列の各行が基底であり、従って、上記生成行列には、3個の基底が存在する。
まず、上記(8,3)リードマラー符号に対するすべての符号語を考慮すると、長さ8を有する符号語が8個存在し、また、上記8個の符号語の各々に対してIFHTを遂行しなければならない。この後、上記(8,3)リードマラー符号でIFHTを遂行する過程を図4を参照して説明する。
図4は、一般的なIFHTが遂行される過程を概略的に示す図である。図4を参照すると、受信信号rは、雑音及び干渉成分が挿入された(8,3)リードマラー符号の符号語から得られた信号であるので、受信信号rは、r = r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8として表現され、ここで、上記r1乃至r8のそれぞれを“受信シンボル”と称する。
そして、図1を参照して説明された相関器100のように、100%性能の軟判定復号を遂行するためには、IFHT器220は、上記(8,3)リードマラー符号で発生可能なすべての符号語のそれぞれと上記受信信号rとの相関を考慮しなければならない。結果的に、100%性能の軟判定を遂行することは、受信信号rに対して送信側で送信可能なすべての符号語のそれぞれに対する相関を遂行することを意味する。
また、表1に示す上記(8,3)リードマラー符号は、ディジタルデータ(digital data)によって表される。しかしながら、実際エア(air)上で上記ディジタルデータが所定の方式、例えば、BPSK方式にて変調されるので、上記ディジタルデータ“0”は、“+1”に対応し、上記ディジタルデータ“1”は、“−1”に対応して伝送される。従って、表1に示す(8,3)リードマラー符号をBPSK方式によって変調される成分に対応させると、下記表2の通りである。
上記100%軟判定復号のためには、上記受信信号r、すなわち、r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8及び表2に示すようのBPSK方式に変調されたすべての符号語それぞれに対する相関を遂行しなければならない。上記IFHTを遂行すると、図4に示すように、バタフライロジック(butterfly logic)構造を使用するIFHTが遂行されるために、上記受信信号rに対してBPSK方式によって変調されたすべての符号語のそれぞれに対する相関を遂行することができる。
すなわち、受信信号r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8に対して、2の累乗単位でステージ(stage)を入力情報ビットの数k回、すなわち、3回を遂行すると、BPSK方式によって変調されたすべての符号語のそれぞれに対する相関を遂行することができる。ここで、上記ステージのそれぞれは、2の累乗単位で上記受信信号rの各成分に対して、+演算及び−演算を遂行する。これを詳細に説明すると、一番目に、第1のステージは、上記受信信号rの各成分に対して20(1)単位で+演算(又は付加)演算及び−(又は減算)演算を遂行する。すなわち、r1及びr2に対してそれぞれ+演算及び−演算を遂行し、r3及びr4に対して、それぞれ+演算及び−演算を遂行し、r5及びr6に対してそれぞれ+演算及び−演算を遂行し、r7及びr8に対してそれぞれ+演算及び−演算を遂行する。
二番目に、第2のステージは、上記第1のステージの結果の各成分、すなわち、r1+r2、r1−r2、r3+r4、r3−r4、r5+r6、r5−r6、及びr7+r8、r7−r8のそれぞれに対して、21(2)単位で+演算及び−演算を遂行する。すなわち、r1+r2及びr3+r4に対しては、それぞれ+演算及び−演算を遂行し、r1−r2及びr3−r4に対しては、それぞれ+演算及び−演算を遂行し、r5+r6及びr7+r8に対しては、それぞれ+演算及び−演算を遂行し、r5−r6及びr7−r8に対しては、それぞれ+演算及び−演算を遂行する。
三番目に、第3のステージは、上記第2のステージの結果の各成分、すなわち、(r1+r2)+(r3+r4)、(r1−r2)+(r3−r4)、(r1+r2)−(r3+r4)、(r1−r2)−(r3−r4)、(r5+r6)+(r7+r8)、(r5−r6)+(r7−r8)、(r5+r6)−(r7+r8)、及び(r5−r6)−(r7−r8)のそれぞれに対して、22(4)単位で+演算及び−演算を遂行する。すなわち、(r1+r2)+(r3+r4)及び(r5+r6)+(r7+r8)に対して、それぞれ+演算及び−演算を遂行し、(r1−r2)+(r3−r4)及び(r5−r6)+(r7−r8)に対して、それぞれ+演算及び−演算を遂行し、(r1+r2)−(r3+r4)及び(r5+r6)−(r7+r8)に対して、それぞれ+演算及び−演算を遂行し、(r1−r2)−(r3−r4)及び(r5−r6)−(r7−r8)に対して、それぞれ+演算及び−演算を遂行する。
このように、第1のステージから第3のステージまで遂行された結果に従って、受信信号r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8に対して、表2で説明したBPSK方式によって変調されたすべての符号語のそれぞれに対する相関が遂行されたことを分かる。すなわち、上記受信信号r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8に対して、表2のBPSK方式によって変調された第1の符号語、すなわち、++++++++に対する相関結果が{(r1+r2)+(r3+r4)}+{(r5+r6)+(r7+r8)}であり、上記受信信号r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8に対して、第2の符号語、すなわち、+−+−+−+−に対する相関結果が{(r1−r2)+(r3−r4)}+{(r5−r6)+(r7−r8)}であり、上記受信信号r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8に対して、第3の符号語、すなわち、++−−++−−に対する相関結果が{(r1+r2)−(r3+r4)}+{(r5+r6)−(r7+r8)}であり、上記受信信号r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8に対して、上記受信信号r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8に対して、第4の符号語、すなわち、+−−++−−+に対する相関結果が{(r1−r2)−(r3−r4)}+{(r5−r6)−(r7−r8)}であり、上記受信信号r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8に対して、第5の符号語、すなわち、++++−−−−に対する相関結果が{(r1+r2)+(r3+r4)}−{(r5+r6)+(r7+r8)}であり、上記受信信号r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8に対して、第6の符号語、すなわち、+−+−+−+−に対する相関結果が{(r1−r2)+(r3−r4)}−{(r5−r6)+(r7−r8)}であり、上記受信信号r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8に対して、第7の符号語、すなわち、++−−−−++に対する相関結果が{(r1+r2)−(r3+r4)}−{(r5+r6)−(r7+r8)}であり、上記受信信号r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8に対して、第8の符号語、すなわち、+−−+−++−に対する相関結果が{(r1−r2)−(r3−r4)}−{(r5−r6)−(r7−r8)}である。結果的に、上記受信信号r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8に対して、表2のBPSK方式によって変調されたすべての(8,3)リードマラー符号の符号語に対する相関が100%遂行された。
そうすると、ここで、上記(8,3)リードマラー符号のIFHTの遂行に従う演算量を説明すると、log28(=3)回のステージを通して8log28(=24)回の加算(+演算、−演算)過程、すなわち、第1のステージで8回の加算過程と、第2のステージで8回の加算過程と、第3のステージで8回の加算過程との総24回の加算過程が必要である。一方、上記(8,3)リードマラー符号を相関器を通して相関する場合、演算量を考えると、64(8×23)回の乗算過程と56回の{(8−1)×23}加算過程が必要である。
結局、(n,k)ブロック符号に対するすべての符号語を考慮すると、長さnを有する符号語が2k個存在し、また、上記長さnを有する2k個の符号語のそれぞれに対して相関を遂行しなければならないので、相関器を通して相関を遂行する場合には、n×2k回の乗算過程と(n−1)×2k回の加算過程が必要である。しかしながら、(n,k)ブロック符号に対するすべての符号語に対してIFHTを遂行する場合には、nlog2nの加算過程が必要である。結果的に、すべてのブロック符号に対してIFHTを通して軟判定復号を遂行する場合には、100%相関を考慮した軟判定復号が可能である。また、演算量を最小化して軟判定復号の性能を最大化する。
まず、リードマラー符号にマスクが適用されることは、生成行列の基底にマスクに使用される基底が追加されることを示す。すなわち、上述したように、生成行列は、入力情報ビット数と同一の個数の基底を有するが、マスクが適用される場合には、上記生成行列は、上記入力情報ビット数と同一の数の基底のみならず、上記マスクに使用される基底を有する。
例えば、表1に示すような(8,3)リードマラー符号にオールワン(all one)マスクが適用される場合を考慮すると、上記生成行列は、下記式2の通りである。
式2において、Gは、生成行列を示し、式2の生成行列の第4の行のオールワン基底が上記(8,3)リードマラー符号のマスク基底である。
制御器200は、上記受信信号rが最初に受信されると、まず、マスクが適用されなかったと仮定し、上記マスクMiを出力しないように制御する。すなわち、制御器200は、IFHT器220が上記受信信号rに対してそのままIFHTを遂行するように制御する。ここで、上述したように、制御器200は、最初には、マスクを考慮せず、その後、マスクMiをさらに考慮することもできる。また、上記マスクが適用されない場合、制御器200は、オールワンマスクを適用したと仮定して、マスク乗算器210にすべてのエレメント(element)が1からなるマスクMiを出力することもできる。
上記すべてのエレメントが1からなるマスクは、実質的に受信信号と乗じられても、変化が発生しない。従って、上記装置は、上記マスクが適用されない場合と同一に動作する。
上述したように、すべてのエレメントが1からなるマスクMiを使用することによって、実際にマスクが適用された場合とマスクが適用されない場合とのハードウェア構造を同一に保持することができる。しかしながら、上記受信信号rには、実質的にマスクが適用された。従って、制御器200は、マスク乗算器210に上記マスク基底に該当するマスクMiを出力する、ここで、上記生成行列のマスク基底は、オールワン基底であるので、上記マスクMiは、すべてのエレメントが1から構成される。
マスク乗算器210は、上記受信信号rと上記マスクMiを乗じた後、IFHT器220へ出力する。図2に示す軟判定復号装置は、直列構造を有するので、上記マスクベクターMiを考慮する場合と上記マスクベクターMiを考慮しない場合とを順次に考慮する。
図3は、一般的なIFHT器を使用する並列構造を有する軟判定復号装置の内部の構造を示すブロック図である。
図3を参照すると、まず、受信側で受信された受信信号rは、IFHT器311及び複数のマスク乗算器321、331、及び341に入力される。また、上記送信側でマスクとして適用された基底の個数に従って受信側で提供された上記マスク乗算器の個数が決定される。図3では、上記マスクとして適用された基底の個数が2個であると仮定する。従って、上記受信側は、マスク乗算器321、331、及び341を含む。マスク乗算器321は、上記受信信号rに第1のマスク基底m1に対応する第1のマスクM1を乗じ、マスク乗算器331は、上記受信信号rに第2のマスク基底m2に対応する第2のマスクM2を乗じ、マスク乗算器341は、上記受信信号rに上記第1のマスク基底m1と第2のマスク基底m2との排他的論理和に対応するマスク(以下、
と称する)を乗じる。
IFHT器311は、上記受信信号rを入力してIFHTを遂行した後、比較選択器350へ出力する。また、マスク乗算器321、331、341のそれぞれは、上記受信信号rを入力して該当するマスク、すなわち、第1のマスクM1、第2のマスクM2、及び第1のマスク基底m1と第2のマスク基底m2との排他的論理和に対応するマスク
のそれぞれを乗じた後、IFHT器323乃至IFHT器343のそれぞれへ出力する。IFHT器323、333、及び343のそれぞれは、マスク乗算器321、331、及び341のそれぞれから出力された信号を入力してIFHTを遂行した後、比較選択器350へ出力する。比較選択器350は、IFHT器323、333、及び343のそれぞれから出力されたIFHT遂行結果を比較して、最大相関値を有する符号語を選択し、上記選択された符号語を上記送信側から伝送された符号語として判断する。結果的に、比較選択器330から出力された符号語に相応する情報ビットが元の情報ビットとして復元される。
上述したように、(n,k)ブロック符号に対するすべての符号語を考慮すると、長さnを有する符号語が2k個存在する。また、上記長さnをそれぞれ有する2k個の符号語のそれぞれに対して相関を遂行しなければならないので、相関器を通して相関を遂行する場合には、n×2k回の乗算過程と(n−1)×2k回の加算過程とを必要とする一方、IFHT器を使用して、(n,k)ブロック符号に対するすべての符号語に対してIFHTを遂行する場合には、nlog2nの加算過程のみが必要であり、演算量が最小化する。その結果、軟判定復号性能が最大化する。しかしながら、図1を参照して説明した相関器を使用する軟判定復号装置は、任意のブロック符号に対して軟判定復号を遂行することができるが、図2を参照して説明したIFHT器を使用する軟判定復号装置は、生成行列がウォルシュ符号の基底を含むブロック符号に対してのみ軟判定復号を遂行することができる。すなわち、上記IFHT器を使用する軟判定復号装置は、演算量を最小化する軟判定復号化を遂行することができるが、その軟判定復号化の対象として使用されるブロック符号がウォルシュ符号の基底を含まなければならない、という短所を有する。
上記背景に鑑みて、本発明の目的は、通信システムにおいて、エラー訂正符号を復号する装置及び方法を提供することにある。
本発明の他の目的は、通信システムにおいて、最小の演算量を有するエラー訂正符号復号装置及び方法を提供することにある。
本発明のまた他の目的は、任意の情報ビット長さ及びブロック長さを有するブロック符号に対して最小の演算量を有する軟判定復号を遂行する装置及び方法を提供することにある。
本発明のさらなる目的は、通信システムにおいて、任意のブロック符号に対してIFHTを使用して軟判定復号を遂行する装置及び方法を提供することにある。
このような目的を達成するために、本発明の1つの特徴によれば、ブロック符号生成行列情報を使用して、n個の受信シンボルを復号する装置は、上記ブロック符号生成行列情報と上記n個の受信シンボルを逆高速アダマール変換(IFHT)を遂行するためのIFHT大きさ情報とを使用して、上記n個の受信シンボルのそれぞれを再配置するためのシンボル位置情報を決定する制御器と、上記制御器が決定したシンボル位置情報に従って、上記n個の受信シンボルのそれぞれを再配置するシンボル配置器と、上記シンボル配置器で再配置したシンボルを入力してIFHTを遂行するIFHT器と、上記IFHTを遂行した結果値のうち、最大相関値を有する上記ブロック符号の符号語を復号信号として出力する比較選択器とを含むことを特徴とする。
本発明の他の特徴によれば、ブロック符号生成行列情報を使用してn個の受信シンボルを含むブロック符号を復号する装置は、上記ブロック符号生成行列情報を使用して、上記n個の受信シンボルを逆高速アダマール変換(IFHT)するためのIFHT大きさ情報と上記n個の受信シンボルのそれぞれを再配置するためのシンボル位置情報とを決定する制御器と、上記制御器が決定したシンボル位置情報に従って、上記n個の受信シンボルのそれぞれを再配置するシンボル配置器と、上記シンボル配置器で再配置したシンボルを入力してIFHTを遂行するIFHT器と、上記IFHTを遂行した結果値のうち、最大相関値を有する上記ブロック符号の符号語を復号信号として出力する比較選択器とを構成することを特徴とする。
本発明のまた他の特徴によれば、k個の行及びn個の列を有するブロック符号生成行列情報を使用して、n個の受信シンボルを復号する装置は、上記n個の受信シンボルを入力し、上記ブロック符号生成行列でn個の列に対してシンボル位置を計算する制御器と、上記n個の受信シンボルを上記計算されたシンボル位置で累積して再配置する加算器を含むシンボル配置器とを構成することを特徴とする。
本発明のさらなる特徴によれば、ブロック符号生成行列情報を使用してn個の受信シンボルを復号する方法は、上記ブロック符号生成行列情報と上記n個の受信シンボルを逆高速アダマール変換(IFHT)するためのIFHT大きさ情報とを使用して、上記n個の受信シンボルのそれぞれを再配置するためのシンボル位置情報を決定するステップa)と、上記決定されたシンボル位置情報に従って、上記n個の受信シンボルのそれぞれをIFHT器の入力として再配置するステップb)と、上記再配置されたシンボルを入力してIFHTを遂行するステップc)と、上記IFHTを遂行した結果値のうち、最大相関値を有する上記ブロック符号の符号語を復号信号として出力するステップd)とを構成することを特徴とする。
本発明のもう一つの特徴によれば、ブロック符号生成行列情報を使用してn個の受信シンボルを復号する方法は、上記ブロック符号生成行列情報を使用して、上記n個の受信シンボルを逆高速アダマール変換(IFHT)するためのIFHT大きさ情報と上記n個の受信シンボルのそれぞれを再配置するためのシンボル位置情報とを決定するステップa)と、上記n個の受信シンボルのそれぞれを上記決定されたシンボル位置情報に従ってIFHT器の入力として再配置するステップb)と、上記再配置されたシンボルを入力してIFHTを遂行するステップc)と、上記IFHTを遂行した結果値のうち、最大相関値を有するブロック符号の符号語を復号信号として出力するステップd)とを構成することを特徴とする。
本発明のさらなる他の特徴によれば、k個の行及びn個の列を有するブロック符号生成行列情報を使用してn個の受信シンボルを復号する方法は、上記ブロック符号生成行列でn個の列に対してシンボル位置を演算するステップと、上記n個の受信シンボルを上記計算されたシンボル位置で累積して再配置するステップとを含むことを特徴とする。
本発明は、通信システムにおいて、任意の情報ビット長さ及びブロック長さを有するブロック符号をシンボル再配置を通してIFHTを遂行することができるように制御することによって、最小の演算量を有する軟判定復号を遂行することができるようにする。また、上記ブロック符号の生成行列に従って、IFHTの入力として使用される基底の個数及びマスクとして使用される基底の個数を決定することによって、最小の演算量、最小のシステム複雑度、及び最小のIFHT遂行時間を有する軟判定復号を遂行することができるようにする、という利点を有する。
また、上述したように、任意の情報ビット長さ及び任意のブロック長さを有するブロック符号に対する復号を生成行列に従って制御して軟判定復号を遂行することによって、同一のハードウェア構造を有する軟判定復号装置を通して相互に異なる長さを有するブロック符号を復号することが可能である、という利点を有する。
以下、本発明の好適な実施形態について添付図を参照しつつ詳細に説明する。下記説明において、本発明の要旨のみを明瞭するために公知の機能又は構成に対する詳細な説明は省略する。
上述したように、逆高速アダマール変換器(以下、“IFHT器”と称する)を使用する軟判定復号(soft decision decoding)は、相関器(correlator)を使用する軟判定復号と同一の軟判定性能を有する。しかしながら、上記IFHT器を使用する軟判定復号は、上記相関器の相関遂行に従う演算量よりも非常に少ない演算量を有するので、演算過程によるロード(load)を最小化させる。しかしながら、上記IFHT器を使用する軟判定復号は、生成行列(generator matrix)がウォルシュ符号(walsh code)の基底(basis)を含むブロック符号に対してのみ適用可能であるので、上記IFHT器を使用する軟判定復号が相関器を使用する軟判定復号に比べて優れる性能を有しても、使用されることができない場合が頻繁に発生する。
従って、本発明は、上記生成行列がウォルシュ符号の基底を含まないブロック符号に対しても、上記IFHT器を使用して軟判定復号を遂行することによって復号性能を最大にする方案を提示する。
上記IFHTの特性を説明する前に、従来技術で説明したように、ウォルシュ符号の基底を含むブロック符号、すなわち、リードマラー(Reed−Muller)符号をさらに説明する。(n,k)リードマラー符号、例えば、(8,3)リードマラー符号は、従来技術で説明した表1の通りである。ここで、上記kは、入力情報ビットの長さを示し、上記n(2k)は、出力ブロックの長さを示す。すなわち、表1に示すように、3ビットの情報ビットが入力されるとき、発生可能な(8,3)リードマラー符号の符号語(codeword)の数は23、すなわち、8個であり、情報ビットが“000”である場合には、“00000000”の符号語が生成され、情報ビットが“001”である場合には、“01010101”の符号語が生成され、情報ビットが“010”である場合には、“00110011”の符号語が生成され、情報ビットが“011”である場合には、“01100110”の符号語が生成され、情報ビットが“100”である場合には、“00001111”の符号語が生成され、情報ビットが“101”である場合には、“01011010”の符号語が生成され、情報ビットが“110”である場合には、“00111100”の符号語が生成され、情報ビットが“111”である場合には、“01101001”の符号語が生成される。そして、上記(8,3)リードマラー符号の符号語のそれぞれは、実際の変調方式、例えば、二進位相シフトキーイング(Binary Phase Shift Keying;以下、“BPSK”と称する)方式にて変調する場合、ディジタルデータ(digital data)“0”は、“+1”に対応し、上記ディジタルデータ“1”は、“−1”に対応して、実際のエア(air)上に伝送される。
上記(8,3)リードマラー符号で発生可能なすべての符号語をBPSK方式にて変調する場合、上記“00000000”の符号語は、“++++++++”に変調され、上記“01010101”の符号語は、“+−+−+−+−”に変調され、上記“00110011”の符号語は、“++−−++−−”に変調され、上記“01100110”の符号語は、“+−−++−−+”に変調され、上記“00001111”の符号語は、“++++−−−−”に変調され、上記“01011010”の符号語は、“+−+−+−+−”に変調され、上記“00111100”の符号語は、“++−−−−++”に変調され、上記“01101001”の符号語は、“+−−+−++−”に変調される。また、上記(8,3)リードマラー符号で発生可能なすべての符号語のそれぞれをBPSK方式にて変調した場合の変調成分を示すと、下記表3の通りである。
表3において、第1の行(row)が“00000000”符号語のBPSK変調成分に該当し、第2の行が“01010101”符号語のBPSK変調成分に該当し、第3の行が“00110011”符号語のBPSK変調成分に該当し、第4の行が“01100110”符号語のBPSK変調成分に該当し、第5の行が“00001111”符号語のBPSK変調成分に該当し、第6の行が“01011010”符号語のBPSK変調成分に該当し、第7の行が“00111100”符号語のBPSK変調成分に該当し、第8の行が“01101001”符号語のBPSK変調成分に該当する。
そうすると、ここで、パンクチャーリング(puncturing)されたリードマラー符号、すなわち、(n−t,k)、例えば、(8,3)リードマラー符号の所定の2ビットをパンクチャーリングした(6、3)リードマラー符号を有し、IFHTを遂行する過程を図5を参照して説明する。ここで、tは、パンクチャーリングされたビットの数を示す。
図5は、IFHT器を使用して一般的なパンクチャーリングされたリードマラー符号を復号する軟判定復号装置の内部構造を示すブロック図である。
図5を説明するに先立って、まず、上記(6、3)リードマラー符号は、表1を参照して説明した(8,3)リードマラー符号の符号語のそれぞれに先行する2ビットずつをパンクチャーリングしたものであり、これを示すと、下記表4の通りである。
そして、上記(6、3)リードマラー符号で発生可能なすべての符号語のそれぞれをBPSK方式にて変調した場合の変調成分を示すと、下記表5の通りである。
図5を参照すると、まず、受信信号rは、(6、3)リードマラー符号に雑音(noise)成分及び干渉(interference)成分が挿入された信号であるので、下記の通りに表現される。
r = r1 r2 r3 r4 r5 r6
上記受信信号rは、0挿入器(0 inserter)511へ伝送され、上記0挿入器511は、上記受信信号rを入力して、所定の位置に0を挿入してIFHT器513へ出力する。ここで、上記0挿入器511は、送信側で(8,3)リードマラー符号でビットをパンクチャーリングした位置に0を挿入し、上記パンクチャーリング位置関連情報は、送信側及び受信側の相互が認知している。
IFHT器513は、上記0挿入器511から出力された信号を入力してIFHTを遂行した後、その結果を比較選択器(comparator & selector)515へ出力する。比較選択器515は、IFHT器513から出力されたすべてのIFHT結果値を比較し、最大相関値を有する符号語を選択して、上記選択された符号語を上記送信側で送信した符号語として判断する。結果的に、比較選択器515から出力された符号語に該当する情報ビットが元の情報ビットに復元される。上記IFHT遂行過程が図4を参照して従来技術で説明されたので、ここでは、その詳細な説明を省略する。
従って、上記パンクチャーリングされた(n−t,k)リードマラー符号に対してIFHTを使用して軟判定復号を遂行する時、上記(n,k)リードマラー符号でパンクチャーリングされた位置のビットにすべて‘0’を挿入し、IFHTを使用して(n,k)リードマラー符号に対して軟判定復号を遂行するものと同一になる。また、(n−t,k)リードマラー符号の軟判定復号のための演算量も上記(n,k)リードマラー符号の演算量と同一の演算量を有する。
上述したようにように、パンクチャーリングされたリードマラー符号、すなわち、(n−t,k)リードマラー符号のIFHT遂行について図5を参照して説明した。次に、図6を参照して、反復(repetition)されたリードマラー符号、すなわち、(n+t,k)リードマラー符号、例えば、(8,3)リードマラー符号の所定の2ビットが反復された(10、3)リードマラー符号を有し、IFHTを遂行する過程を説明する。ここで、tは、反復されるビットの数を示す。
図6は、一般的な反復されたリードマラー符号をIFHTを使用して復号する軟判定復号装置の内部構造を示すブロック図である。
しかしながら、図6を説明するに先立って、まず、上記(10、3)リードマラー符号は、表1を参照して説明した(8,3)リードマラー符号の符号語のそれぞれに先行する2ビットずつを反復したものであり、これを示すと、下記表6の通りである。
そして、上記(10、3)リードマラー符号で発生可能なすべての符号語のそれぞれをBPSK方式にて変調した場合の変調成分を示すと、下記表7の通りである。
図6を参照すると、まず、受信信号rは、(10、3)リードマラー符号に雑音成分及び干渉成分が挿入された信号であるので、下記の通りに表現される。
r = r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8 r9 r10
上記受信信号rは、累積器(accumulator)611に伝送され、累積器611は、上記伝送された受信信号rの最下位ビット(Least Significant Bit;以下、“LSB”と称する)から2ビットを上記伝送された受信信号rの最上位ビット(Most Significant Bit;以下、“MSB”と称する)から2ビットと累積した後、IFHT器613へ出力する。ここで、累積器611は、送信側で(8,3)リードマラー符号で反復された位置のビットを累積し、上記反復位置関連情報は、送信側及び受信側の相互が認知している。
IFHT器613は、累積器611から出力された信号を入力してIFHTを遂行した後、その結果を比較選択器615へ出力する。比較選択器615は、IFHT器613から出力されたすべてのIFHT結果値を比較して最大相関値を有する符号語を選択し、上記選択された符号語を上記送信側から送信された符号語として判断する。結果的に、比較選択器615から出力された符号語に該当する情報ビットが元の情報ビットとして復元される。上記IFHT遂行過程が図4を参照して従来技術で説明したので、ここでは、その詳細な説明を省略する。
従って、上記パンクチャーリングされた(n+t,k)リードマラー符号に対してIFHTを使用して軟判定復号を遂行する時、上記(n,k)リードマラー符号で反復された位置のビットを累積してIFHTを使用して(n,k)リードマラー符号に対して軟判定復号を遂行するものと同一になる。また、(n+t,k)リードマラー符号の軟判定復号のための演算量も上記(n,k)リードマラー符号の演算量と同一の演算量を有する。
上述したように、上記リードマラー符号がパンクチャーリングされた形態である場合には、パンクチャーリングされた位置に0を挿入してIFHTを遂行する。また、上記リードマラー符号が反復された形態である場合には、上記反復されたビットを累積してIFHTを遂行する。このようにして、軟判定復号を遂行することができる。
上記説明では、上記リードマラー符号にマスク(mask)を適用しない場合を例に挙げたが、上記リードマラー符号にマスクを適用する場合は、従来技術の説明でマスクを考慮して、IFHTを適用する場合と同一に動作する。
本発明は、上述したようなIFHT特性を用いて、リードマラー符号の所定のビットがパンクチャーリングされ、反復され、又は、マスキングされた形態を仮定して、IFHT特性を使用して所定の情報ビットの数及び所定のブロックビットの数を有するブロック符号の軟判定復号を遂行する方案を提供する。
図7は、本発明の第1の実施形態によるIFHT器を使用する軟判定復号装置の内部構造を示すブロック図である。図7を参照すると、本発明の第1の実施形態による軟判定復号装置は、制御器(controller)700、マスク乗算器(mask multiplier)710、シンボル配置器(symbol arrange unit)720、IFHT器730、及び比較選択器740から構成される。そして、本発明の第1の実施形態及び本発明の第2の実施形態で送受信されるブロック符号に適用される生成行列は、下記式3の行列と同一であると仮定する。
上記生成行列は、6×11行列であり、式3のような生成行列を適用する場合、(11,6)ブロック符号が生成される。そして、上記生成行列Gの6個の基底のうち、第1の行から第4の行までの上位4個の基底をIFHT入力として使用し、上記上位4個の基底を除いた残りの下位2個の基底、すなわち、第5の行及び第6の行の基底をマスク基底(mask basis)として使用すると仮定する。従って、上記生成行列で、4個の基底のみをIFHT入力として使用するため、上記(11,6)ブロック符号を相関するためのIFHTの入力大きさは、24 = 16になる。本発明の第1の実施形態では、送信側及び受信側が上記IFHT大きさ情報及び生成行列情報を認知している。
そして、上述したように、送信側から伝送された(11,6)ブロック符号は、雑音成分及び干渉成分が含まれた受信信号rの形態で受信側で受信され、上記受信信号rは、r = r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8 r9 r10 r11で表され、ここで、上記r1乃至r11のそれぞれは、受信シンボルを意味する。
上記受信信号rは、マスク乗算器710に伝送され、マスク乗算器710は、上記受信信号rと制御器700から出力されたマスクMiを乗じた後、シンボル配置器720へ出力する。制御器700は、上記受信側の主制御器(main controller)(図示せず)から上記生成行列に関連した生成行列情報及びIFHT大きさ情報を受信し、上記受信された生成行列情報及びIFHT大きさ情報を使用して、マスクMi及びシンボル位置情報を生成する。制御器700は、上記生成されたマスクMiは、マスク乗算器710へ出力し、上記生成されたシンボル位置情報は、シンボル配置器720へ出力する。ここで、制御器700は、上記生成行列で下位2個の基底をマスク基底として使用すると仮定したので、上記生成行列の第5の行と第6の行をそれぞれマスク基底m1とm2として定義する。従って、上記マスクとして使用されたマスク基底は、m1基底、m2基底、及びm1基底とm2基底との排他的論理和(XOR)(以下、
と称する)である。
また、本発明の第1の実施形態による軟判定復号装置が直列(serial)構造を有するので、実際にマスクが適用されない場合のハードウェア(hardware)動作をマスクが適用される場合のハードウェア動作と同一に考慮するために、オールワン(オールワン)マスクを追加に適用する。すなわち、制御器700は、マスク乗算器710にオールワンマスクを出力することによって、実際にマスクが適用されない場合、上記マスクが適用された場合と同一のハードウェア構造を有しても、マスクが適用されない場合まで考慮することを可能にする。上記m1マスク基底、m2マスク基底、及びm1マスク基底とm2マスク基底との排他的論理和マスク基底
のそれぞれは、BPSK方式にて変調されてマスクとして使用される。
従来技術で説明したように、ディジタルデータがBPSK方式にて変調されるので、上記ディジタルデータ“0”は、“+1”に対応し、上記ディジタルデータ“1”は、“−1”に対応する。また、従来技術で説明したように、上記マスクが適用されなかった場合、制御器700は、上記オールワンマスクを出力せず、マスク乗算器710の動作をそのままバイパス(bypass)してもよい。
一方、従来技術で説明したように、IFHT器を使用する軟判定復号装置は、直列構造又は並列構造を有する。上記直列構造とは、上記マスクMiを順次に考慮する形態であり、上記並列構造とは、上記マスクMiを一時的に考慮する形態である。
本発明では、説明の便宜上、上記直列構造を有する軟判定復号装置のみを説明するが、本発明は、上記並列構造を有する軟判定復号装置にも適用可能である。
シンボル配置器720は、制御器700が提供するシンボル位置情報に従ってマスク乗算器710から出力された信号、すなわち、受信信号rを入力し、上記受信信号rを構成するシンボルの位置を再配置してIFHT器730へ出力する。ここで、制御器700のシンボル位置情報決定過程及び上記シンボル配置器720のシンボル再配置過程について、下記で詳細に説明する。
一方、主制御器は、上記IFHT大きさ情報を制御器700だけでなくIFHT器730にも伝送する。IFHT器730は、上記主制御器から伝送されたIFHT大きさ情報に従って、IFHTの入力及び該当ステージ(stage)を有するIFHTを構成し、シンボル配置器720から出力された信号に対してIFHTを遂行して、その結果を比較選択器740へ出力する。比較選択器740は、IFHT器730から出力されたすべてのIFHT結果値を比較して最大相関値を有する符号語を選択して、上記選択された符号語を上記送信側から伝送された符号語として判断する。結果的に、比較選択器740から出力された符号語に該当する情報ビットを元の情報ビットとして復元する。
図8は、制御器700のシンボル位置情報決定過程及びシンボル配置器720のシンボル再配置過程を概略的に示す。
図8を参照すると、まず、式3の生成行列で、第1の行乃至第4の行の上位4個の基底のみIFHT入力のために使用されると仮定したので、IFHT器730の入力は、24個(=16個)が必要である。ここで、IFHT器730の入力の数は、0から15まで16個であり、下記説明において、説明の便宜上、上記0に該当する入力を“0番目の入力”と称し、15に該当する入力を“15番目の入力”と称する。実質的に、上記“0番目の入力”がIFHT器730の第1の入力であり、上記“15番目の入力”がIFHT器730の第16の入力である。
そうすると、制御器700が上記受信信号r、すなわち、r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8 r9 r10 r11をIFHT器730の入力として考慮するために、上記受信信号rを構成する各シンボル、すなわち、r1、r2、r3、r4、r5、r6、r7、r8、r9、r10、r11のシンボル位置情報を決定する過程を説明すると、下記の通りである。
制御器700は、上記受信信号rの各シンボルを順次に、すなわち、r1から順次にr11までIFHT器730の入力に対応するためのシンボル位置を決定する。一番目に、制御器700は、上記生成行列の第1の列の上位4ビットのみを選択して、第1の行のエレメントをLSBとして使用し、第4の行のエレメントをMSBとして使用して二進シーケンス“0011”を生成し、上記二進シーケンス“0011”を十進数に変換する。上記二進シーケンス“0011”を十進数に変換すると、“3”になるので、制御器700は、24個(=16個)、すなわち、0乃至15までの入力大きさを有するIFHT器730の第3の入力に上記受信信号rの第1のシンボルr1が配置することができるようにシンボル位置を決定する。
次に、制御器700は、上記生成行列の第2の列の上位4ビットのみを選択して、第1の行のエレメントをLSBとして使用し、第4の行のエレメントをMSBとして使用して二進シーケンス“1000”を生成し、上記二進シーケンス“1000”を十進数に変換する。上記“1000”を十進数に変換すると、“8”になるので、制御器700は、IFHT器730の第8の入力に上記受信信号rの第2のシンボルr2が配置することができるようにシンボル位置を決定する。
そして、制御器700は、上記生成行列の第3の列の上位4ビットのみを選択し、第1の行のエレメントをLSBとして使用して、第4の行のエレメントをMSBとして使用して二進シーケンス“0110”を生成し、上記二進シーケンス“0110”を十進数に変換する。上記二進シーケンス“0110”を十進数に変換すると、“6”になるので、制御器700は、IFHT器730の第6の入力に上記受信信号rの第3のシンボルr3が配置することができるようにシンボル位置を決定する。このようにして、制御器700は、上記受信信号rの第1のシンボルr1から第11のシンボルr11までIFHT器730の第3の入力に配置することができるようにシンボル位置を決定する。
図8に示すように、制御器700は、上記受信信号rの第1のシンボルr1は、IFHT器730の第3の入力に配置され、上記受信信号rの第2のシンボルr2は、IFHT器730の第8の入力に配置され、上記受信信号rの第3のシンボルr3は、IFHT器730の第6の入力に配置され、上記受信信号rの第4のシンボルr4は、IFHT器730の第1の入力に配置され、上記受信信号rの第5のシンボルr5は、IFHT器730の第12の入力に配置され、上記受信信号rの第6のシンボルr6は、IFHT器730の第6の入力に配置され、上記受信信号rの第7のシンボルr7は、IFHT器730の第8の入力に配置され、上記受信信号rの第8のシンボルr1は、IFHT器730の第8の入力に配置され、上記受信信号rの第9のシンボルr9は、IFHT器730の第9の入力に配置され、上記受信信号rの第10のシンボルr10は、IFHT器730の第8の入力に配置され、上記受信信号rの第11のシンボルr11は、IFHT器730の第3の入力に配置されることができるようにシンボル位置を決定する。
特に、上記受信信号rの第1のシンボルr1及び第11のシンボルr11が同一の十進数値、すなわち、3を有するので、制御器700は、上記第1のシンボルr1が第11のシンボルr11に加算され、r1+r11がIFHT器730の第3の入力に配置することができるようにそのシンボル位置を決定する。そして、上記受信信号rの第3のシンボルr3及び第6のシンボルr6が同一の十進数値、すなわち、6を有するので、制御器700は、上記第3のシンボルr3が第6のシンボルr6に加算され、r3+r6がIFHT器730の第6の入力に配置することができるようにそのシンボル位置を決定し、上記受信信号rの第2のシンボルr2、第7のシンボルr7、第8のシンボルr8、及び第10のシンボルr10は、同一の十進数値、すなわち、8を有するので、制御器700は、上記第2のシンボルr2、第7のシンボルr7、第8のシンボルr8、及び第10のシンボルr10が加算され、r2+r7+r8+r10がIFHT器730の第8の入力に配置することができるようにそのシンボル位置を決定する。
制御器700は、上記決定されたシンボル位置に従って上記シンボル位置情報を生成し、上記生成されたシンボル位置情報をシンボル配置器720へ出力する。シンボル配置器720が制御器700から出力されたシンボル位置情報に従って、受信信号rの各受信シンボルをIFHT器730の入力に再配置する。
以下、制御器700が上記シンボル位置情報を生成する過程について説明する。
まず、上記生成行列がk×n行列であり、上記生成行列のkの基底のうち、上位k−m個の基底をIFHTを遂行するためのIFHT入力として使用し、上記上位k−m個の基底を除いた残りの下位m個の基底をマスク基底として使用すると仮定する。
上記生成行列に従って生成された(n,k)ブロック符号は、チャンネル上で雑音成分及び干渉成分を有する受信信号rの形態で受信側に受信され、上記受信信号rは、r= r1 r2 …r(n−1)rnで表現される。制御器700は、上記生成行列の第1の列から順次に第nの列までそれぞれの上位k−m行のk−mビットのみを選択して、第1の行のエレメントをLSBとして使用し、第k−m行のエレメントをMSBとして使用して二進シーケンス(binary sequence)を生成し、上記生成された二進シーケンスのそれぞれを十進数に変換する。そうすると、制御器700は、入力大きさ2k−mを有するIFHT器730の上記変換された十進数に該当する入力に上記受信信号rの第1のシンボルr1から順次に第nのシンボルrnを配置するようにシンボル位置を決定する。ここで、IFHT器730の入力の数は、0から(2k−m−1)まで2k−m個であり、上記0に該当する入力を“0番目の入力”、(2k−m−1)に該当する入力を“(2k−m−1)番目の入力”と称する。しかしながら、実質的には、上記“0番目の入力”がIFHT器730の第1の入力になり、上記“(2k−m−1)番目の入力”がIFHT器730の2k−m番目の入力になる。また、制御器700は、上記生成行列のi番目の列及びj番目の列の十進数値がすべて“a”であれば、上記受信信号のi番目のシンボルri及びj番目のシンボルrjを加算したシンボルri+rjがIFHT器730のa番目の入力に配置されすることができるようにシンボル位置を決定する。
図9は、図7に示したシンボル配置器720の内部構成を示す図である。まず、シンボル配置器720は、制御器700から出力されたシンボル位置情報に従ってマスク乗算器710から出力された信号の各シンボルを再配置してIFHT器730の入力として提供する。シンボル配置器720は、スイッチ901、2k−m個の加算器911、921、931、...、941、2k−m個のメモリ913、923、933、...、943、及び2k−m個のスイッチ915、925、935、...、945から構成される。ここで、上記2k−m個のメモリ913、923、933、...、943のそれぞれは、“0”に初期化されている。 まず、入力信号、すなわち、マスク乗算器710の出力信号及びシンボル位置情報がシンボル配置器720に入力される。以下、説明の便宜上、マスク乗算器710がオールワンマスクを使用する場合については、例を通して説明される。しかしながら、上記オールワンマスクが適用された場合は、実際にマスクが適用されない場合と同一の結果が得られる。マスクMiが適用される場合、マスク乗算器710でマスク値のみが受信信号rと乗じられる。従って、同一のシンボル再配置過程は、上記マスクMiが適用されない場合と同一に遂行される。
上記オールワンマスクが受信信号rに適用された場合を仮定したので、マスク乗算器710から出力された信号は、受信信号rと同一である。上述したように、上記受信信号rは、r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8 r9 r10 r11である。上記受信信号rがシンボル配置器720に入力される場合、スイッチ901は、制御器700で提供したシンボル位置情報に従って上記受信信号rの受信シンボルのそれぞれを該当加算器に接続する。例えば、図8で説明したように、受信シンボルr4のシンボル位置情報が十進数で1であるので、スイッチ901は、上記r4をメモリM1923の前段に位置した加算器921に接続する。従って、スイッチ901は、上記受信シンボルのそれぞれを該当メモリの前段に位置した加算器のそれぞれに接続する。上記2k―m個の加算器911、921、931、...、941のそれぞれは、スイッチ901によって接続された信号を2k―m個のメモリ913、923、933、...、943のそれぞれからフィードバック(feedback)された信号に加算した後、上記2k―m個のメモリ913、923、933、...、943のそれぞれへ出力する。ここで、上記信号が入力される度に、上記2k―m個のメモリ913、923、933、...、943のそれぞれは、フィードバックループ(feedback loop)を通して入力される信号を既存に貯蔵されている信号に加算して新たに更新された(update)された信号を貯蔵する。従って、スイッチ901が上記2k―m個のメモリ913、923、933、...、943のそれぞれの前段に位置した2k−m個の加算器911、921、931、...、941のそれぞれに接続されないときは、新たに入力された信号が存在しないので、上記2k―m個のメモリ913、923、933、...、943のそれぞれは、既存に貯蔵されている信号をそのまま保持する。
次に、上記受信信号rの各受信シンボルに対するシンボル再配置が終了された場合、シンボル配置器720は、メモリM0913からメモリM2 k −1943まで貯蔵されていた信号がIFHT器730に順次に入力されるように、2k―m個のスイッチ915、925、935、...、945のそれぞれのスイッチング 動作を制御する。すなわち、スイッチ915は、メモリM0913に接続されたスイッチ915が、一番先にIFHT器730に接続される。このようにして、最後に、メモリM2 k −1943に接続されたスイッチ945がIFHT器730に接続される。そうすると、IFHT器730は、メモリM0913からメモリM2 k −1943まで貯蔵されている信号を順次に入力してIFHTを遂行する。
一方、図9では、上記2k―m個のメモリ913、923、933、...、943のそれぞれが2k―m個のスイッチ915、925、935、...、945のそれぞれに接続された構造について説明した。2k−m個のスイッチ915、925、935、...、945の代わりに、並列/直列変換器(Parallel-to-Serial converter)を使用することもできる。すなわち、上記並列/直列変換器は、上記2k−m個のメモリ913、923、933、...、943のそれぞれから出力された2k−m個の並列入力に対する直列変換を遂行し、これによって、メモリM0913の出力信号が真っ先に位置するようにし、IFHT器730へ出力する。
また、IFHT器730は、最大2k−m個の入力を有し、2h個の入力を使用して、h(h≦k)に対するh個のステージ演算を遂行する。ここで、IFHT器730の入力の数は、あらかじめ決定されてもよく、状況に従って適応的に変化してもよい。IFHT器730は、演算量を考慮して入力の個数を決定する。すなわち、上述したように、IFHT器730は、(n,k)ブロック符号を復号する過程において、2hlog22hの加算過程の演算量を必要とする。このような点を考慮すると、IFHT器730は、入力数が最小であるほど最小の演算量を有するので、最小の演算量を有する入力の数を可変的に決定する。ここで、IFHT器730が入力の数を決定する過程を説明すると、下記の通りである。
まず、IFHT器730の入力の個数2hが決定されると、上記復号器で使用されるマスク関数の個数は、2k−h個である。従って、復号器の総演算量が決定される。このとき、すべての‘h’(0≦h≦k)に対して復号器の演算量を計算し、このうち、最小の演算量を有する‘h’の値を決定し、これによって、IFHT器730の入力の個数を2hとして決定する。まず、任意の変数‘h’の値に従う復号器の総演算量を考慮すると、復号器の総演算量は、マスク関数が乗じられる部分及びIFHTを遂行する部分がほとんど大部分を占める。まず、nビットの長さを有する1つの入力信号と1つのマスクとの乗算に対する演算量を考慮すると、n回の乗算及びn−1回の加算を必要とする。上記仮定に従うと、‘h’の値に従って、2k−h個のマスクが使用される。このとき、2k−h個のマスクが入力信号と乗じられると、総演算量は、2k−h×nの乗算過程と2k−h×(n−1)の加算過程である。また、1つのIFHT器の演算量は、2hlog22h(h・2h)個の加算を必要とし、全体の復号器でのIFHT演算の回数は、マスクの個数だけ遂行されるので、全体の復号器でIFHT演算のための演算量は、h・2k( h・2h×2k−h)になる。従って、上記変数‘h’の値に従う復号器の総演算量は、2k−h×n回の乗算過程及び(n−1)・2k−h+h・2kの加算過程である。
上記乗算過程及び加算過程の演算複雑度が同一であると仮定する場合、総演算量は、(2n−1)・2k−h+h・2k{n・2k−h+(n−1)・2k−h+h・2k}である。従って、上記復号器のIFHT器の入力の個数を決定するにあたって、IFHT器730は、可能なすべての‘h’(0≦h≦k)に従うすべての演算量値を計算して一番小さい演算量を有する‘h’を選択し、これに従うIFHTの入力の個数、すなわち、大きさを決定する。
本発明の第1の実施形態では、主制御器がIFHT大きさ情報及び生成行列情報を提供する場合の軟判定復号を説明した。次に、本発明の第2の実施形態では、主制御器が生成行列情報のみを提供する場合の軟判定復号を説明する。
図10は、本発明の第2の実施形態によるIFHT器を使用する軟判定復号装置の内部構造を示すブロック図である。
図10を参照すると、本発明の第2の実施形態による軟判定復号装置は、制御器1000、マスク乗算器1010、シンボル配置器1020、IFHT器1030、及び比較選択器1040を含む。そして、本発明の第2の実施形態で送受信されるブロック符号に適用される生成行列は、式3の行列と一致すると仮定する。式3の生成行列は、6×11行列であり、式3のような生成行列を適用する場合、(11,6)ブロック符号が生成される。制御器1000は、上記受信側の主制御器(図示せず)から上記生成行列に関連した生成行列情報を受信し、上記受信された生成行列情報を使用してマスクMi、シンボル位置情報、及びIFHT大きさ情報を生成する。結果的に、本発明の第1の実施形態と第2の実施形態との差異点は、軟判定復号装置の制御器が遂行する動作にある。すなわち、本発明の第1の実施形態では、制御器700が図7で説明したように、主制御器から生成行列情報とIFHT大きさ情報を受信して、マスクMi及びシンボル位置情報を決定する。しかしながら、本発明の第2の実施形態では、制御器1000が主制御器から生成行列情報のみを受信して、マスクMi、シンボル位置情報、及びIFHT大きさ情報を生成する。
ここで、制御器1000の動作を説明する。
制御器1000は、上記主制御器から受信された生成行列情報を使用してIFHT器1030の入力の個数を決定し、すなわち、IFHT器1030の入力として使用される基底の個数を決定する。ここで、制御器1000がIFHT器1030の入力の個数を決定する過程を説明すると、下記の通りである。
まず、IFHT器1030の入力の個数2hが決定されると、上記復号器で使用されるマスク関数の個数は、2k−h個である。従って、復号器の総演算量が決定される。このとき、すべての‘h’(0≦h≦k)に対して復号器の演算量を計算し、このうち、最小の演算量を有する‘h’の値を決定し、これによって、IFHT器1030の入力の個数を2hとして決定する。まず、任意の変数‘h’の値に従う復号器の総計算量を考慮すると、復号器の総演算量は、マスク関数が乗じられた部分及びIFHTを遂行する部分がほとんど大部分を占める。ここで、nビットの長さを有する1つの入力信号と1つのマスクとの乗算に対する演算量を考慮して、n回の乗算と(n−1)回の加算とを必要とする。上記のような仮定に従うと、‘h’の値に従って2k−h個のマスクが使用される。このとき、2k−h個のマスクが上記入力信号と乗じられる場合、総演算量は、2k−h×nの乗算過程及び2k−h×(n−1)の加算過程である。また、1つのIFHT器の演算量は、2hlog22h(h・2h)個の加算を必要とし、全体復号器でのIFHT演算は、マスクの個数だけ遂行されるので、全体復号器でのIFHT演算のための演算量は、h・2k(h・2h×2k−h)である。従って、上記変数‘h’の値に従う復号器の総演算量は、2k−h×n回の乗算過程及び(n−1)・2k−h+h・2k回の加算過程である。
上記乗算過程及び加算過程の演算複雑度が同一であると仮定する場合、総演算量は、(2n−1)・2k−h+h・2k{n・2k−h+(n−1)・2k−h+h・2k}である。従って、上記復号器のIFHT器の入力の個数を決定するにあたって、IFHT器1030は、可能なすべての‘h’(0≦h≦k)の値に従うすべての演算量値を計算して、一番小さい演算量を有する‘h’を選択して、これに従うIFHTの入力の個数、すなわち、大きさを決定する。
制御器1000は、IFHTを遂行する場合の演算量、システムの複雑度(complexity)、及びIFHT遂行時間を考慮して、上記IFHTの入力の個数を決定する。すなわち、制御器100は、最小の演算量、最小のシステムの複雑度、及び最小のIFHT遂行時間を有する個数を上記IFHTの入力の個数として決定する。例えば、上記生成行列がk×n行列である場合、上記k×n行列から(n,k)ブロック符号が生成される。上記k×n行列のk個の基底のうちのl個の基底をIFHTの入力として使用し、上記k×n行列のk個の基底のうちのk−l個の基底をマスク基底として使用すると、上記IFHTは、2l個の入力に対してl個のステージの演算を遂行し、総2k−l個のマスク基底に対して上記軟判定復号が反復して遂行される。
図10では、制御器1000が式3の生成行列の6個の基底のうち、第1の行から第3の行までの上位3個の基底をIFHTを遂行するためのIFHT入力として使用し、上記上位3個の基底を除いた残りの下位3個の基底、すなわち、第4の行〜第6の行の基底をマスク基底として使用すると仮定する。制御器1000は、上記決定されたマスク基底に該当するマスクMiをマスク乗算器1010へ出力し、上記決定されたIFHTの入力の個数に従って、受信信号rの受信シンボルのそれぞれのシンボル位置情報を決定し、これによって、上記シンボル位置情報をシンボル配置器1020へ出力する。また、制御器1000は、上記IFHT大きさ情報をシンボル配置器1020及びIFHT器1030へ出力する。
ここで、制御器1000は、上記生成行列で下位3個の基底をマスク基底として使用すると仮定したため、上記生成行列の第4の行〜第6の行をそれぞれ第1のマスクm1乃至第3のマスクm3として定義する。従って、上記マスクとして使用されるマスク基底は、m1基底、m2基底、m1基底とm2基底との排他的論理和(以下、
と称する)、m1基底とm3基底との排他的論理和(以下、
と称する)、m2基底とm3基底との排他的論理和(以下、
と称する)、及びm1基底とm2基底とm3基底との排他的論理和(以下、
と称する)である。
また、上記本発明の第2の実施形態による軟判定復号装置は、直列構造を有するので、実際にマスクが適用されない場合のハードウェア動作をマスクが適用される場合と同一に考慮するために、オールワンマスクを追加に適用する。すなわち、制御器1000は、マスク乗算器1010にオールワンマスクを出力し、これによって、実際にマスクが適用されない場合、上記マスクが適用された場合と同一のハードウェア構造を有しても、マスクが適用されない場合まで考慮することを可能にする。上記m1マスク基底、m2マスク基底、排他的論理和マスク基底
、排他的論理和マスク基底
、排他的論理和マスク基底
、及び排他的論理和マスク基底
のそれぞれは、BPSK方式にて変調されてマスクとして使用される。
従来技術で説明したように、ディジタルデータがBPSK方式にて変調されるので、上記ディジタルデータ“0”は、“+1”に対応し、上記ディジタルデータ“1”は、“−1”に対応する。また、従来技術で説明した通りに、制御器1000は、上記マスクが適用されなかった場合、上記オールワンマスクを出力せず、マスク乗算器1010の動作をそのままバイパス(bypass)してよい。
一方、従来技術で説明したように、IFHT器を使用する軟判定復号装置は、直列構造又は並列構造を有するが、本発明では、説明の便宜上、上記直列構造を有する軟判定復号装置のみを説明するので、図10の軟判定復号装置も直列構造を有する。そうすると、上記受信信号rが受信される場合、制御器1000は、初期にオールワンマスクが適用されたものと仮定し、上記オールワンマスクをマスク乗算器1010へ出力する。マスク乗算器1010は、上記受信信号rを上記オールワンマスクに乗じた後、シンボル配置器1020へ出力する。シンボル配置器1020は、マスク乗算器1010から出力された信号、すなわち、受信信号rを入力し、制御器1000で提供したシンボル位置情報に従って上記受信信号rを構成するシンボルの位置を再配置してIFHT器1030へ出力する。
IFHT器1030は、制御器1000から伝送されたIFHT大きさ情報に従って、IFHTの入力及び該当ステージを有するIFHTを構成し、シンボル配置器1020から出力された信号に対してIFHTを遂行し、その結果を比較選択器1040へ出力する。比較選択器1040は、IFHT器1030から出力されたすべてのIFHT結果値を比較して、最大相関値を有する符号語を選択する。従って、上記選択された符号語を上記送信側から伝送された符号語として判断する。結果的に、比較選択器1040から出力された符号語に該当する情報ビットが元の情報ビットとして復元される。
図11は、制御器1000のシンボル位置情報決定過程及びシンボル配置器1020の受信シンボル再配置過程を概略的に示す。
図11を参照すると、まず、制御器1000は、式3の生成行列で第1の行乃至第3の行の上位3個の基底がIFHT器の入力のために使用されると決定したので、IFHT器1030の入力は、23(=8個)を必要とする。ここで、IFHT器1030の入力の個数は0から7まで8個であり、下記説明において、説明の便宜上、上記0に該当する入力を“0番目の入力”と称し、上記7に該当する入力を“7番目の入力”と称する。しかしながら、実質的には、上記“0番目の入力”がIFHT器1030の第1の入力であり、上記“7番目の入力”がIFHT器1030の第8の入力である。そうすると、制御器1000が上記受信信号r、すなわち、r1 r2 r3 r4 r5 r6 r7 r8 r9 r10 r11をIFHT器1030の入力として考慮するために、上記受信信号rを構成する各シンボル、すなわち、r1、r2、r3、r4、r5、r6、r7、r8、r9、r10、r11のそれぞれのシンボル位置情報を決定する過程を説明すると、下記の通りである。
制御器1000は、上記受信信号rのシンボルのそれぞれを順次に、すなわち、r1から順次にr11までIFHT器1030の入力に対応するシンボル位置を決定する。一番目に、制御器1000は、上記生成行列の第1の列の上位3ビットのみを考慮して、第1の行のエレメントをLSBとして使用し、第3の行のエレメントをMSBとして使用して二進シーケンス“011”を生成し、上記二進シーケンス“011”を十進数に変換する。上記二進シーケンス “011”を十進数に変換すると、“3”になる。従って、制御器1000は、23(=8個)、すなわち、入力大きさ8(すなわち、0から7まで)を有するIFHT器1030の第3の入力に上記受信信号rの第1のシンボルr1が配置されるようにシンボル位置を決定する。
二番目に、制御器1000は、上記生成行列の第2の列の上位3ビットのみを考慮して、第1の行のエレメントをLSBとして使用し、第3の行のエレメントをMSBとして使用して二進シーケンス“000”を生成し、上記二進シーケンス“000”を十進数に変換する。上記二進シーケンス“000”を十進数に変換すると、“0”になるので、制御器1000は、IFHT器1030の0番目の入力に上記受信信号rの第2のシンボルr2が配置されるようにシンボル位置を決定する。
三番目に、制御器1000は、上記生成行列の第3の列の上位3ビットのみを考慮して、第1の行のエレメントをLSBとして使用し、第3の行のエレメントをMSBとして使用して二進シーケンス“110”を生成し、上記二進シーケンス“110”を十進数に変換する。上記二進シーケンス“110”を十進数に変換すると、“6”になるので、制御器1000は、IFHT器1030の第6の入力に上記受信信号rの第3のシンボルr3が配置されるようにシンボル位置を決定する。
このように、制御器1000は、上記受信信号rの第4のシンボルr4乃至第11のシンボルr11がIFHT器1030のの該当入力に配置されることができるようにシンボル位置を決定する。すなわち、図11に示すように、制御器1000は、上記受信信号rの第1のシンボルr1がIFHT器1030の第3の入力に配置され、第2のシンボルr2がIFHT器1030の0番目の入力に配置され、第3のシンボルr3がIFHT器1030の第6の入力に配置され、第4のシンボルr4がIFHT器1030の第1の入力に配置され、第5のシンボルr5がIFHT器1030の第4の入力に配置され、第6のシンボルr6がIFHT器1030の第6の入力に配置され、第7のシンボルr7がIFHT器1030の0番目の入力に配置され、第8のシンボルr1がIFHT器1030の0番目の入力に配置され、第9のシンボルr9がIFHT器1030の第1の入力に配置され、第10のシンボルr10がIFHT器1030の0番目の入力に配置され、第11のシンボルr11がIFHT器1030の第3の入力に配置されることができるようにシンボル位置を決定する。また、制御器1000は、上記決定されたシンボル位置に従うシンボル位置情報を上記シンボル配置器1020へ出力する。
特に、上記受信信号rの第2のシンボルr2、第7のシンボルr7、第8のシンボルr8、及び第10のシンボルr10は、同一の十進数値、すなわち、0を有するので、制御器1000は、第1のシンボルr2、第7のシンボルr7、第8のシンボルr8、及び第10のシンボルr10が加算され、r2+r7+r8+r10がIFHT器1030の0番目の入力に配置されることができるようにシンボル位置を決定する。また、上記受信信号rの第4のシンボルr4及び第9のシンボルr9は、同一の十進数値、すなわち、1を有するので、制御器1000は、第4のシンボルr4及び第9のシンボルr9が加算され、r4+r9がIFHT器1030の第1の入力に配置されることができるようにシンボル位置を決定し、上記受信信号rの第1のシンボルr1及び第11のシンボルr11は、同一の十進数値、すなわち、3を有するので、上記第1のシンボルr1及び第11のシンボルr11が加算され、r1+r11がIFHT器1030の第3の入力に配置されることができるようにシンボル位置を決定し、上記受信信号rの第3の受信シンボルr3及び第6の受信シンボルr6は、同一の十進数値、すなわち、6を有するので、上記第3の受信シンボルr3及び第6の受信シンボルr6が加算され、r3+r6がIFHT器1030の第6の入力に配置されることができるようにシンボル位置を決定する。
また、本発明の第2の実施形態によるシンボル配置器1020は、図9に示したシンボル配置器720の構成と同一の構成を有するが、IFHT器1030の入力の個数が異なるので、IFHT器1030の前段に接続されたメモリの個数、上記メモリに接続された加算器の個数、及び上記メモリに接続されたスイッチの個数のみが異なるだけである。
以上、本発明を具体的な実施形態を参照して詳細に説明したが、本発明の範囲は前述の実施形態によって限定されるべきではなく、特許請求の範囲の記載及びこれと均等なものの範囲内で様々な変形が可能なことは、当該技術分野における通常の知識を持つ者には明らかである。
700 制御器(controller)
710 マスク乗算器(mask multiplier)
720 シンボル配置器(symbol arrange unit)
730 IFHT器
740 比較選択器
710 マスク乗算器(mask multiplier)
720 シンボル配置器(symbol arrange unit)
730 IFHT器
740 比較選択器
Claims (36)
- ブロック符号生成行列情報を使用して、n個の受信シンボルを復号する装置であって、
前記ブロック符号生成行列情報と前記n個の受信シンボルを逆高速アダマール変換(IFHT)を遂行するためのIFHT大きさ情報とを使用して、前記n個の受信シンボルのそれぞれを再配置するためのシンボル位置情報を決定する制御器と、
前記制御器が決定したシンボル位置情報に従って、前記n個の受信シンボルのそれぞれを再配置するシンボル配置器と、
前記シンボル配置器で再配置したシンボルを入力してIFHTを遂行するIFHT器と、
前記IFHTを遂行した結果値のうち、最大相関値を有する前記ブロック符号の符号語を復号信号として出力する比較選択器と
を含むことを特徴とする装置。 - 前記ブロック符号生成行列情報は、前記ブロック符号を生成するためのk個の行とn個の列とを有するk×n行例を示し、前記IFHT大きさ情報は、前記k×n行列で上位m行の基底を前記IFHT器の入力として使用するように制御する情報であることを特徴とする請求項1記載の装置。
- 前記制御器は、前記k×n行列の第1の列から順次に第nの列までそれぞれ第1の行から第mの行まで上位k−m個のエレメントのみを選択して、前記第1の行のエレメントを最下位ビットとして使用し、前記第mの行のエレメントを最上位ビットとして使用して二進シーケンスを生成し、前記生成された二進シーケンスのそれぞれの十進数値を計算し、前記受信シンボルのうち、第1の受信シンボルから順次に第nの受信シンボルまでそれぞれが前記第1の列の十進数値に該当する前記IFHT器の入力に対応し、順次に第nの列の十進数値に該当する前記IFHT器の入力に対応するように、前記シンボル位置情報を決定することを特徴とする請求項2記載の装置。
- 前記装置は、前記n個の受信シンボルを所定の制御に従って提供されるマスクと乗算して前記シンボル配置器に出力するマスク乗算器をさらに具備することを特徴とする請求項2記載の装置。
- 前記制御器は、
前記k×n行列で上位k−m行の基底を除いた下位m行の基底をマスク基底として使用し、前記ブロック符号に適用された変調方式に従って前記マスク基底を変調して生成されたマスクを前記マスク乗算器へ提供することを特徴とする請求項4記載の装置。 - 前記シンボル配置器は、
前記受信シンボルを入力し、前記制御器によって提供されるシンボル位置情報に従って前記第1の受信シンボルから第nの受信シンボルまで該当N個の加算器にそれぞれスイッチングするスイッチと、
前記IFHT器の第1の入力乃至第nの入力までのn個の入力にそれぞれ接続されたn個のメモリと、
第1の端及び第2の端を有し、前記第1の端のそれぞれが前記スイッチのそれぞれに接続され、前記第2の端のそれぞれが前記n個のメモリのそれぞれに接続される前記n個の加算器とを具備することを特徴とする請求項3記載の装置。 - 前記シンボル配置器は、
第1の端及び第2の端を有し、前記第1の端が前記n個のメモリのうちの1つに接続され、前記第2の端が前記IFHT器に接続されるn個のスイッチをさらに具備し、前記n個の受信シンボルのそれぞれに対するシンボル再配置が完了されると、前記n個のスイッチのうち、前記IFHT器の第1の入力に接続されたスイッチから順次に前記第nの入力に接続されたスイッチまで前記IFHT器に順次に接続されるように制御することを特徴とする請求項6記載の装置。 - 前記シンボル配置器は、
第1の端及び第2の端を有し、前記第1の端が前記n個のメモリのそれぞれに接続され、前記第2の端が前記IFHT器に接続される並列/直列変換器をさらに具備し、前記並列/直列変換器が前記n個の受信シンボルのそれぞれに対するシンボル再配置が完了されると、前記n個のメモリのうち、前記IFHT器の第1の入力に接続されたメモリから順次に前記第nの入力に接続されたメモリまで、前記n個のメモリのそれぞれに貯蔵されている信号に対する直列変換を遂行して、前記IFHT器に出力するように制御することを特徴とする請求項6記載の装置。 - ブロック符号生成行列情報を使用してn個の受信シンボルを含むブロック符号を復号する装置であって、
前記ブロック符号生成行列情報を使用して、前記n個の受信シンボルを逆高速アダマール変換(IFHT)するためのIFHT大きさ情報と前記n個の受信シンボルのそれぞれを再配置するためのシンボル位置情報とを決定する制御器と、
前記制御器が決定したシンボル位置情報に従って、前記n個の受信シンボルのそれぞれを再配置するシンボル配置器と、
前記シンボル配置器で再配置したシンボルを入力してIFHTを遂行するIFHT器と、
前記IFHTを遂行した結果値のうち、最大相関値を有する前記ブロック符号の符号語を復号信号として出力する比較選択器とを具備することを特徴とする装置。 - 前記ブロック符号生成行列情報は、前記ブロック符号を生成するためのk個の行及びn個の列を有するk×n行列を示すことを特徴とする請求項9記載の装置。
- 前記制御器は、
前記ブロック符号生成行列情報を使用してIFHTを遂行する場合の演算量、システムの複雑度、及びIFHT遂行時間を考慮して、前記IFHT大きさ情報を決定し、前記IFHT大きさ情報は、前記k×n行列で上位k−m行の基底をIFHT器の入力として使用されるように制御する情報であることを特徴とする請求項9記載の装置。 - 前記制御器は、
前記k×n行列の第1の列から順次に第nの列までそれぞれの上位k−m個のエレメントのみを選択して、第1の行のエレメントを最下位ビットとして使用し、第mの行のエレメントを最上位ビットとして使用して二進シーケンスを生成し、前記生成された二進シーケンスのそれぞれの十進数値を計算し、前記受信シンボルのうち、前記第1の受信シンボルから順次に第nの受信シンボルまでそれぞれが前記第1の列の十進数値に該当する前記IFHT器の入力に対応し、順次に第nの列の十進数値に該当する前記IFHT器の入力に対応するように、前記シンボル位置情報を決定することを特徴とする請求項11記載の装置。 - 前記装置は、
前記受信シンボルを所定の制御に従って提供されるマスクと乗算して、前記シンボル配置器へ出力するマスク乗算器をさらに具備することを特徴とする請求項11記載の装置。 - 前記制御器は、
前記k×n行列で上位m行の基底を除いた下位k−m行の基底をマスク基底として使用し、前記ブロック符号に適用された変調方式に従って前記マスク基底を変調して生成されたマスクを前記マスク乗算器へ提供することを特徴とする請求項12記載の装置。 - 前記シンボル配置器は、
前記受信シンボルを入力し、前記制御器によって提供されるシンボル位置情報に従って前記第1の受信シンボルから第nの受信シンボルまで該当N個の加算器にそれぞれスイッチングするスイッチと、
前記IFHT器の第1の入力乃至第nの入力までのn個の入力にそれぞれ接続されたn個のメモリと、
第1の端及び第2の端を有し、前記第1の端のそれぞれが前記スイッチのそれぞれに接続され、前記第2の端のそれぞれが前記n個のメモリのそれぞれに接続される前記n個の加算器とを具備することを特徴とする請求項12記載の装置。 - 前記シンボル配置器は、
第1の端及び第2の端を有し、前記第1の端が前記n個のメモリのうちの1つに接続され、前記第2の端が前記IFHT器に接続されるn個のスイッチをさらに具備し、前記n個の受信シンボルのそれぞれに対するシンボル再配置が完了されると、前記n個のスイッチのうち、前記IFHT器の第1の入力に接続されたスイッチから順次に前記第nの入力に接続されたスイッチまで前記IFHT器に順次に接続されるように制御することを特徴とする請求項15記載の装置。 - 前記シンボル配置器は、
第1の端及び第2の端を有し、前記第1の端が前記n個のメモリのそれぞれに接続され、前記第2の端が前記IFHT器に接続される並列/直列変換器をさらに具備し、前記並列/直列変換器が前記n個の受信シンボルのそれぞれに対するシンボル再配置が完了されると、前記n個のメモリのうち、前記IFHT器の第1の入力に接続されたメモリから順次に前記第nの入力に接続されたメモリまで、前記n個のメモリのそれぞれに貯蔵されている信号に対する直列変換を遂行して、前記IFHT器に出力するように制御することを特徴とする請求項15記載の装置。 - ブロック符号生成行列情報を使用してn個の受信シンボルを復号する方法であって、
前記ブロック符号生成行列情報と前記n個の受信シンボルを逆高速アダマール変換(IFHT)するためのIFHT大きさ情報とを使用して、前記n個の受信シンボルのそれぞれを再配置するためのシンボル位置情報を決定するステップa)と、
前記決定されたシンボル位置情報に従って、前記n個の受信シンボルのそれぞれをIFHT器の入力として再配置するステップb)と、
前記再配置されたシンボルを入力してIFHTを遂行するステップc)と、
前記IFHTを遂行した結果値のうち、最大相関値を有する前記ブロック符号の符号語を復号信号として出力するステップd)と
を有することを特徴とする方法。 - 前記ブロック符号生成行列情報は、前記ブロック符号を生成するためのk個の行及びn個の列を有するk×n行列を示し、前記IFHT大きさ情報は、前記k×n行列で上位k−m行の基底を前記IFHTの入力として使用するように制御する情報であることを特徴とする請求項18記載の方法。
- 前記ステップa)は、
前記k×n行列の第1の列から順次に第nの列までのそれぞれのn個の列で第1の行から順次に第k−mの行までの上位k−m個の行のうちのm個のエレメントのみを選択して、前記第1の行のエレメントを最下位ビットとして使用し、前記第k−mの行のエレメントを最上位ビットとして使用して二進シーケンスを生成し、前記生成された二進シーケンスのそれぞれの十進数値を計算し、前記受信シンボルのうち、第1の受信シンボルから順次に第nの受信シンボルまでそれぞれが前記第1の列の十進数値に該当する前記IFHTの入力に対応し、順次に第nの列の十進数値に該当する前記IFHTの入力に対応するように、前記シンボル位置情報を決定することを特徴とする請求項19記載の方法。 - 前記受信シンボルを所定の制御に従って提供されるマスクと乗算して、前記シンボルを再配置するステップをさらに有することを特徴とする請求項19記載の方法。
- 前記マスクは、前記k×n行列で上位k−m行の基底を除いた下位m行の基底を前記ブロック符号に適用された変調方式に従って変調することによって生成されることを特徴とする請求項21記載の方法。
- ブロック符号生成行列情報を使用してn個の受信シンボルを復号する方法であって、
前記ブロック符号生成行列情報を使用して、前記n個の受信シンボルを逆高速アダマール変換(IFHT)するためのIFHT大きさ情報と前記n個の受信シンボルのそれぞれを再配置するためのシンボル位置情報とを決定するステップa)と、
前記n個の受信シンボルのそれぞれを前記決定されたシンボル位置情報に従ってIFHT器の入力として再配置するステップb)と、
前記再配置されたシンボルを入力してIFHTを遂行するステップc)と、
前記IFHTを遂行した結果値のうち、最大相関値を有するブロック符号の符号語を復号信号として出力するステップd)と
を有することを特徴とする方法。 - 前記ブロック符号生成行列情報は、前記ブロック符号を生成するためのk個の行及びn個の列を有するk×n行列を示すことを特徴とする請求項23記載の方法。
- 前記IFHT大きさ情報は、前記ブロック符号生成行列情報を使用してIFHTを遂行する場合の演算量、システム複雑度、及びIFHT遂行時間を考慮して決定され、前記IFHT大きさ情報は、前記k×n行列で上位k−m行の基底をIFHT器の入力として使用するように制御する情報であることを特徴とする請求項23記載の方法。
- 前記ステップa)は、
前記k×n行列の第1の列から順次に第nの列までのそれぞれのn個の列で第1の行から順次に第k−mの行までの上位k−m個の行のうちのm個のエレメントのみを選択して、前記第1の行のエレメントを最下位ビットとして使用し、前記第k−mの行のエレメントを最上位ビットとして使用して二進シーケンスを生成し、前記生成された二進シーケンスのそれぞれの十進数値を計算し、前記受信シンボルのうち、第1の受信シンボルから順次に第nの受信シンボルまでそれぞれが前記第1の列の十進数値に該当する前記IFHTの入力に対応し、順次に第nの列の十進数値に該当する前記IFHTの入力に対応するように、前記シンボル位置情報を決定することを特徴とする請求項25記載の方法。 - 前記受信シンボルを所定の制御に従って提供されるマスクと乗算して、前記シンボルを再配置するステップをさらに有することを特徴とする請求項25記載の方法。
- 前記マスクは、前記k×n行列で上位k−m行の基底を除いた下位m行の基底を前記ブロック符号に適用された変調方式に従って変調することによって生成されることを特徴とする請求項27記載の方法。
- k個の行及びn個の列を有するブロック符号生成行列情報を使用して、n個の受信シンボルを復号する装置であって、
前記n個の受信シンボルを入力し、前記ブロック符号生成行列でn個の列に対してシンボル位置を計算する制御器と、
前記n個の受信シンボルを前記計算されたシンボル位置で累積して再配置する加算器を含むシンボル配置器と
を具備することを特徴とする装置。 - 前記装置は、
前記シンボル配置器で累積されたシンボルを入力して逆高速アダマール変換(IFHT)を遂行するIFHT器と、
前記IFHTを遂行した結果値のうち、最大相関値を有するn個のビットを情報ビットとして復号する比較選択器とをさらに具備することを特徴とする請求項29記載の装置。 - 前記装置は、
前記n個の受信シンボルを所定の制御に従って提供されるマスクと乗算して前記シンボル配置器へ出力するマスク乗算器をさらに具備することを特徴とする請求項30記載の装置。 - 前記制御器は、
ブロック符号生成行列で上位k−m行の基底を除いた下位m行の基底をマスク基底として使用し、前記マスク基底を前記ブロック符号に適用された変調方式に従って変調することによって生成されたマスクを前記マスク乗算器へ提供することを特徴とする請求項31記載の装置。 - k個の行及びn個の列を有するブロック符号生成行列情報を使用してn個の受信シンボルを復号する方法であって、
前記ブロック符号生成行列でn個の列に対してシンボル位置を演算するステップと、
前記n個の受信シンボルを前記計算されたシンボル位置で累積して再配置するステップと
を含むことを特徴とする方法。 - 前記累積されたシンボルを入力して逆高速アダマール変換(IFHT)を遂行するステップと、
前記IFHTを遂行した結果値のうち、最大相関値を有するn個のビットを情報ビットとして復号するステップとをさらに含むことを特徴とする請求項33記載の方法。 - 前記n個の受信シンボルを所定の制御に従って提供されるマスクと乗算し、前記シンボルを前記計算されたシンボル位置に再配置するステップをさらに含むことを特徴とする請求項34記載の方法。
- 前記マスクは、
前記ブロック符号生成行列で上位k−m行の基底を除いた下位m行の基底を前記ブロック符号に適用された変調方式に従って変調することによって生成されることを特徴とする請求項35記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
KR1020030020255A KR20040085545A (ko) | 2003-03-31 | 2003-03-31 | 통신 시스템에서 오류 정정 부호의 복호 장치 및 방법 |
PCT/KR2004/000734 WO2004088866A1 (en) | 2003-03-31 | 2004-03-30 | Apparatus for decoding an error correction code in a communication system and method thereof |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JP2006515495A true JP2006515495A (ja) | 2006-05-25 |
Family
ID=36729286
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP2005518773A Withdrawn JP2006515495A (ja) | 2003-03-31 | 2004-03-30 | 通信システムにおけるエラー訂正符号を復号する装置及び方法 |
Country Status (9)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US20040193995A1 (ja) |
EP (1) | EP1465351A3 (ja) |
JP (1) | JP2006515495A (ja) |
KR (1) | KR20040085545A (ja) |
CN (1) | CN1698282A (ja) |
AU (1) | AU2004225405A1 (ja) |
CA (1) | CA2493430A1 (ja) |
RU (1) | RU2280323C2 (ja) |
WO (1) | WO2004088866A1 (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
WO2013141074A1 (ja) * | 2012-03-23 | 2013-09-26 | シャープ株式会社 | 受信装置、復号後尤度算出装置および受信方法 |
Families Citing this family (13)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US7721179B2 (en) * | 2004-09-15 | 2010-05-18 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Method and apparatus for encoding/decoding transmission information in mobile telecommunication system |
US8290095B2 (en) * | 2006-03-23 | 2012-10-16 | Qualcomm Incorporated | Viterbi pack instruction |
JP5145766B2 (ja) * | 2007-05-21 | 2013-02-20 | 株式会社Jvcケンウッド | 軟判定装置及び軟判定方法 |
KR101493999B1 (ko) | 2007-09-06 | 2015-02-17 | 삼성전자주식회사 | 선형 부호 생성 장치 및 방법 |
US8788918B2 (en) * | 2008-03-20 | 2014-07-22 | Marvell World Trade Ltd. | Block encoding with a variable rate block code |
KR20100136890A (ko) | 2009-06-19 | 2010-12-29 | 삼성전자주식회사 | 컨텍스트 기반의 산술 부호화 장치 및 방법과 산술 복호화 장치 및 방법 |
DE102013001740B3 (de) * | 2013-02-01 | 2014-01-09 | Eberhard Karls Universität Tübingen | Anordnung und Verfahren zur Decodierung eines Datenworts mit Hilfe eines Reed-Muller-Codes |
CN103795492B (zh) * | 2013-09-30 | 2015-09-09 | 深圳光启智能光子技术有限公司 | 光通信系统中的编码/解码方法、装置和系统 |
US10097206B2 (en) | 2015-10-01 | 2018-10-09 | Electronics And Telecommunications Research Institute | Method and apparatus for performing encoding using block code having input/output of variable length |
JP6776298B2 (ja) * | 2018-05-25 | 2020-10-28 | アンリツ株式会社 | 信号発生装置および信号発生方法と誤り率測定装置および誤り率測定方法 |
CN111342846B (zh) * | 2018-12-19 | 2023-10-20 | 大唐移动通信设备有限公司 | 一种译码方法、装置及计算机可读存储介质 |
JP6821719B2 (ja) * | 2019-01-23 | 2021-01-27 | アンリツ株式会社 | バーストエラー付加装置、それを用いた試験信号発生装置、及びバーストエラー付加方法 |
US11356119B2 (en) * | 2019-12-17 | 2022-06-07 | Qualcomm Incorporated | Noncoherent wireless communication using modified Reed Muller codes |
Family Cites Families (10)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US5463657A (en) * | 1994-02-15 | 1995-10-31 | Lockheed Missiles & Space Company, Inc. | Detection of a multi-sequence spread spectrum signal |
CA2185847A1 (en) * | 1996-09-18 | 1998-03-19 | Jean-Paul Chaib | Method and apparatus for encoding and decoding digital signals |
US5926488A (en) * | 1997-08-14 | 1999-07-20 | Ericsson, Inc. | Method and apparatus for decoding second order reed-muller codes |
KR100735402B1 (ko) * | 2000-11-07 | 2007-07-04 | 삼성전자주식회사 | 비동기 이동통신시스템에서 하향 공유 채널에 사용하는 송신 형식 결합 지시기의 전송 장치 및 방법 |
US7293224B2 (en) * | 2001-03-20 | 2007-11-06 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Encoding/decoding apparatus and method in a CDMA mobile communication system |
KR100724847B1 (ko) * | 2001-05-09 | 2007-06-04 | 삼성전자주식회사 | 부호분할다중접속 이동통신시스템에서 부호화 및 복호화장치 및 방법 |
JP2002344332A (ja) * | 2001-05-15 | 2002-11-29 | Mitsubishi Electric Corp | 軟入力軟出力復号方法及び軟入力軟出力復号装置 |
GB2387304B (en) * | 2001-06-28 | 2004-07-07 | Samsung Electronics Co Ltd | Apparatus and method for decoding TFCI bits for a hard split mode in a CDMA mobile communication system |
JP3490425B2 (ja) * | 2002-03-14 | 2004-01-26 | 松下電器産業株式会社 | 受信装置及び受信方法 |
US20040170121A1 (en) * | 2003-02-28 | 2004-09-02 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Apparatus and method for transmitting header information in an ultra wide band communication system |
-
2003
- 2003-03-31 KR KR1020030020255A patent/KR20040085545A/ko not_active Application Discontinuation
-
2004
- 2004-03-29 US US10/811,547 patent/US20040193995A1/en not_active Abandoned
- 2004-03-30 AU AU2004225405A patent/AU2004225405A1/en not_active Abandoned
- 2004-03-30 WO PCT/KR2004/000734 patent/WO2004088866A1/en active Application Filing
- 2004-03-30 EP EP04007728A patent/EP1465351A3/en not_active Ceased
- 2004-03-30 CA CA002493430A patent/CA2493430A1/en not_active Abandoned
- 2004-03-30 JP JP2005518773A patent/JP2006515495A/ja not_active Withdrawn
- 2004-03-30 RU RU2005102107/09A patent/RU2280323C2/ru not_active IP Right Cessation
- 2004-03-30 CN CNA2004800005565A patent/CN1698282A/zh active Pending
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
WO2013141074A1 (ja) * | 2012-03-23 | 2013-09-26 | シャープ株式会社 | 受信装置、復号後尤度算出装置および受信方法 |
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
KR20040085545A (ko) | 2004-10-08 |
EP1465351A3 (en) | 2004-12-08 |
EP1465351A2 (en) | 2004-10-06 |
US20040193995A1 (en) | 2004-09-30 |
CN1698282A (zh) | 2005-11-16 |
AU2004225405A1 (en) | 2004-10-14 |
RU2280323C2 (ru) | 2006-07-20 |
CA2493430A1 (en) | 2004-10-14 |
WO2004088866A1 (en) | 2004-10-14 |
RU2005102107A (ru) | 2005-09-10 |
Similar Documents
Publication | Publication Date | Title |
---|---|---|
JP3923617B2 (ja) | 誤り訂正符号を有する情報ビットの変換方法およびこの方法を実行する符号化器と復号化器 | |
JP3923618B2 (ja) | 誤り訂正符号を有する情報ビットの変換方法およびこの方法を実行する符号化器と復号化器 | |
KR100502609B1 (ko) | Ldpc 코드를 이용한 부호화기 및 부호화 방법 | |
JP5231218B2 (ja) | さまざまな符号クラスの符号化および復号化への応用を有するインプレース変換 | |
US6477680B2 (en) | Area-efficient convolutional decoder | |
CN1531234B (zh) | 通信系统中的编码设备及方法 | |
US5699368A (en) | Error-correcting encoder, error-correcting decoder, and data transmitting system with error-correcting codes | |
JP2006515495A (ja) | 通信システムにおけるエラー訂正符号を復号する装置及び方法 | |
US6467063B1 (en) | Reed Solomon coding apparatus and Reed Solomon coding method | |
US5912905A (en) | Error-correcting encoder, error-correcting decoder and data transmitting system with error-correcting codes | |
JPH0722967A (ja) | ビタビ復号器の経路記憶装置 | |
JP3281868B2 (ja) | ビタビ復号方法 | |
JPH10135848A (ja) | リードソロモン符号化装置およびその方法 | |
CN109768846B (zh) | 基于二核三核混合极化码的凿孔方法、系统、装置及介质 | |
US6275538B1 (en) | Technique for finding a starting state for a convolutional feedback encoder | |
US6851039B2 (en) | Method and apparatus for generating an interleaved address | |
US6370671B1 (en) | Configurable decoder and method for decoding a reed-solomon codeword | |
US20120047355A1 (en) | Information Processing Apparatus Performing Various Bit Operation and Information Processing Method Thereof | |
US6415413B1 (en) | Configurable Reed-Solomon controller and method | |
JPH06230991A (ja) | 有限体での任意元素の逆数算出方法及び装置 | |
US6412090B1 (en) | Galois field computation system and method | |
US5862159A (en) | Parallelized cyclical redundancy check method | |
WO2004059851A1 (en) | An encoder for high rate parallel encoding | |
WO2004040772A1 (en) | Channel encoding/decoding method and apparatus for digital communication system | |
KR970005125B1 (ko) | 리드-솔로만 부호기 |
Legal Events
Date | Code | Title | Description |
---|---|---|---|
A761 | Written withdrawal of application |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A761 Effective date: 20070410 |