JP2859535B2 - 最適な復号経路を有する復号方法及びその装置 - Google Patents
最適な復号経路を有する復号方法及びその装置Info
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- H04L25/00—Baseband systems
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- H04L25/03178—Arrangements involving sequence estimation techniques
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Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、デジタル通信機器に用
いられるコンボルーションコード（Convolutional cod
e）及びＴＣＭ（Trellis Coded Modulatio ）の復調に
用いられる復号方法及びその装置に係り、特にオーバラ
ップビタビ復号器（Overlapped ViterbiDecoder) を用
いて受信データを復号して出力する最適の復号経路を有
する復号方法及びその装置に関するものである。
いられるコンボルーションコード（Convolutional cod
e）及びＴＣＭ（Trellis Coded Modulatio ）の復調に
用いられる復号方法及びその装置に係り、特にオーバラ
ップビタビ復号器（Overlapped ViterbiDecoder) を用
いて受信データを復号して出力する最適の復号経路を有
する復号方法及びその装置に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】一般に、デジタル通信の場合、送信部か
ら伝送された信号は、チャネル上に乗る雑音の影響によ
り原信号とは異なる信号に変えられ、受信部で受信され
る。信号に課せられるエラーを減らすために、デジタル
通信では伝送路上で発生するエラーを減らす方法として
エラー訂正符号を用いる。かかるチャネル符号化として
は、リードソロモン符号（Read-solomon Code ）、コン
ボルーション符号などが良く使われる。コンボルーショ
ン符号はランダムエラーに強く、その復号方法としてビ
タビ（Viterbi ）により提案された最尤復号法が良く使
われる。コンボルーション復号器の一実施例を示すブロ
ック図が図１に示されている。
ら伝送された信号は、チャネル上に乗る雑音の影響によ
り原信号とは異なる信号に変えられ、受信部で受信され
る。信号に課せられるエラーを減らすために、デジタル
通信では伝送路上で発生するエラーを減らす方法として
エラー訂正符号を用いる。かかるチャネル符号化として
は、リードソロモン符号（Read-solomon Code ）、コン
ボルーション符号などが良く使われる。コンボルーショ
ン符号はランダムエラーに強く、その復号方法としてビ
タビ（Viterbi ）により提案された最尤復号法が良く使
われる。コンボルーション復号器の一実施例を示すブロ
ック図が図１に示されている。
【０００３】図１の装置は（２，１，２）コンボルーシ
ョン符号を使う符号器であって、外部情報源から入力さ
れるビットデータＤINを印加されて貯蔵すると共に、貯
蔵されていた以前のビットデータを出力する第１遅延部
１１を備える。第１遅延部１１の出力端には、第１遅延
部１１から印加されるデータを貯蔵すると共に、貯蔵さ
れていた以前のビットデータを出力する第２遅延部１２
が連結される。のみならず、この装置は、第１遅延部１
１に印加されるビットデータと第２遅延部１２の出力デ
ータとを排他論理和する第１排他論理和ゲート１３と、
第１遅延部１１に印加されるビットデータと第１及び第
２遅延部１１，１２の出力データとを排他論理和して出
力する第２排他論理和ゲート１４とを備える。第１及び
第２排他論理和ゲート１３，１４の出力端には、出力ゲ
ートを順次に２ビットデータとして伝送するスイッチン
グ素子１５が配置される。
ョン符号を使う符号器であって、外部情報源から入力さ
れるビットデータＤINを印加されて貯蔵すると共に、貯
蔵されていた以前のビットデータを出力する第１遅延部
１１を備える。第１遅延部１１の出力端には、第１遅延
部１１から印加されるデータを貯蔵すると共に、貯蔵さ
れていた以前のビットデータを出力する第２遅延部１２
が連結される。のみならず、この装置は、第１遅延部１
１に印加されるビットデータと第２遅延部１２の出力デ
ータとを排他論理和する第１排他論理和ゲート１３と、
第１遅延部１１に印加されるビットデータと第１及び第
２遅延部１１，１２の出力データとを排他論理和して出
力する第２排他論理和ゲート１４とを備える。第１及び
第２排他論理和ゲート１３，１４の出力端には、出力ゲ
ートを順次に２ビットデータとして伝送するスイッチン
グ素子１５が配置される。
【０００４】図１において、第１遅延部１１及び第２遅
延部１２の初期状態を“０，０”と定め、外部情報源か
ら入力されるビットデータが“１，０，１，１，１”の
場合を説明する。まず、１番目のビットデータ“１”
は、第１遅延部１１と第１及び第２排他論理和ゲート１
３，１４にそれぞれ供給される。第１遅延部１１は、入
ってくるデータ“１”を貯蔵すると共に、貯蔵されてい
た以前データ“０”を第２遅延部１２と第２排他論理和
ゲート１４とにそれぞれ供給する。第２遅延部１２は、
第１遅延部１１から供給されるデータ“０”を印加され
て貯蔵し、貯蔵データ“０”を第１及び第２排他論理和
ゲート１３，１４に供給する。第１遅延部１１はビット
データ“１”を貯蔵し、第２遅延部１２はビットデータ
“０”を貯蔵することになる。その結果、第１遅延部１
１にビットデータ“１”が印加されると、第１及び第２
排他論理和ゲート１３，１４はそれぞれビットデータ
“１”を出力する。スイッチング素子１５は、第１排他
論理和ゲート１３の出力ビット値を出力してから第２排
他論理和ゲート１４の出力ビット値を出力する順で、入
力される信号を順次に出力する。かかる過程を反復して
行えば、コンボルーション符号器の出力ＤOUT 及び遅延
部１１，１２の状態は次の表１の通りである。
延部１２の初期状態を“０，０”と定め、外部情報源か
ら入力されるビットデータが“１，０，１，１，１”の
場合を説明する。まず、１番目のビットデータ“１”
は、第１遅延部１１と第１及び第２排他論理和ゲート１
３，１４にそれぞれ供給される。第１遅延部１１は、入
ってくるデータ“１”を貯蔵すると共に、貯蔵されてい
た以前データ“０”を第２遅延部１２と第２排他論理和
ゲート１４とにそれぞれ供給する。第２遅延部１２は、
第１遅延部１１から供給されるデータ“０”を印加され
て貯蔵し、貯蔵データ“０”を第１及び第２排他論理和
ゲート１３，１４に供給する。第１遅延部１１はビット
データ“１”を貯蔵し、第２遅延部１２はビットデータ
“０”を貯蔵することになる。その結果、第１遅延部１
１にビットデータ“１”が印加されると、第１及び第２
排他論理和ゲート１３，１４はそれぞれビットデータ
“１”を出力する。スイッチング素子１５は、第１排他
論理和ゲート１３の出力ビット値を出力してから第２排
他論理和ゲート１４の出力ビット値を出力する順で、入
力される信号を順次に出力する。かかる過程を反復して
行えば、コンボルーション符号器の出力ＤOUT 及び遅延
部１１，１２の状態は次の表１の通りである。
【０００５】
【表１】 ここで、全体入力が５ビットである場合に、出力が１０
ビットではなく１４ビットとなるのは、１０ビット出力
後に遅延部１１，１２に残されたデータを出力させるた
めに、２ビットのヌル(Null)データ“０，０”を入力さ
せたからである。このヌルデータは、図２で説明するビ
タビ復号の格子状図において、最終状態を初期状態であ
る“０，０”に収斂させる役割を果たす。コンボルーシ
ョン符号の特徴は、符号器に備えられている遅延部によ
り過去に入力された情報が、現在入力される情報の符号
化に影響を与えるということである。以前の段階で符号
化された情報と現段階での符号化される情報との相関性
により、コンボルーション符号の復号にはビタビアルゴ
リズムによる最尤復号法が多用されている。
ビットではなく１４ビットとなるのは、１０ビット出力
後に遅延部１１，１２に残されたデータを出力させるた
めに、２ビットのヌル(Null)データ“０，０”を入力さ
せたからである。このヌルデータは、図２で説明するビ
タビ復号の格子状図において、最終状態を初期状態であ
る“０，０”に収斂させる役割を果たす。コンボルーシ
ョン符号の特徴は、符号器に備えられている遅延部によ
り過去に入力された情報が、現在入力される情報の符号
化に影響を与えるということである。以前の段階で符号
化された情報と現段階での符号化される情報との相関性
により、コンボルーション符号の復号にはビタビアルゴ
リズムによる最尤復号法が多用されている。
【０００６】この最尤復号法は、できるだけ全ての符号
化に対する格子状図を作成し、格子状図から復号器に入
力されるデータに対する各ノードのハミング距離(hnmmi
ng distance)を計算する。そして、できるだけ経路のそ
れぞれに対するハミング距離を累積させて、累積された
ハミング距離が最も小さい経路のみを生存経路として残
す方式である。最終的に残る生存経路は、全体入力され
たデータに対する復号経路となる。かかる生存経路は公
知の技術であるが、図２に示した（２，１，２）コンボ
ルーション符号の格子状図を用いて簡単に説明する。
化に対する格子状図を作成し、格子状図から復号器に入
力されるデータに対する各ノードのハミング距離(hnmmi
ng distance)を計算する。そして、できるだけ経路のそ
れぞれに対するハミング距離を累積させて、累積された
ハミング距離が最も小さい経路のみを生存経路として残
す方式である。最終的に残る生存経路は、全体入力され
たデータに対する復号経路となる。かかる生存経路は公
知の技術であるが、図２に示した（２，１，２）コンボ
ルーション符号の格子状図を用いて簡単に説明する。
【０００７】図２は図１の装置により符号化されたデー
タの復号を説明するための格子図である。図２におい
て、各段階のノードは２つの経路を有する。相対的に上
に位置した経路である“上経路”は符号器の入力が
“０”の時の経路であり、相対的に下に位置した“下経
路”は符号器に“１”が入力された時の経路である。ま
た、各経路上の２ビットは各入力に対する符号器の出
力、即ち復号器の入力を示す。図１の符号器で符号化さ
れた出力Ｄout に２ビットエラーが生じて復号器に入力
されれば、復号器は入力信号のエラーを訂正して原信号
に復元させる。受信データｒ（１１，１１，００．１
０，００，１０，１１）のうちアンダーラインを付した
ビットはエラーが生じたビットである。エラーが生じた
データの復号過程は次の通りである。
タの復号を説明するための格子図である。図２におい
て、各段階のノードは２つの経路を有する。相対的に上
に位置した経路である“上経路”は符号器の入力が
“０”の時の経路であり、相対的に下に位置した“下経
路”は符号器に“１”が入力された時の経路である。ま
た、各経路上の２ビットは各入力に対する符号器の出
力、即ち復号器の入力を示す。図１の符号器で符号化さ
れた出力Ｄout に２ビットエラーが生じて復号器に入力
されれば、復号器は入力信号のエラーを訂正して原信号
に復元させる。受信データｒ（１１，１１，００．１
０，００，１０，１１）のうちアンダーラインを付した
ビットはエラーが生じたビットである。エラーが生じた
データの復号過程は次の通りである。
【０００８】初期段階（図２の段階０）で復号器に入力
されたデータ“１１”は、各経路上の２ビット基準デー
タＤREF とのハミング距離、即ち相異なる対応ビットの
個数が求められて、第１段階の各ノードに貯蔵する。同
様な方法で、２番目の入力データ“１１”に対して計算
されたハミング距離は、以前の段階のハミング距離と合
算されて、第２段階の各ノードに貯蔵される。
されたデータ“１１”は、各経路上の２ビット基準デー
タＤREF とのハミング距離、即ち相異なる対応ビットの
個数が求められて、第１段階の各ノードに貯蔵する。同
様な方法で、２番目の入力データ“１１”に対して計算
されたハミング距離は、以前の段階のハミング距離と合
算されて、第２段階の各ノードに貯蔵される。
【０００９】かかる過程を繰り返して行えば、ある瞬間
から１つのノードに複数個の経路が入って来る場合があ
るが、この場合は多数の経路のうち累積されたハミング
距離が尤も小さい経路を生存経路として残し、残りの経
路は無視することになる。かかる過程を繰り返して行え
ば、最後の段階ではただ１つの生存経路のみが残され
る。この生存経路を構成する各ノード間の経路方向が上
方向か下方向かにより定められる１ビットデータが、復
号されたデータを構成する。図２に太く示された部分は
受信信号ｒに対する最終復号経路であり、その際の復号
されたデータｄは復号器の入力ＤINと同一であることが
分かる。
から１つのノードに複数個の経路が入って来る場合があ
るが、この場合は多数の経路のうち累積されたハミング
距離が尤も小さい経路を生存経路として残し、残りの経
路は無視することになる。かかる過程を繰り返して行え
ば、最後の段階ではただ１つの生存経路のみが残され
る。この生存経路を構成する各ノード間の経路方向が上
方向か下方向かにより定められる１ビットデータが、復
号されたデータを構成する。図２に太く示された部分は
受信信号ｒに対する最終復号経路であり、その際の復号
されたデータｄは復号器の入力ＤINと同一であることが
分かる。
【００１０】しかし、一般に符号器に入力されるデータ
ＤINは殆どが無限長のビット列である。この場合、符号
化された全体データに対して前述した復号を施せば、殆
ど無限大の時間遅延が生ずる。従って、一般に符号器で
は続けて符号化を行い、復号器では一定長さずつに切っ
て復号して出力する。かかる一定した復号長を復号深さ
または切断深さ(truncation depht)と称する。
ＤINは殆どが無限長のビット列である。この場合、符号
化された全体データに対して前述した復号を施せば、殆
ど無限大の時間遅延が生ずる。従って、一般に符号器で
は続けて符号化を行い、復号器では一定長さずつに切っ
て復号して出力する。かかる一定した復号長を復号深さ
または切断深さ(truncation depht)と称する。
【００１１】図２の場合、初期段階から第５段階までの
長さを復号深さと称する。かかる方法で復号すれば、た
だ１つの生存経路が残らず最後の段階の各ノード毎に１
つずつの生存経路が残る。従って、最後の段階では各ノ
ードの生存経路に対するハミング距離を比較して最も小
さいハミング距離を有する経路を最終復号経路と定め
る。
長さを復号深さと称する。かかる方法で復号すれば、た
だ１つの生存経路が残らず最後の段階の各ノード毎に１
つずつの生存経路が残る。従って、最後の段階では各ノ
ードの生存経路に対するハミング距離を比較して最も小
さいハミング距離を有する経路を最終復号経路と定め
る。
【００１２】１つの復号の深さに対応する復号は、復号
開始時の初期状態をどのように設定するかにより２つの
方法に分けることが出来る。第１の方法は、復号の深さ
の初期状態を、以前の復号の深さの最終復号経路の状態
に設定するものである。この場合、以前の復号情報はそ
のまま用いられるが、もし以前の復号経路が間違った経
路の場合、今から復号しようとする復号の深さデータの
復号も間違える場合がある。また、第２の方法は、以前
の復号経路の最後の状態を貯蔵せず、全ての状態で同時
に始める方法である。この場合、以前の復号情報は全然
用いられないので、以前の復号経路が間違った場合も独
立に復号が行える。しかし、前者の方法に比べ、以前の
経路が正しかった場合でも間違った復号経路を選択する
可能性が高くなる問題点がある。
開始時の初期状態をどのように設定するかにより２つの
方法に分けることが出来る。第１の方法は、復号の深さ
の初期状態を、以前の復号の深さの最終復号経路の状態
に設定するものである。この場合、以前の復号情報はそ
のまま用いられるが、もし以前の復号経路が間違った経
路の場合、今から復号しようとする復号の深さデータの
復号も間違える場合がある。また、第２の方法は、以前
の復号経路の最後の状態を貯蔵せず、全ての状態で同時
に始める方法である。この場合、以前の復号情報は全然
用いられないので、以前の復号経路が間違った場合も独
立に復号が行える。しかし、前者の方法に比べ、以前の
経路が正しかった場合でも間違った復号経路を選択する
可能性が高くなる問題点がある。
【００１３】
【発明が解決しようとする課題】本発明は、前記従来例
の欠点を除去し、間違った経路選定により発生されるエ
ラーを減少させて復号性能を向上させて、より正確な復
号を行う最適な復号経路を有する復号方法及びその装置
を提供する。
の欠点を除去し、間違った経路選定により発生されるエ
ラーを減少させて復号性能を向上させて、より正確な復
号を行う最適な復号経路を有する復号方法及びその装置
を提供する。
【００１４】
【課題を解決するための手段】従って、本発明の最適な
復号経路を有する復号方法は、前述した問題点を解決す
るため、復号の深さずつ移動しながら復号する従来の方
法とはことなり、符号深さより短い所定のシンボル個数
の移動間隔である“ウィンドウ移動距離”を設定する。
復号の深さを構成するシンボル群はウィンドウ移動距離
ずつ移動する復号の深さ単位の復号により多数回復号さ
れる。各シンボルに対する情報は多数回復号されたデー
タの中から最も頻度の高いデータが選ばれる。
復号経路を有する復号方法は、前述した問題点を解決す
るため、復号の深さずつ移動しながら復号する従来の方
法とはことなり、符号深さより短い所定のシンボル個数
の移動間隔である“ウィンドウ移動距離”を設定する。
復号の深さを構成するシンボル群はウィンドウ移動距離
ずつ移動する復号の深さ単位の復号により多数回復号さ
れる。各シンボルに対する情報は多数回復号されたデー
タの中から最も頻度の高いデータが選ばれる。
【００１５】かかる本発明は、デジタル通信において、
複数のシンボルよりなる符号列を復号する最適な復号経
路を有する復号方法であって、前記符号列が印加され
て、復号の深さ単位で形成されるウィンドウ内のシンボ
ル群を復号させて、復号データを発生する復号データ発
生段階と、前記各ウィンドウ毎に発生される復号データ
を記憶する記憶段階と、前記ウィンドウに対する復号が
終わる毎に、予め設定された所定のシンボル個数の移動
間隔で前記ウィンドウを符号列上で移動させて、前記復
号データ発生段階を繰り返すオーバラップ段階と、前記
記憶された復号データのうちから同一のシンボルに対応
する復号データ群を読み出す読出段階と、前記読み出さ
れる復号データ群の頻度数を比較して、高い頻度数の復
号データを該当シンボルに対する復号情報に定める比較
段階とを備えることを特徴とする。また、本発明の最適
の復号経路を有する復号装置は、前述した最適な復号経
路を有する復号方法を具現して、復号の深さを構成する
シンボル群を、符号深さより短い所定のシンボル個数の
移動間隔であるウィンドウ移動距離ずつ移動させながら
復号の深さ単位で復号してメモリに貯蔵し、同一のシン
ボルに対する多数回の復号により発生される多数のデー
タのうち最も頻度の高いデータをシンボルの復号された
情報として出力する。
複数のシンボルよりなる符号列を復号する最適な復号経
路を有する復号方法であって、前記符号列が印加され
て、復号の深さ単位で形成されるウィンドウ内のシンボ
ル群を復号させて、復号データを発生する復号データ発
生段階と、前記各ウィンドウ毎に発生される復号データ
を記憶する記憶段階と、前記ウィンドウに対する復号が
終わる毎に、予め設定された所定のシンボル個数の移動
間隔で前記ウィンドウを符号列上で移動させて、前記復
号データ発生段階を繰り返すオーバラップ段階と、前記
記憶された復号データのうちから同一のシンボルに対応
する復号データ群を読み出す読出段階と、前記読み出さ
れる復号データ群の頻度数を比較して、高い頻度数の復
号データを該当シンボルに対する復号情報に定める比較
段階とを備えることを特徴とする。また、本発明の最適
の復号経路を有する復号装置は、前述した最適な復号経
路を有する復号方法を具現して、復号の深さを構成する
シンボル群を、符号深さより短い所定のシンボル個数の
移動間隔であるウィンドウ移動距離ずつ移動させながら
復号の深さ単位で復号してメモリに貯蔵し、同一のシン
ボルに対する多数回の復号により発生される多数のデー
タのうち最も頻度の高いデータをシンボルの復号された
情報として出力する。
【００１６】かかる本発明の装置は、デジタル通信装置
において、複数のシンボルよりなる符号列を復号する最
適な復号経路を有する復号装置であって、前記符号列を
引加されて、復号の深さ単位で形成されるウィンドウ内
のシンボル群を復号し、復号データを発生する復号器で
あって、前記ウィンドウ内のシンボル群に対する復号が
終わる毎に、予め設定された所定のシンボル個数の移動
間隔で前記ウィンドウを符号列上で移動させる復号器
と、前記復号器から発生される復号データを記憶し、制
御手段から印加されるアドレス信号に応じて記憶してい
た復号データを出力するメモリと、前記復号器から復号
データを印加されて、同一のシンボルに対応する復号デ
ータ群を前記メモリから出力させるためのアドレス信号
を発生する制御手段と、前記メモリから出力された同一
のシンボルに対応する前記復号データ群から、頻度の高
い復号データを選択して出力する比較部とを備えること
を特徴とする。
において、複数のシンボルよりなる符号列を復号する最
適な復号経路を有する復号装置であって、前記符号列を
引加されて、復号の深さ単位で形成されるウィンドウ内
のシンボル群を復号し、復号データを発生する復号器で
あって、前記ウィンドウ内のシンボル群に対する復号が
終わる毎に、予め設定された所定のシンボル個数の移動
間隔で前記ウィンドウを符号列上で移動させる復号器
と、前記復号器から発生される復号データを記憶し、制
御手段から印加されるアドレス信号に応じて記憶してい
た復号データを出力するメモリと、前記復号器から復号
データを印加されて、同一のシンボルに対応する復号デ
ータ群を前記メモリから出力させるためのアドレス信号
を発生する制御手段と、前記メモリから出力された同一
のシンボルに対応する前記復号データ群から、頻度の高
い復号データを選択して出力する比較部とを備えること
を特徴とする。
【００１７】
【作用】かかる本発明により、符号深さより短い所定の
シンボル個数の移動間隔である“ウィンドウ移動距離”
を設定して、該ウィンドウ移動距離ずつ移動する復号の
深さ単位の復号により多数回復号し、多数回復号された
データの中から最も頻度の高いデータを選ぶことによ
り、違った経路選定により発生されるエラーを減少させ
て復号性能を向上させ、間違った経路選定により生ずる
誤差を減らすことができる。
シンボル個数の移動間隔である“ウィンドウ移動距離”
を設定して、該ウィンドウ移動距離ずつ移動する復号の
深さ単位の復号により多数回復号し、多数回復号された
データの中から最も頻度の高いデータを選ぶことによ
り、違った経路選定により発生されるエラーを減少させ
て復号性能を向上させ、間違った経路選定により生ずる
誤差を減らすことができる。
【００１８】
【実施例】以下、添付した図面に基づき本発明の好適な
一実施例を詳述する。まず、従来のビタビアルゴリズム
と、シンボル群がオーバラップされる本実施例の処理手
順とを、図３と図４の（Ａ）及び（Ｂ）とを参照して簡
単に説明する。
一実施例を詳述する。まず、従来のビタビアルゴリズム
と、シンボル群がオーバラップされる本実施例の処理手
順とを、図３と図４の（Ａ）及び（Ｂ）とを参照して簡
単に説明する。
【００１９】図３は従来のビタビアルゴリズムによる復
号過程を示した。図３において、コンボルーション符号
化された符号列がビタビ復号器に入力されれば、復号器
は一定長、即ち復号の深さずつ復号を行う。まず、第１
時間Ｔ１の間復号の深さＭほどの符号列を復号して出力
し、第２時間Ｔ２に符号列をなす次のシンボル群を復号
の深さＭほど読んで復号を行う。かかる過程は同一な時
間間隔Ｔ１，Ｔ２，Ｔ３，…に対して反復される。その
結果、伝送時の付加雑音により生ずるエラーのためデー
タが間違って復号された場合、復号深さほどのデータが
全部無駄になる。
号過程を示した。図３において、コンボルーション符号
化された符号列がビタビ復号器に入力されれば、復号器
は一定長、即ち復号の深さずつ復号を行う。まず、第１
時間Ｔ１の間復号の深さＭほどの符号列を復号して出力
し、第２時間Ｔ２に符号列をなす次のシンボル群を復号
の深さＭほど読んで復号を行う。かかる過程は同一な時
間間隔Ｔ１，Ｔ２，Ｔ３，…に対して反復される。その
結果、伝送時の付加雑音により生ずるエラーのためデー
タが間違って復号された場合、復号深さほどのデータが
全部無駄になる。
【００２０】図４の（Ａ）及び（Ｂ）は、本発明の一実
施例によるオーバラップ機能を備えたビタビ復号器の復
号過程を示した図面である。本実施例のビタビ復号器は
復号の深さほどずつ復号を行うもので、復号初期である
第１時間Ｔ１の間は従来と同様に復号を行う。しかし、
次の第２時間Ｔ２の間は、その次のシンボル群に対する
復号を行わず、第１時間Ｔ１に復号されるシンボル群を
基準として、図４の（Ａ）のように、１シンボルほど右
側に移動したところに位置したシンボルに対して復号の
深さほどの復号を行う。図４の（Ａ）の場合、ウィンド
ウ移動距離Ｎは“１”となる。これを繰り返して行え
ば、復号されたシンボルは初期の９シンボルを除いては
全部１０回ずつ復号される。
施例によるオーバラップ機能を備えたビタビ復号器の復
号過程を示した図面である。本実施例のビタビ復号器は
復号の深さほどずつ復号を行うもので、復号初期である
第１時間Ｔ１の間は従来と同様に復号を行う。しかし、
次の第２時間Ｔ２の間は、その次のシンボル群に対する
復号を行わず、第１時間Ｔ１に復号されるシンボル群を
基準として、図４の（Ａ）のように、１シンボルほど右
側に移動したところに位置したシンボルに対して復号の
深さほどの復号を行う。図４の（Ａ）の場合、ウィンド
ウ移動距離Ｎは“１”となる。これを繰り返して行え
ば、復号されたシンボルは初期の９シンボルを除いては
全部１０回ずつ復号される。
【００２１】また、図４の（Ｂ）のようにウィンドウ移
動距離Ｎが“２”の場合は、各復号段階毎に２シンボル
ずつ移動し、初期８シンボルを除いては全部５回ずつ復
号される。従って、同一のシンボルに対する復号回数で
ある“重畳回数”は一般的にＭ／Ｎと示される。図５は
本実施例の最適な復号経路を有する復号装置の構成を示
すブロック図である。
動距離Ｎが“２”の場合は、各復号段階毎に２シンボル
ずつ移動し、初期８シンボルを除いては全部５回ずつ復
号される。従って、同一のシンボルに対する復号回数で
ある“重畳回数”は一般的にＭ／Ｎと示される。図５は
本実施例の最適な復号経路を有する復号装置の構成を示
すブロック図である。
【００２２】図５の装置は、符号化された符号列が受信
されビタビアルゴリズムにより復号させて出力するビタ
ビ復号器４１を備える。ビタビ復号器４１は、予め設定
されたウィンドウ移動距離に従って移動されるウィンド
ウを用いて、復号しようとするシンボルを定める。ビタ
ビ復号器４１の出力端には、復号の深さずつ復号される
シンボル群を印加されて貯蔵するメモリ４２が連結され
る。カウンタ４３は、ビタビ復号器４１の出力端に連結
されて、復号されて出力されるシンボル群を復号の深さ
単位でカウントする。制御信号発生器４４は、カウンタ
４３とメモリ４２との間に位置して、カウンタ４３から
印加されるカウント値ＣＯout に応ずる制御信号をメモ
リ４２に印加する。メモリ４２に連結された比較器４５
は、メモリ４２に連結されて、メモリ４２から印加され
る同一のシンボルに対する復号データの発生回数を比較
して、最も頻度の高いデータを復号された情報ｄとして
出力する。
されビタビアルゴリズムにより復号させて出力するビタ
ビ復号器４１を備える。ビタビ復号器４１は、予め設定
されたウィンドウ移動距離に従って移動されるウィンド
ウを用いて、復号しようとするシンボルを定める。ビタ
ビ復号器４１の出力端には、復号の深さずつ復号される
シンボル群を印加されて貯蔵するメモリ４２が連結され
る。カウンタ４３は、ビタビ復号器４１の出力端に連結
されて、復号されて出力されるシンボル群を復号の深さ
単位でカウントする。制御信号発生器４４は、カウンタ
４３とメモリ４２との間に位置して、カウンタ４３から
印加されるカウント値ＣＯout に応ずる制御信号をメモ
リ４２に印加する。メモリ４２に連結された比較器４５
は、メモリ４２に連結されて、メモリ４２から印加され
る同一のシンボルに対する復号データの発生回数を比較
して、最も頻度の高いデータを復号された情報ｄとして
出力する。
【００２３】図５において、オーバラップ機能を備えた
ビタビ復号器４１は、符号化された符号列ｒを印加され
て、予め設定されたウィンドウ移動距離ほどずつ符号列
ｒのシンボル群を移動して、復号の深さ単位で復号す
る。具体的な復号過程は、図４の（Ａ）及び（Ｂ）で説
明された。復号されたデータは、復号の深さほどずつそ
れぞれメモリ４２とカウンタ４３とに供給される。メモ
リ４２は、（復号の深さＭ×符号の重畳回数（Ｍ／
Ｎ））ほどの貯蔵容量を有し、復号の深さほどずつ入力
される復号されたデータを順次に貯蔵する。メモリ４２
が全部充たされた場合、即ちカウント値が符号の重畳数
と同一な場合｛（ＣＯout modulo Ｍ／Ｎ）＝０、但し
ＣＯout ≧Ｍ｝には、低いアドレスから再び貯蔵され
る。
ビタビ復号器４１は、符号化された符号列ｒを印加され
て、予め設定されたウィンドウ移動距離ほどずつ符号列
ｒのシンボル群を移動して、復号の深さ単位で復号す
る。具体的な復号過程は、図４の（Ａ）及び（Ｂ）で説
明された。復号されたデータは、復号の深さほどずつそ
れぞれメモリ４２とカウンタ４３とに供給される。メモ
リ４２は、（復号の深さＭ×符号の重畳回数（Ｍ／
Ｎ））ほどの貯蔵容量を有し、復号の深さほどずつ入力
される復号されたデータを順次に貯蔵する。メモリ４２
が全部充たされた場合、即ちカウント値が符号の重畳数
と同一な場合｛（ＣＯout modulo Ｍ／Ｎ）＝０、但し
ＣＯout ≧Ｍ｝には、低いアドレスから再び貯蔵され
る。
【００２４】カウンタ４３は、復号の深さほどの復号さ
れたデータが入力される毎にカウント値を“１”ずつ増
加させ、そのカウント値ＣＯout を制御信号発生器４４
に供給する。制御信号発生器４４は、カウンタ４３から
印加されるカウント値ＣＯou t をシンボルに対する復号
の重畳回数（Ｍ／Ｎ）と比較し、比較された結果により
メモリ貯蔵アドレスを計算して、メモリ４２の該当アド
レスに貯蔵されている復号データを出力させる。即ち、
制御信号発生器４４は、カウント値ＣＯout 及びウィン
ドウ移動距離Ｎにより比較部４５に同一シンボルに対す
るアドレス信号を出力することになるが、メモリ４２に
貯蔵された全体符号の重畳回数（Ｍ／Ｎ）ほどの符号列
に対して移動距離Ｎと等しい大きさずつ比較部４５に出
力される。
れたデータが入力される毎にカウント値を“１”ずつ増
加させ、そのカウント値ＣＯout を制御信号発生器４４
に供給する。制御信号発生器４４は、カウンタ４３から
印加されるカウント値ＣＯou t をシンボルに対する復号
の重畳回数（Ｍ／Ｎ）と比較し、比較された結果により
メモリ貯蔵アドレスを計算して、メモリ４２の該当アド
レスに貯蔵されている復号データを出力させる。即ち、
制御信号発生器４４は、カウント値ＣＯout 及びウィン
ドウ移動距離Ｎにより比較部４５に同一シンボルに対す
るアドレス信号を出力することになるが、メモリ４２に
貯蔵された全体符号の重畳回数（Ｍ／Ｎ）ほどの符号列
に対して移動距離Ｎと等しい大きさずつ比較部４５に出
力される。
【００２５】ウィンドウ移動距離Ｎが“１”の場合、比
較部４５に出力される復号データは復号の深さＭに対応
する各符号列に入っており、同一のシンボルに対応する
データとなる。一方、ウィンドウ移動距離Ｎが“２”の
場合、復号深さＭ／２に対応する符号列で各２個ずつの
シンボルに対する復号データが比較部４５に印加され
る。比較部４５は、メモリ４２から印加される復号デー
タを比較して、最も頻度の高い復号データを該当シンボ
ルの復号情報として出力する。ウィンドウ移動距離が
“１”の場合、１シンボルに対して最も頻度の高い復号
データを出力することになる。ウィンドウ移動距離が
“２”の場合は２シンボルに対して、移動距離が“Ｎ”
の場合はＮシンボルに対して最も頻度の高い復号データ
を出力することになる。従って、比較部４５は、各ウィ
ンドウ移動距離に対してウィンドウ移動距離ほどずつの
最適な復号経路を有する復号データを出力することにな
る。
較部４５に出力される復号データは復号の深さＭに対応
する各符号列に入っており、同一のシンボルに対応する
データとなる。一方、ウィンドウ移動距離Ｎが“２”の
場合、復号深さＭ／２に対応する符号列で各２個ずつの
シンボルに対する復号データが比較部４５に印加され
る。比較部４５は、メモリ４２から印加される復号デー
タを比較して、最も頻度の高い復号データを該当シンボ
ルの復号情報として出力する。ウィンドウ移動距離が
“１”の場合、１シンボルに対して最も頻度の高い復号
データを出力することになる。ウィンドウ移動距離が
“２”の場合は２シンボルに対して、移動距離が“Ｎ”
の場合はＮシンボルに対して最も頻度の高い復号データ
を出力することになる。従って、比較部４５は、各ウィ
ンドウ移動距離に対してウィンドウ移動距離ほどずつの
最適な復号経路を有する復号データを出力することにな
る。
【００２６】図６の（Ａ）ないし（Ｆ）は、図５の装置
において制御信号発生器４４の動作を説明するための概
念図である。制御信号発生器４４は、カウンタ４３から
印加されるカウント値ＣＯout を重畳回数Ｍ／Ｎと比較
して、メモリ４２の貯蔵状態を把握する。制御信号発生
器４４は、メモリ４２の貯蔵状態に応じてメモリ４２に
貯蔵されているデータの出力を制御する。
において制御信号発生器４４の動作を説明するための概
念図である。制御信号発生器４４は、カウンタ４３から
印加されるカウント値ＣＯout を重畳回数Ｍ／Ｎと比較
して、メモリ４２の貯蔵状態を把握する。制御信号発生
器４４は、メモリ４２の貯蔵状態に応じてメモリ４２に
貯蔵されているデータの出力を制御する。
【００２７】第１に、メモリが全部満たされていない場
合（ＣＯout ＜Ｍ／Ｎ）には、制御信号発生器４４は下
記のような式（１）を満たすアドレスに貯蔵された復号
データを比較部４５に供給できるように制御する。
合（ＣＯout ＜Ｍ／Ｎ）には、制御信号発生器４４は下
記のような式（１）を満たすアドレスに貯蔵された復号
データを比較部４５に供給できるように制御する。
【００２８】
【数１】 （Ｎ×ＣＯout −１）−Ｎ×ｉ＋ｉ×Ｍ＋ｊ …（１） ここで、ｉ＝０，１，…，（ＣＯout −１）、 ｊ＝０，１，…，（Ｎ−１） 例えば、図６の（Ａ）のようにカウント値ＣＯout が
“３”であり、ウィンドウ移動距離Ｎが“１”、復号の
深さが“１０”の場合は、ｂ領域はデータが充たされて
いない領域であり、ａのように黒いブロックは比較部４
５に出力された復号データである。即ち、出力される復
号データのアドレスはそれぞれ（２）、（１１）、（２
０）である。また、図６の（Ｄ）のようにカウント値Ｃ
Ｏout が“３”、ウィンドウ移動距離Ｎが“２”の場合
に出力される復号データのアドレスは、それぞれ（４，
５）、（１２，１３）、（２０，２１）となる。
“３”であり、ウィンドウ移動距離Ｎが“１”、復号の
深さが“１０”の場合は、ｂ領域はデータが充たされて
いない領域であり、ａのように黒いブロックは比較部４
５に出力された復号データである。即ち、出力される復
号データのアドレスはそれぞれ（２）、（１１）、（２
０）である。また、図６の（Ｄ）のようにカウント値Ｃ
Ｏout が“３”、ウィンドウ移動距離Ｎが“２”の場合
に出力される復号データのアドレスは、それぞれ（４，
５）、（１２，１３）、（２０，２１）となる。
【００２９】第２に、メモリが全部充たされた場合
｛（ＣＯout modulo Ｍ／Ｎ）＝０，但しＣＯout ≧
Ｍ／Ｎ｝には、下記の式（２）を満たすアドレスのデー
タを出力させる。
｛（ＣＯout modulo Ｍ／Ｎ）＝０，但しＣＯout ≧
Ｍ／Ｎ｝には、下記の式（２）を満たすアドレスのデー
タを出力させる。
【００３０】
【数２】 （Ｍ−Ｎ）−Ｎ×ｉ＋ｉ×Ｍ＋ｊ …（２） ここで、ｉ＝０，１，…，（Ｍ／Ｎ）−１、 ｊ＝０，１，…，（Ｎ−１） 例えば、図６の（Ｂ）のような場合には、（９）、（１
８）、（２７）、（３６）、（４５）、（５４）、（６
３）、（７２）、（８１）、（９０）のアドレスに貯蔵
されている符号を比較部４５に出力できるよう制御す
る。図６の（Ｅ）の場合は、（８，９）、（１６，１
７）、（２４，２５）、（３２，３３）、（４０，４
１）のアドレスに貯蔵されているデータを出力するよう
制御する。
８）、（２７）、（３６）、（４５）、（５４）、（６
３）、（７２）、（８１）、（９０）のアドレスに貯蔵
されている符号を比較部４５に出力できるよう制御す
る。図６の（Ｅ）の場合は、（８，９）、（１６，１
７）、（２４，２５）、（３２，３３）、（４０，４
１）のアドレスに貯蔵されているデータを出力するよう
制御する。
【００３１】第３に、メモリ４２が全部充たされた後に
入力される復号データは、低いアドレスから再び貯蔵さ
れる場合｛（ＣＯout modulo Ｍ／Ｎ）≠０、但し
（ＣＯ out ≧Ｍ／Ｎ）｝に、制御信号発生器４４は下記
の式（３），（４）を満たすアドレスに貯蔵されたデー
タを比較部４５に供給できるようメモリ４２を制御す
る。
入力される復号データは、低いアドレスから再び貯蔵さ
れる場合｛（ＣＯout modulo Ｍ／Ｎ）≠０、但し
（ＣＯ out ≧Ｍ／Ｎ）｝に、制御信号発生器４４は下記
の式（３），（４）を満たすアドレスに貯蔵されたデー
タを比較部４５に供給できるようメモリ４２を制御す
る。
【００３２】
【数３】 （ＣＯout modulo Ｍ／Ｎ）−Ｎ×ｉ＋ｉ×Ｍ＋ｊ …（３） ここで、ｉ＝０，１，…，｛（ＣＯout modulo Ｍ／
Ｎ）−１｝ ｊ＝０，１，…，（Ｎ−１）
Ｎ）−１｝ ｊ＝０，１，…，（Ｎ−１）
【００３３】
【数４】 （ＣＯout modulo Ｍ／Ｎ）＋Ｍ−Ｎ×ｉ＋ｉ×Ｍ＋ｊ …（４） ここで、ｉ＝（ＣＯout modulo Ｍ／Ｎ），…，（Ｍ／
Ｎ−１） ｊ＝０，１，…，（Ｎ−１） 例えば、図６の（Ｃ）のようにカウント値ＣＯout が
“１３”、ウィンドウ移動距離Ｎが“１”の場合、制御
信号発生器４４から出力される同一シンボルに対する復
号データのアドレスは、それぞれ（２）、（１１）、
（２０）、（３９）、（４８）、（５７）、（６６）、
（７５）、（８４）、（９３）となる。また、図６の
（Ｆ）のようにカウント値ＣＯout が“７”、ウィンド
ウ移動距離Ｎが“２”の場合、制御信号発生器４４から
出力される同一シンボルに対する復号データのアドレス
は、それぞれ（２，３）、（１０，１１）、（２８，２
９）、（３６，３７）、（４４，４５）である。
Ｎ−１） ｊ＝０，１，…，（Ｎ−１） 例えば、図６の（Ｃ）のようにカウント値ＣＯout が
“１３”、ウィンドウ移動距離Ｎが“１”の場合、制御
信号発生器４４から出力される同一シンボルに対する復
号データのアドレスは、それぞれ（２）、（１１）、
（２０）、（３９）、（４８）、（５７）、（６６）、
（７５）、（８４）、（９３）となる。また、図６の
（Ｆ）のようにカウント値ＣＯout が“７”、ウィンド
ウ移動距離Ｎが“２”の場合、制御信号発生器４４から
出力される同一シンボルに対する復号データのアドレス
は、それぞれ（２，３）、（１０，１１）、（２８，２
９）、（３６，３７）、（４４，４５）である。
【００３４】
【発明の効果】以上述べたように、本発明は最適な復号
経路を有する復号方法及びその装置に係り、符号深さよ
り短い所定のシンボル個数の移動間隔で移動して復号の
深さずつ復号し、重ねられた復号データを比較して最も
頻度の高い復号データを選択して出力するので、違った
経路選定により発生されるエラーが減少して復号性能を
向上させうる。
経路を有する復号方法及びその装置に係り、符号深さよ
り短い所定のシンボル個数の移動間隔で移動して復号の
深さずつ復号し、重ねられた復号データを比較して最も
頻度の高い復号データを選択して出力するので、違った
経路選定により発生されるエラーが減少して復号性能を
向上させうる。
【図１】従来のコンボルーション符号器を示すブロック
図である。
図である。
【図２】図１の装置により符号化されたデータの復号を
説明するための格子状図である。
説明するための格子状図である。
【図３】従来のビタビアルゴリズムによる復号過程を示
す図である。
す図である。
【図４】本発明の一実施例によるオーバラップ機能を備
えたビタビ復号器の復号過程を示す図である。
えたビタビ復号器の復号過程を示す図である。
【図５】本実施例の最適な復号経路を有する復号装置を
示すブロック図である。
示すブロック図である。
【図６】図５の装置において制御信号発生器の動作を説
明するための図である。
明するための図である。
４１ ビタビ復号器 ４２ メモリ ４３ カウンタ ４４ 制御信号発生器 ４５ 比較部
Claims (18)
- 【請求項１】 デジタル通信装置において、複数のシン
ボルよりなる符号列を復号する最適な復号経路を有する
復号装置であって、 前記符号列を引加されて、復号の深さ単位で形成される
ウィンドウ内のシンボル群を復号し、復号データを発生
する復号器であって、前記ウィンドウ内のシンボル群に
対する復号が終わる毎に、予め設定された所定のシンボ
ル個数の移動間隔で前記ウィンドウを符号列上で移動さ
せる復号器と、 前記復号器から発生される復号データを記憶し、制御手
段から印加されるアドレス信号に応じて記憶していた復
号データを出力するメモリと、 前記復号器から復号データを印加されて、同一のシンボ
ルに対応する復号データ群を前記メモリから出力させる
ためのアドレス信号を発生する制御手段と、 前記メモリから出力された同一のシンボルに対応する前
記復号データ群から、頻度の高い復号データを選択して
出力する比較部とを備えることを特徴とする最適な復号
経路を有する復号装置。 - 【請求項２】 前記復号器は、前記復号の深さより少な
いシンボル個数の移動間隔でウィンドウを移動させるこ
とを特徴とする請求項１記載の最適な復号経路を有する
復号装置。 - 【請求項３】 前記復号器は、前記復号の深さを前記移
動間隔で割って得られるオーバラップ数ほどの、同一の
シンボルに対する復号データ群を発生することを特徴と
する請求項２記載の最適な復号経路を有する復号装置。 - 【請求項４】 前記メモリは、前記復号の深さと前記オ
ーバラップ数とにより定められる記憶容量を有すること
を特徴とする請求項３記載の最適な復号経路を有する復
号装置。 - 【請求項５】 前記制御手段は、 前記復号器から印加される復号データを前記復号の深さ
単位でカウントし、そのカウント値を出力するカウンタ
と、 前記カウント値を印加されて、前記カウント値を予め設
定された基準オーバラップ数と比較して前記メモリの記
憶状態を判断し、判断されたメモリの記憶状態に対応す
るアドレス信号を発生する制御信号発生器とを備えるこ
とを特徴とする請求項４記載の最適な復号経路を有する
復号装置。 - 【請求項６】 前記制御信号発生器は、前記ウィンドウ
の移動間隔で、同一のシンボルに対する復号データ群を
出力するための制御信号を発生することを特徴とする請
求項５記載の最適な復号経路を有する復号装置。 - 【請求項７】 前記制御信号発生器は、前記カウンタの
カウント値（ＣＯOUT ）が基準オーバラップ数より小さ
ければ、次の式を満たすアドレス信号ＡＤＤＲを発生す
ることを特徴とする請求項６記載の最適な復号経路を有
する復号装置。 ＡＤＤＲ＝（Ｎ×ＣＯOUT −１）−Ｎ×ｉ＋ｉ×Ｍ＋ｊ ｉ＝０，１，…，ＣＯOUT 、ｊ＝０，１，…，（Ｎ−１） ここで、Ｎは移動間隔を表わすシンボル数、Ｍは復号の
深さを表わすシンボル数である。 - 【請求項８】 前記制御信号発生器は、前記カウンタの
カウント値が基準オーバラップ数より大きいか等しい場
合は、該カウント値を基準オーバラップ数で割った結果
に応じて該当アドレス信号ＡＤＤＲを発生することを特
徴とする請求項６記載の最適な復号経路を有する復号装
置。 - 【請求項９】 前記制御信号発生器は、前記割った結果
が残りの値を有しない場合、次の式を満たすアドレス信
号ＡＤＤＲを発生することを特徴とする請求項８記載の
最適な復号経路を有する復号装置。 ここで、Ｎは移動間隔を表わすシンボル数、ＣＯOUT は
カウント値、Ｍは復号の深さを表わすシンボル数であ
る。 - 【請求項１０】 前記制御信号発生器は、前記割った結
果が残りの値を有する場合、次の式を満たすアドレス信
号ＡＤＤＲを発生することを特徴とする請求項８記載の
最適な復号経路を有する復号装置。 ｉ＝０，１，…，｛（ＣＯOUT modulo Ｍ／Ｎ）−１｝なら、 ＡＤＤＲ＝（ＣＯOUT modulo Ｍ／Ｎ）−Ｎ×ｉ＋ｉ×Ｎ＋ｊ ｉ＝（ＣＯOUT modulo Ｍ／Ｎ），…，（Ｍ／Ｎ−１）なら、 ＡＤＤＲ＝（ＣＯOUT modulo Ｍ／Ｎ）＋Ｍ−Ｎ×ｉ＋ｉ×Ｎ＋ｊ ここで、ｊ＝０，１，…，（Ｎ−１） ここで、Ｎは移動間隔を表わすシンボル数、ＣＯOUT は
カウント値、Ｍは復号の深さを表わすシンボル数であ
る。 - 【請求項１１】 前記比較部は、同一のシンボルに対す
る前記ウィンドウの所定のシンボル個数の移動間隔で得
られた復号データ群を比較することを特徴とする請求項
６記載の最適な復号経路を有する復号装置。 - 【請求項１２】 デジタル通信において、複数のシンボ
ルよりなる符号列を復号する最適な復号経路を有する復
号方法であって、 前記符号列が印加されて、復号の深さ単位で形成される
ウィンドウ内のシンボル群を復号させて、復号データを
発生する復号データ発生段階と、 前記各ウィンドウ毎に発生される復号データを記憶する
記憶段階と、 前記ウィンドウに対する復号が終わる毎に、予め設定さ
れた所定のシンボル個数の移動間隔で前記ウィンドウを
符号列上で移動させて、前記復号データ発生段階を繰り
返すオーバラップ段階と、 前記記憶された復号データのうちから同一のシンボルに
対応する復号データ群を読み出す読出段階と、 前記読み出される復号データ群の頻度数を比較して、高
い頻度数の復号データを該当シンボルに対する復号情報
に定める比較段階とを備えることを特徴とする最適な復
号経路を有する復号方法。 - 【請求項１３】 前記オーバラップ段階は、前記復号の
深さより少ないシンボル個数の移動間隔でウィンドウを
移動させることを特徴とする請求項１２記載の最適な復
号経路を有する復号方法。 - 【請求項１４】 前記オーバラップ段階は、同一のシン
ボルに対して、前記復号の深さを前記移動間隔で割って
得られるオーバラップ数ほどの復号をさせることを特徴
とする請求項１３記載の最適な復号経路を有する復号方
法。 - 【請求項１５】 前記記憶段階は、前記復号の深さと前
記オーバラップ数とにより定められる記憶容量の前記復
号データを記憶することを特徴とする請求項１４記載の
最適な復号経路を有する復号方法。 - 【請求項１６】 前記読出段階は、前記オーバラップ段
階で発生する復号データを前記復号の深さ単位でカウン
ティングし、カウンティングにより発生するカウント値
を予め設定された基準オーバラップ数と比較して、前記
記憶された復号データのうち同一のシンボルに対応する
復号データ群を読み出すことを特徴とする請求項１５記
載の最適な復号経路を有する復号方法。 - 【請求項１７】 前記読出段階は、前記ウィンドウの所
定のシンボル個数の移動間隔で前記復号データ群を出力
することを特徴とする請求項１６記載の最適な復号経路
を有する復号方法。 - 【請求項１８】 前記比較段階は、同一のシンボルに対
応する前記ウィンドウの所定のシンボル個数の移動間隔
で得られた復号データを比較することを特徴とする請求
項１７記載の最適な復号経路を有する復号方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| KR93-4815 | 1993-03-26 | ||
| KR1019930004815A KR0144837B1 (ko) | 1993-03-26 | 1993-03-26 | 최적의 복호경로를 갖는 복호화방법 및 그 장치 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0730440A JPH0730440A (ja) | 1995-01-31 |
| JP2859535B2 true JP2859535B2 (ja) | 1999-02-17 |
Family
ID=19352847
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
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| JP6057020A Expired - Fee Related JP2859535B2 (ja) | 1993-03-26 | 1994-03-28 | 最適な復号経路を有する復号方法及びその装置 |
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