JP2595372B2 - 広汎性ビテルビ復号化アルゴリズム - Google Patents
広汎性ビテルビ復号化アルゴリズムInfo
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- JP2595372B2 JP2595372B2 JP2215944A JP21594490A JP2595372B2 JP 2595372 B2 JP2595372 B2 JP 2595372B2 JP 2215944 A JP2215944 A JP 2215944A JP 21594490 A JP21594490 A JP 21594490A JP 2595372 B2 JP2595372 B2 JP 2595372B2
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- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M7/00—Conversion of a code where information is represented by a given sequence or number of digits to a code where the same, similar or subset of information is represented by a different sequence or number of digits
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- 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
- H03M13/39—Sequence estimation, i.e. using statistical methods for the reconstruction of the original codes
- H03M13/41—Sequence estimation, i.e. using statistical methods for the reconstruction of the original codes using the Viterbi algorithm or Viterbi processors
- H03M13/4115—Sequence estimation, i.e. using statistical methods for the reconstruction of the original codes using the Viterbi algorithm or Viterbi processors list output Viterbi decoding
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- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
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- Theoretical Computer Science (AREA)
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Description
【発明の詳細な説明】 発明の背景 この発明は、通信チャネル上での送信のためのディジ
タル情報の符号化及び復号化に関する。
タル情報の符号化及び復号化に関する。
チャンネル符号化は伝送の信頼性を向上させるため
に、データシンボルのシーケンスへ冗長を有効に導入す
る手段である。利用されている二つの原理的な技術は、
ブロック符号化とたたみこみ符号化である。例として19
83年、プレンティスホール（Prentice・Hall）のエス・
リン、デー・ジェイ・コステロ（S.Lin and D.J.Costel
lo）の“エラーコントロールコーディング・ファンダメ
ンタルズ アンド アプリケージョンズ（Error Contro
l Coding−Fundamentals and Applications）”を参照
のこと。
に、データシンボルのシーケンスへ冗長を有効に導入す
る手段である。利用されている二つの原理的な技術は、
ブロック符号化とたたみこみ符号化である。例として19
83年、プレンティスホール（Prentice・Hall）のエス・
リン、デー・ジェイ・コステロ（S.Lin and D.J.Costel
lo）の“エラーコントロールコーディング・ファンダメ
ンタルズ アンド アプリケージョンズ（Error Contro
l Coding−Fundamentals and Applications）”を参照
のこと。
ブロック符号 二進ブロック符号は、ｋ個の情報ビットに（ｎ−ｋ）
個の検査ビットを付加することによって作成される。こ
れは、通信チャネルでの伝送のためにｎビットのブロッ
クを形成するためである。そして、これらｎビットのブ
ロックは通常変調方式（例えば振幅変調、周波数変調、
位相変調及びパルス変調）を用いてチャネルへ送り出さ
れる。チャネルの末端の受信機において、復調された
後、元のｋ個の情報ビットの評価は、（ｎ−ｋ）個の検
査ビットによって導入された冗長を含み、受信した符号
シーケンスを用いることによって作成される。
個の検査ビットを付加することによって作成される。こ
れは、通信チャネルでの伝送のためにｎビットのブロッ
クを形成するためである。そして、これらｎビットのブ
ロックは通常変調方式（例えば振幅変調、周波数変調、
位相変調及びパルス変調）を用いてチャネルへ送り出さ
れる。チャネルの末端の受信機において、復調された
後、元のｋ個の情報ビットの評価は、（ｎ−ｋ）個の検
査ビットによって導入された冗長を含み、受信した符号
シーケンスを用いることによって作成される。
受信されたｎビットに対する決定は、数種の任意の系
と、いくつかの受信したビットの非量子化評価（符号化
の柔軟決定）の利用と、他には受信ビットの量子化評価
（符号化の厳密決定）を用いることによって成され得
る。能率的な符号化の柔軟決定が、完遂させるべく探索
される場合、ブロック符号が簡単に実行できるにもかか
わらず、従事者はいくつかの難点を示すことを見い出し
た。
と、いくつかの受信したビットの非量子化評価（符号化
の柔軟決定）の利用と、他には受信ビットの量子化評価
（符号化の厳密決定）を用いることによって成され得
る。能率的な符号化の柔軟決定が、完遂させるべく探索
される場合、ブロック符号が簡単に実行できるにもかか
わらず、従事者はいくつかの難点を示すことを見い出し
た。
付加的な白色ガウス雑音チャネル上では、符号化の厳
密決定（受信した値の二進数化した値を用いること）は
符号化の柔軟決定と比較すると約２−3dBの動作損失の
結果が得られる。このことは、符号化の柔軟決定を用い
た時には、伝送に要求される出力は２−3dB低くできる
ということである。1979年、マックグラウーヒル社（Mc
Graw−Hill）発行のエー・ジェイ・ビテルビとジェイ・
ケイ・オムラ（A.J.Viterbi and J.K.Omura）による
“プリンシプルズ オブ ディジタル コミュニケーシ
ョン アンド コーディング（Principles of Digital
Communecation and Coding）”を参照のこと。
密決定（受信した値の二進数化した値を用いること）は
符号化の柔軟決定と比較すると約２−3dBの動作損失の
結果が得られる。このことは、符号化の柔軟決定を用い
た時には、伝送に要求される出力は２−3dB低くできる
ということである。1979年、マックグラウーヒル社（Mc
Graw−Hill）発行のエー・ジェイ・ビテルビとジェイ・
ケイ・オムラ（A.J.Viterbi and J.K.Omura）による
“プリンシプルズ オブ ディジタル コミュニケーシ
ョン アンド コーディング（Principles of Digital
Communecation and Coding）”を参照のこと。
符号化の厳密決定と共に、ブロック符号の最小ハミン
グ（Hamming）距離構成を誤り訂正と誤り検出とを併用
するために用いることは良く知られている。これは、復
号器が誤りを含む受信したすべての符号を復号しない、
不完全な復号処理を用いて成し遂げられる。従って、誤
り検出は復号の失敗によって達成できる。
グ（Hamming）距離構成を誤り訂正と誤り検出とを併用
するために用いることは良く知られている。これは、復
号器が誤りを含む受信したすべての符号を復号しない、
不完全な復号処理を用いて成し遂げられる。従って、誤
り検出は復号の失敗によって達成できる。
粗い柔軟決定（論理的零、論理的１、又は消去）がチ
ャネル出力において利用できる時の、複雑さにおける有
意な増加なしにブロックコードに対して改善された誤り
検出と訂正を実行するための方法が存在する。例えばニ
ューヨーク、ション・ウィルキー・アンド・サンズ社
（John Wikay ＆ Sons,New York）発行の、エー・エム
・ミシェルソンとエー・エッチ・レベスキュー（A.M.Mi
chelson and A.H.Levesqur）の“エラー コントロール
テクニクス・フォー ディジタル コミュニケーション
（Error Control Techniques for Digital Communicati
on）を参照のこと。
ャネル出力において利用できる時の、複雑さにおける有
意な増加なしにブロックコードに対して改善された誤り
検出と訂正を実行するための方法が存在する。例えばニ
ューヨーク、ション・ウィルキー・アンド・サンズ社
（John Wikay ＆ Sons,New York）発行の、エー・エム
・ミシェルソンとエー・エッチ・レベスキュー（A.M.Mi
chelson and A.H.Levesqur）の“エラー コントロール
テクニクス・フォー ディジタル コミュニケーション
（Error Control Techniques for Digital Communicati
on）を参照のこと。
たたみこみ符号 たたみこみ符号は、線形代数機能発生器と接続されて
いるシフトレジスタに情報シーケンスを通すことにより
生成される。そして、この機能発生器の出力は、その時
符号化された出力シーケンスを生成するために選択的に
結合される。
いるシフトレジスタに情報シーケンスを通すことにより
生成される。そして、この機能発生器の出力は、その時
符号化された出力シーケンスを生成するために選択的に
結合される。
ビデルビ・アルゴリズムは、たたみこみ符号の復号化
のためにエー・ジェイ・ビテルビ（A.J.Viterbi）が導
入したアルゴリズムで、1979年IEEE Trans.on Into.The
ory Vo/IT−B 260頁から269頁掲載の“エラー・バウン
ズ フォーコンボリューショナル コーズ アンド ア
ンアシンプトティカリー オプティマム デコーディン
グ アルゴリズム（Error Bounds for Convolutional C
odes and an Asymptotically）”に述べられている。こ
のアルゴリズムは、1973年Proceedings of the IEEE、V
ol.16 268頁から278頁に掲載のジー・ディー・フォー
ニー、ジュニア（G.D.Forney Jr.）の“ザ・ビテルビア
ルゴリズム（The Viterbi Algorithm）”にも又述べら
れている。
のためにエー・ジェイ・ビテルビ（A.J.Viterbi）が導
入したアルゴリズムで、1979年IEEE Trans.on Into.The
ory Vo/IT−B 260頁から269頁掲載の“エラー・バウン
ズ フォーコンボリューショナル コーズ アンド ア
ンアシンプトティカリー オプティマム デコーディン
グ アルゴリズム（Error Bounds for Convolutional C
odes and an Asymptotically）”に述べられている。こ
のアルゴリズムは、1973年Proceedings of the IEEE、V
ol.16 268頁から278頁に掲載のジー・ディー・フォー
ニー、ジュニア（G.D.Forney Jr.）の“ザ・ビテルビア
ルゴリズム（The Viterbi Algorithm）”にも又述べら
れている。
IEEE Trans on Info Theory,Vol.IT−18、1972年の36
3頁から378頁に掲載の“マキシマム ライクリフッド
シーケンス エスティメーション オブ ディジタル
シーケンシズイン ザ プリセンス オブ インターシ
ンボルインターフェレンス（Maximum Likelihood Seque
nce Estimation of Digital Sequences in the Presen
ce of Vntersymbol Interference）”において、フォー
ニー（Forney）は、ビテルビアルゴリズムは、トレリス
符号のための最大見込みの復号化アルゴリズムであり、
符号間干渉を有するチャネルを等価するために用いられ
る。ビテルビアルゴリズムは、トレリス（trellis）符
号化変調の復調としても又用いられてきた。1982年１月
IEEE Trans on Info Theory,Vol.IT−28、55頁から67頁
掲載のジー・アンガーボックの“チャネル コーディン
グ ウィズ マルチレベル フェーズシグナルズ（Chan
rel Coding With Multilevel PhaseSignals）”を参照
のこと。ビテルビアルゴリズムは部分応答連続位相変調
の復調としても又用いられてきた。
3頁から378頁に掲載の“マキシマム ライクリフッド
シーケンス エスティメーション オブ ディジタル
シーケンシズイン ザ プリセンス オブ インターシ
ンボルインターフェレンス（Maximum Likelihood Seque
nce Estimation of Digital Sequences in the Presen
ce of Vntersymbol Interference）”において、フォー
ニー（Forney）は、ビテルビアルゴリズムは、トレリス
符号のための最大見込みの復号化アルゴリズムであり、
符号間干渉を有するチャネルを等価するために用いられ
る。ビテルビアルゴリズムは、トレリス（trellis）符
号化変調の復調としても又用いられてきた。1982年１月
IEEE Trans on Info Theory,Vol.IT−28、55頁から67頁
掲載のジー・アンガーボックの“チャネル コーディン
グ ウィズ マルチレベル フェーズシグナルズ（Chan
rel Coding With Multilevel PhaseSignals）”を参照
のこと。ビテルビアルゴリズムは部分応答連続位相変調
の復調としても又用いられてきた。
1986年プレナムプレス（Plenum Press）発行の、ジェ
ー・ビー・アンダーソン、ディー・エー・アウリンそし
てシーイーサンドベーグ（J.B.Anderson,T.Aulin and C
−E.Sundberg）の“ディジタル フェーズ モデュレー
ション（Digital Phase Modulation）”を参照された
し。
ー・ビー・アンダーソン、ディー・エー・アウリンそし
てシーイーサンドベーグ（J.B.Anderson,T.Aulin and C
−E.Sundberg）の“ディジタル フェーズ モデュレー
ション（Digital Phase Modulation）”を参照された
し。
このように、ビテルビアルゴリズムはたたみこみ符号
の復号化に用いられるだけでなく、一般的にトレリス状
の構成によって特徴付けられるすべての、他の符号や伝
送技法に有利に用いられる。
の復号化に用いられるだけでなく、一般的にトレリス状
の構成によって特徴付けられるすべての、他の符号や伝
送技法に有利に用いられる。
複雑で、低復号化であったとしても、柔軟復調出力を
用いるたたみこみ符号と、ビテルビアルゴリズムを有す
る最大見込み復調によって良い結果が得られる。上記の
リンとコステロの引例を参照されたし、一般に、たたみ
こみ符号は連続的なデータ伝送に用いられる。しかしな
がらデータをブロックにフレーム化しおよびブロックを
限定することにより、たたみこみ符号が非系統的なブロ
ック符号を設計するのに使用され、それはそのときビテ
ルビアルゴリズムによって最適に符号化され得る。
用いるたたみこみ符号と、ビテルビアルゴリズムを有す
る最大見込み復調によって良い結果が得られる。上記の
リンとコステロの引例を参照されたし、一般に、たたみ
こみ符号は連続的なデータ伝送に用いられる。しかしな
がらデータをブロックにフレーム化しおよびブロックを
限定することにより、たたみこみ符号が非系統的なブロ
ック符号を設計するのに使用され、それはそのときビテ
ルビアルゴリズムによって最適に符号化され得る。
しかしながら、ブロック符号に類似しないものであっ
ても、たたみこみ符号とトレリスを基にした構造のため
の最大見込み復号器は、受信した符号シーケンスすべて
を復号する。従ってたたみこみ符号の復号器は信号に対
して、潜在する復号誤り事象に対する警告能力に欠け
る。現発明は、信号に対して潜在する誤りを合図する手
段を含むことによって、この様な最大見込み復号器を改
良することにある。
ても、たたみこみ符号とトレリスを基にした構造のため
の最大見込み復号器は、受信した符号シーケンスすべて
を復号する。従ってたたみこみ符号の復号器は信号に対
して、潜在する復号誤り事象に対する警告能力に欠け
る。現発明は、信号に対して潜在する誤りを合図する手
段を含むことによって、この様な最大見込み復号器を改
良することにある。
標準ビテルビアルゴリズムの種々の一般形は文献に提
示されている。1974年７月インフォメーション アンド
コントロール（Information and Control）、25の222
頁から226頁に掲載の“コンボリューショナル コーズI
I・マキシマム ライクリフッド デコーディング（Con
volutional Codes II:Maximam likelihood Decordin
g）”及び1974年７月インフォメーション アンド コ
ントロール（Information and Control）25の267頁から
297頁に掲載の“コンボリューショナル コーズIII:シ
ーケンシャル デコーディング（Convolutional Codes
III:Sequential Decording）”では、２つの最大見込み
復号器が提案され、連続的復号技術への解析への洞察を
得る目的に制限されている。
示されている。1974年７月インフォメーション アンド
コントロール（Information and Control）、25の222
頁から226頁に掲載の“コンボリューショナル コーズI
I・マキシマム ライクリフッド デコーディング（Con
volutional Codes II:Maximam likelihood Decordin
g）”及び1974年７月インフォメーション アンド コ
ントロール（Information and Control）25の267頁から
297頁に掲載の“コンボリューショナル コーズIII:シ
ーケンシャル デコーディング（Convolutional Codes
III:Sequential Decording）”では、２つの最大見込み
復号器が提案され、連続的復号技術への解析への洞察を
得る目的に制限されている。
1980年９月、IEEE Trans.Info.Theory,IT−26 540頁
から547頁掲載のヤマモト アンド イトー（Yamamoto
and Itoh）の、“ビテルビ デコーディング アルゴリ
ズム フォーコンボリューショナル コーズ ウィズ
リピート リクエスト（Viterbi Decording Algorithm
for Convolutional Codes with Repeat Request）に
は、又、ARQアルゴリズムが提案されている。これは、
幾つかのテルリス・レベルにおいて、すべての状態への
最良のパスが、すべての状態への第２の最良パスに対し
て“接近しすぎる”時にはいつでも、繰り返しのための
要求に対して合図を行なうというアルゴリズムである。
しかながら、これらは包括的な第２の最良パスおよびそ
れらのARQ策略におけるより下位な最良パスをも見い出
せないか、もしくは明確に利用できない。ヤマモト・イ
トーアルゴリズムは、連結した符号化理論に対して効果
的に利用される。内部符号は、柔軟ビテルビ復号化を有
するたたみこみ符号である。外部符号は、広汎性ビテル
ビアルゴリズムの利用によって内部復号器出力時に符号
消去情報が供給される。誤りを訂正、消去するリード・
メロモン符号（Reed Solomon Codea）である。
から547頁掲載のヤマモト アンド イトー（Yamamoto
and Itoh）の、“ビテルビ デコーディング アルゴリ
ズム フォーコンボリューショナル コーズ ウィズ
リピート リクエスト（Viterbi Decording Algorithm
for Convolutional Codes with Repeat Request）に
は、又、ARQアルゴリズムが提案されている。これは、
幾つかのテルリス・レベルにおいて、すべての状態への
最良のパスが、すべての状態への第２の最良パスに対し
て“接近しすぎる”時にはいつでも、繰り返しのための
要求に対して合図を行なうというアルゴリズムである。
しかながら、これらは包括的な第２の最良パスおよびそ
れらのARQ策略におけるより下位な最良パスをも見い出
せないか、もしくは明確に利用できない。ヤマモト・イ
トーアルゴリズムは、連結した符号化理論に対して効果
的に利用される。内部符号は、柔軟ビテルビ復号化を有
するたたみこみ符号である。外部符号は、広汎性ビテル
ビアルゴリズムの利用によって内部復号器出力時に符号
消去情報が供給される。誤りを訂正、消去するリード・
メロモン符号（Reed Solomon Codea）である。
1987年12月、IEEE Trans.Info.Theory866頁から876頁
に掲載の“ア リストータイプ リデュースト コンス
トレイント ジェネラリゼイション オブ ビテルビ
アルゴリズム（A List−Type Reduced−Constraint Gen
eralization of Viterbi Algorithm）”において、ハシ
モト（Hashimoto）は、ビテルビアルゴリズムと特別な
場合のいわゆるＭ−アルゴリズムを含む、拘束性が減給
されたリスト型のビテルビアルゴリズムの一般形を提案
した。
に掲載の“ア リストータイプ リデュースト コンス
トレイント ジェネラリゼイション オブ ビテルビ
アルゴリズム（A List−Type Reduced−Constraint Gen
eralization of Viterbi Algorithm）”において、ハシ
モト（Hashimoto）は、ビテルビアルゴリズムと特別な
場合のいわゆるＭ−アルゴリズムを含む、拘束性が減給
されたリスト型のビテルビアルゴリズムの一般形を提案
した。
このアルゴリズムの目的は従来のビテルビアルゴリズ
ムのわずかな複雑さに対して、復号化の複雑さを保持さ
れ、状態信号を圧縮することによる誤りの伝搬を避ける
ものである。再び、生き残りの明白な用途そのものが最
良である最終復号化の後にされ、従って、リスト復号化
アルゴリズムではない。
ムのわずかな複雑さに対して、復号化の複雑さを保持さ
れ、状態信号を圧縮することによる誤りの伝搬を避ける
ものである。再び、生き残りの明白な用途そのものが最
良である最終復号化の後にされ、従って、リスト復号化
アルゴリズムではない。
発明の要旨 現発明は広汎性ビテルビアルゴリズムのファミリーを
提供するものである。これら広汎性ビテルビ・アルゴリ
ズムはたたみこみ符号の柔軟・又は厳密復号化において
現在開示されたものに適用される。しかし、これらは、
ブロック・コードや、その他のコード、各種の変調技
術、そして、他のトレリスが基になっている構成に対し
ても等しく適切に適用する。さらに言えば、広汎性ビテ
ルビアルゴリズムは、ここで開示されている実例となる
実施例において、たたみこみ符号化された復調器からの
非量子化柔軟決定を有するたたみ込み符号化データに対
して誤り検出を訂正の結合を実行するために用いられ
る。
提供するものである。これら広汎性ビテルビ・アルゴリ
ズムはたたみこみ符号の柔軟・又は厳密復号化において
現在開示されたものに適用される。しかし、これらは、
ブロック・コードや、その他のコード、各種の変調技
術、そして、他のトレリスが基になっている構成に対し
ても等しく適切に適用する。さらに言えば、広汎性ビテ
ルビアルゴリズムは、ここで開示されている実例となる
実施例において、たたみこみ符号化された復調器からの
非量子化柔軟決定を有するたたみ込み符号化データに対
して誤り検出を訂正の結合を実行するために用いられ
る。
現発明の一形態に従うと、データはフレームと呼ばれ
る固定サイズのブロックに伝送される。長さと判定は、
復号器においてフレーム同志別々に行なわれる。伝統的
なビテルビ・アルゴリズムの場合の様に、現発明の広汎
性ビテルビ・アルゴリズム復号器は、最大見込みシーケ
ンスを放出する。しかしながら、それは、もし、決定が
信頼性のある（高い確立で訂正する）が、信頼性か無い
かの指示を出すために復号されたフレームヘフラグをも
付ける。この信頼性決定は、第２最類似シーケンスおよ
び随意的には、より下位の見込みと比較して最も類似な
シーケンスに対する測定された訂正の見込みにもとづい
ている。出力がフラグされており、データが音声信号を
表すものであった時は、優先のフレーム復号化は内容フ
レーム冗長度を基になれれる。同様に、非音声データ通
信システムの場合、消去情報は、送信機からのフレーム
繰り返しの信号として用いることができる。
る固定サイズのブロックに伝送される。長さと判定は、
復号器においてフレーム同志別々に行なわれる。伝統的
なビテルビ・アルゴリズムの場合の様に、現発明の広汎
性ビテルビ・アルゴリズム復号器は、最大見込みシーケ
ンスを放出する。しかしながら、それは、もし、決定が
信頼性のある（高い確立で訂正する）が、信頼性か無い
かの指示を出すために復号されたフレームヘフラグをも
付ける。この信頼性決定は、第２最類似シーケンスおよ
び随意的には、より下位の見込みと比較して最も類似な
シーケンスに対する測定された訂正の見込みにもとづい
ている。出力がフラグされており、データが音声信号を
表すものであった時は、優先のフレーム復号化は内容フ
レーム冗長度を基になれれる。同様に、非音声データ通
信システムの場合、消去情報は、送信機からのフレーム
繰り返しの信号として用いることができる。
代わるべきものとして、広汎性ビテルビ・アルゴリズ
ムは消去の事象においてＬ個の最良候補を放出すること
ができる。内部フサーム冗長度は、その時、音声復号の
ためにＬ個の放出された候補から、最良候補を選択する
ため用いられる。
ムは消去の事象においてＬ個の最良候補を放出すること
ができる。内部フサーム冗長度は、その時、音声復号の
ためにＬ個の放出された候補から、最良候補を選択する
ため用いられる。
現発明の広汎性ビテルビ・アルゴリズムのもう１つの
応用は自動繰り返し要求システムである。この応用例で
は、データのブロックは加えられたパリティビットを用
いて普通の様式で最初に符号化される。この全体に増加
されたブロック（データとパリティビット）は、その
時、現発明の広汎性ビテルビ技法によって、復号化に対
して順従なたたみこみ符号を用いることで符号化され
る。もし、受信機において、広汎性ビテルビアルゴリズ
ムによって生成される最良候補が、普通のパリティ検査
技法によって決定されるような正しいパリティを持つこ
とが判明すると、データビットは正しい状態であると決
定される。もし、広汎性ビテルビアルゴリズム復号化か
らの最良候補がパリティ検査上で、正しくないという結
果が生じたら、広汎性ビテルビアルゴリズム復号器は第
２最良候補を問う。もし、この第２最良候補がパリティ
検査を首尾よく通過するとしたら、その時はこれらデー
タビットは正しいものと判断される。以前のこの分野の
技術は、再送信するための時間消費はパリティ検査のた
めの新しい候補を提供するために必要とされる。パリテ
ィが検査された時に“良”（直示的には“より類似
の”）候補が、正しいという結果を生成するのに失敗し
た場合、第３及び以下に続く候補が、再送信の必要性を
避けるために同様に使用され得る。
応用は自動繰り返し要求システムである。この応用例で
は、データのブロックは加えられたパリティビットを用
いて普通の様式で最初に符号化される。この全体に増加
されたブロック（データとパリティビット）は、その
時、現発明の広汎性ビテルビ技法によって、復号化に対
して順従なたたみこみ符号を用いることで符号化され
る。もし、受信機において、広汎性ビテルビアルゴリズ
ムによって生成される最良候補が、普通のパリティ検査
技法によって決定されるような正しいパリティを持つこ
とが判明すると、データビットは正しい状態であると決
定される。もし、広汎性ビテルビアルゴリズム復号化か
らの最良候補がパリティ検査上で、正しくないという結
果が生じたら、広汎性ビテルビアルゴリズム復号器は第
２最良候補を問う。もし、この第２最良候補がパリティ
検査を首尾よく通過するとしたら、その時はこれらデー
タビットは正しいものと判断される。以前のこの分野の
技術は、再送信するための時間消費はパリティ検査のた
めの新しい候補を提供するために必要とされる。パリテ
ィが検査された時に“良”（直示的には“より類似
の”）候補が、正しいという結果を生成するのに失敗し
た場合、第３及び以下に続く候補が、再送信の必要性を
避けるために同様に使用され得る。
説明の詳細な記述 定義 以下の記述を通して、“フレーム”及び“ブロック”
という語句は、平行して用いられる。つまり、音声伝送
“フレーム”はチャネル符号化のために先頭に付加され
た音声の一処理セグメント（典型的には16ミリ秒（m
s））を表現するために用いられる。副フレーム伝送及
びデータ伝送には、“ブロック”が用いられる。
という語句は、平行して用いられる。つまり、音声伝送
“フレーム”はチャネル符号化のために先頭に付加され
た音声の一処理セグメント（典型的には16ミリ秒（m
s））を表現するために用いられる。副フレーム伝送及
びデータ伝送には、“ブロック”が用いられる。
“広汎性ビテルビアルゴリズム（GVA）”の語句は、
良く知られたビテルビアルゴリズムの一般形を意味し、
現発明に従うと、広汎性ビテルビアルゴリズムはたたみ
こみ符号化されたデータの（典型的雑音）フレーム（又
はブロック）に対応するＬ個の最良候補符号化のリスト
を放出することができる。この、広汎性ビテルビアルゴ
リズムに組みこまれたビテルビアルゴリズムの一般形は
より詳細に以下で述べる。
良く知られたビテルビアルゴリズムの一般形を意味し、
現発明に従うと、広汎性ビテルビアルゴリズムはたたみ
こみ符号化されたデータの（典型的雑音）フレーム（又
はブロック）に対応するＬ個の最良候補符号化のリスト
を放出することができる。この、広汎性ビテルビアルゴ
リズムに組みこまれたビテルビアルゴリズムの一般形は
より詳細に以下で述べる。
並列型広汎性ビテルビ・アルゴリズムは、直列型広汎
性ビテルビアルゴリズムが前の第ｌ−１最良候補の認識
を基に第ｌ最良候補を反復的に放出する間に、Ｌ個のす
べての候補を一勢に同定するものである。
性ビテルビアルゴリズムが前の第ｌ−１最良候補の認識
を基に第ｌ最良候補を反復的に放出する間に、Ｌ個のす
べての候補を一勢に同定するものである。
柔軟判定符号化とは、チャネル復調器の出力における
非量子化（又は不完全量子化）情報を基にした実行可能
符号シーケンスの組の内の一つの割り当てのことをい
う。したがって、例えば、チャネルから、受信したノイ
ズを含んだ信号は、各々の実行可能符号ワードに対応す
る調和フィルタの一組へ印加される。この調和されたフ
ィルタの出力は、その時比較され、最大に調和したフィ
ルタ出力に一致する符号ワードが受信した符号として選
択される。ここでいう“最大”とは典型的には受信した
符号ワード中の各ビットと一致するサンプルの機能とし
て最大であることを意味する。例えばマックグラウヒル
社（McGraw−Hill）のジェイ・ジープロアキス（J.G.Pr
oakis）による“ディジタルコミュニケーションズ（Dig
ital Communications）を参照されたし。
非量子化（又は不完全量子化）情報を基にした実行可能
符号シーケンスの組の内の一つの割り当てのことをい
う。したがって、例えば、チャネルから、受信したノイ
ズを含んだ信号は、各々の実行可能符号ワードに対応す
る調和フィルタの一組へ印加される。この調和されたフ
ィルタの出力は、その時比較され、最大に調和したフィ
ルタ出力に一致する符号ワードが受信した符号として選
択される。ここでいう“最大”とは典型的には受信した
符号ワード中の各ビットと一致するサンプルの機能とし
て最大であることを意味する。例えばマックグラウヒル
社（McGraw−Hill）のジェイ・ジープロアキス（J.G.Pr
oakis）による“ディジタルコミュニケーションズ（Dig
ital Communications）を参照されたし。
厳密決定復号化とは、受信したビットの各々に対応す
るサンプルが量子化される（たいてい０又は１の２つ）
チャネル信号の復号化のことをいう。上記プロアキス
（Proakis）265頁以下を参照されたし。
るサンプルが量子化される（たいてい０又は１の２つ）
チャネル信号の復号化のことをいう。上記プロアキス
（Proakis）265頁以下を参照されたし。
広汎性ビテルビアルゴリズム 第１図は広汎性ビテルビアルゴリズムが本件発明の重
要な形態に従って有利に利用されている方法を説明して
いる。
要な形態に従って有利に利用されている方法を説明して
いる。
第１図には、情報をデータ源100から伝送チャネル130
を通って受信位置へ通信するためのシステムが示されて
いる。もし、このシステムに対し音声信号が用いられる
場合には、データ源100はこの様な音声信号をディジタ
ル信号のフレームへ変換させる、周知の手段を含むであ
ろう。
を通って受信位置へ通信するためのシステムが示されて
いる。もし、このシステムに対し音声信号が用いられる
場合には、データ源100はこの様な音声信号をディジタ
ル信号のフレームへ変換させる、周知の手段を含むであ
ろう。
ブロック符号器110は適切な冗長、つまりパリティ検
査ビットを加えるために用いられ、これは、データ源10
0の出力に接続され、前述のデータ源100の前に接続され
る。任意の標準形であるブロック符号器110は、例えば
上記リンとコステロの参照に述べられている。本件発明
のすべての応用がブロック符号化に有利に用いられる訳
ではないので、ブロック符号器110は随意的なものとし
て第１図に示されている。
査ビットを加えるために用いられ、これは、データ源10
0の出力に接続され、前述のデータ源100の前に接続され
る。任意の標準形であるブロック符号器110は、例えば
上記リンとコステロの参照に述べられている。本件発明
のすべての応用がブロック符号化に有利に用いられる訳
ではないので、ブロック符号器110は随意的なものとし
て第１図に示されている。
たたみこみ符号器120は標準設計のものであり、当業
者によってデータ速度を伝送チャネル特性のようなシス
テムパラメータにもとづいて選択されよう。第２図は、
本件発明の広汎性ビテルビアルゴリズムを以下に説明す
るために述べられるたたみ込み符号器を示している。
者によってデータ速度を伝送チャネル特性のようなシス
テムパラメータにもとづいて選択されよう。第２図は、
本件発明の広汎性ビテルビアルゴリズムを以下に説明す
るために述べられるたたみ込み符号器を示している。
変調器125は伝送チャネル130上に適合する任意の形で
ある。一般に、チャネル130はノイズ及び他の損傷、例
えば周波数及び位相歪みを示し、他の種々のフェーディ
ング特性を示す。適切な場合つまり、重要チャネルのフ
ェーディングが予期された場合、復調（あるいは符号
化）処理の一部として、隣接フレームから情報をインタ
ーリーブすることは便利となる。これは、複数性のフレ
ームを介するフェード効果を分散する機能を有する。し
たがって、任意の信号フレーム上の効果を小さくする。
この様な技法はこの技術分野では良く知られている。
ある。一般に、チャネル130はノイズ及び他の損傷、例
えば周波数及び位相歪みを示し、他の種々のフェーディ
ング特性を示す。適切な場合つまり、重要チャネルのフ
ェーディングが予期された場合、復調（あるいは符号
化）処理の一部として、隣接フレームから情報をインタ
ーリーブすることは便利となる。これは、複数性のフレ
ームを介するフェード効果を分散する機能を有する。し
たがって、任意の信号フレーム上の効果を小さくする。
この様な技法はこの技術分野では良く知られている。
第１図における復調器140は変調器125によって提供さ
れた変調に対して相補的な動作をする標準の復調を行な
う。復調器140からの出力は、復号器145へ供給される。
復号器145は、数種の応用では、ブロックエンコーダ110
に対して相補的な、随意のブロック符号器を含むことが
できる。しかし、このブロック符号器は第５図との関連
において以下でより詳しい記述をするため、現記述では
説明を省く。同様に、もしインターリーブ、又はビット
（符号）の集合が送信機へ適用されるとしたら、その
時、この過程は、受信機において標準形のデ・インター
リーブによって逆になる。ブロック150は後により詳し
く述べられる、広汎性ビテルビアルゴリズムを示してい
る。現目的のためには、復号器150がデータ源100によっ
て実際に伝送されたデータシーケンスの最大見込み候補
を提供することに注意すれば十分である。加えて、復号
器150は又候補が復号器において利用できる他の実行可
能候補より類似であるか否かを指示するための表示（又
はフラグ）を提供する。
れた変調に対して相補的な動作をする標準の復調を行な
う。復調器140からの出力は、復号器145へ供給される。
復号器145は、数種の応用では、ブロックエンコーダ110
に対して相補的な、随意のブロック符号器を含むことが
できる。しかし、このブロック符号器は第５図との関連
において以下でより詳しい記述をするため、現記述では
説明を省く。同様に、もしインターリーブ、又はビット
（符号）の集合が送信機へ適用されるとしたら、その
時、この過程は、受信機において標準形のデ・インター
リーブによって逆になる。ブロック150は後により詳し
く述べられる、広汎性ビテルビアルゴリズムを示してい
る。現目的のためには、復号器150がデータ源100によっ
て実際に伝送されたデータシーケンスの最大見込み候補
を提供することに注意すれば十分である。加えて、復号
器150は又候補が復号器において利用できる他の実行可
能候補より類似であるか否かを指示するための表示（又
はフラグ）を提供する。
もし、伝送される情報が音声情報である場合には、音
声信号の符号化されたフレームは、決定ブロック160、
ブロック170、180によって表わさる機能に従って処理さ
れる。もし、伝送される情報が任意（音声ではない）の
データであるとしたら、ブロック185、190及び195によ
って示される操作が関係するであろう。いずれの場合に
おいても検査は、候補データシーケンスに帰されるべき
信頼性度合を示すグラフの表示に対してなされる。
声信号の符号化されたフレームは、決定ブロック160、
ブロック170、180によって表わさる機能に従って処理さ
れる。もし、伝送される情報が任意（音声ではない）の
データであるとしたら、ブロック185、190及び195によ
って示される操作が関係するであろう。いずれの場合に
おいても検査は、候補データシーケンスに帰されるべき
信頼性度合を示すグラフの表示に対してなされる。
ブロック160において示された検査が“フラグセット
無し”の結果を生じた時、この候補シーケンス（音声情
報の復号されたフレーム）は受け入れられる。もしフラ
グが見つかったら、フレームは受け入れられない。その
代わり、音声情報のフレームの再判断を受け負わされ
る。これは、音声通信中のフレームからフレームへ存在
する冗長度を用いることで典型的に完遂される。この様
な再判断の特殊は技法を以下に述べる。
無し”の結果を生じた時、この候補シーケンス（音声情
報の復号されたフレーム）は受け入れられる。もしフラ
グが見つかったら、フレームは受け入れられない。その
代わり、音声情報のフレームの再判断を受け負わされ
る。これは、音声通信中のフレームからフレームへ存在
する冗長度を用いることで典型的に完遂される。この様
な再判断の特殊は技法を以下に述べる。
似た方法で非音声情報を処理中でブロック185によっ
て示される検査が実行されている時に、フラグセット無
しであった時は、その非音声情報のフレームは受け入れ
られる。
て示される検査が実行されている時に、フラグセット無
しであった時は、その非音声情報のフレームは受け入れ
られる。
ブロック185によって示された検査が成される時にフ
ラグがセットされているが見い出されたとしたら、その
時は訂正動作、典型的には伝送位置に送り戻されるブロ
ックの再送信要求が適用される。これは第１図の190と
して示されている。ブロックエンコーダ110によって導
入されるフレーム内冗長度を用いたの好ましい選択を以
下に述べる。
ラグがセットされているが見い出されたとしたら、その
時は訂正動作、典型的には伝送位置に送り戻されるブロ
ックの再送信要求が適用される。これは第１図の190と
して示されている。ブロックエンコーダ110によって導
入されるフレーム内冗長度を用いたの好ましい選択を以
下に述べる。
広汎性ビテルビアルゴリズムの実行 広汎性ビテルビアルゴリズムの並列及び直列型を実行
する技法を述べる。並列型の広汎性ビテルビアルゴリズ
ムに対してＬ個の最類似候補を確認する仕事がたたみこ
みのビテルビ・アルゴリズムとは多少異なる構造を持つ
トレリスを通る一つのパスで達成される。直列のアルゴ
リズムは、通常のビテルビアルゴリズムと関連する同じ
複雑な要素を持つトレリス構造を通る連続的なパスを用
いて実行される。
する技法を述べる。並列型の広汎性ビテルビアルゴリズ
ムに対してＬ個の最類似候補を確認する仕事がたたみこ
みのビテルビ・アルゴリズムとは多少異なる構造を持つ
トレリスを通る一つのパスで達成される。直列のアルゴ
リズムは、通常のビテルビアルゴリズムと関連する同じ
複雑な要素を持つトレリス構造を通る連続的なパスを用
いて実行される。
アルゴリズムは４つの状態の能率Ｒ＝1/2たたみこみ
符号が例として説明される。他のコードに対する一般形
は、容易に追従する。全体を通して、記述的フレーム化
されたたたみこみ符号を用いて進め、（一般性を損なう
ことなく）ここでは、たたみこみ符号に関連するトレリ
スは一つの既知状態に終結する。これは、通常手法にお
いて、データブロックの終りにＭ既知情報（典型的には
０）を加えることによって遂成される。
符号が例として説明される。他のコードに対する一般形
は、容易に追従する。全体を通して、記述的フレーム化
されたたたみこみ符号を用いて進め、（一般性を損なう
ことなく）ここでは、たたみこみ符号に関連するトレリ
スは一つの既知状態に終結する。これは、通常手法にお
いて、データブロックの終りにＭ既知情報（典型的には
０）を加えることによって遂成される。
第２図を参照すると、符号器例が示されているビット
の入力シーケンスは、入力200へ時間ごと１ビットが印
加される。これらビットは、シフトレジスタステージ21
0を通過し、順番に、シフトレジスタステージ220を通過
する。第２図に示されているように、シフトレジスタス
テージの入力と出力を、排他的論理和回路230と240は入
力として受け取り、これら出力はノード250と260上に表
われる。マルチプレクサ270は各々の入力ビット周期の
間、これら出力ノード（ノード260が最初）のサンプル
を取る。したがって、マルチプレクサ270は、ノード280
において、入力ビットが、入力ノード200へ供給される
割合で２度、出力ビットを提供する。これは能率Ｒ＝1/
2を定義する。入力データは等しい確立を有する０と１
の値を取る。チャネル符号器の出力は、０→＋1;1→１
という写像に従って符号＋１と−１へ写像する。
の入力シーケンスは、入力200へ時間ごと１ビットが印
加される。これらビットは、シフトレジスタステージ21
0を通過し、順番に、シフトレジスタステージ220を通過
する。第２図に示されているように、シフトレジスタス
テージの入力と出力を、排他的論理和回路230と240は入
力として受け取り、これら出力はノード250と260上に表
われる。マルチプレクサ270は各々の入力ビット周期の
間、これら出力ノード（ノード260が最初）のサンプル
を取る。したがって、マルチプレクサ270は、ノード280
において、入力ビットが、入力ノード200へ供給される
割合で２度、出力ビットを提供する。これは能率Ｒ＝1/
2を定義する。入力データは等しい確立を有する０と１
の値を取る。チャネル符号器の出力は、０→＋1;1→１
という写像に従って符号＋１と−１へ写像する。
より一般的にはたたみこみ符号器は３個の要素から成
る集合（n,k,M）によって特徴づけられる。ここで、ｎ
はすべてｋ個の入力ビットのための出力ビットの数、Ｍ
はシフトレジスタ中のＫビットステージの数を示す。こ
の特徴を用いると第２図の符号器は（2,1,2）符号器で
ある。
る集合（n,k,M）によって特徴づけられる。ここで、ｎ
はすべてｋ個の入力ビットのための出力ビットの数、Ｍ
はシフトレジスタ中のＫビットステージの数を示す。こ
の特徴を用いると第２図の符号器は（2,1,2）符号器で
ある。
良く知られている様に、たたみこみ符号器の動作は、
トレリスダイアグラムか状態ダイアフラムかステージテ
ーブルのいずれかの表現によって完全に記述され得る。
トレリスダイアグラムか状態ダイアフラムかステージテ
ーブルのいずれかの表現によって完全に記述され得る。
第３図は第２図の符号器の状態ダイアグラム（トレリ
スに相当する第ｉステージと同等）である。２つのシス
トレジスタがあることから、第３図に示す様に、４つの
実行可能状態、SOからSfが存在し、それぞれにビットパ
ターン00、01、10、及び11が存在する。第２図のエンコ
ーダが二進たたみこみ符号器であるから、それぞれの状
態に２つの出入りの分枝が存在する。入力ビットは状態
移行を決定する。第３図のトレリス区分は、等ｉトレリ
スレベル（時間ｉ−１での状態から時間ｉでの他の状態
への移行に相当）を示す。
スに相当する第ｉステージと同等）である。２つのシス
トレジスタがあることから、第３図に示す様に、４つの
実行可能状態、SOからSfが存在し、それぞれにビットパ
ターン00、01、10、及び11が存在する。第２図のエンコ
ーダが二進たたみこみ符号器であるから、それぞれの状
態に２つの出入りの分枝が存在する。入力ビットは状態
移行を決定する。第３図のトレリス区分は、等ｉトレリ
スレベル（時間ｉ−１での状態から時間ｉでの他の状態
への移行に相当）を示す。
長さＮの符号のための第２図の符号器の全トレリス又
は第４図に示されている。ここで、ＮはＫービット情報
副ブロック（例としてｋ＝１）の数を示す。各ステージ
ｉにおいて、下向き分枝が１の入力に相当する一方、時
間ｉにおいて状態をそのままにする上向き分枝は０の入
力に相当する。このトレリスはＮ＋Ｍ＋１個と等しいス
テージの数を持ち、引用した例では８コのステージを有
すると見ることができる。仮定された様に、シーケンス
の符号化は常にS0で始まり、S0へ戻る。従って、入力シ
ーケンス0000000（５つの情報ビットとＭ＝２のフレー
ムを終了させるための零値にされた“尾”ビット）に対
しては第２図の符号器によって生成された符号化シーケ
ンスは00 00 00 00 00 00 00である。
は第４図に示されている。ここで、ＮはＫービット情報
副ブロック（例としてｋ＝１）の数を示す。各ステージ
ｉにおいて、下向き分枝が１の入力に相当する一方、時
間ｉにおいて状態をそのままにする上向き分枝は０の入
力に相当する。このトレリスはＮ＋Ｍ＋１個と等しいス
テージの数を持ち、引用した例では８コのステージを有
すると見ることができる。仮定された様に、シーケンス
の符号化は常にS0で始まり、S0へ戻る。従って、入力シ
ーケンス0000000（５つの情報ビットとＭ＝２のフレー
ムを終了させるための零値にされた“尾”ビット）に対
しては第２図の符号器によって生成された符号化シーケ
ンスは00 00 00 00 00 00 00である。
符号化の記述およびトレリス構造の語によって便宜的
に述べられた他の文章において、いつものように典型と
して総零シーケンスを用いることは、便利さを提供す
る。追従の結果は一般性においてこれらによって制限さ
れない。
に述べられた他の文章において、いつものように典型と
して総零シーケンスを用いることは、便利さを提供す
る。追従の結果は一般性においてこれらによって制限さ
れない。
たたみこみ符号器への入力シーケンスはＵ ＝（U1…UN） ここで、U1はＫビット副ブロックである。Ｕは配列Ｖへ
の末端の後符号化されるＶ ＝（V1，…，VN+M） ここで、Viはｎビット副ブロックである。出力の末端は
Ｍ既知ｎビット副ブロックから成る。
の末端の後符号化されるＶ ＝（V1，…，VN+M） ここで、Viはｎビット副ブロックである。出力の末端は
Ｍ既知ｎビット副ブロックから成る。
この符号化したシーケンスは、その時チャネルを通し
てｒ ＝（r1，…，rN+M） として送信、受信される。
てｒ ＝（r1，…，rN+M） として送信、受信される。
ｒの復号化において、ビテルビアルゴリズムはログ尤
度関数log（ｒ｜Ｖ）を計算する。このlogP（ｒ｜Ｖ）
は用いられている符号に関連するトレリスの、パスＶに
関連する距離として知られている。この距離はパスＶの
分岐に対応する個々の分枝距離logP（r|V）の総和とし
て計算される。パスの最初のｊ分枝の部分パス距離は、
その時 として計算される。
度関数log（ｒ｜Ｖ）を計算する。このlogP（ｒ｜Ｖ）
は用いられている符号に関連するトレリスの、パスＶに
関連する距離として知られている。この距離はパスＶの
分岐に対応する個々の分枝距離logP（r|V）の総和とし
て計算される。パスの最初のｊ分枝の部分パス距離は、
その時 として計算される。
ビテルビは、最尤度シーケンス（すなわち、トレリス
を通る最大尤度パスと関連するシーケンス）は、ある時
間における一つの分枝の反復仕様中の処理ｒによって見
い出すことができる。それぞれのステップにおいて、各
々の状態にはいるすべてのパスの距離が比較され、そし
て最大距離（生存と称する）を有するパスが、距離とし
て記憶される。伝送シーケンスのための最大尤度候補に
達することに使用されるこの詳述した計算は、上記のリ
ンとコステロの本の様な参照文献に見い出すことができ
るので、ここでは再述しない。
を通る最大尤度パスと関連するシーケンス）は、ある時
間における一つの分枝の反復仕様中の処理ｒによって見
い出すことができる。それぞれのステップにおいて、各
々の状態にはいるすべてのパスの距離が比較され、そし
て最大距離（生存と称する）を有するパスが、距離とし
て記憶される。伝送シーケンスのための最大尤度候補に
達することに使用されるこの詳述した計算は、上記のリ
ンとコステロの本の様な参照文献に見い出すことができ
るので、ここでは再述しない。
この記述は従ってメモリのないチャネルを仮定する。
しかしながら、もし、チャネルがメモリを持っていると
したら、その時はインターリーブとして知られる技法
が、上記の様に、信号をあるフレームから近くのフレー
ムへの分配するのに用いることができる。これは、受信
機における非インターリーブ上において、受信された１
つ又は数個の隣接したフレームからの有益な情報を消
去、又は極端に劣化させてしまう誤りを、分散する効果
を持っている。（to be contcnue） 従って、この様なチャネルが遭遇したとき、第１図中
の変調器125が、実際のチャネル変調の前に、この良く
知られたインターリーブ機能を組み込むことを考慮する
のは便利となる。同様に、復調器140は、変調の前に、
信号の順序を再記憶するためこのインターリーブの逆を
この場合は含む。
しかしながら、もし、チャネルがメモリを持っていると
したら、その時はインターリーブとして知られる技法
が、上記の様に、信号をあるフレームから近くのフレー
ムへの分配するのに用いることができる。これは、受信
機における非インターリーブ上において、受信された１
つ又は数個の隣接したフレームからの有益な情報を消
去、又は極端に劣化させてしまう誤りを、分散する効果
を持っている。（to be contcnue） 従って、この様なチャネルが遭遇したとき、第１図中
の変調器125が、実際のチャネル変調の前に、この良く
知られたインターリーブ機能を組み込むことを考慮する
のは便利となる。同様に、復調器140は、変調の前に、
信号の順序を再記憶するためこのインターリーブの逆を
この場合は含む。
メモリを表示しているチャネルにおいては、トレリス
を通る一部及び完全なパスの距離は、一般に、再尤度測
定と対応せず、むしろ品質又は良さの他の等価ないくつ
かの測定に対応することに注意すべきである。
を通る一部及び完全なパスの距離は、一般に、再尤度測
定と対応せず、むしろ品質又は良さの他の等価ないくつ
かの測定に対応することに注意すべきである。
この様な距離は、この分野の多くの普通の応用におい
て良く知られている。
て良く知られている。
並列形の広汎性ビテルビアルゴリズム ノイズを付加された受信配列のためのＬ個の最類似既
伝送シーケンスの計算を実行するステップは、並列形の
広汎性ビテルビ・アルゴリズムを用いて記述されるであ
ろう。広汎性ビテルビアルゴリズムが基になっている重
要は発見は、包括的なＬ個の最良復号候補を見つけるた
めに、すべてのレベルにおいての各々の状態へのＬ個の
最良候補を見つけ又保持することが必要でかつ十分であ
るということである。
伝送シーケンスの計算を実行するステップは、並列形の
広汎性ビテルビ・アルゴリズムを用いて記述されるであ
ろう。広汎性ビテルビアルゴリズムが基になっている重
要は発見は、包括的なＬ個の最良復号候補を見つけるた
めに、すべてのレベルにおいての各々の状態へのＬ個の
最良候補を見つけ又保持することが必要でかつ十分であ
るということである。
この発見は、Ｌ＝２の場合において立証される。特
に、２つの包括的最良パス（つまり完全トレリスへ移行
するパス）を放出するためには、すべてのトレリスレベ
ルにおいてのそれぞれの状態への２つの最良パスを見つ
け、又は保持することが必要十分であることが示される
であろう。
に、２つの包括的最良パス（つまり完全トレリスへ移行
するパス）を放出するためには、すべてのトレリスレベ
ルにおいてのそれぞれの状態への２つの最良パスを見つ
け、又は保持することが必要十分であることが示される
であろう。
この必要条件は以下の事実による。つまり、包括的な
第２の最良パスは、少なくともトレリスの一部を包括的
最良パスとは異なるという事実である。最後に、それは
ある時間において最良パスを再合流する。もし、この再
合流が生じる（優先が知られていない）状態への第２の
最良パスが見い出せなければ、その時、包括的第二の最
良パスは全く知られないのである。
第２の最良パスは、少なくともトレリスの一部を包括的
最良パスとは異なるという事実である。最後に、それは
ある時間において最良パスを再合流する。もし、この再
合流が生じる（優先が知られていない）状態への第２の
最良パスが見い出せなければ、その時、包括的第二の最
良パスは全く知られないのである。
この十分条件は以下の事実による。つまり候補、すな
わち、より良い距離を有する第２の最良候補が存在する
という理由から第３最良候補（又はより下位）は第２の
最良候補となるための生き残り（サバイバ）にはなり得
ないということ事実である。この二つの最良パスを計算
するために要求される処理をこれから述べる。
わち、より良い距離を有する第２の最良候補が存在する
という理由から第３最良候補（又はより下位）は第２の
最良候補となるための生き残り（サバイバ）にはなり得
ないということ事実である。この二つの最良パスを計算
するために要求される処理をこれから述べる。
復号化は時間ｉ＝０で始まる。ここで、見い出された
最良パス及び第二の最良パスの累積距離は、知られた初
期状態に対しては０に初期化され、残りの状態に対して
は非常に大きい負の値に初期化される。時間ｉ−１でS0
(i-1)（上付きは、時間を示す）への２つの最も類似す
るパスが、見い出されたと仮定する。時間ｉでは、S0
(i)を出発する４つのパスが存在しそれはS0 (i-1)とS1
(i-1)の各々からの２つのパスである。S0 (i-1)からS0
(i)への拡張は、 Δλ＝ri1・Xi1+ri2・Xi2 ＝ri1+Xi2 によって与えられる増加距離の計算を必要とする。ここ
で、それぞれトレリスレベル（又はステージ）ｉにおい
てri1とri2は受信符号（実数）であり、Xi1、Xi2はトレ
リス分枝符号（＋１又は−1;＋１、−１又はS0 (i-1)か
らS0 (i)への移行のためのもの）である。この増加距離
は、S0 (i-1)において、二つの生き残りの累積距離に加
えられる。従って、S0 (i-1)からS0 (i)へ拡張する２つの
パスの累積距離が与えられる。同様の計算はS1 (i-1)か
らS0 (i)の二つのパスの拡張まで行なわれる。
最良パス及び第二の最良パスの累積距離は、知られた初
期状態に対しては０に初期化され、残りの状態に対して
は非常に大きい負の値に初期化される。時間ｉ−１でS0
(i-1)（上付きは、時間を示す）への２つの最も類似す
るパスが、見い出されたと仮定する。時間ｉでは、S0
(i)を出発する４つのパスが存在しそれはS0 (i-1)とS1
(i-1)の各々からの２つのパスである。S0 (i-1)からS0
(i)への拡張は、 Δλ＝ri1・Xi1+ri2・Xi2 ＝ri1+Xi2 によって与えられる増加距離の計算を必要とする。ここ
で、それぞれトレリスレベル（又はステージ）ｉにおい
てri1とri2は受信符号（実数）であり、Xi1、Xi2はトレ
リス分枝符号（＋１又は−1;＋１、−１又はS0 (i-1)か
らS0 (i)への移行のためのもの）である。この増加距離
は、S0 (i-1)において、二つの生き残りの累積距離に加
えられる。従って、S0 (i-1)からS0 (i)へ拡張する２つの
パスの累積距離が与えられる。同様の計算はS1 (i-1)か
らS0 (i)の二つのパスの拡張まで行なわれる。
４つの拡張の外側においては、最も高い累積距離を有
する二つのパスが、さらなるS0 (i)への拡張のために選
ばれ、保持される。同様の計算が他の状態のすべてにつ
いて行なわれる。最終的に、このテルリスは、既知の状
態へ収束し、この状態に収束する２つの残ったパスが最
大類似候補及び第２最大類似候補（命令のパス距離を有
する）として放出される。これらは最良のパス及び第２
最良パスと呼ばれる。
する二つのパスが、さらなるS0 (i)への拡張のために選
ばれ、保持される。同様の計算が他の状態のすべてにつ
いて行なわれる。最終的に、このテルリスは、既知の状
態へ収束し、この状態に収束する２つの残ったパスが最
大類似候補及び第２最大類似候補（命令のパス距離を有
する）として放出される。これらは最良のパス及び第２
最良パスと呼ばれる。
このＬ個の最大類似候補を見つけるためのアルゴリズ
ムに対するこの例の拡張は、Ｌ個の最大類似候補がすべ
てのレベルで各々の状態のために見い出されることを要
求する。二進数において、能率1/n（ｎ≧２）のたたみ
こみ符号には、それから最良のＬ個が選択されるそれぞ
れの状態に到達する2L個のパスが存在する。
ムに対するこの例の拡張は、Ｌ個の最大類似候補がすべ
てのレベルで各々の状態のために見い出されることを要
求する。二進数において、能率1/n（ｎ≧２）のたたみ
こみ符号には、それから最良のＬ個が選択されるそれぞ
れの状態に到達する2L個のパスが存在する。
非二進数トレリスを有する高能率符号への一般化はす
でに完成している。例えば1987年プレンティスホール
（Prentice Hall）のエス・ベネデット（S.Benedetto）
他著の“ディジタル トランスミッション セオリー
（Digital Transmisson Theory）”を参照のこと。これ
には、このような高能率符号の記述がある。
でに完成している。例えば1987年プレンティスホール
（Prentice Hall）のエス・ベネデット（S.Benedetto）
他著の“ディジタル トランスミッション セオリー
（Digital Transmisson Theory）”を参照のこと。これ
には、このような高能率符号の記述がある。
同様に、規則的なコードを基にした高能率なたたみこ
み符号へのこれら技法の応用は簡単である。1988年４月
IEEE Trans.Comm.Vol COM−36、389頁から400頁に掲載
のハゲナウア（Hagenauer）の“レート コンパチブル
パンクチュード コンボリューショナル コーズ ア
ンド ゼア アプリケーションズ（Rate Compatible Pu
nctured Convolutional Codes（RCPC Codes）and Their
Applications）”を参照のこと。これには、この様子
符号が述べられている。
み符号へのこれら技法の応用は簡単である。1988年４月
IEEE Trans.Comm.Vol COM−36、389頁から400頁に掲載
のハゲナウア（Hagenauer）の“レート コンパチブル
パンクチュード コンボリューショナル コーズ ア
ンド ゼア アプリケーションズ（Rate Compatible Pu
nctured Convolutional Codes（RCPC Codes）and Their
Applications）”を参照のこと。これには、この様子
符号が述べられている。
並列アルゴリズムの実行的考察 大きさ2M×（Ｎ＋Ｍ）のＬ個のアレーを維持すること
は、並列型の広汎性ビテルビアルゴリズムの実行におい
て、便利さを提供する。ここで、2Mは状態の数であり、
Ｎは１フレーム当りの情報ビットの数である。第ｌ配列
中の第ijの入口は、 と表示され１ｉ2M;1ｊ（Ｎ＋Ｍ）である。
は、並列型の広汎性ビテルビアルゴリズムの実行におい
て、便利さを提供する。ここで、2Mは状態の数であり、
Ｎは１フレーム当りの情報ビットの数である。第ｌ配列
中の第ijの入口は、 と表示され１ｉ2M;1ｊ（Ｎ＋Ｍ）である。
は状態Si-1と時間瞬間ｊにおける第ｌ最良パスの軌跡の
記録である。このパスの軌跡は （ｉ）時間ｊ−１におけるパスによって生じる状態、お
よび （ii）時間ｊ−１におけるパスによって生じる状態の最
良ｌ生き残り比較順位 によって完全に明記される。この情報はアルゴリズムの
第１の“前方”通過の間に評価される。この第２のステ
ップは本質的には終了追跡ステップであり、ここで、我
々は第ｌの最良候補を放出し、又放出された最初の情報
ビットはトレリスレベルＮに対応し、放出された最後の
ビットはトレリスレベルＬ（時間的逆転シーケンス）に
対応する。
記録である。このパスの軌跡は （ｉ）時間ｊ−１におけるパスによって生じる状態、お
よび （ii）時間ｊ−１におけるパスによって生じる状態の最
良ｌ生き残り比較順位 によって完全に明記される。この情報はアルゴリズムの
第１の“前方”通過の間に評価される。この第２のステ
ップは本質的には終了追跡ステップであり、ここで、我
々は第ｌの最良候補を放出し、又放出された最初の情報
ビットはトレリスレベルＮに対応し、放出された最後の
ビットはトレリスレベルＬ（時間的逆転シーケンス）に
対応する。
以下の二者択一の実行は第２の最良パスを見つけるた
めの記憶装置を縮少させる結果となる。こ実行では、第
２の最良パスが、最良パスから分岐した後、第５図Ａに
示されている様に後の時間で再合流し、二度と分岐しな
いという事実に基づいている。
めの記憶装置を縮少させる結果となる。こ実行では、第
２の最良パスが、最良パスから分岐した後、第５図Ａに
示されている様に後の時間で再合流し、二度と分岐しな
いという事実に基づいている。
これは再合流（第５図Ｂに示す様な）の後であるとい
う理由から最良パスは存在しているトレリススパンを介
して最高の距離を持つことになる。この様な、再合流の
後の最良パスからの分岐は（第5B図に示されるよう
に）、分岐なしの候補より小さく（良くない）距離を有
する候補に帰着するであろう。これを意にとめれば、２
つのアレーつまり2M×（Ｎ＋Ｍ）の主要パス状態アレー
と大きさ2M×１の補助アレーを保持することは便利さを
提供する。
う理由から最良パスは存在しているトレリススパンを介
して最高の距離を持つことになる。この様な、再合流の
後の最良パスからの分岐は（第5B図に示されるよう
に）、分岐なしの候補より小さく（良くない）距離を有
する候補に帰着するであろう。これを意にとめれば、２
つのアレーつまり2M×（Ｎ＋Ｍ）の主要パス状態アレー
と大きさ2M×１の補助アレーを保持することは便利さを
提供する。
主要パス状態アレーの入口Eijは時間ｊにおける状態S
i-1に収束する最良パスの軌跡の概要である。軌跡はこ
のパスによって時間ｊ−１において生じる状態によっ
て、唯一特定される。
i-1に収束する最良パスの軌跡の概要である。軌跡はこ
のパスによって時間ｊ−１において生じる状態によっ
て、唯一特定される。
補助アレーの第i1入口は、Ei1′として表示される。
この要素Ei1′は、与えられたレベルでの状態Si-1への
第二の最良パスが、同じ状態を通して最初に最良パスと
再合流する時間の瞬間である。この情報は、すべての時
間の瞬間において更新される。（上記において、時間の
瞬間はトリレスステージ又はトリレスレベルに関連す
る。）最後にトレリスは既知状態へ収束、つまりすべて
零状態となる。
この要素Ei1′は、与えられたレベルでの状態Si-1への
第二の最良パスが、同じ状態を通して最初に最良パスと
再合流する時間の瞬間である。この情報は、すべての時
間の瞬間において更新される。（上記において、時間の
瞬間はトリレスステージ又はトリレスレベルに関連す
る。）最後にトレリスは既知状態へ収束、つまりすべて
零状態となる。
放出された第２最良パスはEl1′から（Ｎ＋Ｍ）への
最良パスと同じであり、El1′は、すべての零状態への
第２最良パスが、この状態への最良パスと最終的に合流
する瞬間の時間である。El1′において、第２の最良パ
スのために放出された状態は、最良のためのものとは異
なる。次のレベルにおける状態へ拡張する。一つのレベ
ルからは２つの状態だけが存在するので、放出のステッ
プが唯一行なわれることができる。瞬時El1′−１にお
いて、アルゴリズムの後方追跡分割は、主要シーケンス
へ切り替わり、第２の最良パスのためにEl1′において
放出された状態の軌跡に沿って続く。
最良パスと同じであり、El1′は、すべての零状態への
第２最良パスが、この状態への最良パスと最終的に合流
する瞬間の時間である。El1′において、第２の最良パ
スのために放出された状態は、最良のためのものとは異
なる。次のレベルにおける状態へ拡張する。一つのレベ
ルからは２つの状態だけが存在するので、放出のステッ
プが唯一行なわれることができる。瞬時El1′−１にお
いて、アルゴリズムの後方追跡分割は、主要シーケンス
へ切り替わり、第２の最良パスのためにEl1′において
放出された状態の軌跡に沿って続く。
この二者択一の実行は第６図の能率1/2コードの場合
の例を通して立証される。ここで最良のシーケンスは総
零パスである。後方追跡は、右から左を指す固定矢印に
よって最良パスのために示されている。更新された補助
アレーは、時間瞬間ｊ＝８において第２パスは最良パス
から分岐することを示す。ここで、最良パスのために放
出された状態はS0であり、それ故に第２の最良パスのた
めには、S1である。ｊ＝７において、第２の最良パスに
よって放出された状態はS2である。ｊ＝６において、放
出された状態はS0であり、この点において、第２最良パ
スは最良パスと合流し、（後方手法において）、放出さ
れたその後の状態は最良パスの状態と同じである。
の例を通して立証される。ここで最良のシーケンスは総
零パスである。後方追跡は、右から左を指す固定矢印に
よって最良パスのために示されている。更新された補助
アレーは、時間瞬間ｊ＝８において第２パスは最良パス
から分岐することを示す。ここで、最良パスのために放
出された状態はS0であり、それ故に第２の最良パスのた
めには、S1である。ｊ＝７において、第２の最良パスに
よって放出された状態はS2である。ｊ＝６において、放
出された状態はS0であり、この点において、第２最良パ
スは最良パスと合流し、（後方手法において）、放出さ
れたその後の状態は最良パスの状態と同じである。
この実行は能率Ｒ＝1/n符号を仮定する。一般のＲ＝K
/nコードでは、各々の状態へ入る2K個のパスが存在す
る。したがって、El1′はＲ＝1/nコードのための上記に
示された情報を含んでいる。加えて、最良パスと再合流
される、第２の最良パスからの状態についての情報をも
含む。
/nコードでは、各々の状態へ入る2K個のパスが存在す
る。したがって、El1′はＲ＝1/nコードのための上記に
示された情報を含んでいる。加えて、最良パスと再合流
される、第２の最良パスからの状態についての情報をも
含む。
計算の必要条件 実行の速度に作用する要素は距離計算であり、そし
て、すべてのトレリスレベルにおける、それぞれの状態
へのＬ個の最良候補の選択でもある。典型的な計算処理
を説明するために、すべてのレベルにおいて、４の増加
距離をＲ＝1/2コードのために評価されなければならな
いことが解る。これらの各々は２回の乗算と１回の加算
を必要とする。各々の状態からのＬ個の生き残りの距離
は、こうして以前の累積距離の増加距離への加算を要求
しつつ更新される。
て、すべてのトレリスレベルにおける、それぞれの状態
へのＬ個の最良候補の選択でもある。典型的な計算処理
を説明するために、すべてのレベルにおいて、４の増加
距離をＲ＝1/2コードのために評価されなければならな
いことが解る。これらの各々は２回の乗算と１回の加算
を必要とする。各々の状態からのＬ個の生き残りの距離
は、こうして以前の累積距離の増加距離への加算を要求
しつつ更新される。
それ故にZM+1Ｌ＋４回の加算の総数を８回の乗算が、
Ｒ＝1/2コードのすべてのトレリスレベルにおいて実行
されることが要求される。
Ｒ＝1/2コードのすべてのトレリスレベルにおいて実行
されることが要求される。
上記距離計算に加えて、すべての状態のために2L個
の、入ってくる候補のなかからＬ個の最良候補が選択さ
れる。これは、2L個の候補が大きさＬ個の２つの順序づ
けられてリストが存在するためＬ個の対の距離比較には
正確さが要求される。例えば、Ｌ＝４の時、距離を有す
る２つの順序リストが存在し、いわば、a1＞b1＞c1＞d1
及びa2＞b2＞c2＞d2である。a1とa2は最初に比較され、
そして、もしa1＞a2（a2＜a1）の時は距離a1（a2）を有
する候補は最良と宣言される。次に比較されるのはb1と
a2、次にa2とa1等である。正確な４組の比較が、この場
合に必要であることは容易に確認され得る。
の、入ってくる候補のなかからＬ個の最良候補が選択さ
れる。これは、2L個の候補が大きさＬ個の２つの順序づ
けられてリストが存在するためＬ個の対の距離比較には
正確さが要求される。例えば、Ｌ＝４の時、距離を有す
る２つの順序リストが存在し、いわば、a1＞b1＞c1＞d1
及びa2＞b2＞c2＞d2である。a1とa2は最初に比較され、
そして、もしa1＞a2（a2＜a1）の時は距離a1（a2）を有
する候補は最良と宣言される。次に比較されるのはb1と
a2、次にa2とa1等である。正確な４組の比較が、この場
合に必要であることは容易に確認され得る。
直列型広汎性ビテルビアルゴリズム 広汎性ビテルビアルゴリズムの直列型は、その時の再
類似パスから始まるＬ個の最大類似候補を計算する。最
初の実行中、通常のビテルビ検索は最類似パスを識別す
るために行なわれる。処理の間に、主要状態アレーが構
成される。この最初の通過の終了時に、既知の開始状態
から、任意のレベルにおける任意の状態へ到達する最良
の道が見い出される。最有力候補がすべて零パスである
と仮定する。これは第７図に示されている部分トレリス
中の実線パスで示されている。Ｌ−１個の最有力パスの
存続が今まで通り見い出される。
類似パスから始まるＬ個の最大類似候補を計算する。最
初の実行中、通常のビテルビ検索は最類似パスを識別す
るために行なわれる。処理の間に、主要状態アレーが構
成される。この最初の通過の終了時に、既知の開始状態
から、任意のレベルにおける任意の状態へ到達する最良
の道が見い出される。最有力候補がすべて零パスである
と仮定する。これは第７図に示されている部分トレリス
中の実線パスで示されている。Ｌ−１個の最有力パスの
存続が今まで通り見い出される。
時間ｊにおいて最高距離の最良全零パスと合流する、
すべての実行可能候補から包括的な第２最良パスが選択
される。これは連続的に行なわれ、ｊ＝０より始まり、
ｊ＝Ｎまで進む。この様な候補を見つけるために時間ｊ
における総零状態を隔離して時間ｊ−１において残って
いる第２の最良候補が時間ｊへ拡張される。この候補は
第７図中の点線によって示されている。
すべての実行可能候補から包括的な第２最良パスが選択
される。これは連続的に行なわれ、ｊ＝０より始まり、
ｊ＝Ｎまで進む。この様な候補を見つけるために時間ｊ
における総零状態を隔離して時間ｊ−１において残って
いる第２の最良候補が時間ｊへ拡張される。この候補は
第７図中の点線によって示されている。
第２に、我々は時間ｊにおいて初めて総零パスと再合
流する、すべての実行可能候補のなかから最良のものを
見い出す（時間ｊ−１における総零パスといまだ合流し
ていない）。この候補は、第７図において一点鎖線によ
り示される。この候補は、包括的最良であるための競争
者であり、総零パスの方を選んで拒否されることに注意
すべきである。それ故に、これら軌跡は最初の実行（通
常のビテルビ検索）の間にすでに記録されている。
流する、すべての実行可能候補のなかから最良のものを
見い出す（時間ｊ−１における総零パスといまだ合流し
ていない）。この候補は、第７図において一点鎖線によ
り示される。この候補は、包括的最良であるための競争
者であり、総零パスの方を選んで拒否されることに注意
すべきである。それ故に、これら軌跡は最初の実行（通
常のビテルビ検索）の間にすでに記録されている。
二つの候補内の最良のものは、その時、競争において
第２最良候補として存続する。最後に残る候補は包括的
第２の最良候補である。この検索が進む間、記録される
必要のあるすべては第２の最良パスが最良パスと再び再
合流する時の時間的瞬時である。これは、１×１の大き
さの補助アレー中に蓄えられる。これは2M×１の大きさ
の補助アレーを必要とする並列アルゴリズムと対照的で
ある。通常のビテルビ検索と補助アレー情報の間に満た
される主要状態アレーにもとづいて、第２の最良パスは
並列アルゴリズムに対して説明されるように見い出すこ
とができる。
第２最良候補として存続する。最後に残る候補は包括的
第２の最良候補である。この検索が進む間、記録される
必要のあるすべては第２の最良パスが最良パスと再び再
合流する時の時間的瞬時である。これは、１×１の大き
さの補助アレー中に蓄えられる。これは2M×１の大きさ
の補助アレーを必要とする並列アルゴリズムと対照的で
ある。通常のビテルビ検索と補助アレー情報の間に満た
される主要状態アレーにもとづいて、第２の最良パスは
並列アルゴリズムに対して説明されるように見い出すこ
とができる。
第３の最良候補の見い出しは、理論系体が一般化され
た後のもう一つの例によって説明する。第８図には包括
的最良パスと包括的第２の最良パスが示されている。第
２の最良パスはｊ＝d1における最初の分岐後の、ｊ＝d2
において始めて最良パスと再合流する。最良パスに沿っ
た各々の時間的瞬間ｊにおいて行なわれる基本的な計算
は以下の通りである：包括的第３最良でいるためのｊ−
１において生き残る最良候補が時間ｊへ拡張される。次
に、我々は包括的第３最良となるために競合するすべて
のパスの内から最良パスを見つけ、ｊ（時間ｊ−１にお
いてはまだ合流していない）において包括的最良パスと
再合流することを見い出す。
た後のもう一つの例によって説明する。第８図には包括
的最良パスと包括的第２の最良パスが示されている。第
２の最良パスはｊ＝d1における最初の分岐後の、ｊ＝d2
において始めて最良パスと再合流する。最良パスに沿っ
た各々の時間的瞬間ｊにおいて行なわれる基本的な計算
は以下の通りである：包括的第３最良でいるためのｊ−
１において生き残る最良候補が時間ｊへ拡張される。次
に、我々は包括的第３最良となるために競合するすべて
のパスの内から最良パスを見つけ、ｊ（時間ｊ−１にお
いてはまだ合流していない）において包括的最良パスと
再合流することを見い出す。
二つの候補は比較され、２つの内の最良のものがさら
に分子拡張のために生き残る。第８図における実行にお
いて、ｊ＝d2−１の時に第３最良となるために生き残っ
ている候補は、実際にはｊ＝d2−１への第２の最良候補
であることに注意すべきである。これは、第３の最良候
補が包括的第２の最良候補の一部ではないことからそう
なる。このパスは、ｊ＝d2へ拡張し、ｊ＝d2において第
３の最良となるために競う２つの候補の内の１つであ
る。他方の競合者はｊ＝d2への包括的第２の最良候補を
排除し、ｊ＝d2へ再合流するすべての候補の中での最良
である。従って、この競合者は、ｊ＝０とｊ＝d2の間の
包括的第２の最良パスに対する第２の最良候補である。
パスに対して第２の最良を計算する方法が解かったの
で、実行することができる。２つの生き残り内の最良の
ものはさらなる拡張のために生き残る。再帰実行は、２
つのノードＫ＜ｌの間で第ｌ最良候補を見い出す仕事が
第Ｋ最良候補を見い出す仕事に割り込むところで現われ
るということが明らかとなる。
に分子拡張のために生き残る。第８図における実行にお
いて、ｊ＝d2−１の時に第３最良となるために生き残っ
ている候補は、実際にはｊ＝d2−１への第２の最良候補
であることに注意すべきである。これは、第３の最良候
補が包括的第２の最良候補の一部ではないことからそう
なる。このパスは、ｊ＝d2へ拡張し、ｊ＝d2において第
３の最良となるために競う２つの候補の内の１つであ
る。他方の競合者はｊ＝d2への包括的第２の最良候補を
排除し、ｊ＝d2へ再合流するすべての候補の中での最良
である。従って、この競合者は、ｊ＝０とｊ＝d2の間の
包括的第２の最良パスに対する第２の最良候補である。
パスに対して第２の最良を計算する方法が解かったの
で、実行することができる。２つの生き残り内の最良の
ものはさらなる拡張のために生き残る。再帰実行は、２
つのノードＫ＜ｌの間で第ｌ最良候補を見い出す仕事が
第Ｋ最良候補を見い出す仕事に割り込むところで現われ
るということが明らかとなる。
総括すると、最良パスに沿ったそれぞれの瞬間ｊにお
いて、第ｌの最良候補を見い出すことは、この位置での
最有効候補がｊ−１から拡張されることである。瞬時ｊ
（ｊ−１ではない）において最良パスと再合流するこの
位置での最有効候補も又見い出される。２つの競う者の
内の最良のものはさらなる拡張のために生き残る。
いて、第ｌの最良候補を見い出すことは、この位置での
最有効候補がｊ−１から拡張されることである。瞬時ｊ
（ｊ−１ではない）において最良パスと再合流するこの
位置での最有効候補も又見い出される。２つの競う者の
内の最良のものはさらなる拡張のために生き残る。
この記述のＲ＝1/n符号のためであるのに対し、Ｒ＝k
/nのためには、外部アレイが第２の最良パスが最良パス
へ合流した状態についての情報をも含むことだけが変更
の要求である。
/nのためには、外部アレイが第２の最良パスが最良パス
へ合流した状態についての情報をも含むことだけが変更
の要求である。
したがって、直列型広汎性ビテルビアルゴリズムの一
般ステートメントは、以下のステップで要約され得る。
般ステートメントは、以下のステップで要約され得る。
１ ｌ＝０に初期化せよ。
２（ａ）すでに見つけたｌ個の最良生き残り状態シーケ
ンスを含む状態シーケンスアレイ｛配列の大きさＬ×
（Ｎ＋Ｍ）｝を作成せよ。
ンスを含む状態シーケンスアレイ｛配列の大きさＬ×
（Ｎ＋Ｍ）｝を作成せよ。
（ｂ）大きさ2M×（Ｎ＋Ｍ）の状態カウントアレイを形
成せよ。この配列Cijの第ij要素は、時間ｊにおける状
態ｉを通過する包括的ｌ個の最良候補中のパスの数であ
る。
成せよ。この配列Cijの第ij要素は、時間ｊにおける状
態ｉを通過する包括的ｌ個の最良候補中のパスの数であ
る。
３ ｌを１増加させよ。
４ 時間単位ｊにおける状態ｉでの最高距離を有するC
ij＋１個のパスを保持する間、並列型広汎性ビテルビア
ルゴリズムを実行せよ。終了時、即ち、ｊ＝Ｎ＋Ｍのと
き、ｌ個の以前に見出された最良候補にそって第（ｌ＋
１）最良候補が見出される。
ij＋１個のパスを保持する間、並列型広汎性ビテルビア
ルゴリズムを実行せよ。終了時、即ち、ｊ＝Ｎ＋Ｍのと
き、ｌ個の以前に見出された最良候補にそって第（ｌ＋
１）最良候補が見出される。
５ ｌ＝１となるまでステップ３へ行け。
並列アルゴリズムと非類似であるこの直列型広汎性ビ
テルビアルゴリズムは毎時間単位ｊにおいて、それぞれ
の状態へのＬ個の最良パスを見い出す必要がないという
ことに注意すべきである。
テルビアルゴリズムは毎時間単位ｊにおいて、それぞれ
の状態へのＬ個の最良パスを見い出す必要がないという
ことに注意すべきである。
誤り制御に対する広汎性ビテルビアルゴリズムの応用 上記の記述において、収束したテルリスを通してＬ個
の最良パスを明らかにするアルゴリズムを詳述した。こ
れらアルゴリズムはフレーム化したたたみこみ符号を有
する誤り検出を実行するのに適用される。
の最良パスを明らかにするアルゴリズムを詳述した。こ
れらアルゴリズムはフレーム化したたたみこみ符号を有
する誤り検出を実行するのに適用される。
誤り検出は、最類似パスは第２の最類似パスの距離と
の差を比較することにより、広汎性ビテルビアルゴリズ
ムを用いて実行される。そして、もし、その差がプリセ
ット限界Ｔより小さいとしたら、最類似パスは信頼でき
ないものとして宣言される。
の差を比較することにより、広汎性ビテルビアルゴリズ
ムを用いて実行される。そして、もし、その差がプリセ
ット限界Ｔより小さいとしたら、最類似パスは信頼でき
ないものとして宣言される。
この距離は、最尤度復号化としての最適であり、又は
特別な副最適復号器に対する種々の技術的解決に表われ
るであろう。別の“妥当な”距離とすることができる。
これ以上に、距離の選択は広汎性ビテルビアルゴリズム
に対して、又、誤り検出に対するこれら応用に対してク
リティカルではない。最大累積距離に対応するパスは、
（このような距離の妥当な選択を有する）最大類似パス
であり、最良パスと呼ばれる。第２の最大距離を有する
パスは第２の最良パスと呼ばれる。同様に、類似的に、
より小さい距離を有するパスは第３、第４パス等と呼ば
れる、したがって、“最類似”とは、必然性の意味にお
いての最類似（最尤度）を意味するばかりでなくいくつ
かの妥当な“優良”の意味においての最大であることを
表しているもの（パスや候補的）をも意味すると理解し
なければならない。
特別な副最適復号器に対する種々の技術的解決に表われ
るであろう。別の“妥当な”距離とすることができる。
これ以上に、距離の選択は広汎性ビテルビアルゴリズム
に対して、又、誤り検出に対するこれら応用に対してク
リティカルではない。最大累積距離に対応するパスは、
（このような距離の妥当な選択を有する）最大類似パス
であり、最良パスと呼ばれる。第２の最大距離を有する
パスは第２の最良パスと呼ばれる。同様に、類似的に、
より小さい距離を有するパスは第３、第４パス等と呼ば
れる、したがって、“最類似”とは、必然性の意味にお
いての最類似（最尤度）を意味するばかりでなくいくつ
かの妥当な“優良”の意味においての最大であることを
表しているもの（パスや候補的）をも意味すると理解し
なければならない。
従来技術から知られている様に、消去は、音声情報が
含まれるフレーム中の誤りの検出に対し宣言され得、消
去されたフレームは内部フレーム音声冗長度を基づいて
再評価される。これは波形レベル行なうことができる。
これについては1986年12月、IEEE Trans. Acoust．Sp
eech，Signal Processing Vol ASSP 34 1440頁から144
8頁に掲載されているディージェイ・グッドマン（D.J.G
oodman）の“ウェーブーフォーム サブスティテューシ
ョン テクンクシーズ フォー リカバリング ミッシ
ング スピーチ セグメンツ インパケット ボイス
コミュニケーション（Waveform substitution tequnigv
es for recovering nuissng speech segments in Packe
t voice communications）に述べられている。これとは
別に再評価はビットストリームレベルにおいて、例え
ば、フレームからフレームへのある関係が持続すること
が期待される、周波数帯におけるエネルギーとの関係し
ているもののような、スペクトル変数についての量子化
情報を用いて行なわれる。
含まれるフレーム中の誤りの検出に対し宣言され得、消
去されたフレームは内部フレーム音声冗長度を基づいて
再評価される。これは波形レベル行なうことができる。
これについては1986年12月、IEEE Trans. Acoust．Sp
eech，Signal Processing Vol ASSP 34 1440頁から144
8頁に掲載されているディージェイ・グッドマン（D.J.G
oodman）の“ウェーブーフォーム サブスティテューシ
ョン テクンクシーズ フォー リカバリング ミッシ
ング スピーチ セグメンツ インパケット ボイス
コミュニケーション（Waveform substitution tequnigv
es for recovering nuissng speech segments in Packe
t voice communications）に述べられている。これとは
別に再評価はビットストリームレベルにおいて、例え
ば、フレームからフレームへのある関係が持続すること
が期待される、周波数帯におけるエネルギーとの関係し
ているもののような、スペクトル変数についての量子化
情報を用いて行なわれる。
本件発明によれば、信頼できないとして受信されたシ
ーケンス（フレーム）のフラグ動作は受信シーケンスを
消去として取り扱われるようにさせることができる。こ
の様な消去の事象では、Ｌ個の最大候補は広汎性ビテル
ビアルゴリズムによって放出され、そして内部フレーム
冗長度が、Ｌ個の候補から最良を選択するために用いら
れる。これは、消去されたフレームの最初の推定値を生
成するために音声冗長を用いることによって成される。
それはその時、Ｌ個の候補が与えられた音声信号符号器
に対して選択規則を用いて出力するのに最良である、選
択するための基準として用いられる。
ーケンス（フレーム）のフラグ動作は受信シーケンスを
消去として取り扱われるようにさせることができる。こ
の様な消去の事象では、Ｌ個の最大候補は広汎性ビテル
ビアルゴリズムによって放出され、そして内部フレーム
冗長度が、Ｌ個の候補から最良を選択するために用いら
れる。これは、消去されたフレームの最初の推定値を生
成するために音声冗長を用いることによって成される。
それはその時、Ｌ個の候補が与えられた音声信号符号器
に対して選択規則を用いて出力するのに最良である、選
択するための基準として用いられる。
例えば、ダイナミックビット配置を有する、いわゆる
副バンド符号器は、IEEE Journal on Selected Areas i
n Communications,Vol SAC−6 No.2の391頁から409頁に
掲載のコックス（Cox）他著の“ニュー ディレクショ
ンズ インサブ−バンド コーディング（New Directio
ns in Sub−Band Coding）”、1988年、Proc.IEEE Con
t.Acoust,Speech,Signal Processing 235頁から238頁に
掲載のコックスの“ア サブ−バンド コーダー デザ
インド フォー コンビンド ゾース アンド チャネ
ル コーデング（A Sub−Band Coder Designed for Com
bined Source and Channel Coding）”、及び、Proc 38
th IEEE Vehicular（to be cortinue）の139頁から146
頁に掲載のハゲナウア（Hagenaver）共著の“バリアブ
ル−レート サブ−バンド スピーチ コーディング
アンド マッチド チャネル コーディング フォーム
モービル レディオ チャネル（Variable−Rote Sub
−Band Speecb Coding and Matched Channel for Mobil
Radio Channel）”に述べられており、内部フレーム冗
長度を、以前のフレームを基にした現在のフレームを再
評価するために用いることができる。特に、もしＤ−SB
Cコート化フレームが消去されると決定されると、その
消去フレームにすぐつづくシーケンスに最も近い、本件
発明の広汎性ビテルビアルゴリズムから利用され得るＬ
個の候補の１つが消去の再評価として使用され得る。こ
の“近接”は、例えばフレーム対フレーム比較での、い
くつかのビット位置の高い相関々係に基ずくことができ
る。
副バンド符号器は、IEEE Journal on Selected Areas i
n Communications,Vol SAC−6 No.2の391頁から409頁に
掲載のコックス（Cox）他著の“ニュー ディレクショ
ンズ インサブ−バンド コーディング（New Directio
ns in Sub−Band Coding）”、1988年、Proc.IEEE Con
t.Acoust,Speech,Signal Processing 235頁から238頁に
掲載のコックスの“ア サブ−バンド コーダー デザ
インド フォー コンビンド ゾース アンド チャネ
ル コーデング（A Sub−Band Coder Designed for Com
bined Source and Channel Coding）”、及び、Proc 38
th IEEE Vehicular（to be cortinue）の139頁から146
頁に掲載のハゲナウア（Hagenaver）共著の“バリアブ
ル−レート サブ−バンド スピーチ コーディング
アンド マッチド チャネル コーディング フォーム
モービル レディオ チャネル（Variable−Rote Sub
−Band Speecb Coding and Matched Channel for Mobil
Radio Channel）”に述べられており、内部フレーム冗
長度を、以前のフレームを基にした現在のフレームを再
評価するために用いることができる。特に、もしＤ−SB
Cコート化フレームが消去されると決定されると、その
消去フレームにすぐつづくシーケンスに最も近い、本件
発明の広汎性ビテルビアルゴリズムから利用され得るＬ
個の候補の１つが消去の再評価として使用され得る。こ
の“近接”は、例えばフレーム対フレーム比較での、い
くつかのビット位置の高い相関々係に基ずくことができ
る。
もし、要求されるもののすべてが、最類似候補を信頼
できるか否かの情報であるとしたら、誤り検出は又第２
の最類似パスの明確な評価なしに実行され得る。通常の
ビテルビアルゴリズムをわずかに修正するだけでこの目
標は達成される。この潜在的な誤り検出は上記に述べた
様に音声信号の再評価を伝えるのに十分である。
できるか否かの情報であるとしたら、誤り検出は又第２
の最類似パスの明確な評価なしに実行され得る。通常の
ビテルビアルゴリズムをわずかに修正するだけでこの目
標は達成される。この潜在的な誤り検出は上記に述べた
様に音声信号の再評価を伝えるのに十分である。
直列型の場合、最良候補を判断するビテルビアルゴリ
ズムを用いる時と同様の手法で進められる。こ処理は、
その時、連続的に進み、既知の状態から始め、ｊ（ｊ＝
１、２、…、Ｎ）においての最良パスと初めて再合流す
る最長交番が設定されたしきい値量より少しだけ最良距
離と異なる距離を持つかどうかを見い出す。もし、検索
に沿った任意のステージにおいて、このような候補が見
い出された時には、この最良パスは信頼できないものと
して宣言される。
ズムを用いる時と同様の手法で進められる。こ処理は、
その時、連続的に進み、既知の状態から始め、ｊ（ｊ＝
１、２、…、Ｎ）においての最良パスと初めて再合流す
る最長交番が設定されたしきい値量より少しだけ最良距
離と異なる距離を持つかどうかを見い出す。もし、検索
に沿った任意のステージにおいて、このような候補が見
い出された時には、この最良パスは信頼できないものと
して宣言される。
最後に、上記で導入された広汎性ビテルビアルゴリズ
ムの応用の自動繰り返し要求（ARQ）を詳しく述べる。
第９図を参照すると、ここでは、典型的な自動繰り返し
要求システムの流れ図が示されている。
ムの応用の自動繰り返し要求（ARQ）を詳しく述べる。
第９図を参照すると、ここでは、典型的な自動繰り返し
要求システムの流れ図が示されている。
チャネルから受信した信号シーケンスが復調器910の
入口に見られる。この復調器は第１図に示される実質的
に同じ手法の送信機に適用される変調の反対の動作をす
るものである。この復調されたシーケンスはその時、第
９図のブロック920によって示される広汎性ビテルビア
ルゴリズムによって処理される。この広汎性ビテルビア
ルゴリズム復号器は上記に述べた数種の内の任意の形と
することができる。このことは、広汎性ビテルビアルゴ
リズムがＬ個の最良候補シーケンスを提供することを仮
定しているだけである。
入口に見られる。この復調器は第１図に示される実質的
に同じ手法の送信機に適用される変調の反対の動作をす
るものである。この復調されたシーケンスはその時、第
９図のブロック920によって示される広汎性ビテルビア
ルゴリズムによって処理される。この広汎性ビテルビア
ルゴリズム復号器は上記に述べた数種の内の任意の形と
することができる。このことは、広汎性ビテルビアルゴ
リズムがＬ個の最良候補シーケンスを提供することを仮
定しているだけである。
典型的な自動繰り返し要求システムにおいて、源シー
ケンスを有する冗長ビットをも含むことが有利となり、
この冗長ビットは適切なブロック符号のパリティビット
を表わす。従って、広汎性ビットアルゴリズムによって
復号化の後、その後のブロック復号化は、第９図中のブ
ロック930によって示されるように遂しとげられる。
ケンスを有する冗長ビットをも含むことが有利となり、
この冗長ビットは適切なブロック符号のパリティビット
を表わす。従って、広汎性ビットアルゴリズムによって
復号化の後、その後のブロック復号化は、第９図中のブ
ロック930によって示されるように遂しとげられる。
もし、ブロック復号化が誤り表示無しで行なわれたと
したら、すなわち、パリティビットが広汎性ビテルビア
ルゴリズムによって利用される最類似配列のために割り
当てられることが見い出されたらその時は広汎性ビテル
ビアルゴリズムによって提供される最類似シーケンスの
ブロック復号の型は送られたシーケンスの型であると仮
定される。このシーケンスは、ブロック940に示される
様に、利用する応用によるさらなる処理、たとえば音声
及びデータ処理のために送られる。
したら、すなわち、パリティビットが広汎性ビテルビア
ルゴリズムによって利用される最類似配列のために割り
当てられることが見い出されたらその時は広汎性ビテル
ビアルゴリズムによって提供される最類似シーケンスの
ブロック復号の型は送られたシーケンスの型であると仮
定される。このシーケンスは、ブロック940に示される
様に、利用する応用によるさらなる処理、たとえば音声
及びデータ処理のために送られる。
しかしながら、もし第９図のブロック930によって示
されるブロック誤りが、エラーが生じたと表示したら、
伝送したシーケンスの次に類似したシーケンスのため
に、広汎性ビテルビアルゴリズムへ要求が送られる、こ
の第２最類似シーケンスはその時、ブロック復号器によ
って復号され、もし、誤りが無ければ、伝送位置におい
て創作されたシーケンスとして処理するため送られる。
広汎性ビテルビアルゴリズムによって提供された第２の
最類似シーケンスも誤りであることかわかれば、第３お
よび第４の最類似シーケンスに対して要求され、この要
求は、第９図中のブロック940によって示される様な放
出で、誤り無し復号ブロックが、適切であることがわか
るまでなされる。
されるブロック誤りが、エラーが生じたと表示したら、
伝送したシーケンスの次に類似したシーケンスのため
に、広汎性ビテルビアルゴリズムへ要求が送られる、こ
の第２最類似シーケンスはその時、ブロック復号器によ
って復号され、もし、誤りが無ければ、伝送位置におい
て創作されたシーケンスとして処理するため送られる。
広汎性ビテルビアルゴリズムによって提供された第２の
最類似シーケンスも誤りであることかわかれば、第３お
よび第４の最類似シーケンスに対して要求され、この要
求は、第９図中のブロック940によって示される様な放
出で、誤り無し復号ブロックが、適切であることがわか
るまでなされる。
広汎性ビテルビアルゴリズム復号器920によって復号
されるシーケンスが、最類似シーケンスのある数Ｌの試
験の後、誤りの無いことが見い出されない場合、その
時、再伝送の要求は決定ブロック960によって示される
伝送位置へ送り戻される。しかしながら、ブロックデコ
ーダによる評価のために利用できる最類似候補シーケン
スを持つことは、訂正シーケンスが識別されるであろう
可能性を非常に増大させるということに注意しなければ
ならない。これは必要とされる再伝送要求の数を非常に
少なくさせる有益な効果を持つ。
されるシーケンスが、最類似シーケンスのある数Ｌの試
験の後、誤りの無いことが見い出されない場合、その
時、再伝送の要求は決定ブロック960によって示される
伝送位置へ送り戻される。しかしながら、ブロックデコ
ーダによる評価のために利用できる最類似候補シーケン
スを持つことは、訂正シーケンスが識別されるであろう
可能性を非常に増大させるということに注意しなければ
ならない。これは必要とされる再伝送要求の数を非常に
少なくさせる有益な効果を持つ。
以上の記述はこの技術において十分良く知られた独特
の技法を用いることで進められる。この方法とアルゴリ
ズムは特別なプロセッサ又は制御プログラムを参照する
こと無しに述べられている。その代わりに、個々のステ
ップは、この技術に熟知した人が、このようなプロセッ
サ、変調器、プログラム言語や、特定の応用のために有
益で好ましいようなものをたやすく適合すにことができ
るように述べられている。
の技法を用いることで進められる。この方法とアルゴリ
ズムは特別なプロセッサ又は制御プログラムを参照する
こと無しに述べられている。その代わりに、個々のステ
ップは、この技術に熟知した人が、このようなプロセッ
サ、変調器、プログラム言語や、特定の応用のために有
益で好ましいようなものをたやすく適合すにことができ
るように述べられている。
上の記述が本件発明の広汎性ビテルビアルゴリズムの
可能性のある応用の例としてたたみこみ符号の復号に用
いられる一方、この技法はたたみこみ符号以上の応用を
持つことが強調されるべきである。特に、他の方法、例
えばブロック符号で、符号化する信号シーケンスの処理
や、種々の変調技術（例えばトレリス符号化変調、連続
位相変調又はチャネル表示に属する伝統的な周波数変
調、振幅変調、又はチャネル効果を償うためのイコライ
ザーを含む他の処理）に属する信号シーケンスの処理
は、本件発明を用いて達成される。これら及び他の応用
のすべての特徴の統一化は、復号化に関連した時間のそ
れぞれにおいての処理の状態を述べるためにトレリス構
造を利用することである。例えば、1989年２月21日付公
告、V.S.Patent 4,807,253号には、さらに本件発明が有
利であることを立証しているトレリス構造のさらなる記
述がされているので参照されたし。
可能性のある応用の例としてたたみこみ符号の復号に用
いられる一方、この技法はたたみこみ符号以上の応用を
持つことが強調されるべきである。特に、他の方法、例
えばブロック符号で、符号化する信号シーケンスの処理
や、種々の変調技術（例えばトレリス符号化変調、連続
位相変調又はチャネル表示に属する伝統的な周波数変
調、振幅変調、又はチャネル効果を償うためのイコライ
ザーを含む他の処理）に属する信号シーケンスの処理
は、本件発明を用いて達成される。これら及び他の応用
のすべての特徴の統一化は、復号化に関連した時間のそ
れぞれにおいての処理の状態を述べるためにトレリス構
造を利用することである。例えば、1989年２月21日付公
告、V.S.Patent 4,807,253号には、さらに本件発明が有
利であることを立証しているトレリス構造のさらなる記
述がされているので参照されたし。
本件発明の以上の記述は、特に、内部フレーム冗長度
が有利に用いられる時の典型的な応用として音声信号の
処理を用いた。しかしながら、本件発明は他の多くの文
脈中の応用、つまり、このようなフレーム間の冗長度が
期待できるような多くを含むような応用が見い出せると
いうことを理解しなければならない。従って、良く知ら
れているように、視覚的イメージを特徴づける多くのコ
ード化情報は実質的な冗長度を含む。同様に、音声信号
でない可聴周波信号は、ファクシミリ信号として有益な
内部フレーム冗長度をもしばしば含む。それぞれの場合
において、冗長情報は、上記に述べられたコード化した
音声信号の処理のためのものと等価な手法において用い
られることができる。
が有利に用いられる時の典型的な応用として音声信号の
処理を用いた。しかしながら、本件発明は他の多くの文
脈中の応用、つまり、このようなフレーム間の冗長度が
期待できるような多くを含むような応用が見い出せると
いうことを理解しなければならない。従って、良く知ら
れているように、視覚的イメージを特徴づける多くのコ
ード化情報は実質的な冗長度を含む。同様に、音声信号
でない可聴周波信号は、ファクシミリ信号として有益な
内部フレーム冗長度をもしばしば含む。それぞれの場合
において、冗長情報は、上記に述べられたコード化した
音声信号の処理のためのものと等価な手法において用い
られることができる。
本件発明に従った処理が可能な典型的な、イメージを
基にした情報は、符号化技法によって表わされる情報で
あり、この符号化技法は、米国特許出願第359,435号
“パセプチュアリー−チューンド サブ−バンド イメ
ージ コーダー（Perceptually−Tuned Sub−Band Imeg
r Coder）”（J.D.ジョンストントとR.J.サフラネック
（J.D.Johnston and R.J.Safrarek）により1989年、５
月５日出願）に述べられている。そのうえ、米国特許出
願第272,860号“データ コーディング フォー イメ
ージ トランスミッション ユージング ベクター ク
ワンティゼイション（Data Coding for Imagr Transmis
sion Using Vector Quamtization"（テー・キム（T.Ki
m）により1988年11月11日出願）に述べられているタイ
プの符号化は、本件発明に従って有利に処理される。こ
れらの後者の特許出願のおのおのは本件発明の出願人に
譲渡されている。
基にした情報は、符号化技法によって表わされる情報で
あり、この符号化技法は、米国特許出願第359,435号
“パセプチュアリー−チューンド サブ−バンド イメ
ージ コーダー（Perceptually−Tuned Sub−Band Imeg
r Coder）”（J.D.ジョンストントとR.J.サフラネック
（J.D.Johnston and R.J.Safrarek）により1989年、５
月５日出願）に述べられている。そのうえ、米国特許出
願第272,860号“データ コーディング フォー イメ
ージ トランスミッション ユージング ベクター ク
ワンティゼイション（Data Coding for Imagr Transmis
sion Using Vector Quamtization"（テー・キム（T.Ki
m）により1988年11月11日出願）に述べられているタイ
プの符号化は、本件発明に従って有利に処理される。こ
れらの後者の特許出願のおのおのは本件発明の出願人に
譲渡されている。
第１図は、本件発明の一実施例を用いた伝送システムの
一般化したブロック／流れ図； 第２図は、本件発明を説明するのに用いられた従来のた
たみこみ符号器を示す図； 第３図は２図のたたみこみ符号器のための状態図を示す
図； 第４図は、典型的な符号化のための図２のコーダーの完
全トレリス図； 第５図は第5A図と第5B図から成り、本件発明の一形態に
従った第２の最良パスの同一性を簡易表現した図； 第６図は本件発明の一実施例の便利は一覧表情報を示す
図； 第７図は、本件発明の一実施例に従った第２最良パスの
同一性を説明したトリレス図の一部を示す図； 第８図は、本件発明の一実施例に従った第２最良パスの
同一性の他の形態を示す図；および 第９図は、本件発明の汎用性ビテルビ・アルゴリズム
が、ブロックの伝送を用いたシステムで要求される誤り
訂正がもたらす数種の再送信要求を減ずるのにどのよう
に用いることができるかということを示す図である。 （主要部分の符号の説明） 100……データ源 110……ブロック符号器 120……たたみこみ符号器 125……変調器 130……チャネル 140……復調器 150、920……広汎性ビテルビアルゴリズム復号器 160、170、180、185、190、195、960、930、940、950…
…それぞれの機能を有するブロック
一般化したブロック／流れ図； 第２図は、本件発明を説明するのに用いられた従来のた
たみこみ符号器を示す図； 第３図は２図のたたみこみ符号器のための状態図を示す
図； 第４図は、典型的な符号化のための図２のコーダーの完
全トレリス図； 第５図は第5A図と第5B図から成り、本件発明の一形態に
従った第２の最良パスの同一性を簡易表現した図； 第６図は本件発明の一実施例の便利は一覧表情報を示す
図； 第７図は、本件発明の一実施例に従った第２最良パスの
同一性を説明したトリレス図の一部を示す図； 第８図は、本件発明の一実施例に従った第２最良パスの
同一性の他の形態を示す図；および 第９図は、本件発明の汎用性ビテルビ・アルゴリズム
が、ブロックの伝送を用いたシステムで要求される誤り
訂正がもたらす数種の再送信要求を減ずるのにどのよう
に用いることができるかということを示す図である。 （主要部分の符号の説明） 100……データ源 110……ブロック符号器 120……たたみこみ符号器 125……変調器 130……チャネル 140……復調器 150、920……広汎性ビテルビアルゴリズム復号器 160、170、180、185、190、195、960、930、940、950…
…それぞれの機能を有するブロック
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 カール―エリック ダブリュ．サンドバ ーグ アメリカ合衆国 07928 ニュージャー シィ，カザム，エー‐11，ヒッコリー プレイス 25 (56)参考文献 特開 昭60−41832（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−300732（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−211724（ＪＰ，Ａ)
Claims (23)
- 【請求項１】送信機から受信した符号化された情報シー
ケンスを処理する方法であって、該方法は、 現に送信されたシーケンスとして選択されるべきＬ個
（Ｌ＞１）の最良候補の各々についての相対的品質を示
す距離の値を決定することを含み、 該候補は各々、複数のステージと各ステージの複数の状
態を有するトレリス構造を通るパスに対応しており、 各ステージにおける各状態へ入る各パスは、各パスに関
連する部分距離を有しており、 該決定することは、部分距離の最大和を有する該トレリ
スを通るＬ個のパスを見い出すことを含み、 さらに該決定することは、そのステージにおける最大累
積距離を有する、各状態へ入るＬ個のパスを、トレリス
の各ステージにおいて認識することと、 部分距離の最大合計を有するトレリスを通るＬ個のパス
に先導する部分パスとして、認識されたパスを保持する
ことを含むことを特徴とする符号化情報シーケンスの処
理方法。 - 【請求項２】請求項１に記載された方法において、さら
に、 該最大値が該Ｌ個のシーケンス内の別のシーケンスにつ
いての該距離の値と所定の差異より少しだけ、異なると
きにはいつでも該距離の最大値を有する候補を信頼でき
ないとして識別することを含むことを特徴とする符号化
情報シーケンスの処理方法。 - 【請求項３】請求項１に記載された方法において、さら
に、 信頼できないとして識別されていない時に該距離の最高
値を有する候補を伝送されたシーケンスとして受け入
れ、及び 該距離の最高値を有する候補が信頼できないとして識別
された時に、送信されたシーケンスを再評価することを
含むことを特徴とする符号化情報シーケンスの処理方
法。 - 【請求項４】請求項３に記載された方法において、該再
評価することは、該シーケンス中の冗長情報を用いて完
遂されることを特徴とする符号化情報シーケンスの処理
方法。 - 【請求項５】請求項４に記載された方法において、該再
評価することは、一つ又はそれ以上前に受信されたシー
ケンスについての情報を用いることによって完遂される
ことを特徴とする符号化情報シーケンスの処理方法。 - 【請求項６】請求項４に記載された方法において、該符
号化された情報が、音声情報をを含むことを特徴とする
符号化情報シーケンスの処理方法。 - 【請求項７】請求項４に記載された方法において、該符
号化された情報が、視覚イメージ情報を含むことを特徴
とする符号化情報シーケンスの処理方法。 - 【請求項８】請求項３に記載された方法において、 該情報シーケンスが冗長情報を導入するために、少なく
とも外部符号を用いて符号化され、 該処理が、該外部符号の復号化する別のステップを含
み、そして、 該再評価することが、該外部符号の誤りなし復号をほと
んど反映する該Ｌ個の候補の内の一つを送信されたシー
ケンスとして選択することにより完遂されることを特徴
とする符号化情報シーケンスの処理方法。 - 【請求項９】請求項８に記載された方法において、 該外部符号がブロック符号であり、さらに、 該再評価することが、該外部符号の復号化においてパリ
ティ信号のくりこみセットを生じる該Ｌ個の候補のその
１つを選択することにより完遂されることを特徴とする
符号化情報シーケンスの処理方法。 - 【請求項１０】請求項１に記載された方法において、 該決定することが、該送信機によって伝送されたシーケ
ンスであるＬ個の最尤度を有するＬ個の候補を見い出す
ことを含むことを特徴とする符号化情報シーケンスの処
理方法。 - 【請求項１１】請求項４に記載された方法において、 該符号化情報がたたみこみ符号器によって符号化され、
そして該識別することが、該たたみこみ符号と特徴づけ
る該トレリス中の各々の該Ｌ個のパスについての距離と
を比較することによって完遂されることを特徴とする符
号化情報シーケンスの処理方法。 - 【請求項１２】請求項11に記載された方法において、 該決定することが、 最高部分距離を有する該トレリスの各ステージについて
の各状態へ入るＬ個のパスを選択することを含むことを
特徴とする符号化情報シーケンスの処理方法。 - 【請求項１３】請求項１に記載された方法において、さ
らに、 処理されたシーケンスが信頼できないことが見い出され
た時に、送信された配列の繰り返しを要求することを含
むことを特徴とする符号化情報シーケンスの処理方法。 - 【請求項１４】請求項１に記載された方法において、さ
らに、該距離の最高値を有する該Ｌ個のパスを反復的に
評価することを含むことを特徴とする符号化情報シーケ
ンスの処理方法。 - 【請求項１５】請求項14に記載された方法において、 第ｉ番目の最良パス（ｉ＝２、・・・・、Ｌ）が、ステ
ージｊにおけるすべての候補パスに対して該距離につい
ての最高値を有するパスを伴うステージで初めて合併し
かつステージｊに入るパスのｉ番目の最大部分距離を有
するｊ＝０ないしｊ＝Ｎ＋Ｍの候補パスを選択すること
によって決定されることを特徴とする符号化情報シーケ
ンスの処理方法。 - 【請求項１６】請求項14に記載された方法において、該
反復的に評価することが、 最高距離を有するパスを決定することと、ｌ＝２、３、
・・・・、Ｌのそれぞれに対し、第ｌ番目の最良パス
が、最良パスと合流するトレリスステージを決定するこ
ととを含むことを特徴とする受信符号化情報シーケンス
の処理方法。 - 【請求項１７】請求項14に記載された方法において、 Ｌ＝２であることを特徴とする受信符号化情報シーケン
スの処理方法。 - 【請求項１８】請求項１に記載された方法において、 Ｌ＝２であることを特徴とする符号化情報シーケンスの
処理方法。 - 【請求項１９】送信機の受信したシーケンスが、複数の
ステージと各ステージにおける複数の状態とを有する、
トレリス構造を通る各パスに対応する該送信機から受信
機への符号化された情報シーケンスを処理する方法であ
って、 実際に送信されたシーケンスとして選択されるべき最良
候補についての、相対的品質を示す距離の値を決定する
ことと、 該送信機から受信された該シーケンスに関連した完全ト
レリスを横切るパスの該距離のＬ−１個の次の評価にお
いて、Ｌ−１次最良候補の距離値を決定することと、 最終ステージにおいて、第２の最良候補を選択すること
とを含み、 該次の評価は、最良候補の該パスからはずれた後に、最
良候補のパスを有する該トレリスのステージｊにて初め
て合体する部分的なパスの距離を評価することと、 ステージｊの最良候補を有する部分的なパスを維持しか
つすべての他のものを廃棄することとを含むことを特徴
とする符号化情報シーケンスの処理方法。 - 【請求項２０】請求項19に記載された方法において、 該最良パスの該距離が、いずれの該（Ｌ−１）次最良候
補からの予め決められた量より小さい量だけ違いがある
ときはいつでも、該最良候補は信頼できないという指示
を生成することを特徴とする符号化情報シーケンスの処
理方法。 - 【請求項２１】請求項20に記載された方法において、さ
らに、 伝送されたシーケンスが再送されることを要求すること
を含むことを特徴とする符号化情報シーケンスの処理方
法。 - 【請求項２２】請求項20に記載された方法において、 Ｌ＝２であることを特徴とする符号化情報シーケンスの
処理方法。 - 【請求項２３】請求項20に記載された方法において、 最良候補が信頼できないと指示されたときはいつでも伝
送されたシーケンスを再評価することをさらに含むこと
を特徴とする符号化情報シーケンスの処理方法。
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