JP2014039227A - 送受信システム - Google Patents
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Abstract
【課題】マルチ符号化伝送において、大きなデータ消失においても同期外れを防ぎ、正確にレート推定を行う送受信システムを提供する。
【解決手段】複数の符号により構成されたブロック単位でモードの切り替えおよびレート推定を行う送受信システム1において、ブロック内の符号に対し1つずつレート推定を行い、レート推定成功時には推定結果を全ての符号へと適用し、失敗時にはブロック内他の符号に対するレート推定を継続する。これらのレート推定により、既存の方法よりも、簡易な演算により、高精度なレート推定を行うことができる。これにより、瞬時的に多くの消失が発生する通信路において、同期外れを生じない、信頼度の高いマルチ符号化伝送を行うことができる。
【選択図】図1
【解決手段】複数の符号により構成されたブロック単位でモードの切り替えおよびレート推定を行う送受信システム1において、ブロック内の符号に対し1つずつレート推定を行い、レート推定成功時には推定結果を全ての符号へと適用し、失敗時にはブロック内他の符号に対するレート推定を継続する。これらのレート推定により、既存の方法よりも、簡易な演算により、高精度なレート推定を行うことができる。これにより、瞬時的に多くの消失が発生する通信路において、同期外れを生じない、信頼度の高いマルチ符号化伝送を行うことができる。
【選択図】図1
Description
本発明は、各種デジタル通信における誤り訂正符号化技術に関するものである。特に、データの消失が発生する通信路のデータ消失率に応じて、付加する冗長成分の量を調整することにより、効率的かつ高品質な通信を実現するための送受信装置に関するものである。
デジタル無線通信又は有線通信路では、長距離通信に伴う減衰等、各種の変動により復号品質が劣化するため、伝送路符号化が不可欠であり、マルチレート符号化伝送は劣化対策の一つとして有用である。
非特許文献1によると、マルチレート符号を実現するための方法として、レート情報を送信することが一般的である。しかし、レート情報の送信は伝送効率の面から望ましくない。非特許文献2及び3によると、レート情報を送信する方法に変わる方法として、目的局における受信データ系列から利用レートを最尤推定することによりレート情報を得る方法がある。
社団法人電波産業会, "高度広帯域衛星デジタル放送の伝送方式 標準規格 ARIB-B44 1.0版," Jul. 2009.
吉川智康 他, "Rate-Compatible LDPC符号のレート推定法," 電子情報通信学会論文誌A, J89-A, 1175-1184, Dec. 2006.
京拓磨 他, "光衛星通信のためのマルチレートLDGM符号化伝送におけるレート推定手法の改善," 信学技報, SAT2011-70, Feb. 2012.
ところが、従来の技術によれば、受信データ系列に訂正限界よりも僅かに多くの誤りが含まれたとき、データストリームの同期外れが発生してしまい、正常な通信を継続不可となる、という問題があった。
本発明は上記課題に鑑み、正確にレート推定を行うため、符号長よりも大きなデータブロックを単一のレートにより構成し、データの送受信を行う通信システムを構築するとともに、さらに、目的局における簡易な演算により正確にレート推定を行うための方法を提供することを目的とする。
上記課題を解決するため、請求項1に記載の発明は、LDPC符号(low−density parity−check符号)のように、非ゼロ成分を有する検査行列を持つ線型符号のうち、複数の異なるレートを利用するマルチレート符号化を用いて送受信を行う送受信装置において、単一のレートで符号化された複数の符号語によりブロックを構成し、ブロック単位のマルチレート符号化及びブロック内の複数の符号に対しレート推定を行うレート推定手段を備えたこと特徴とする送受信装置である。
このような送受信装置では、レート推定を複数の符号に対し行うことにより、レート推定の精度の向上を実現することが可能となる。
また、請求項2に記載のように、 レート推定手段において、ブロック内のある符号に対するレート推定に成功した場合、レート推定結果をブロック内全ての符号に反映するとよい。
また、請求項2に記載のように、 レート推定手段において、ブロック内のある符号に対するレート推定に成功した場合、レート推定結果をブロック内全ての符号に反映するとよい。
このようにすると、正しい推定結果をブロック内で共有する事ができる。
さらに、請求項3に記載のように、レート推定手段において、ブロック内のある符号に対するレート推定に成功した場合、レート推定を終了するとよい。
さらに、請求項3に記載のように、レート推定手段において、ブロック内のある符号に対するレート推定に成功した場合、レート推定を終了するとよい。
このようにすると、過剰に推定処理を実行することを防ぐことができ、レート推定により得られた結果は信頼度が高いため、高精度なレート推定を実現しつつ演算量を抑えることができる。
ところで、レート推定手段において、何らかの要因によりレート推定に失敗する場合がある。そのような場合であっても、レート推定結果は得られないものの幾つかの演算結果が得られる場合がある。
そこで、請求項4に記載のように、ブロック内のある符号に対するレート推定に失敗した場合、レート推定で得られた演算結果を同一ブロック内の他の符号に対するレート推定に適用すると良い。
このようにすると、高精度なレート推定を実現しつつ、レート推定を効率的に行うことができる。
疎な検査行列を持つ誤り訂正符号としては、LDPC(low−density parity−check)符号が一般的である。以下、疎な検査行列を持つ線型符号としてLDPC符号の1種であるLDGM(low−density generator−matrix)符号を用いる場合を例として、図1〜図6に従って、詳細に説明する。
(送受信システム1の全体構成)
本発明が適用された送受信システム1の概略の構成を図1に示す。送受信システム1は送信局3及び目的局5から構成される。
(送信局3の構成)
送信局3は、入力部10、符号化部20、変調部30及び送信部40から構成される。
(送受信システム1の全体構成)
本発明が適用された送受信システム1の概略の構成を図1に示す。送受信システム1は送信局3及び目的局5から構成される。
(送信局3の構成)
送信局3は、入力部10、符号化部20、変調部30及び送信部40から構成される。
入力部10では、2元で表される送信データ系列が任意の有限体GF(2n)へと変換される。前記変換時、nビットのデータが1つの元として対応して表される。これを、情報シンボルと呼ぶことにする。
また、入力部10では、通信路の状況や送信する情報の種類などの情報をもとに1つのモードが選択される。情報シンボルへ変換した送信データ系列に対し、選択したモードの検査行列を用いてLDGM符号化が行われる。LDGM符号は線形ブロック符号であり、任意の符号長Nシンボル、符号化率Rに対し、情報シンボルをK=N×Rシンボルずつに区切って符号化が行われる。
図1の例では、符号長Nは固定とし、モード1の符号化率をR1、1符号語内の情報シンボル数をK1とする。同様にモード2の符号化率をR2、1符号語内の情報シンボル数をK2とする。
送受信システム1では、モードの選択は符号単位ではなくブロック単位で行われる。ブロックの大きさは、ブロックに含まれる符号の数Wを用いてN×Wと定義する。Wの設定は任意である。このブロックは全て同一のモードで符号化された符号語により構成される。
符号化部20では、入力部10により得られた情報シンボルが符号化される。
次に、検査行列と符号化方法について説明する。情報シンボル長K、符号長Nの符号を生成するためのLDGM符号化器に用いるパリティ検査行列Hは、N−K行N列の疎な行列により表される。ここで、LDGM符号のHは大きく分けて式(1)に示すような2つの行列により構成される。
次に、検査行列と符号化方法について説明する。情報シンボル長K、符号長Nの符号を生成するためのLDGM符号化器に用いるパリティ検査行列Hは、N−K行N列の疎な行列により表される。ここで、LDGM符号のHは大きく分けて式(1)に示すような2つの行列により構成される。
式(1)において、検査行列左側を構成するHsにはN−K行K列の行列であり、行重みwj、列重みwkの正則な行列を用いる。検査行列右側を構成するHpはN−K行N−K列の大きさである。Hpの重み配置は大きく分けて3つ存在し、それぞれLDGM符号、LDGM Staircase符号、LDGM Triangle符号の3つに対応する。
今回の例では、LDGM Staircase符号を用いる。LDGM Staircase符号は、式(2)のように階段状に重みが配置されたHpを持つ。
LDGM符号は、組織符号である。つまり、M={M1, …, MK}の情報シンボルが与えられた場合、符号語シンボルC={C1, …, CN}は式(3)で表される。
ここで、P={P1, …, PN-K}は誤り訂正用のパリティシンボルであり、式(4)により求められる。
式(4)において、Hi,jは検査行列i行j列に対応する成分を示している。図1の例では、モード1の検査行列をH1、モード2の検査行列をH2とし、これらを用いて符号化を行う。
変調部30は、符号化部20により得られたシンボルCを、送信部40を介して目的局5へと送信するが、バースト的な消失が発生する通信路において符号語をそのまま送信すると符号化利得が得られにくく鳴る。この符号化利得対策としてインターリーバを用いる方法がある。
インターリーバとは任意の長さのデータ系列をシャッフルしたデータ系列を作成することである。インターリーバを十分な長さのデータ系列に対し行うことで、バースト的な消失をランダム的な消失として表すことが可能となり、符号化利得が得られ易くなる。有限体を用いた誤り訂正符号を用いる場合、インターリーバはシンボル単位で行うことで誤り訂正能力を発揮することができる。
インターリーブされたデータ系列は2元のデータ系列へ再度変換され、任意のデジタル変調が行われ、送信部40を介して、目的局5へと送信される。尚、送信部40は、変調部30で得られたデータ系列を目的局5に対して送信するための装置であり、図示しない高周波増幅器とアンテナを備えている。
(目的局5の構成)
目的局5は、受信部50、復調部60、レート推定部70、復号化部80及び出力部90から構成される。
(目的局5の構成)
目的局5は、受信部50、復調部60、レート推定部70、復号化部80及び出力部90から構成される。
受信部50、送信局3から送信されるデータ系列を受信するための装置であり、図示しない高周波増幅器とアンテナを備えている。
復調部60では、受信部50で受信した、消失を含むデータ系列に対する復調が行われ、これらのデータ系列が有限体へと変換される。ここで、有限体への変換はnビット単位で行われるが、1ビットでも消失データが含まれる場合、そのシンボルは消失として扱われる。nビット全て受信成功していた場合は、有限体へと変換される。有限体へと変換されたこれらのデータ系列はインターリーブされているため、デインターリーブすることにより元の並びに戻される。
復調部60では、受信部50で受信した、消失を含むデータ系列に対する復調が行われ、これらのデータ系列が有限体へと変換される。ここで、有限体への変換はnビット単位で行われるが、1ビットでも消失データが含まれる場合、そのシンボルは消失として扱われる。nビット全て受信成功していた場合は、有限体へと変換される。有限体へと変換されたこれらのデータ系列はインターリーブされているため、デインターリーブすることにより元の並びに戻される。
レート推定部70では、復調部60において得られたデータ系列に対するレート推定が行われる。本発明では、ブロック単位でのレート切り替えが行われるため、受信したブロックに含まれるW個の符号のうち、先頭の符号から順番にレート推定処理が施される。このレート推定については、後ほど詳細に説明する。
復号化部80では、レート推定部70で推定されたレート推定結果のモードの検査行列を用いて復号処理が行われる。
消失訂正符号としてのLDGM符号には、繰り返し復号とガウス消去法を用いた復号法の2つの復号法に加え、これら2つの復号法を組み合わせたハイブリッド復号法が存在する。これら復号法を用いるためにはシンボルの消失位置を既知とする必要がある。データ消失はパケットロスや受信電力の極端な低下などにより発生するため、本実施形態では消失位置が把握できているものとする。
消失訂正符号としてのLDGM符号には、繰り返し復号とガウス消去法を用いた復号法の2つの復号法に加え、これら2つの復号法を組み合わせたハイブリッド復号法が存在する。これら復号法を用いるためにはシンボルの消失位置を既知とする必要がある。データ消失はパケットロスや受信電力の極端な低下などにより発生するため、本実施形態では消失位置が把握できているものとする。
繰り返し復号のアルゴリズムを説明する。まず初めに、送信局3において検査行列Hを用いてK個の情報シンボルをNシンボルの符号語Cとして符号化し、これを目的局5へと送信する状況を考える。消失通信路を介して得られた受信系列をr={r1, …, rN}とする。r=Cである場合は、検査行列Hの任意のi行目の成分とrに対し式(5)が常に成立する。
式(5)中のsはシンドロームを意味する。LDGM符号は線型符号であり、線型符号のシンドローム演算式はr=Cの条件下において必ず式(5)を満足する。
本実施形態で用いるレート推定処理では、このシンドローム演算式を利用したレート推定が行われるため、このシンドロームs={s1, …, sN-K}は重要である。このシンドロームsの成分siを、ここではシンドローム成分と呼ぶことにする。
本実施形態で用いるレート推定処理では、このシンドローム演算式を利用したレート推定が行われるため、このシンドロームs={s1, …, sN-K}は重要である。このシンドロームsの成分siを、ここではシンドローム成分と呼ぶことにする。
式(5)を利用して復号処理を行う。このシンドローム成分siをi=1から順番に確認していく。siの算出に1つだけの消失シンボルrkを含む場合、式(6)の演算により消失訂正を行うことができる。
これを全情報シンボルが訂正可能となるか、訂正不可能となるまで続ける。以上が繰り返し復号のアルゴリズムである。
次に、ガウス消去法を用いた復号法について説明を行う。式(5)は消失シンボルを解とする連立1次方程式として見ることができる。そこで、連立1次方程式を比較的小さな演算により算出可能なアルゴリズムであるガウス消去法を利用する。受信データ系列に含まれる消失シンボルの数がlシンボルのとき、消失シンボルの位置をi={i1, …, il}、消失シンボルをx={xi1, …, xil}、各消失位置iに対応する検査行列i列目の成分を集めた行列hi={hi1, …, hil}とすると、式(7)が成立する。
次に、ガウス消去法を用いた復号法について説明を行う。式(5)は消失シンボルを解とする連立1次方程式として見ることができる。そこで、連立1次方程式を比較的小さな演算により算出可能なアルゴリズムであるガウス消去法を利用する。受信データ系列に含まれる消失シンボルの数がlシンボルのとき、消失シンボルの位置をi={i1, …, il}、消失シンボルをx={xi1, …, xil}、各消失位置iに対応する検査行列i列目の成分を集めた行列hi={hi1, …, hil}とすると、式(7)が成立する。
式(7)において、hiに対し基本行操作を施し、上三角行列の形を実現することで、連立方程式会をx1からxlまで順に解くことができる。上三角行列へと変形が不可であったばあいは連立方程式会の算出が不可であると判定し復号処理を終了する。ガウス消去法による復号法は、繰り返し復号よりも強力な誤り訂正能力を持つが、繰り返し復号よりも多くの演算が必要となる。
次に、ハイブリッド復号について説明を行う。ハイブリッド復号では、まず初めに、受信系列rに対し繰り返し復号を施す。復号後に得られた系列r’に消失シンボルが含まれる場合、ガウス消去法による復号法を適用する。
出力部90では、復号化部80で復号化されたシンボルが2元のデータに変換され、所望のデータが得られる。
(レート推定処理)
次に、図2及び図3に基づきレート推定処理について説明する。図2は、レート推定部70で実行されるレート推定処理の流れを示すフローチャートである。図3は、図2に示すレート推定処理におけるサブルーチンであるレート推定(S110)の処理の流れを示すフローチャートである。
(レート推定処理)
次に、図2及び図3に基づきレート推定処理について説明する。図2は、レート推定部70で実行されるレート推定処理の流れを示すフローチャートである。図3は、図2に示すレート推定処理におけるサブルーチンであるレート推定(S110)の処理の流れを示すフローチャートである。
図4は、図3に示すフローチャートに従って実行されるシンドローム演算に依るシンドロームs2の演算によるレート推定サブルーチンの処理の流れを示すフローチャートである。
図5も同様に、図3のフローチャートに従って実行されるシンドローム演算に依るシンドロームs2の演算及び繰り返し復号の併用によるレート推定サブルーチンの処理の流れを示すフローチャートである。
レート推定処理は、低いレートの検査行列のみを用いて、シンドローム成分の算出を利用したレート推定を行う。なお、消失位置は把握できているとする。
このレート推定処理では、演算量の増大を防ぐために全てのシンドロームを演算するのではなく、演算する量はcmax個に限定される。このcmaxは、小さければ小さいほどに演算遅延が低減できる。
このレート推定処理では、演算量の増大を防ぐために全てのシンドロームを演算するのではなく、演算する量はcmax個に限定される。このcmaxは、小さければ小さいほどに演算遅延が低減できる。
しかしながら、cmaxを小さな値と設定すると、レート推定誤りを引き起こす確率が増大し、レート推定精度の劣化を招く。この劣化対策として、このcmaxは、利用する有限体GF(2n)のnの値に応じて適切な値を設定する必要がある。
レート推定処理では、図2に示すように、S100において、図示しないCPUが、復調部60から受信データ系列を取得する。続くS105では、復調部60から取得したW個の符号のうち、w番目の符号を対象としてレート推定を開始する。ここで、変数w=1、scount=0に初期化し、処理をS110へ移行する。
続くS110では、シンドロームの演算によるレート推定を行う。このレート推定については、後ほど詳細に説明する。
続くS115では、S110においてレート推定が成功したか否かを判定する。S110においてレート推定が成功したと判定した場合(S115:Yes)、処理をS120へと移行し、レート推定が成功しなかった場合(S115:No)、処理をS125へ移行する。
続くS115では、S110においてレート推定が成功したか否かを判定する。S110においてレート推定が成功したと判定した場合(S115:Yes)、処理をS120へと移行し、レート推定が成功しなかった場合(S115:No)、処理をS125へ移行する。
S120では、W個の符号に対し推定結果を適用し、レート推定処理を終了する。S125では、S110のレート推定処理において計算されたシンドロームの数count2を用いて、変数scountをscount=scount+count2へ更新する。
続くS130では、scount≧cmaxを満たすか否かを判定する。満たす場合、(S130:Yes)、処理をS145へ移行し、満たさない場合、(S130:No)、処理をS135へ移行する。S135では、変数wをw=w+1へ更新処理をS140へ移行する。
続くS140では、w>Wを満たすか否かを判定する。満たす場合(S140:Yes)、処理をS145へ移行し、満たさない場合(S140:No)、処理をS110へ移行する。S145では、推定結果としてレート推定に困難なモード(図2の例では、低レートであるモード2)をW個の符号に対し適用し、レート推定処理を終了する。
(シンドロームの計算による推定処理部)
次に、図2のS110におけるレート推定について図3に基づき説明する。このレート推定では、図3に示すように、S200にw番目の符号を入力することによりレート推定が開始される。S200では、シンドロームs2の演算によりレート推定を行う。このレート推定については、後ほど詳細に説明する。
(シンドロームの計算による推定処理部)
次に、図2のS110におけるレート推定について図3に基づき説明する。このレート推定では、図3に示すように、S200にw番目の符号を入力することによりレート推定が開始される。S200では、シンドロームs2の演算によりレート推定を行う。このレート推定については、後ほど詳細に説明する。
続くS205では、S200においてレート推定が成功したか否かを判別する。S200においてレート推定が成功したと判定した場合(S205:Yes)、結果を保持して処理を終了し、レート推定が成功しなかった場合(S205:No)、処理をS210へ移行する。
S210では、シンドロームs2の演算と、繰り返し復号の併用によるレート推定を行う。このレート推定については、後ほど詳細に説明する。
続くS215では、S210においてレート推定が成功したか否かを判定する。S210においてレート推定が成功したと判定した場合(S215:Yes)、結果を保持して処理を終了し、レート推定が成功しなかった場合(S215:No)、レート推定に失敗したという結果を保持して処理を終了する。
(シンドロームs2の演算によるレート推定)
次に、図3のS200におけるレート推定について、図4に基づき説明する。このレート推定では、図4に示すように、S300にw番目の符号を入力することでレート推定を開始する。変数i、countをそれぞれi=1、count=0に初期化し、処理をS305へ移行する。
続くS215では、S210においてレート推定が成功したか否かを判定する。S210においてレート推定が成功したと判定した場合(S215:Yes)、結果を保持して処理を終了し、レート推定が成功しなかった場合(S215:No)、レート推定に失敗したという結果を保持して処理を終了する。
(シンドロームs2の演算によるレート推定)
次に、図3のS200におけるレート推定について、図4に基づき説明する。このレート推定では、図4に示すように、S300にw番目の符号を入力することでレート推定を開始する。変数i、countをそれぞれi=1、count=0に初期化し、処理をS305へ移行する。
続くS305では、シンドローム成分si(1≦i≦N−K2)の演算に消失シンボルが含まれるか否かを判定する。消失シンボルが含まれる場合(S305:Yes)、をS310へ移行する。含まれない場合(S305:No)、処理をS220へ移行する。S310では、変数iをi=i+1へ更新し、処理をS315へ移行する。
続くS315では、i>N−K2を満たすか否かを判定する。満たす場合(S315:Yes)、処理を終了し、満たさない場合(S315:No)、処理をS305へと移行する。
続くS320では、シンドローム成分siを計算し、si=0を満たすか否かを判定する。満たす場合(S320:Yes)、処理をS325へ移行する。満たさない場合、(S320:No)、処理をS340へと移行する。
S225では、変数countをcount=count+1に更新し、処理をS330へ移行する。
続くS330では、count=cmaxを満たすか否かを判定する。満たす場合(S330:Yes)、処理をS335へ移行する。満たさない場合、(S330:No)、処理をS310へと移行する。
続くS330では、count=cmaxを満たすか否かを判定する。満たす場合(S330:Yes)、処理をS335へ移行する。満たさない場合、(S330:No)、処理をS310へと移行する。
S335では、レート推定結果としてレート推定処理に検査行列を利用したモード(図3の例では、モード2)を選択し、処理を終了する。S340では、レート推定結果として他方のモード(図3の例では、モード1)を選択し、処理を終了する。
(シンドロームS2の計算と、繰り返し復号の併用によるレート推定処理)
次に、図3のS210におけるレート推定について、図5に基づき説明する。このレート推定では、図5に示すように、S400にw番目の符号が入力されるとレート推定が開始される。変数i及びcount2を、それぞれi=1、count2=countに初期化し、処理をS405へ移行する。
(シンドロームS2の計算と、繰り返し復号の併用によるレート推定処理)
次に、図3のS210におけるレート推定について、図5に基づき説明する。このレート推定では、図5に示すように、S400にw番目の符号が入力されるとレート推定が開始される。変数i及びcount2を、それぞれi=1、count2=countに初期化し、処理をS405へ移行する。
このレート推定では、図4のレート推定と同様に、演算量の増大を防ぐために全てのシンドロームを演算するのではなく、演算量はcmax個に限定される。
続くS405では、シンドローム成分si(1≦i≦N−K2)の演算に消失シンボルが1つだけ含まれるか否かを判定する。消失シンボルが1つだけ含まれる場合(S405:Yes)、処理をS410へ移行する。それ以外の場合(S405:No)、処理をS420へ移行する。S410では、変数iをi=i+1へ更新し、処理をS415へ移行する。
続くS405では、シンドローム成分si(1≦i≦N−K2)の演算に消失シンボルが1つだけ含まれるか否かを判定する。消失シンボルが1つだけ含まれる場合(S405:Yes)、処理をS410へ移行する。それ以外の場合(S405:No)、処理をS420へ移行する。S410では、変数iをi=i+1へ更新し、処理をS415へ移行する。
続くS415では、i>N−K2を満たすか否かを判定する。満たす場合(S415:Yes)、処理を終了し、満たさない場合(S415:No)、処理をS405へ移行する。
S420では、検出した唯1つの消失シンボル(仮にrjと表わす)をsi=0と仮定して復元する。また、変数kをk=0に初期化し、レート推定はS425へ移行する。
続くS425では、変数kはk=k+1へ更新され、レート推定はS430へ移行する。
続くS425では、変数kはk=k+1へ更新され、レート推定はS430へ移行する。
続くS430では、i≠kが成立するか否かを判定する。前記判定を行う理由は、S420にてsi=0と仮定したため、siはレート推定に利用できなくなるためである。成立する場合(S430:Yes)、処理をS435へ移行する。成立しない場合(S430:No)、処理をS440へと移行する。
S435では、k>N−K2が成立するか否かを判定する。成立する場合(S435:Yes)、処理をS425へと移行する。成立しない場合(S435:Yes)、処理をS410へ移行する。
S440では、S420で復元した消失シンボルrjがskの演算に含まれるか否かを判定する。成立する場合(S440:Yes)、処理をS445へと移行する。成立しない場合(S440:No)、処理をS435へ移行する。
S445では、skの演算に消失シンボルが含まれるか否かを判定する。成立する場合(S445:Yes)、処理をS450へ移行する。成立しない場合(S445:No)、処理をS435へ移行する。
S450では、sk=0が成立するか否かを判定する。成立する場合(S450:Yes)、処理をS455へ移行する。成立しない場合(S450:No)、処理をS470へ移行する。
S455では、変数count2=count2+1に更新し、処理をS460へ移行する。
S460では、変数count2=cmaxが成立するか否かを判定する。成立する場合(S460:Yes)、処理をS465へ移行する。成立しない場合(S460:No)、処理をS435へ移行する。
S460では、変数count2=cmaxが成立するか否かを判定する。成立する場合(S460:Yes)、処理をS465へ移行する。成立しない場合(S460:No)、処理をS435へ移行する。
S465では、レート推定結果としてレート推定処理に検査行列を利用したモード(図3の例では、モード2)を選択し、処理を終了する。
S470では、レート推定結果として他方のモード(図3の例では、モード1)を選択し、処理を終了する。
(送受信システム1の特徴)
以上のような送受信システム1によれば、目的局5は、同一モードで符号化されたW個の符号を受信可能であり、レート推定部70においてレート推定の対象となるデータ系列が増加するために、高精度なレート推定処理を実現可能である。また、図2のレート推定処理では、レート推定成功時、即座にレート推定を終了し、推定結果をW個の符号全てに適用するため、簡易な演算によるレート推定が実現可能である。
S470では、レート推定結果として他方のモード(図3の例では、モード1)を選択し、処理を終了する。
(送受信システム1の特徴)
以上のような送受信システム1によれば、目的局5は、同一モードで符号化されたW個の符号を受信可能であり、レート推定部70においてレート推定の対象となるデータ系列が増加するために、高精度なレート推定処理を実現可能である。また、図2のレート推定処理では、レート推定成功時、即座にレート推定を終了し、推定結果をW個の符号全てに適用するため、簡易な演算によるレート推定が実現可能である。
次に本発明のレート推定処理を図1の送受信システム1に導入し、計算機シミュレーションを行い、その特性を比較した結果を説明する。
図1のインターリーバを利用した構成により、通信路がバースト的な消失を生ずる通信路であったとしても、図1の構成はランダム的な消失が発生する通信路として等価的に考える事ができる。このため今回の計算機シミュレーションでは、通信路はシンボル単位でランダム的に消失が発生する通信路として考える。ランダムシンボル消失通信路として等価的に表わした場合の伝送系のブロック図を図6に示す。
図1のインターリーバを利用した構成により、通信路がバースト的な消失を生ずる通信路であったとしても、図1の構成はランダム的な消失が発生する通信路として等価的に考える事ができる。このため今回の計算機シミュレーションでは、通信路はシンボル単位でランダム的に消失が発生する通信路として考える。ランダムシンボル消失通信路として等価的に表わした場合の伝送系のブロック図を図6に示す。
各パラメータは、有限体にGF(28)、モード1の符号化率R1=1/3、モード2の符号化率R2=1/4、符号長は1200シンボルで固定とする。このとき、モード1利用時に1符号内に含まれる情報シンボル長は400となり、モード2利用時に1符号内に含まれる情報シンボル長は300となる。
また、モード1に使用している検査行列の各重みの数は、列重みwj=4、行重みwk=2である。モード2に使用している検査行列の各重みの数は、列重みwj=6、行重みwk=2である。
計算機シミュレーションによる、各消失確率におけるレート推定失敗率特性を図7に示す。本発明及び既存の方法では、モード2利用時にレート推定誤りが発生しないため、図7にはモード1利用時のレート推定誤り率のみを示す。また、レート推定処理における、1符号あたりの乗算回数特性を図8に示す。ここで、既存の方法として、レート推定処理に非特許文献3の手段を用いた場合の結果を併せて掲載している。
演算量は処理遅延と関連することから、乗算回数特性が低いほど低遅延であることが分かる。図7より、本発明は既存の方法よりもレート推定能力が向上していることが分かる。そして本発明のレート推定能力は、Wを大きく設定するほど、つまりブロックの大きさを大きくするほどに向上する事がわかる。
また、図8より、この時の乗算回数特性は既存の発明よりも低く抑えられていることが分かる。このことから、既存の方法よりも低演算遅延を実現していることが分かる。そして、Wを大きく設定するほどに乗算回数特性を低く抑えられることが分かる。
計算機シミュレーションによる、モード1利用時に目的局5が受信可能な情報シンボル長の期待値を図9、モード2利用時の期待値を図10にそれぞれ示す。
送信局3から送信される1符号内には、モード1利用時には400、モード2利用時には300シンボルの情報シンボルが含まれる。レート推定が常に完全であれば、常に正しい長さの情報シンボルを受信できるはずであり、期待値はこれらの値となる。しかし、実際には、図7に示したように、高い消失確率の通信路においてはレート推定誤りが発生するため、高い消失確率の通信路では正しい長さの情報シンボルを受信することは困難である。
送信局3から送信される1符号内には、モード1利用時には400、モード2利用時には300シンボルの情報シンボルが含まれる。レート推定が常に完全であれば、常に正しい長さの情報シンボルを受信できるはずであり、期待値はこれらの値となる。しかし、実際には、図7に示したように、高い消失確率の通信路においてはレート推定誤りが発生するため、高い消失確率の通信路では正しい長さの情報シンボルを受信することは困難である。
しかし、図9より、本発明は既存の方法よりも高い確率の消失が発生したとしても、正しい長さの情報シンボルを受信できていることが分かる。例えば、既存の方法では、通信路の消失確率が70%よりも高くなると正しい長さの情報シンボルを受信不可となっているが、本発明のブロックサイズをW=10と設定したとき、通信路の消失確率が82%となるまで正しい長さの情報シンボルを受信できる。
つまり、本発明は予期しない高い消失が発生した場合など、通信路環境が瞬時的に悪化した際にも正しい長さの情報を受信し続けられることが分かる。このため、本発明は同期外れに強いマルチレート伝送を実現できることが分かる。
図10より、モード2利用時における期待値は常に正しい値をとることが分かる。これは、本発明及び既存の方法において、モード2の推定誤りを生じないためである。
(その他の実施形態)
本実施形態では、レート推定に低いレートの検査行列のみを用いたが、高いレートの検査行列をレート推定に用いても構わない。
(その他の実施形態)
本実施形態では、レート推定に低いレートの検査行列のみを用いたが、高いレートの検査行列をレート推定に用いても構わない。
本実施形態では、送信局3及び目的局5はそれぞれ2つのモードを有しているが、送信局3及び目的局5がさらに多くのモードを有していても構わない。
本実施形態では、各モードの符号長を等しく設定したが、書くモードの符号長を可変にしてレート推定しても構わない。
本実施形態では、各モードの符号長を等しく設定したが、書くモードの符号長を可変にしてレート推定しても構わない。
本実施形態では、送信局3及び目的局5はそれぞれLDGM符号を利用しているが、送受信部40,50がLT(Luby Transform)符号やRaptor符号など、誤り訂正処理が本質的に同じである符号を利用してレート推定しても構わない。
本発明は、デジタル無線通信や有線通信路において、伝搬路の状況に応じて符号化率を変化させる伝送形態において、ブロック単位で符号化率を切り替える伝送形態を実現し、低演算かつ優れたレート推定成功率を実現する方法として利用することができる。
1…送受信システム
3…送信局
5…目的局
10…入力部
20…符号化部
30…変調部
40…送信部
50…受信部
60…復調部
70…レート推定部
80…復号化部
90…出力部
3…送信局
5…目的局
10…入力部
20…符号化部
30…変調部
40…送信部
50…受信部
60…復調部
70…レート推定部
80…復号化部
90…出力部
Claims (4)
- 非ゼロ成分を有する検査行列をもつ線形符号のうち、複数の異なるレートを利用するマルチレート符号化を用いて送受信を行う送受信システムにおいて、
単一のレートで符号化された複数の符号語により構成されたブロック単位で送受信を行い、かつブロック内の複数の符号に対しレート推定を行うレート推定手段を備えたことを特徴とする送受信システム。 - 請求項1に記載の送受信システムにおいて、
前記レート推定手段は、
レート推定成功時、レート推定結果を前記ブロック内全ての符号に対し反映することを特徴とする送受信システム。 - 請求項1に記載の送受信システムにおいて、
前記レート推定手段は、
レート推定成功時、レート推定を終了することを特徴とする送受信システム。 - 請求項1に記載の送受信システムにおいて、
前記レート推定手段は、
前記ブロック内のある符号に対するレート推定に失敗した場合、レート推定で得られた演算結果を前記ブロックのうち同一ブロック内の他の符号に対するレート推定に適用することを特徴とする送受信システム。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2012181794A JP2014039227A (ja) | 2012-08-20 | 2012-08-20 | 送受信システム |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2012181794A JP2014039227A (ja) | 2012-08-20 | 2012-08-20 | 送受信システム |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JP2014039227A true JP2014039227A (ja) | 2014-02-27 |
Family
ID=50287026
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP2012181794A Pending JP2014039227A (ja) | 2012-08-20 | 2012-08-20 | 送受信システム |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JP2014039227A (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
TWI646545B (zh) * | 2016-09-16 | 2019-01-01 | 美商美光科技公司 | 用於儲存器件之階梯碼編碼及解碼之裝置及方法 |
-
2012
- 2012-08-20 JP JP2012181794A patent/JP2014039227A/ja active Pending
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TWI646545B (zh) * | 2016-09-16 | 2019-01-01 | 美商美光科技公司 | 用於儲存器件之階梯碼編碼及解碼之裝置及方法 |
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