JP2527163B2 - デ−タワ−ド伝送システム - Google Patents

デ−タワ−ド伝送システム

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JP2527163B2
JP2527163B2 JP61136342A JP13634286A JP2527163B2 JP 2527163 B2 JP2527163 B2 JP 2527163B2 JP 61136342 A JP61136342 A JP 61136342A JP 13634286 A JP13634286 A JP 13634286A JP 2527163 B2 JP2527163 B2 JP 2527163B2
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    • H03M13/03—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words
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  • Communication Control (AREA)
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Description

【発明の詳細な説明】 発明の背景 本発明は冗長性を付加してデータ伝送のビット誤りを
保護するようにした送信局から受信局へデータワードを
伝送するシステムに関するものである。ビットレートを
増大するにつれ、及び一般に雑音の多い伝送媒体に対し
て種々の誤り保護機構が提案されている。
従来技術の例 上述の伝送システムは米国特許第4312070号明細書に
開示されている。この従来技術は移動中継指令通信シス
テムに使用するディジタルデータ処理システムに関する
ものであるが、本発明のシステムは一般に局間のデータ
通信システムに適用し得るものである。この通信システ
ムではその通信がバースト誤り現象を受けると共に、各
ワードのデータを上位ビットと下位ビットに区別するこ
とができる。このような状態では上位ビットを下位ビッ
トより良好に保護すれば一層高レベルの信頼度を得るこ
とができる。このような状態は代表的にはオーディオ、
特に音声伝送において生じ、この場合には下位ビットの
誤りは音声を幾分不明瞭にするか理解しにくくするだけ
であるが、上位ビットの誤りは音声を完全に理解不能に
する。伝送媒体は放送媒体にし得るが、例えばデータ通
信ラインや磁気テープのような記憶媒体にすることもで
きる。
さて、バーストとは誤り確率が比較的高い一連のチャ
ンネルビットである。バーストの外では誤り確率は比較
的低く、誤りが生ずる機会は他のどの非バースト誤りと
も通常無関係である。これがため、これらの誤りはラン
ダム誤りと称されている。
高い誤り率を示すバーストは、ある期間内においてチ
ャンネル信頼度を低減する雷雨や送受信局の移動のよう
な部分的に解っている現象により生ずる。特に移動無線
システムにおいては、高いビルディングの存在がチャン
ネル特性に影響を与える。バースト誤り率は例えば10-1
になり、ランダム誤り率は10-3以下になり得る。
発明の目的 本発明の目的は従来の伝送システムを向上させ、特に
改善したコードによって高いコーティング効率（高速符
号化）を与え、デコーディングを容易にし、データワー
ドの上位ビットを下位ビットより高いレベルで保護し、
更に誤り訂正能力を予想されるバースト長に適合させる
ことができるようにすることである。
発明の概要 本発明は、上記の目的を達成するために、伝送媒体で
相互接続された送信局と受信局とを具え、送信局は各々
ｍビットから成るデータワードを冗長ビットを用いて冗
長符号に符号化するエンコーダシステムを具えるデータ
ワード伝送システムにおいて、前記エンコーダシステム
は各データワードの下位のｋビットを第１の行列乗算に
より第１のプロトコードワードに符号化する第１エンコ
ーダと、各データワードの上位のｍ−ｋビットを第２の
行列乗算によりｎ個の第２のプロトコードワードに符号
化すると共に複数の遅延素子によりこれらの第２のプロ
トコードワードをデータワードの反復周期の整数倍に等
しいそれぞれ異なる遅延時間だけ遅延させて出力する第
２エンコーダと、前記第１のプロトコードワードと、前
記ｎ個の第２のプロトコードワードとをビット毎にモジ
ュロー２加算して各データワードに対して伸張されたビ
ット長を有する最終コードワードを形成するモジュロ−
２加算手段とを具え、該モジュロ−２加算手段の出力端
子を前記伝送媒体に接続したことを特徴とする。
好適実施例ではｎ＝３にすると共に、各データワード
の上位の２ビットを実質的にコンボリューション符号化
する。このようにするとかなりの誤り保護を低コストで
提供し得ることが確かめられた。
他の有利な特徴は特許請求の範囲の実施態様項に記載
してある。本発明は斯る伝送システム用の送信局及び受
信局にも関するものである。移動無線システムにおける
誤り保護は双方向、即ち移動局から固定基地局の方向及
びその逆方向に設けることができる。しかし、後者の場
合には通信の信頼度を送信電力レベルの増大又はアンテ
ナの高性能化のような他の手段により向上させることが
できる。これらの手段は多くの場合移動局に実施するの
は不可能である。復号化は特殊な最ゆうデコーディング
法であるヴィタビ（Viterbi）デコーディング法により
実行するのが好適であり、このデコーディング法では
“真”の解からの偏差の総量を表わし従って最小にすべ
きヴィタビ距離をコードワードへの下位ビットの復元し
た寄与と実際に受けた寄与との偏差から決定する。
以下に本発明を図面を参照して詳細に説明する。第１
図は本発明伝送システムのエンコーダの基本ブロック図
を示し、第2a〜2d図は符号生成行列の第１セットを示
し、第3a〜3b図は符号生成行列の第２セットを示し、第
４図はエンコーダ／デコーダシステムの基本ブロック図
を示し、第５図はテコーディング処理の基本フローチャ
ートを示す。
エンコーダの好適実施例の説明 以下においてはシステムの符号化及び復号化について
のみ考察する。符号ビットのチャンネルビットへの変調
及びその逆の復調、チャンネルの物理的な実現例、移動
電話以外の本発明の適用分野及び送受信局の構成及びそ
れらのデータ処理サブシステム等は本発明の要旨に関係
ないので説明は省略する。第１図は（9,7）コンボリュ
ーション符号用のエンコーダの基本ブロック図を示す。
入力端子20はデータワードの７データビットを並列に受
信する。素子22はコンボリューションコードの一部を構
成するブロックコード用のエンコーダである。このブロ
ックコードでは７ビットデータワードの下位の５ビット
が行列乗算により９ビットプロトコードに符号化され
る。行列乗算はそれ自体コンボリューション技術であ
る。５データビットは32＝25の異なる値を有するだけで
あるから、５ビット入力/9ビット出力のプログラマブル
ロジックアレーで十分である。他のタイプの読取り専用
記憶アレーも等しく機能する。最上位の２ビットは２ビ
ット幅入力及び９ビット幅出力を有するエンコーダ24に
入力する。エンコーダ22と同様の符号化技術を適用し得
る。しかし、入力リード数が極めて少ないためにエンコ
ーダ24は簡単なロジック回路又はセミカスタムロジック
セルで実現することもできる。
素子26,28は行列乗算により入力データワードの上位
２ビットから他の９ビットプロトコードを発生させる他
のエンコーダである。特に素子28は素子24と同一のアル
ゴリズム構造を正確に実現しており、これをＸで表わし
てある。このように同一に実現するのは有利であるが、
これは限定条件ではない点に注意されたい。
素子30,32,34,36は遅延素子である。最も簡単な例で
はそれらの遅延時間は入力端子20に順次供給される２個
のワード間のインターバルに等しくする。これがため、
素子26,28からの同時のプロトコードはデータワード列
の１位置及び２位置前のデータワードに関連する。この
ようにしてコンボリューション符号化が実現される。各
９ビットの全てのプロトコードワードは排他OR素子38に
入力する。ここで、これらプロトコードワードの対応す
る桁の全ビットがモジュロ−２加算されて最終９ビット
コードワードにされて出力端子40に出力される。出力端
子40の並列−直列変換は簡単のために省略してある。
変形例ではエンコーダ24,28（これらが同一の行列乗
算を実行する場合）を合成し、遅延素子32,36による遅
延をエンコーダ24の出力端子の対応する遅延と置換する
ことができる。これはデコーダ28と遅延素子32,36を除
去し、その代りにこの場合には関連するプロトコードワ
ード（９ビット）の遅延に２ワードインターバルが必要
になることを意味する。
セットアップにおいては遅延素子及び他の素子の動作
をクロックシステムで同期させることができる。感嘆の
ためこれは図示を省略した。
代表的なコードの説明 第2a〜2d図は符号生成行列の第１セットを示す。第2a
図は第１図のエンコーダ24/28,26及び22内で実行される
行列X,Y及びＺを示す。第2d図は出力端子40の最終コー
ドワードを得るために使用する合成生成行列を示す。こ
の生成行列の大きさは７行９列である。“D"は１データ
ワード反復時間長を有する遅延演算子を示す。Ｄの指数
１及び２は遅延素子30〜36により実行されるデータワー
ド反復時間の１倍及び２倍の遅延をそれぞれ示す。全て
の遅延を２倍にする場合にはＤの指数は２倍になる。
次に最小距離プロファイルを示す。低位ビットに対す
る最小距離プロファイルは（3,0……）である。第１の
整数（３）は常に非ゼロになり、これは個々のコードワ
ードに対する最小距離を表わす。これがため、この符号
は単ビット誤り訂正である。後続のゼロは１コードワー
ドの消去時にこれらの低位ビットに情報が存在しなくな
ることを示す。上位ビットに対する最小距離プロファイ
ルは（6420……）である。第１の整数（６）は３個の順
次のコードワード列に消去コードワードが起らない場合
における最小距離である。これがためこの符号は２ビッ
ト誤り訂正、３ビット誤り検出である。３ワード列内の
１ワードが消去された場合、最小距離は４になり、単ビ
ット誤り訂正、２ビット誤り検出になる。３ワード列内
の２ワードが消去された場合、最小距離は２になり、単
ビット誤り訂正になる。３以上の順次のワードが消去さ
れる場合にはこれら上位ビットには何の情報も存在しな
くなる。
このように改善された上位ビットの誤り保護により、
これらの上位ビットを用いて例えば計算から得られたデ
ータビット又は文字のディジタル符号化により得られた
データビットを転送することができるという本発明の追
加の特徴を実現することができる。この場合には下位ビ
ットは後続のゼロ又は他の下位ビット値で表わすのが好
適である。
第2b図は第2a図の行列Z1の代りに使用し得る他り生成
行列Z2を示し、行列Ｘ及びＹはそのままとする。行列Z2
の第１行は行列Z1の第１行と第３行の加算により得られ
る。行列Z2の第２行は行列Z1の第２行と第３行の加算に
より得られる。行列Z2の第３及び第４行は行列Z1の第４
及び第５行にそれぞれ等しい。この生成行列の１行の有
効な抑圧は一般に符号の“修正”（expurgation）と称
されている。このようにすると（9,6）符号が実現され
る。この場合には上位ビットに対して前記の符号と同一
の最小距離プロファイルが実現され、下位ビットに対し
ては４の最小距離が実現され、単ビット誤り訂正、２ビ
ット誤り検出符号になる。
第2c図は第2a及び2b図の行列Z1及びZ2の代りに使用し
得る他の生成行列を示す。行列Z3の最初の５列は行列Z1
の最初の５列に等しい。行列Z3の第６列は行列Z1の第６
〜９列を加算し、反転して得られる。行列Z3の第７及び
第８列は行列Z1の第８及び第７列にそれぞれ等しい。更
に、行列Ｘ＋DY＋D2Xの第１列を省略してG3を前述のG1,
G2と同様にして得る。この１列の省略は一般に符号の
“省略”（puncturing）と称されている。このようにす
ると（8,7）符号がG3により決定される。この場合には
上位ビットに対する最小距離プロファイルは（3210…
…）になり、これは単ビット誤り訂正、２ビット誤り検
出、単ビット誤り検出及び無誤り検出をそれぞれ与え
る。しかし、３コードワードのうちの２コードワードが
消去されている場合でも上位ビットの内容は他に誤りが
生じなければ救うことができる。下位ビットに対する最
小距離は（20……）で、単ビット誤り検出である。
第3a,3b図は生成行列の第２セットを示す。ここで、
行列Z4は行列Z1の第１行と第１列を省略することにより
得られる。行列Ｘ′は、行列Ｘの第１列を省略し第２行
を反転することにより得られる。行列Ｙ′は行列Ｙの第
１行を省略し第１及び第２行を反転することにより得ら
れる。行列Ｚ′（Ｄ）は行列X,Yから行列Ｚ（Ｄ）を得
るのと同一にして行列Ｘ′,Y′から得られる。行列G4
（Ｄ）により生成される（8,6）符号は省略法により発
生されること勿論である。これがため、このように発生
された（8,6）符号は前述の（9,7）番号と同一の最小距
離を有する。但し、後者の符号の方が高い効率（レー
ト）を有する。
上述したそれぞれの符号は第１図のものと類似の装置
で発生させることができ、相違は生成行列内の記入項で
表わされる。更に、上述の符号は代表例にすぎない。ブ
ロック符号とコンボリューション符号の他の組合わせを
用いて、データストリームにおいて上述の如き上位ビッ
トと下位ビットで異なる誤り保護レベルを実現すること
ができること明らかである。この最、データレート、コ
ードワード長及び実現される保護レベルは各ケースの要
件に適合させる必要がある。特に長い誤りバースト長に
対し上位ビットの一層良好な保護を得るたには第2d図の
第１行の項数を一層多くする必要がある。
復号化の概説 本発明で使用する好適なデコーダは一般的なヴィタビ
（Viterbi）デコーダ型である。これに関する論文は「P
rocesdrings of the IEEE」Vol,61,No.3,1973年３月，
第268〜278頁にデヴィッドフォーネイが発表している。
ヴィタビデコーディングの用途には、誤り訂正コンボリ
ューションコーディングに加えて、情報ストリーム内の
隣接データシンボル間の干渉、連続位相シフトキーイン
グ（FSK）及びテキスト認識もある。各データワードは
ヴィタビのいわゆる“格子”（trellis）内のパス（始
点と終点を有する）を表わす。このパスは複数個の区間
から成り、各区間は関連する部分距離を有する。パスの
部分距離の和は総距離を構成し、その目的は最低値の総
距離を持つパスを見つけ出すことにある。原則としてパ
スはチャンネル又はコードビットの入来ストリームと一
緒に進むため、行インターバルを連続的に考慮する必要
がある。その進行中にパスは分かれたり、再び合流した
りし、後者の場合には関連する距離値のうちの最低値の
みが更に考察される。これがため、ヴィタビデコーダは
“最ゆうデコーダ”の一例であり、受信コードストリー
ムの最ゆう情報内容を見つけ出すよう機能する。
ここで使用するコードを評価するために次の特性を定
める。エンコーダ行列Ｇ（Ｄ）の第ｊ行の次数をmjとす
れば、複雑度（Ｇ（Ｄ））は行方向のこれら次数の和に
なる。先に考察した基本的な場合には、Ｄの最高次数は
常に２に等しいため、全てのエンコーダ行列の複雑度は
４になる。このパラメータＭは、関連するヴィタビデコ
ーダが2M(G(D))に比例するハードウェアの複雑度を有す
るものとなるために重要である。これがためＭが１増加
するごとに、必要とされるハードウェアが略々２倍にな
る。
第４図はエンコード／デコーダシステムの基本ブロッ
ク図を示し、ここではエンコーダはブロック47として示
してある。入力端子45にはユーザデータがデータワード
の形で入力される。出力端子49にはコードワード列が発
生する。出力端子49とデコーダ入力端子50との間には伝
送媒体が存在する。ここではヴィタビプロセスにおける
大量の逆追跡のためにデコーダにプログラムドマイクロ
コンピュータを用いるのが有利である。更に、先に説明
したように、デコーディングは多くの場合基本地局で行
なう必要があるのみであり、斯る複雑な装置のコストは
比較的小さくなる。考察するコードは第2a図のものとす
る。９ビットコードワードが入力端子50に受信される。
直列−並列変換器は省略してある。コードワードはレジ
スタ52に一時的にストアされる。素子54はデータ処理装
置、例えばストアドプログラムマイクロコンピュータで
ある。素子56は凡ゆる種類の中間情報をストアするロー
カルメモリである。素子58は復号データワードを一時的
にストアするレジスタである。これらデータワードは出
力端子60からユーザに供給される。例えば音声データの
デジタル−アナログ変換器は簡単のため省略してある。
素子62はこれらの素子を相互接続してこれらの素子間の
データを搬送するバスである。
復号処理は一般に次のように実行するのが有利であ
る。初めに、上位データビットをヴィタビ復号法で復号
する。これがため、これらデータビットのそれぞれの取
り得る未知の値に基づいてヴィタビ格子を完全に形成す
る。次にヴィタビ距離をコードワードへの下位データビ
ットの復元した寄与の実際に受けた寄与との偏差の重み
により決定する。追跡すべきパスを決定する最適ヴィタ
ビ距離は新しい状態に好適な直前の状態（predecesso
r）を与え、これら好適な直前状態の列が累算された重
みの最低値を与える直前状態を最終的に生ずる。最後に
上位データビットの最ゆう内容を取り出した後に、下位
データビットを復号化し、必要に応じ訂正すると共に、
場合により残存する誤りを信号する追加の信号を発生さ
せることができる。
復号化の具体的説明 復号において、デコーダの任意の現在の状態は上位の
データビットの値の２個の順次の対により与えられるも
のとみなせる。以前の状態は、行列Gi（第2d図）の第１
行が３つの項しか有しないので不確定である。上位ビッ
トの数が異なる場合には各状態はそれぞれ異なるＫ個組
み（Ｋ−tuples）（Ｋは上位ビットの数）を有する点に
注意されたい。これがため、デコーディングに使用する
格子において任意の瞬時に16個の状態（2M）が関連す
る。これらの16個の状態のどれも４個の直前状態（pred
ecessor）と４個の直後状態（successor）を有し、これ
らの各々は当該上位データビットの関連する値の対によ
り与えられる。瞬時（ｔ−１）の状態は４個組みの情報
ビット:a1（ｔ−２）,a2（ｔ−２）,a1（ｔ−１）,a2
（ｔ−１）により指定される。瞬時ｔにおいてはこれら
４個のバイナリディジットの最後の２個が最初の２個の
位置を占め、新しい２個のディジットa1（ｔ）及びa2
（ｔ）が最後の２個のディジットの位置を占める。これ
は新しい状態a1（ｔ）を指定する。ａ（ｔ−１）→ａ
（ｔ）の状態遷移は上位データビットのコンボリューシ
ョン符号化により決定されたコードワード部分ｃ（ｔ）
を部分的に指定することに相当する。ｕ（ｔ）＝ｃ
（ｔ）＋ｂ（ｔ）であり、ここで９ビットベクトルｃ
（ｔ）は生成行列Gi（ｄ）の最初の２行のコードワード
への寄与である。換言すれば、これはコードワードｕ
（ｔ）の“コンボリューション成分”を表わす。ベクト
ルｂ（ｔ）は生成行列Gi（ｄ）の最後のＫ−２（即ち４
又は５）行のコードワードｕ（ｔ）への寄与である。格
言すれば、これはコードワードｕ（ｔ）の“ブロックコ
ード成分”を表わす。今、コンボリューション成分はａ
（ｔ−１）→ａ（ｔ）の状態遷移にのみ依存する。ブロ
ック成分は時刻ｔにおける実際に発生された（Ｋ−２）
個組みの情報ビット:a3（ｔ）……aK（ｔ）にのみ依存
する。
この場合、デコーディングは次のように進められる。
デコーダは正規のコードワード（ベクトル）ｕ（ｔ）に
雑音が付加されたｎビットベクトルｖ（ｔ）を受信す
る。最初に、任意の可能な遷移ａ（ｔ−１）→ａ（ｔ）
に対してこの遷移により決まるベクトルｖ（ｔ）−ｃ
（ｔ）（ａ（ｔ−１）,a（ｔ））をZiにより発生された
ブロックコード部分の復号推定量ｂ（ｔ）′に復号す
る。64種類の可能な遷移がある。各復号量に対して“重
み量”を関連させる。重みはｖ（ｔ）−ｃ（ｔ）とｂ
（ｔ）′との間の実際のハミング距離及びチャンネル特
性に応じて選択する。次の２つの極端な場合がある。
（ａ）伝送チャンネルがビットレベルで純粋な非蓄積性
である場合（これはあるコードビット値が任意の誤りビ
ット値に変化する確率が同一のコードワード内又はその
前に伝送した任意のコードワード内の他の任意の伝送ビ
ットに対するこの確率の実際の結果と無関係であること
を意味する）。この場合には重みをｖ（ｔ）−ｃ（ｔ）
とｂ（ｔ）′との間のハミング距離として選択する。こ
れがため、この重みの値はハミング距離に対し直線的に
変化する。
（ｂ）チャンネルが純粋なワードチャンネルである場合
（これはコードワード内に何の誤りも生じないかワード
が完全にランダムであることを意味する）。この場合に
は、重みはｂ（ｔ）′とｖ（ｔ）−ｃ（ｔ）が一致する
場合に値０を、そうでない場合には値１を割当てる。
中間の場合があるが、これらの場合については簡単の
ために説明しない。ここで、一般に低い値のハミング距
離に対しては重みはこの距離に対して直線的に変化させ
る必要があるが、高い値のハミング距離に対しては重み
は所定の漸近値に到達させる。
ヴィタビデコーダは瞬時ｔにおいて次の対象を処理す
る。
（ａ）復号格子における先行層の上述の16個の状態“a"
により指示される成分Ｗ（ａ）を有する16個組みＷ。任
意のＷ（ａ）の内容はそれより前の状態から時刻（ｔ−
１）の状態“a"に到達するのに必要な最小の重みであ
る。
（ｂ）Ｎ個の16個組みｐ（ｔ−ｉ）（ここでｉ＝1,2…
…Ｎ）（Ｎについては後述する）。ｐ（ｔ−ｉ）の16個
の要素ｐ（ｔ−ｉ）（ａ）も復号格子内の１つの層の16
個の状態“a"により指示される。要素ｐ（ｔ−ｉ）
（ａ）は時刻（ｔ−１）の現状態“a"の“好適な直接状
態”（preferred predecessor）、即ち現状態“a"に至
る最小重みパスにおける現状態“a"の直前状態を含むも
のである。
（ｃ）他のＮ個の16個組みｂ（ｔ−ｉ）（ここでｉ＝１
……Ｎ）。ｂ（ｔ−ｉ）の16個の要素ｂ（ｔ−ｉ）
（ａ）も複号格子内の１つの層の16個の状態ａにより指
示される。この要素ｂ（ｔ−ｉ）（ａ）は到達状態がａ
であるという条件の下でのみ瞬時（ｔ−１）に伝送され
た情報に対する“ブロックコード成分”の推定値を含む
ものである。
時刻ｔにおいて、デコーディングは次のように実行さ
れる。最初に、デコーダは時刻（ｔ−Ｎ）に伝送された
情報を推定する（Ｎ−指定する必要がある）。これを行
なうためにデコーダは瞬時（ｔ−１）と関連する格子の
層内の任意の状態ａ（ｔ−１）を選択し、逆追跡しなが
ら ａ＊（ｔ−２）＝ｐ（ｔ−１）（ａ（ｔ−１）） （ここでｐは直前状態を含む） を計算し、次いで ａ＊（ｔ−３）＝ｐ（ｔ−２）（ａ＊（ｔ−２）） を計算し、以下同様に ａ＊（ｔ−Ｎ−１）＝ｐ（ｔ−Ｎ）（ａ＊（ｔ−Ｎ）） まで順次計算する。
ペアーａ＊（ｔ−Ｎ−１）,a＊（ｔ−Ｎ）はコードワ
ードｕ（ｔ−Ｎ）のコンボリューション成分ｃ（ｔ−
Ｎ）の推定値Ｃ′（ｔ−Ｎ）を与え、ｂ（ｔ−Ｎ）（ａ
＊（ｔ−Ｎ））はコードワードｕ（ｔ−Ｎ）のブロック
成分ｂ′（ｔ−Ｎ）の推定値を与える。
デコーディングの第２ステップは上述の16組みを更新
することである。Ｗの更新はヴィタビ復号法の古典的な
問題である。その解決法は既知であり、簡単のためこれ
以上説明しない。これらの成分を十分に小さく保つため
に更新時毎にこれらの成分の各々から所定の正の量を減
算することができる（一つの方法ではこの減算量として
最小成分を用いる）。更に、デコーダは時刻ｔにおいて
２個の16個組みｐ（ｔ）及びｂ（ｔ）を発生する。最も
古い16個組みｐ（ｔ−Ｎ）を除去し、残り全ての16個組
みを時間階層で１位置シフトさせる。
要約のために第５図に復号処理の基本流れ図を示す。
ブロック70において、例えば関連するアドレスカウン
タを初期設定すると共にデータメモリをクリアすること
により復号処理が開始される。ブロック72において次の
９ビットコードワードが受信される。ブロック74におい
て０から63までの各Ｓについて（Ｓは種々の遷移の可能
性の指標）コンボリューション部分の寄与が計算され、
ブロック部分の寄与がコードワードから抽出されて実際
に受けた寄与と比較されると共にその差の重みが決定さ
れる。ブロック76において各ａ（ｔ）について（ｔ）は
状態の指標）状態ａ（ｔ）の４個の直前状態に亘って変
化する重みの最小値を決定する。ｐ（ａ（ｔ））が好適
直前状態であり、システムがｐ（ａ（ｔ））からａ
（ｔ）に進めばｂ（ａ（ｔ））＝ｂ′（ｔ）（ｓ）にな
る。斯くして指標Ｓが求まる。ブロック78において各Ｓ
について重みの最小値が保存され、且つ求められた最終
的に好適な直前状態ａ（ｔ−Ｎ）が出力される。この情
報から下位データビットが既知のブロックコード復号法
により計算される。結果は、ブロックコード保護に従っ
て、訂正された（ｋ−２）個のビット又は誤り検出され
た（ｋ−２）個のビットとすることができる。最後に、
ｔの値をインクリメントし、システムをブロック72に戻
す。
最終的な考案 今、１ワードの伝送が0.5msecを要し、復号遅延が50m
secであるものとする場合には、Ｎの値は約40とするこ
とができる。音声の伝送における20msecの遅延は主感的
な妨害にならない。しかし、ある理由のために（一連の
ワードバースト誤りに対する追加の保護として）インタ
ーリービングを導入するのが有用であると考えられる
（インターリービング自体は公知であり、本発明の要旨
と関係がない）。コードワードのレベルで３〜４程度の
インターリービングを用いるとＮの値を前記の40の３〜
４分の１にすることができる。復号遅延の他の限界値も
特定の場合に有効であること勿論である。
先に提案したいくつかのコード間の選択はいくつかの
基準により決めることができる。G4（Ｄ）により発生さ
れる（8,6）コードは、８ビット量が伝送されるのでい
くつかの利点を有する。８ビットマイクロプロセッサシ
ステムが広く使用されているので、デコーダにおいて転
送された各バイトを用いて各時間に４ビットの２つの情
報をストアすることができる。これはペアー（ｐ（ｔ−
ｉ）（ａ）,b（ｔ−ｉ）（ａ）をストアするのに丁度必
要とされる場所である（両量とも４ビットを必要とする
ため）。しかし、この情報の若干部分はｐ（ｔ−ｉ）の
関連する成分を指定する指標ａに予め含まれる。各状態
は４つの直前状態を有するのみであるため、推定値ｐ
（ｔ−ｉ）（ａ）をストアするのに２ビットが必要にな
るだけである。
下位ビットに対するプロトコードワードは、このプロ
トコードを一度使用するだけの場合にはこれら下位ビッ
トに対し少なくとも２の最小ハミング距離を有する必要
があること明らかである。他方、このプロトコードワー
ドは２度使って２個の最終コードワードを発生させるこ
ともできる。全てのプロトコードワードは正確に同一の
ビット長を有する必要はない。また、データワードは３
個以上の部分に分割し、上位部分の保護を下位部分の保
護より良くするようにしてもよい。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明データワード伝送システム用のエンコー
ダの基本ブロック図、 第2a〜2d図は符号生成行列の第１セットを示す図、 第3a〜3d図は符号生成行列の第２セットを示す図、 第４図は本発明伝送システムのエンコーダ／デコーダシ
ステムの基本ブロック図、 第５図は復号処理の基本流れ図である。 20……入力端子 22……ブロックコード用エンコーダ 24,26,28……エンコーダ 30,32,34,36……遅延素子 38……排他OR素子（モジュロ−２加算素子） 40……出力端子、45……入力端子 47……エンコーダ、49……エンコーダ出力端子 50……デコーダ入力端子、52……レジスタ 54……データ処理装置（ストアドプログラムマイクロコ
ンピュータ） 56……ローカルメモリ、58……レジスタ 60……出力端子

Claims (6)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】伝送媒体で相互接続された送信局と受信局
    とを具え、送信局は各々ｍビットから成るデータワード
    を冗長ビットを用いて冗長符号に符号化するエンコーダ
    システムを具えるデータワード伝送システムにおいて、
    前記エンコーダシステムは各データワードの下位のｋビ
    ットを第１の行列乗算により第１のプロトコードワード
    に符号化する第１エンコーダと、各データワードの上位
    のｍ−ｋビットを第２の行列乗算によりｎ個の第２のプ
    ロトコードワードに符号化すると共に複数の遅延素子に
    よりこれらの第２のプロトコードワードをデータワード
    の反復周期の整数倍に等しいそれぞれ異なる遅延時間だ
    け遅延させて出力する第２エンコーダと、前記第１のプ
    ロトコードワードと、前記ｎ個の第２のプロトコードワ
    ードとをビット毎にモジュロー２加算して各データワー
    ドに対して伸張されたビット長を有する最終コードワー
    ドを形成するモジュロ−２加算手段とを具え、該モジュ
    ロ−２加算手段の出力端子を前記伝送媒体に接続したこ
    とを特徴とするデータワード伝送システム。
  2. 【請求項２】特許請求の範囲第１項に記載のデータワー
    ド伝送システムにおいて、ｎ＝３であると共に、前記遅
    延時間はそれぞれ前記反復周期の零倍、１倍及び２倍で
    あることを特徴とするデータワード伝送システム。
  3. 【請求項３】特許請求の範囲第２項に記載のデータワー
    ド伝送システムにおいて、遅延されてない第２のプロト
    コードワードは２倍の反復周期に等しい時間だけ遅延さ
    れた第２のプロトコードワードに同一であることを特徴
    とするデータワード伝送システム。
  4. 【請求項４】各々ｍビットから成るデータワードを冗長
    ビットを用いて冗長符号に符号化するエンコーダシステ
    ムを具えたデータワード送信局において、前記エンコー
    ダシステムは各データワードの上位の２ビットを除く下
    位ビットを第１の行列乗算により第１のプロトコードワ
    ードに符号化する第１エンコーダと、各データワードの
    上位の２ビットを第２の行列乗算によりｎ個の第２のプ
    ロトコードワードに符号化すると共に複数の遅延素子に
    よりこれらの第２のプロトコードワードをデータワード
    の反復周期の整数倍に等しいそれぞれ異なる遅延時間だ
    け遅延させて出力する第２エンコーダと、前記第１のプ
    ロトコードワードと、前記ｎ個の第２のプロトコードワ
    ードとをビット毎にモジュロー２加算して各データワー
    ドに対して伸張されたビット長を有する最終コードワー
    ドを形成するモジュロ−２加算手段とを具え、該モジュ
    ロ−２加算手段の出力端子を伝送媒体に接続されている
    ことを特徴とするデータワード送信局。
  5. 【請求項５】特許請求の範囲第４項に記載された送信局
    において、各データワードの前記下位ビットの代りにダ
    ミービットを代入する手段を具えることを特徴とする送
    信局。
  6. 【請求項６】特許請求の範囲第４項に記載された送信局
    において、ｎ＝３であり、各データワードに基づく３個
    の第２のプロコードワードのうちの第１のものと第３の
    ものが同一であることを特徴とする送信局。
JP61136342A 1985-06-14 1986-06-13 デ−タワ−ド伝送システム Expired - Lifetime JP2527163B2 (ja)

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