JP3252776B2 - 軟出力復号装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は軟出力復号装置に関
し、特に入力アルファベットが２値である畳込み符号の
ヴィタビ復号処理を使用した軟出力復号装置に関するも
のである。

【０００２】

【従来の技術】畳込み符号は誤り訂正符号化方式として
現在広く利用されている。詳しくは「符号理論、今井秀
樹著、１９９０年１月、電子情報通信学会」の第１１，
１２章に記述されている。ここでは簡単な例を用いて説
明する。

【０００３】図１１は畳込み符号の符号器の構成を示し
たものである。特にこの符号器はレート１／２のフィー
ドバック型と呼ばれる畳込み符号化器の最も簡単な例で
ある。１００，１０１はメモリ（記憶素子）である。時
点ｔにおけるその値をｓ（ｔ，０），ｓ（ｔ，１）とす
る。

【０００４】時点ｔの入力ビットｕ（ｔ）に対して２ビ
ットの出力ｗ（ｔ，０），ｗ（ｔ，１）が生成される。
図１１は組織符号となっており、ｗ（ｔ，０）は、 ｗ（ｔ，０）＝ｕ（ｔ） となる。

【０００５】一方、ｗ（ｔ，１）は、 ｗ（ｔ，１）＝ｓ（ｔ，０）＋ｓ（ｔ，１）＋ｕ（ｔ）＋ｓ（ｔ，１） ＝ｓ（ｔ，０）＋ｕ（ｔ） となる。ここで、“＋”は排他論理和を表す。

【０００６】時点（ｔ＋１）のメモリの内容は、 ｓ（ｔ＋１，１）＝ｓ（ｔ，０） ｓ（ｔ＋１，０）＝ｓ（ｔ，０）＋ｓ（ｔ，１）＋ｕ
（ｔ） となる。

【０００７】この様に符号器の内部にｓ（ｔ，０），ｓ
（ｔ，１）という記憶素子を持ち、この値（“状態”と
呼ぶ）に依存して出力ビットｗ（ｔ，０），ｗ（ｔ，
１）が決まるところが畳込み符号の特徴である。記憶素
子の数に１を加算した値は拘束長と呼ばれ、畳込み符号
を特徴付ける値の一つである。

【０００８】畳込み符号の出力と次の状態への遷移は、
現在の符号器の状態と入力ビットに依存する。それを時
系列的に表現した図はトレリス線図と呼ばれる。図１２
は図１１の畳込み符号に対するトレリス線図を表してい
る。図１２において、各段は上から順に（ｓ（ｔ，
０），ｓ（ｔ，１））が（０，０），（１，０），
（０，１），（１，１）となっている状態を表してい
る。また各列は左から時点０，１，２，…の状態を表し
ている。トレリス線図上の各時点における各状態をノー
ドと呼ぶ。

【０００９】時点０は初期状態を表す。通常ｓ（０，
０）＝ｓ（０，１）を初期状態とする。時点１では時点
０から遷移可能な状態のみをとりうる。ｕ（１）＝０の
場合は（０，０）から（０，０）へ状態遷移が起こる。
またこの時ｗ（１，０）＝ｗ（１，１）＝０となる。ま
た、ｕ（１）＝１の場合は（０，０）から（１，０）へ
状態遷移が起こり、ｗ（１，０）＝ｗ（１，１）＝１と
なる。トレリス線図は状態遷移が可能なときはノード間
をブランチ（線分）で結んだ図である。図１２で各ブラ
ンチに振ってあるインデックスは順にその状態遷移に付
随する出力ビットｗ（ｔ，０），ｗ（ｔ，１）と情報ビ
ットｕ（ｔ）を表している。

【００１０】トレリス線図上で連続するブランチを連接
したものをパスと呼ぶ。畳込み符号の符号語となるビッ
ト列はパス上の出力ビット列に制限されている。各時点
に対応する受信系列とブランチの間の尤度に応じたメト
リックが計算される。これをブランチメトリックと呼
ぶ。パスに対してもメトリックとしてブランチメトリッ
クの和が供せられる。これをパスメトリックと呼ぶ。こ
こではメトリックが大きい程尤度が高い様にメトリック
を設定する。

【００１１】畳込み符号の復号は通信路上などでエラー
が混入した受信系列から実際に送信された符号語を推定
する処理である。符号語Ｗが等確率で送信されるとき、
受信系列Ｙに対してＷの下でのＹの条件付き確率Ｐ（Ｙ
｜Ｗ）を最大化する符号語を実際に送信された符号語と
推定する復号法を最尤復号法と呼ぶ。この確率は通信路
に応じて決まる。これを実行するアルゴリズムはヴィタ
ビ復号法として知られている。ヴィタビ復号はトレリス
線図上の各ノードについて、そこへ到達するパスメトリ
ック最大のパスを選択し（生き残りパスと呼ぶ）、もう
一方のパスを放棄することにより時点を追って順に効率
的に最尤復号を行うことができる。開始当初などを除い
て各時点において、状態数のパスが存在することにな
る。

【００１２】近年、符号語の推定だけでなく、推定され
た符号語に対応する各情報ビットの信頼度情報に相当す
る軟出力が必要となる場合が生じている。特に重要な応
用はターボ符号の名前で知られる、フィードバック型畳
込み符号の並列連接符号の復号への適用である。これに
関しては「１９９６年１０月、アイ・イ−・イ−・トラ
ンザンクション・オン・コミュニケーション、第４４
巻、第１０号、１２６１〜１２７１頁(IEEE Transactio
ns on Communication, Vol.44, No.10, pp.1261-1271)
」に述べられている。

【００１３】受信系列をＹ、ｋ番目の情報ビットをｕ
（ｋ）とする。理想的な信頼度情報（軟出力）Ｌ（ｕ
（ｋ））は次で与えられる値である。

【００１４】Ｌ（ｕ（ｋ））＝ｌｏｇＰ（ｕ（ｋ）＝０
｜Ｙ）／Ｐ（ｕ（ｋ）＝１｜Ｙ） Ｌ（ｕ（ｋ））を求めるアルゴリズムはＭＡＰ(Maximum
A Posterior probability) アルゴリズムと呼ばれ、前
述の文献に詳述されている。但し、ＭＡＰは復号遅延、
装置規模が大きい等の問題がある。

【００１５】Ｌ（ｕ（ｋ））の近似値を求めることで上
記の問題を解決するための手段として、ヴィタビ復号法
を利用したＳＯＶＡ(Soft Output Viterbi Alogrithm)
が知られている。これに関する一つの装置化方法が「１
９９３年５月、プロシーディング・オブ・インターナシ
ョナル・コンファレンス・オブ・コミュニケーション、
７３７〜７４０頁、Proceeding of International Conf
erence of Communication, pp.737-740 」に記述されて
いる。図８はそれを模式的に表したものである。

【００１６】図８は軟出力装置を表している、ブランチ
メトリック算出手段８０、ＡＣＳ(Add Compare Select)
８１、パスメトリックメモリ８２は通常のヴィタビ復号
と同様の構成である。大きな違いはパスメモリの部分
で、図８ではパスメモリは差分メトリックメモリ８５と
併設されている。通常のパスメモリは８５の情報ビット
領域のみからなる。この差分メトリック領域には生き残
りパスと放棄されたパスのメトリックの差をトレリス線
図の各ノードに対して持つ。軟出力情報は軟出力情報メ
モリ８７に保持される。

【００１７】軟出力生成方法を図９に従って述べる。図
９は、時点ｔまでの最尤パスがヴィタビ復号により確定
したとき、ｘ：＝ｄ（ｔ，ｓ）を用いた軟出力情報更新
方法を示している。ここで、ｄ（ｔ，ｓ）は時点ｔ，状
態ｓのノードにおける生き残りパスと放棄されるパスの
メトリックの差である。

【００１８】まず初期設定を行う（ステップ９０）。こ
こでｓは最尤パスの時点ｔでの状態である。このノード
で放棄されたヴィタビ復号における生き残りパスをＶと
する。Ｖの時点（ｔ−１）の状態をｕとする。最尤パス
の時点ｔでの情報ビットをｂ（ｔ）とおく。ｘを用いて
軟出力情報更新処理を行う時点の下限をｔ０とおく。そ
の幅Ｔ１は予め決めておく。

【００１９】必要に応じて時点ｔの軟出力情報を更新す
る（ステップ９１）。Ｌ（ｔ）は時点ｔの軟出力情報を
表すとする。フィードバック型の場合はＬ（ｔ）にｘ
を、そうでない場合はＬ（ｔ）を適切な値で初期化す
る。

【００２０】時点を一つ戻し（ｔ−１）とし、Ｖにおけ
るｖの一つ前のノードをｖ´とする（ステップ９２）。
ｖ´からｖへの遷移に対応する情報ビットと時点ｔにお
ける最尤パスの情報ビットｂ（ｔ）が等しいかどうか比
較する（ステップ９２）。ステップ９２の条件が否定さ
れた場合はＬ（ｔ）とｘを比較する（ステップ９４）。

【００２１】もし、ｘの方がＬ（ｔ）より小さかったら
Ｌ（ｔ）をｘで置換える（ステップ９５）。時点ｔがｔ
０に達したら、更新処理を終了する（ステップ９６）。
更新処理を継続する時にはｖ´をｖとしてステップ９２
に戻る（ステップ９７）。

【００２２】これをトレリス線図上で図示すると図１０
の様になる。図９においてｓ（ｔ３），ｓ（ｔ４），ｓ
（ｔ−１），ｓ（ｔ），ｓ（ｔ１），ｓ（ｔ２）で示さ
れるパスが最尤パスだとする。時点ｔでの軟出力情報を
決定するのは時点ｔ１，ｔ２といったｔから先で最尤パ
スから放棄されたパスである。ｓ（ｔ１）で放棄された
パスｓ（ｔ１），ｖ２，ｖ１，ｖ０，ｓ（ｔ４）で示さ
れるパスは時点ｔでの情報ビットが異なるため、それ以
前のＬ（ｔ）とｄ（ｔ，ｓ（ｔ１））を比較してｄ
（ｔ，ｓ（ｔ１））の方が小さかったら前者を後者で置
換える。一方、ｓ（ｔ２），ｖ６，ｖ５，ｖ４，ｓ（ｔ
３）で示される、ｓ（ｔ２）で放棄されたパスは時点ｔ
での情報ビットが最尤パスに等しいため、ｄ（ｔ２，ｓ
（ｔ２））はＬ（ｔ）に影響を与えない。

【００２３】

【発明が解決しようとする課題】上述のＳＯＶＡではト
レリス線図全体を保持する必要がなく、その一部を保持
すれば十分なのでＭＡＰと比較して装置規模を大きく取
ることができる。ヴィタビ復号を利用した軟出力情報生
成処理では、最尤パスが確定した後の軟出力情報更新の
ために対抗パスをトレースバックする処理が通常のヴィ
タビ復号と比較して最大の負荷になる。このトレースバ
ックの回数を小さくすることが課題となる。

【００２４】また、ＭＡＰと違い、軟出力情報生成のた
めに使用するパスが制限されている（最尤パスの対抗パ
スのみ）ため、その軟出力情報の精度を高めることが課
題となる。使用するパスの範囲を計算量を増やさずに拡
大することが一つの方法であり、前述の文献に触れられ
ている。

【００２５】もう一つの方法は最終的に得られた軟出力
情報にある種の正規化を行うことが一つの方法であり、
「１９９６年５月、プロシーディング・オブ・インター
ナショナル・コンファレンス・オブ・コミュニケーショ
ン、１０２〜１０６頁、Proceeding of International
Conference of Communication, pp.102-106 」に記述さ
れている。しかし、この正規化は通信路における雑音の
影響に依存する処理であり、実際の復号処理においてこ
の通信路の雑音の大きさを推定しなければならないこと
が一つの課題となる。

【００２６】本発明の目的は、畳込み符号の軟出力復号
処理の高速化及び高精度化を可能とした軟出力復号装置
を提供することである。

【００２７】本発明によれば、入力アルフアベットが２
値である畳込み符号のヴィタビ復号処理を使用した軟出
力復号装置であって、前記畳込み符号のトレリス線図上
の各ノードに対してフラグ領域、情報ビット領域、差分
メトリック領域が夫々一組として割当てられ、前記フラ
グ領域には、対応ノードがヴィタビ復号により最終的に
選択されたパス上にあるかまたは当該ノードの時点にお
ける軟出力更新処理において試されたことがあるかを表
す情報を保持し、前記情報ビット領域には、対応ノード
でヴィタビ復号により選択される前記トレリス線図上の
一時点前の状態を表すインデックスを保持し、前記差分
メトリック領域には、前記トレリス線図上において対応
ノードでヴィタビ復号により選択されたパスと放棄され
たパスとのメトリックの差を保持したメモリ手段と、前
記ヴィタビ復号において最終的に選択されたパス上の対
応するノードの情報ビットの軟出力の更新処理時に、前
記フラグ領域の情報及び前記差分メトリック領域の情報
に基づいて前記更新処理の継続を決定する軟出力更新手
段とを含むことを特徴とする軟出力復号装置が得られ
る。

【００２８】そして、前記差分メトリック領域を前記軟
出力によって順次書換えるようにしたことを特徴とし、
また、前記ヴィタビ復号において選択されたパスを表す
情報ビット列と対応する軟出力情報を保持する軟出力メ
モリを更に含み、前記軟出力メモリを前記軟出力の更新
に従って順次書換えるようにしたことを特徴としてい
る。

【００２９】更に、前記畳込み符号はフィードバック型
の畳込み符号であり、前記情報ビット領域は前記トレリ
ス線図上の対応するノードにおける前記ヴィタビ復号で
選択されたバスの情報ビットを保持するようにしたとを
特徴とし、また、前記軟出力生成手段は、前記トレリス
線図上で前記ヴィタビ復号により最終的に選択されたパ
ス上の各ノードで放棄されたパスである対抗パスのメト
リックと共に、この対抗パス上のノードで前記ヴィタビ
復号で放棄されたパスのメトリックを利用して情報ビッ
トの軟出力を生成するようにしたことを特徴としてい
る。

【００３０】更に本発明によれば、入力アルフアベット
が２値である畳込み符号の並列連接符号の復号処理にお
ける当該畳込み符号のヴィタビ復号処理を使用した軟出
力復号装置であって、軟出力の平方和の平均値と通信路
の雑音を定める通信路定数及び軟出力値の正規化定数と
の対応表と、実際の受信系列の復号処理にて生じた軟出
力の平方和の平均値から前記対応表を用いて前記通信路
定数及び前記正規化定数を求める手段と、実際の軟出力
を前記通信路定数及び前記正規化定数を使用して補正す
る手段、とを含むことを特徴とする軟出力復号装置が得
られる。

【００３１】更にはまた、本発明によれば、入力アルフ
アベットが２値である畳込み符号の並列連接符号の復号
処理における当該畳込み符号のヴィタビ復号処理を使用
した軟出力復号装置であって、前記畳込み符号のトレリ
ス線図上の各ノードに対してフラグ領域、情報ビット領
域、差分メトリック領域が夫々一組として割当てられ、
前記フラグ領域には、対応ノードがヴィタビ復号により
最終的に選択されたパス上にあるかまたは当該ノードの
時点における軟出力更新処理において試されたことがあ
るかを表す情報を保持し、前記情報ビット領域には、対
応ノードでヴィタビ復号により選択される前記トレリス
線図上の一時点前の状態を表すインデックスを保持し、
前記差分メトリック領域には、前記トレリス線図上にお
いて対応ノードでヴィタビ復号により選択されたパスと
放棄されたパスとのメトリックの差を保持したメモリ手
段と、前記ヴィタビ復号において最終的に選択されたパ
ス上の対応するノードの情報ビットの軟出力の更新処理
時に、前記フラグ領域の情報及び前記差分メトリック領
域の情報に基づいて前記更新処理の継続を決定する軟出
力更新手段と、前記軟出力の平方和の平均値と通信路の
雑音を定める通信路定数及び軟出力値の正規化定数との
対応表と、実際の受信系列の復号処理にて生じた軟出力
の平方和の平均値から前記対応表を用いて前記通信路定
数及び前記正規化定数を求める手段と、実際の軟出力を
前記通信路定数及び前記正規化定数を使用して補正する
手段とを含むことを特徴とする軟出力復号装置が得られ
る。

【００３２】

【発明の実施の形態】以下に本発明の実施例について図
面を参照しつつ詳述する。

【００３３】図１は本発明の実施例の構成を示してお
り、ブランチメトリック算出手段１，ＡＣＳ(Add-Compa
re-Select)２，パスメトリックメモリ３，パスメモリ＋
差分メトリックメモリ４，軟出力情報更新手段８，軟出
力情報生成手段９からなる。パスメモリ＋差分メトリッ
クメモリ４の部分はフラグ領域５，情報ビット領域６，
差分メトリック領域７に分けることができる。

【００３４】ブランチメトリック算出手段，ＡＣＳ，パ
スメトリックメモリは通常のヴィタビ復号と同様に、ト
レリス線図上の次の時点の各ノード（状態）へ到達する
最適なパスを選択、不要な場合はパスを放棄する処理を
行う。

【００３５】時点ｔにおけるパス選択を行った場合、Ａ
ＣＳ２からパスメモリ＋差分メトリックメモリ４へ送ら
れる情報は時点ｔにおけるトレリス線図における各ノー
ドに対して次の２点である。第一にそのノードへ延ばす
ことが可能な二本のパスのうち、最適な方を示すインデ
ックスである。そして第二にその二本のパスのメトリッ
クの差である差分メトリックである。ノードｖにおける
この差分メトリックをｄ（ｔ，ｖ）と表すことにする。

【００３６】パスメモリ＋差分メトリックメモリ４はト
レリス線図の一部（ある限られた範囲の時点分のトレリ
ス）、または全体のノードに対応するフラグ領域５，情
報ビット領域６，差分メトリック領域７からなる。パス
メモリ＋差分メトリックメモリ４はＡＣＳ２から送られ
た情報を夫々対応するノードに割当てられた情報ビット
領域６，差分メトリック領域７に書込む。

【００３７】この際、フラグ領域５は初期化をしてお
く。ここでは、“０”を書込むことにする。時点ｔにお
けるＡＣＳ２の処理が終了した時には、パスメモリ＋差
分メトリックメモリ４の時点ｔのノードに対応する領域
が全て上記の様に更新される。

【００３８】パスメモリ＋差分メトリックメモリ４は、
最尤パス決定のための遅延幅Ｔ０と軟出力情報決定のた
めの遅延幅Ｔ１の和である（Ｔ０＋Ｔ１）時点分のトレ
リスの各ノードに対するフラグ領域５，情報ビット領域
６，差分メトリック領域７を最低でも保持する必要があ
る。

【００３９】本発明の特徴は差分メトリックと併せてフ
ラグ領域を持つことが特徴であり、これと差分メトリッ
ク領域の書換えを行うことにより可能となる軟出力判定
更新処理の効率化について図２に従って述べる。

【００４０】時点（ｔ＋Ｔ０）でのＡＣＳ２の出力によ
るパスメモリ＋差分メトリックメモリ４の更新が終了し
たら、時点ｔにおける最尤パスのノードを決定すること
ができる（ステップ２０）。これは通常のヴィタビ復号
と同様である。この様にして決定された時点ｔのノード
をｓ，情報ビットをｂ（ｔ）とする。

【００４１】また時点ｔ，ノードｓに対応するフラグ領
域ｆ（ｔ，ｓ）を“２”とする。また差分メトリックｄ
（ｔ，ｓ）をｘ，時点ｔ，ノードｓにおいてヴィタビ復
号において放棄されたパス（ここでは最尤パスに対する
“対抗パス”と呼ぶ）をＶ，Ｖの時点（ｔ−１）におけ
るノードをｖとする。Ｖを逆に辿りながら、このｘを用
いてｔ−１，ｔ−２，…，ｔ０：＝ｔ−Ｔ１における軟
出力を更新する。

【００４２】まず、必要に応じて時点ｔの軟出力更新処
理を行う（ステップ２１）。フィードバック型の畳込み
符号の場合はこの処理が行われる。時点を一つ戻し、Ｖ
上のｖの一つ前のノードをｖ´とする（ステップ２
２）。ここで、Ｖ上の時点ｔのノードがｖ，時点（ｔ−
１）のノードがｖ´となっている。

【００４３】フラグｆ（ｔ，ｖ）が２であったらこのパ
スはヴィタビ復号により選択された最尤パスに合流した
ことを意味するため、ｘによる軟出力の更新は終了する
（ステップ２３）。フラグｆ（ｔ，ｖ）が１であったら
このノードは軟出力更新処理において過去に訪れたノー
ドであることを示す（ステップ２４）。

【００４４】ｆ（ｔ，ｖ）が１であったらｘとｄ（ｔ，
ｖ）を比較する（ステップ２５）。もし、ｘがｄ（ｔ，
ｖ）より小でなかったらｖから先のパスは現在のＶ以下
の小さなメトリックで訪れたことがあることを示す。よ
って、ここでｘを用いた軟出力更新処理を終了する。

【００４５】ステップ２４においてｆ（ｔ，ｖ）が０で
あったらこのノードは軟出力情報更新処理で初めて訪れ
たノードであることを示す。ｆ（ｔ，ｖ）を１に書換え
る（ステップ２６）。ステップ２５においてｘがｄ
（ｔ，ｖ）より小、もしくはステップ２６を経過したと
きには時点ｔにおける軟出力処理を更新する（ステップ
２７）。

【００４６】ｔがｔ０以下となったらｘによる軟出力更
新処理は終了する（ステップ２８）。更新処理を継続す
る時にはｖ´をｖとしてステップ２２に戻る。この様に
フラグ領域を持ち、差分メトリック領域の書換えを行う
ことにより、ステップ２２，２３，２４の判断で無駄な
軟出力更新処理を行わずに済むのである。

【００４７】ステップ２７において、軟出力更新処理は
ｄ（ｔ，ｖ）をｘで置換える処理のみでも行うことがで
きる。このときは時点ｔの軟出力を出力するとき、フラ
グｆ（ｔ，ｖ）が１で、情報ビットが最尤パスの情報ビ
ットと異なるノードの中で最小のｄ（ｔ，ｖ）を出力す
ることにより行われる。フィードバック型の畳込み符号
の場合はステップ２１の処理が行われるためフラグｆ
（ｔ，ｖ）が２であるノードも考慮に入れる。

【００４８】従来方法と同様に、図３に示す如く、軟出
力をパスメモリ＋差分メモリ４と別の領域３に持つこと
もできる。このときにはステップ２７で軟出力情報領域
３３を書換える。このとき差分メトリック領域７は書換
える必要はない。情報ビット領域３２は最尤パスに対応
する情報ビットを保持する。

【００４９】軟出力の精度を向上させるためにはより広
範囲のパスを対象とすることが必要となる。従来方法で
は最尤パスに合流するヴィタビ復号における対抗パスの
みを対象としてきた。しかし、フィードバック型の畳込
み符号では処理量を増加させずに有効に対象となるパス
の範囲を拡大して、軟出力の精度を向上させることがで
きる。以下その方法を図４に従って説明する。

【００５０】図４は時点ｔまでの最尤パスが確定したと
きの軟出力生成方法を示している。また、図４は図３ま
たは図８に示した様に軟出力情報メモリを持つ場合を想
定している。よって、ｄ（ｔ，ｖ）の書換えは行わな
い。時点ｔの軟出力情報領域３１に保持される値をＬ
（ｔ）とする。また時点ｔの情報ビット領域３２に保持
される値をｂ（ｔ）とする。

【００５１】第一に軟出力情報更新のための初期化処理
を行う（ステップ４１）。ｓにより最尤パス（ヴィタビ
アルゴリズムで選択されるパス）時点ｔでの状態を表す
とする。ｂ（ｔ）に最尤パスにおける時点ｔでの情報ビ
ットを代入する。時点ｔにおける対向パスをＶとおく。
Ｖの時点（ｔ−１）での状態をｖとおく。

【００５２】フィードバック型の畳込み符号で、状態を
表すメモリ数とフィードバックを表す多項式の次数が等
しい時には一つの状態へ状態遷移を起こす情報ビットは
必ず異なる。よって図２のステップ２１にあたる処理が
実行され、Ｌ（ｔ）（時点ｔにおける軟出力情報）はｄ
（ｔ，ｓ）で初期化される（ステップ４２）。このｄ
（ｔ，ｓ）はこのフローにおける軟出力情報更新の元と
なる値であり、ｘとおく。

【００５３】時点をｔから（ｔ−１）に移し、対抗パス
Ｖにおけるｖの直前の状態をｖ´とおく（ステップ４
３）。ｖ´からｖへの状態遷移に対応する情報ビットが
ｂ（ｔ）（最尤パスにおけるこの時点での情報ビット）
に等しいかどうかを判断する（ステップ４４）。ステッ
プ４４で条件が成り立たない場合には、ｘを軟出力の更
新のための候補と考え、ｙとおく（ステップ４５）。

【００５４】ステップ４４で条件が成り立つ場合には、
ｘに時点ｔにおける差分メトリックｄ（ｔ，ｖ）を加算
した値（ｘ＋ｄ（ｔ，ｖ））を軟出力更新のための候補
と考え、ｙとおく（ステップ４６）。Ｌ（ｔ）とｙの大
小を判断する（ステップ４７）。Ｌ（ｔ）よりもｙが小
さい場合には、Ｌ（ｔ）をｙで置換える（ステップ４
８）。

【００５５】ｘによる軟出力更新処理が終了かどうか判
断する（ステップ４９）。この終了判断には図２のフロ
ーで述べた方法が使用できる。ステップ９で軟出力更新
処理を継続する場合には、ｖ´をｖとしてステップ３に
戻り、１時点前の軟出力更新処理を行う（ステップ１
０）。

【００５６】この様に対象となるパスを拡大した軟出力
生成方法を図で示すと図５の様になる。図５はトレリス
線図上の幾つかのパスを表しており、ｓ（ｔ３），ｓ
（ｔ４），…，ｓ（ｔ２）で示される情報ビットが全て
０のパスが最尤パスであるとする。時点ｔでの軟出力を
生成するために、従来はｓ（ｔ１），ｖ２，ｖ１，ｖ
０，ｓ（ｔ４）やｓ（ｔ２），ｖ６，ｖ５，ｖ４，ｖ
３，ｓ（ｔ３）で示されるパスのみを扱ってきた。時点
ｔにおいては、後者のパスは情報ビットが最尤パスのビ
ットと同一のため、軟出力生成のために貢献してこなか
った。

【００５７】しかし、時点ｔでｖ５で放棄されたパスは
情報ビット１を伴っており、ｓ（ｔ２），ｖ６，ｖ５，
ｖ７，ｖ３，ｓ（ｔ３）で表されるパスと最尤パスとの
メトリックの差はｄ（ｔ２，ｓ（ｔ２））＋ｄ（ｔ，ｖ
５）で表される。この様なパスも扱うことにより、より
精度の高い軟出力情報を生成できるのである。

【００５８】また、図４，図５に示した軟出力生成方法
の発展形として、更に対象となるパスの数を増やす方法
を図６に示す。図６は最尤パスへの対応バスの終点ノー
ドｖ３，ｖ１２などで放棄されたパスも対象とできるこ
とを示している。この時、ｓ（ｔ１），ｖ１２，ｖ１
７，ｖ１６，ｖ１５，ｖ１３，ｖ９，ｓ（ｔ３）で表さ
れるパスと最尤パスとの差分メトリックはｄ（ｔ２，ｓ
（ｔ１２））＋ｄ（ｔ（ｖ１２），ｖ１２）となる。

【００５９】ここで、ｔ（ｖ１２）は図５におけるｖ１
２の時点である。また、ｓ（ｔ１），ｖ３，ｖ２，ｖ
１，ｖ５，ｖ４，ｓ（ｔ４）で示されるパスと最尤パス
との差分メトリックはｄ（ｔ１，ｓ（ｔ１））＋ｄ（ｔ
（ｖ３），ｖ３）＋ｄ（ｔ，ｖ１）となる。ここでｔ
（ｖ３）は図５におけるｖ３の時点である。

【００６０】ヴィタビ復号に基づく軟出力の精度を向上
させる方法の一つとして、それに正規化定数を乗じるこ
とによって補正する手段がある。この正規化定数は通信
路の雑音の状態に基づいて決定される。逆に通信路の雑
音がガウス分布に従う場合、軟出力の平方値の平均を利
用して雑音の状態及び正規化定数を決定することができ
る。以下その方法について説明する。

【００６１】変調方式としてＢＰＳＫを用いるとする。
軟出力もガウス分布に従うと仮定する。この時１が送信
された場合の軟出力の平均値をＥ，分散をＶとする。−
１が送信された場合の軟出力の平均値は−Ｅ，分散はＶ
となる。実際には１，−１が混在した形で送信される
が、１，−１が送信される頻度に関わらず軟出力の平方
の平均値は、 Ｋ＝Ｖ＋Ｅ＊Ｅ となる。

【００６２】一般にＥとＶは正の比例に近い傾向にあ
り、Ｅは通信路の雑音の大きさと１対１に対応するた
め、Ｋ＝Ｖ＋Ｅ＊Ｅも通信路の雑音の大きさと１対１に
対応する。よってＫを計算することにより、通信路の雑
音の大きさ（通信路定数）及びそれに付随する軟出力の
正規化定数を求めることができる。これ等の関係を事前
にテーブル化しておくことにより実際上は効率良く処理
を行うことができる。

【００６３】図７は軟出力補正手段の構成図である。軟
出力復号手段７０，平方和平均算出手段７１，正規化定
数・通信路定数対応表７２，補正処理手段７３からな
る。

【００６４】軟出力復号手段７０は図１等に示した装置
を使用することができる。平方和平均算出手段７１は軟
出力復号手段７０の平方値の平均値を求める。この値に
基づいて正規化定数・通信路定数対応表７２の中の該当
する値を選択する。通信路定数は通信路における雑音の
大きさを表す量である。補正処理手段７３は軟出力手段
７０の出力に正規化定数を乗じて補正処理を行う。並列
連接化符号に使用する際には、通信路定数で決まる値を
乗じる処理も行う。

【００６５】

【発明の効果】本発明によれば、パスメモリ＋差分メト
リックメモリ内にフラグ領域を装備することにより、有
効に１回の軟出力更新における終了判断ができ、対抗パ
スをトレースバックする回数がほぼ１／２程度になると
いう効果がある。

【００６６】また、図３の様に軟出力生成のための対象
となるパスの領域を拡大することにより、並列連接化符
号の復号において従来方法と比較して０．３ｄＢ程度の
符号化利得が得られる（ビットエラーレート＝1/10000
）。この時、処理量の増加はほとんど無視できる。

【００６７】更にはまた、図７の様に軟出力の補正処理
を行うことにより、並列連接化符号の復号において従来
方法と比較して０．３ｄＢ程度の符号化利得が得られる
（ビットエラーレート＝1/10000 ）。また、事前に通信
路の特性を知る必要がないという利点がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の構成を示すブロック図である。

【図２】本発明による軟出力更新の終了判断の処理の流
れを示すフローチャートである。

【図３】本発明の別の構成を示すブロック図である。

【図４】本発明による軟出力生成方法を示すフローチャ
ートである。

【図５】図４の軟出力生成方法をトレリス線図上で図示
している。

【図６】図５の発展型をトレリス線図上で図示してい
る。

【図７】本発明における軟出力補正処理の構成を示すブ
ロック図である。

【図８】従来の軟出力復号装置のブロック図である。

【図９】従来の軟出力生成方法を示すフローチャートで
ある。

【図１０】図９の軟出力生成方法をトレリス線図上で図
示している。

【図１１】フィードバック型の畳込み符号器のブロック
図である。

【図１２】図１１の符号に対応するトレリス線図であ
る。

【符号の説明】

１ ブランチメトリック算出手段 ２ ＡＣＳ ３ パスメトリックメモリ ４ パスメモリ＋差分メトリックメモリ ５ フラグ領域 ６，３２ 情報ビット領域 ７ 差分メトリック領域 ８ 軟出力情報更新手段 ９ 軟出力情報生成手段 ３１ 軟出力情報メモリ ３３ 軟出力情報領域 ７０ 軟出力復号手段 ７１ 平方和平均算出手段 ７２ 正規化定数・通信路定数対応表 ７３ 補正処理手段

Claims (7)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 畳込み符号のヴィタビ復号処理を使用し
   た軟出力復号装置であって、 前記畳込み符号のトレリス線図上の各ノードに対してフ
   ラグ領域、情報ビット領域、差分メトリック領域が夫々
   一組として割当てられ、 前記フラグ領域には、対応ノードがヴィタビ復号により
   最終的に選択されたパス上にあるかまたは当該ノードの
   時点における軟出力更新処理において試されたことがあ
   るかを表す情報を保持し、 前記情報ビット領域には、対応ノードでヴィタビ復号に
   より選択される前記トレリス線図上の一時点前の状態を
   表すインデックスを保持し、 前記差分メトリック領域には、前記トレリス線図上にお
   いて対応ノードでヴィタビ復号により選択されたパスと
   放棄されたパスとのメトリックの差を保持したメモリ手
   段と、前記ヴィタビ復号において最終的に選択されたパス上の
   対応するノードの情報ビットの軟出力の更新処理時に、
   前記フラグ領域の情報及び前記差分メトリック領域の情
   報に基づいて前記更新処理の継続を決定する 軟出力更新
   手段と、 を含むことを特徴とする軟出力復号装置。
2. 【請求項２】 前記差分メトリック領域を前記軟出力に
   よって順次書換えるようにしたことを特徴とする請求項
   １記載の軟出力復号装置。
3. 【請求項３】 前記ヴィタビ復号において選択されたパ
   スを表す情報ビット列と対応する軟出力情報を保持する
   軟出力メモリを更に含み、前記軟出力メモリを前記軟出
   力の更新に従って順次書換えるようにしたことを特徴と
   する請求項１記載の軟出力復号装置。
4. 【請求項４】 前記畳込み符号はフィードバック型の畳
   込み符号であり、前記情報ビット領域は前記トレリス線
   図上の対応するノードにおける前記ヴィタビ復号で選択
   されたバスの情報ビットを保持するようにしたとを特徴
   とする請求項１〜３いずれか記載の軟出力復号装置。
5. 【請求項５】 前記軟出力生成手段は、前記トレリス線
   図上で前記ヴィタビ復号により最終的に選択されたパス
   上の各ノードで放棄されたパスである対抗パスのメトリ
   ックと共に、この対抗パス上のノードで前記ヴィタビ復
   号で放棄されたパスのメトリックを利用して情報ビット
   の軟出力を生成するようにしたことを特徴とする請求項
   ３記載の軟出力復号装置。
6. 【請求項６】 畳込み符号の並列連接符号の復号処理に
   おける当該畳込み符号のヴィタビ復号処理を使用した軟
   出力復号装置であって、 軟出力の平方和の平均値と通信路の雑音を定める通信路
   定数及び軟出力値の正規化定数との対応表と、 実際の受信系列の復号処理にて生じた軟出力の平方和の
   平均値から前記対応表を用いて前記通信路定数及び前記
   正規化定数を求める手段と、 実際の軟出力を前記通信路定数及び前記正規化定数を使
   用して補正する手段、とを含むことを特徴とする軟出力
   復号装置。
7. 【請求項７】 畳込み符号の並列連接符号の復号処理に
   おける当該畳込み符号のヴィタビ復号処理を使用した軟
   出力復号装置であって、 前記畳込み符号のトレリス線図上の各ノードに対してフ
   ラグ領域、情報ビット領域、差分メトリック領域が夫々
   一組として割当てられ、 前記フラグ領域には、対応ノードがヴィタビ復号により
   最終的に選択されたパス上にあるかまたは当該ノードの
   時点における軟出力更新処理において試されたことがあ
   るかを表す情報を保持し、 前記情報ビット領域には、対応ノードでヴィタビ復号に
   より選択される前記トレリス線図上の一時点前の状態を
   表すインデックスを保持し、 前記差分メトリック領域には、前記トレリス線図上にお
   いて対応ノードでヴィタビ復号により選択されたパスと
   放棄されたパスとのメトリックの差を保持したメモリ手
   段と、前記ヴィタビ復号において最終的に選択されたパス上の
   対応するノードの情報ビットの軟出力の更新処理時に、
   前記フラグ領域の情報及び前記差分メトリック領域の情
   報に基づいて前記更新処理の継続を決定する 軟出力更新
   手段と、 前記軟出力の平方和の平均値と通信路の雑音を定める通
   信路定数及び軟出力値の正規化定数との対応表と、 実際の受信系列の復号処理にて生じた軟出力の平方和の
   平均値から前記対応表を用いて前記通信路定数及び前記
   正規化定数を求める手段と、 実際の軟出力を前記通信路定数及び前記正規化定数を使
   用して補正する手段、とを含むことを特徴とする軟出力
   復号装置。