JP3256505B2 - インデックスを識別する方法 - 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、ビタビ復号化装置
で信号を復号化するプロセスにおいて、グループ内の最
大値と最小値とその関連インデックスを見いだす方法に
関し、特に、シンボル時（symbol instant）において蓄
積コストの最小値または最大値とその関連状態を見いだ
す方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】ビタビデコーダ（復号化器）は、フォワ
ードエラー修正を与える最尤度デコーダである。ビタビ
復号化はビットストリームのような符号化シンボルのシ
ーケンスを復号化するのに用いられる。ビットストリー
ムはシンボル時（symbol instant）を表す各ビットの組
でもってシステム内の様々な媒体を介して伝送される符
号化情報を表す。ビタビ復号化法は、通信チャネルを介
してデジタル情報を通信するのに用いられ、その使用例
は、例えば人工衛星と地球の間，セルラ電話機，マイク
ロプロセッサとディスクとの間，モデム間のようなデジ
タル通信で用いられる。

【０００３】ビタビデコーダは、ハードウェアのマイク
ロプロセッサ，マイクロコントローラ，デジタル信号プ
ロセッサで実行される。ビタビ復号化は公知でその応用
例は、米国特許第５，４９０，１７８号，第５，４５
４，０１４号，第５，５５９，８３７号，第５，４６
５，２７５号，第５，４７１，５００号，第５，１４
４，６４４号，第４，４９３，０８２号に記載されてい
る。

【０００４】ビタビ復号化プロッセスは次の４つのステ
ップからなる。（１）ブランチとパスのメトリック計算
（２）比較−選択操作と（３）最少または最大の状態コ
スト決定（４）トレースバック操作である。これにより
復号化されたシンボルを決定している。復号化プロセス
においては、ビタビデコーダは各シンボル時において、
可能性のあるビットシーケンスを介して戻り動作をし
て、どのビットシーケンスが送信された可能性が最も高
いかを決定する。

【０００５】あるシンボル時における状態（即ち現在の
状態）から次のシンボル時（即ち次の状態）へ移り変わ
る可能性は限定されている。現在の状態から次の状態へ
の各遷移の可能性は、グラフでもって示すことができそ
れはブランチと称する。相互接続されたブランチのシー
ケンスはパスと称する。各状態はビットストリームにお
いて、次のビットを受信したときにある限られた数の次
の状態へ遷移することができるに過ぎない。

【０００６】このためあるブランチは生き残りそしてパ
スの一部となり、別のブランチは生き残ることができな
い。生き残りが許されなかったこれらの遷移あるいはブ
ランチを削除することにより、生き残る可能性の大きな
パスを決定する際に計算効率が高められる。通常ビタビ
デコーダは、各ブランチに関連したブランチメトリック
を規定し、このブランチメトリックを用いてどのパスが
生き残り、どのパスが生き残らないかを決定する。

【０００７】ブランチメトリックは、各ブランチの可能
性決定のために各シンボル時に計算される。各パスは関
連するメトリック即ち蓄積コストを有し、各シンボル時
に更新される。各遷移の可能性を決定するために、次の
状態の蓄積コストがブランチメトリックとこのブランチ
メトリックの現在の状態におけるパスの蓄積コストの和
として計算される。最大値または最小値のような極値が
選択される。

【０００８】数個のブランチおよび数個のパスが、ある
シンボル時から次のシンボル時への遷移を生き残らせ、
この生き残ったパスを通したトレースバック操作を用い
て送信された可能性が最大であるビットシーケンスを選
択する。この連続的なシンボル時はトレリスと称する列
で表される。あるシンボル時で開始した極値の蓄積コス
トパスを特定することを「トレースバック操作」と称す
る。

【０００９】蓄積コストが極値のパスが延びるトレリス
を介して戻るシンボル時の数は、トレースバック操作の
長さ即ち「トレースバック深さ」と称する。トレースバ
ック操作の終了時においては、極値の蓄積コストで発生
した生き残りパスに関連するトレリス内の個々の状態
は、そのシンボル時において送信された可能性の最も高
いビットに変換される。このビットまたはビットグルー
プは「復号化シンボル」と称する。

【００１０】１個のビットが各シンボル時に送信される
ようなビタビ復号化を採用する通信アプリケーションに
おいては、２つの可能性のある現在の状態が１個の次の
状態に移る即ち分岐することができ、１個のビットで２
つの可能性のあるブランチのうちのいずれかが次の状態
に移るかを決定するのに十分である。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】従って本発明の目的
は、受信したデジタル信号をビタビ復号化するに際し蓄
積コストの極値（最大値または最小値）を特定する方法
を提供するものである。

【００１２】

【課題を解決するための手段】本発明は、極値と各値が
関連インデックスを有する値のグループ内のインデック
スを識別する方法である。カウントレジスタが初期値に
初期化される。グループからの値と所定の値とが算術論
理ユニットとマルチプレクサに同時に与えられる。グル
ープからの値と所定値は、算術論理ユニット内で比較さ
れる。セレクタが第１論理状態または第２論理状態の一
方に設定される。

【００１３】第１論理状態においてはセレクタは最少値
を選択し、第２論理状態においてはセレクタは最大値を
選択する。グループからの値と所定値の一方は、算術論
理ユニットとセレクタ内での比較により設定されたフラ
グに基づいて極値として選択される。

【００１４】所定値は極値で置換され、カウントレジス
タのカウントは、セレクタが第１状態に設定され値が所
定値以下のときに記憶される。所定値は極値で置換さ
れ、カウントレジスタのカウント数はセレクタが第２状
態に設定され、値が所定値以上のときに記憶される。

【００１５】

【発明の実施の形態】図１に拘束長が５である例（その
結果１６個の状態が発生する）のビタビバタフライを表
す２つの可能性のある現在の状態が次の状態に移り変わ
る線図を示す。図１において、状態は十進法と二進法の
両方で示されているが本明細書においては、状態はいず
れでも指定するものとする。シングルビット０が入力さ
れ右側へシフトすると、第１の２つの現在の状態ＰＳ０
：００００またはＰＳ１ ：０００１のいずれかが、現
在の状態の最終（右側）ビットがシフトアウトされるこ
とにより、次の状態ＮＳ０ ：００００に遷移する。

【００１６】同図には、全ての可能性のある遷移（ブラ
ンチ）が示されているわけではないが、シングルビット
入力と１６個の現在の状態のあらゆる組み合わせが次の
各１６個の状態に遷移する２つのブランチを表してい
る。言い換えると、１６個の次の状態の各々は、現在の
状態がシングルビット入力の全ての組み合わせを受信す
ると、次の状態に移る２つの現在の状態を有する。かく
して図１に示す１６個の状態の例においては、現在の状
態から次の状態に移る３２個のブランチの可能性があ
る。図１では３２個のブランチのうちの一部のみを示し
たものである。

【００１７】各ブランチは、ｍｉｊで指定されたブラン
チメトリックを有する。ここでｉはブランチの現在の状
態を表しｊは次の状態を表す。現在の状態はｉ番目の現
在の状態に関連する蓄積コストＰＳｉ を有し（ここで
ｉ＝０，１，２，…，１５）、この蓄積コストＰＳｉ
は現在の状態までのパス内の全てのブランチのうちの生
き残ったブランチに関連するブランチメトリックの和で
ある。次の状態のＮＳｊ に対する蓄積コストメトリッ
クは、ｉ番目の現在の状態に関連する現在の状態の蓄積
コストＰＳｉ と、例えばユークリッド距離またはハミ
ング距離（マンハッタン距離とも称する）に基づくブラ
ンチメトリックｍｉｊの１つとの和である。

【００１８】ある次の状態例えば次の状態ＮＳ０ に終
端する２つのブランチメトリックｍｉｊが計算されそし
て現在の状態の蓄積コストに加算され、そして比較され
るべき２つの可能性のある次の状態コストを生成する。
この可能性のある次の状態コストの極値（最大値または
最小値）が、比較操作で可能性のある次の状態コストメ
トリックが極値である次の状態に関連する次の状態コス
トとして選択される。極値メトリックに関連した現在の
状態から次の状態への遷移は生き残りパス内のブランチ
である。

【００１９】極値メトリックは、生き残りブランチの次
の状態に関連する次の状態コストである。現在の状態か
らシフトアウトするビットは、生き残りブランチのトレ
ースバックパスを再構成する際に用いられるトレースバ
ックビットとして記憶される。全ての現在の状態に関連
する同様な計算結果は、各次の状態に関連するトレース
バックビットの蓄積と全ての次の状態の蓄積コストの更
新となる。かくしてメトリックｍ００が極値の一部を含
む場合には、ゼロがシングルビットトレースバックとし
て記憶され、メトリックｍ１０が極値の一部を含む場合
には１がトレースバックビットとして記憶される。

【００２０】ある次の状態に関連する２個のブランチメ
トリックが計算され、元のブランチメトリックに関連し
たそれぞれの現在の状態のコストに加えられ、２つの可
能性のある次の状態コストＰＮＳ００，ＰＮＳ１０を生
成する。この２つの可能性のある次の状態のコストメト
リックが図２に示すようなデータ演算ユニット２０内で
計算され、２つの可能性のある次の状態コストの極値が
選択される。このデータ演算ユニット２０の例として
は、マイクロプロセッサ，マイクロコントローラ，デジ
タル信号プロセッサである。

【００２１】図２は集積回路の一部であるデータ演算ユ
ニット（ＤＡＵ）２０の一部を示すブロック図である。
集積回路は、移動デジタルセルラホーンのような通信シ
ステム内の受信器の一部である。ＤＡＵ２０はプロセッ
サ２２の一部である。このプロセッサ２２はマイクロコ
ントローラ，マイクロプロセッサ，またはデジタル信号
プロセッサである。ＤＡＵ２０は少なくとも２つの乗算
−蓄積パスを有する。乗算器２４と加算器２６が第１の
乗算−蓄積パスを、乗算器２８と加算器３０が第２の乗
算−蓄積パスを形成する。

【００２２】マルチプレクサ（ＭＵＸ）３２は、第１バ
ス（Ｘデータバスとも称する）１６に接続された入力
と、加算器２６，３０の出力からのフィードバックパス
３６からの入力を有する。マルチプレクサ３２は、この
複数の入力から第１の入力レジスタ３４への入力を選択
する。この第１の入力レジスタ３４は、高部分（ｘｈ）
と低部分（ｘｌ）に分けられている。高部分と低部分は
ｎ個のビットを有する。ここでｎは任意の数である。好
ましい実施例においてはｎは１６である。第１の入力レ
ジスタ３４は、高部分（ｎビット）と低部分（ｎビッ
ト）を有する２ｎビットのレジスタである。ｎビットワ
ードが高部分ｘｈと低部分ｘｌの各々に多重化される。
ここで２ｎビットという表現は、ｎビットと適当な数の
ガードビットを加えたワード長の２倍を意味する。

【００２３】マルチプレクサ（ＭＵＸ）３８は、複数の
入力を第２の入力レジスタ４０への入力として選択す
る。この第２の入力レジスタ４０は、ｙレジスタとも称
する。第２の入力レジスタ４０は、高部分ｙｈと低部分
ｙｌに分割される。高部分と低部分それぞれはｎ個のビ
ットを含む。同様に第２の入力レジスタ４０は、高部分
と低部分を有する２ｎビットレジスタである。マルチプ
レクサ３８は、第２データバス（Ｙデータバスとも称す
る）１８と、加算器２６，３０の出力からのフィードバ
ックパス３６に接続される。

【００２４】第１の入力レジスタ３４のｘｈ部分とｘｌ
部分からのビットと第２の入力レジスタ４０のｙｈ部分
とｙｌ部分からのビットは、交差マルチプレクサ（ＭＵ
Ｘ）４２を介して乗算器２４，２８に独立に入力され
る。この交差マルチプレクサ（ＭＵＸ）４２は乗算器２
４と２８に２個の入力を与える。即ち、入力４４，４６
は乗算器２４に与えられ、入力４８，５０は乗算器２８
に与えられる。ｎビットワードが入力レジスタ３４，４
０の各々の高半分と低半分の各々に多重化される。

【００２５】第１の入力レジスタ３４または第２の入力
レジスタ４０のいずれかの高部分または低部分のいずれ
かからの出力は、入力４４，４６，４８，５０としてそ
のいずれかを乗算器２４と２８に交差マルチプレクサ４
２を介して与える。各乗算器２４と２８は、受信した入
力を乗算して積を出力する。乗算器２４からの積出力
は、第１の積レジスタ５２に記憶され、マルチプレクサ
５６，５８の両方の入力に与えられる。同様に第２の乗
算器２８からの積出力は、第２の積レジスタ５４に記憶
され、マルチプレクサ５６と５８の両方に入力として与
えられる。マルチプレクサ５６，５８は、第２の入力レ
ジスタ４０の内容を入力として受け取る。

【００２６】アキュムレータファイル６２は複数のレジ
スタ６４を有する。レジスタ６４は高部分と低部分によ
りアクセス可能な２ｎビットレジスタでもある。アキュ
ムレータファイル６２の出力は、ライン６６によりマル
チプレクサ５６と加算器２６へ入力され、またライン６
８によりマルチプレクサ５８と加算器３０に入力され
る。

【００２７】マルチプレクサ５６の出力は加算器２６へ
入力される。加算器２６からの和出力は飽和ブロック７
０によりオーバーフローの間極値に出力を制限し、そし
てマルチプレクサ６０を介してマルチプレクサ３２，３
８の入力に接続される。マルチプレクサ６０は加算器２
６または３０のいずれかの出力をアキュムレータファイ
ル６２内のレジスタ６４に与える。

【００２８】マルチプレクサへの入力の選択は、適切な
入力を適切な出力として選択するためにプロセッサアー
キテクチャ（図示せず）の制御部分内の指示デコーダに
より設定される。

【００２９】一実施例においては、加算器３０は３個の
入力を有する加算器であり、加算器２６は少なくとも２
個の入力を有する。各加算器２６と３０は、加算器入力
の組み合わせの和出力を生成する。さらにまたこれら加
算器２６と３０の一方または両方は、スプリット加算器
である。このスプリット加算器とは、例えば２つの演算
子の高次ビットと２つの演算子の低次ビットを組み合わ
せることにより２つの加算または２つの減算を実行す
る。加算器２６は加算器として示されているが、加算器
２６は論理操作および加算操作，減算操作を実行できる
算術論理ユニットでもよい。

【００３０】加算器２６は、乗算器２４または乗算器２
８のいずれかの出力から積レジスタ５２，５４，マルチ
プレクサ５６によりその入力の１つを受信する。同様に
加算器３０は乗算器２４と乗算器２８の出力から１つあ
るいは２つの入力を積レジスタ５２，５４を介して、そ
して乗算器２４からの出力の場合にはマルチプレクサ５
８を介して受信する。かくして第１のデータパスにおけ
る乗算器２４の出力は、第１のデータパスの加算器２６
または第２のデータパスの加算器３０のいずれかあるい
は両方への入力として与えられる。同様に第２のデータ
パスの乗算器２８からの出力は、第２のデータパスの加
算器３０の入力として、あるいは第１のデータパスの加
算器２６への入力としてあるいはその両方に与えられ
る。

【００３１】加算器２６への２つの入力は、アキュムレ
ータファイル６２のレジスタ６４からの出力としてライ
ン６６により与えられる。言い換えると、加算器２６へ
の一方の入力は、アキュムレータファイル６２の出力か
ら直接与えられるが、他方の入力はマルチプレクサ５６
を介して与えられる。同様に加算器３０への２つの入力
は、アキュムレータファイル６２のレジスタ６４からの
出力としてライン６８を介して与えられる。加算器３０
への第１入力は、アキュムレータファイル６２のレジス
タ６４の出力に直接接続されているが、加算器３０への
第２入力は、マルチプレクサ５８を介してライン６８に
より接続される。

【００３２】トランシーバ内での信号処理の一部は図２
に示したデータ演算ユニット（ＤＡＵ）内で行われる。
この信号処理は、（１）ブランチとパスメトリックの計
算、（２）比較−選択操作、（３）コストの極値（最小
値または最大値）の決定、（４）トレースバック操作の
ステップを含む。データ演算ユニット（ＤＡＵ）２０
は、トランシーバの一部の場合には、ビタビ復号化を行
う際に、パイプラインで操作する場合には本発明による
一回のクロックサイクルで以下のステップを行う。

【００３３】それらは２つの可能性のある次の状態蓄積
コストの一方を２つの可能性のある次の状態蓄積コスト
の極値として特定するために、比較−選択操作を実行す
ることを含む。

【００３４】ビタビ復号化操作において、上記のステッ
プをデータ演算ユニット（ＤＡＵ）２０が同時に実行す
るようなインストラクションを議論する前に、パイプラ
イン操作のインストランクションについて先ず説明す
る。パイプライン処理は、前のデータセットでの計算を
完了する前に新たなデータセットの計算を開始すること
により行われる。パイプライン処理で使用されるラッチ
の数が増えると、パイプライン処理の深さも大きくな
る。

【００３５】パイプライン処理ではパイプラインを埋め
るのに必要な計算時間の初期遅延が発生するが、加算器
のような資源の使用状態を最大にできる。次式（１）〜
（４）は、パイプラインを埋めることを示す。パイプラ
インが一旦埋められると、式（５）〜（８）が繰り返し
実行され、ビタビ復号化のメトリック計算と加算−比較
−選択操作が行われる。新たに受信したシンボルは、必
要により式（１）に従ってロードされる。

【数１】

【００３６】式（１）では、ポインタｒ１が指している
受信したシンボルをアキュムレータファイル６２とレジ
スタａ５にロードする。式（２）では、予測したシンボ
ルを第２の入力レジスタ４０にロードする。この入力レ
ジスタ４０は、ｙレジスタとも称するものである。

【００３７】左から右へ式（３）は、式（１）でロード
された受信シンボルと、式（２）でロードされた予測シ
ンボルとの間の同相と直交相の差を計算する。式（４）
では、新たな予測シンボルを第２の入力レジスタ４０に
ロードする。

【００３８】左から右へ式（４）は、式（１）の受信シ
ンボルと式（３）の予測シンボルとの間の同相と直交相
の差を計算する。式（３）で計算された同相と直交の差
は、積レジスタ５２（レジスタｐ０）と積レジスタ５４
（レジスタｐ１）内で自乗され記憶される。新たに予測
されたシンボルが第２の入力レジスタ４０内にロードさ
れる。現在の状態のコストがアキュムレータファイル６
２のレジスタａ４ｈ内にロードされる。このシーケンス
は、式（５）〜（８）に表される繰り返し計算用のパイ
プラインを埋める。

【００３９】新たに受信したシンボルの各発生によりパ
イプラインを再初期化するために、式（１）〜（４）の
実行が必要となる。式（７）は、比較−選択の指示（イ
ンストラクション）であり、２つの可能性のある次の状
態コスト（１つは式（５）により計算され、他方は式
（６）により計算され）を比較し、極値（最大値または
最小値）を選択し、そして式（５），（６）により計算
された２つの可能性のある次の蓄積コストの間の差をソ
フト判定として計算し、そのソフト判定をレジスタａ１
に記憶する。

【００４０】インストラクションが実行されると、ＤＡ
Ｕ２０は上記に挙げられたステップを同時に実行する。
その式（５）（６）の代表例を式（８）として示す。

【数２】 式（９）によりＤＡＵ２０は、一回のクロックサイクル
でパイプライン環境においては、式（８）の全ての機能
を同時に実行する。

【００４１】以下の説明は、パイプラインが満杯である
ことを仮定している。式（９）の右側から始まり現在の
状態のコストＰＳ（１）がＸデータバス１６から取り出
され、レジスタ６４の高部分（レジスタａ４）内にロー
ドされる。

【００４２】受信したシンボルの予測値である予測シン
ボルｅ（３）は、Ｙデータバス１８から取り出され、マ
ルチプレクサ３８に入力されて第２の入力レジスタ４０
内に記憶される。例えば、同相の予測シンボルｅ
_I（３）は第２の入力レジスタ４０の高部分ｙｈ内に記
憶され、直交相予測シンボルｅ_Q（３）は第２の入力レ
ジスタ４０の低部分ｙｌ内に記憶される。予測シンボル
は、またライン７４により加算器２６に入力される。

【００４３】メトリックの計算例えばユークリッドメト
リックの例を次に示す。直交相の受信したシンボルと予
測シンボルとの間の差は、パイプラインで前のクロック
サイクルで計算され、第１の入力レジスタ３４の低部分
ｘｌ内に記憶され、そして自乗される。第１の入力レジ
スタ３４の低部分ｘｌは、交差マルチプレクサ４２によ
り乗算器２８の入力４８と５０の両方に与えられる。直
交した受信シンボルＸ _Q（ｎ）と予測シンボルとの間の
差は乗算器２８内で自乗され、積レジスタ５４内にｐ１
として記憶される。その計算された量は次式で表され
る。［Ｘ_Q（ｎ）−ｅ_Q（ｌ）］２

【００４４】同様に同相の受信シンボルと予測シンボル
との間の差は、パイプラインで前のクロックサイクルで
計算され、第１の入力レジスタ３４内の高部分ｘｈ内に
記憶されそして自乗される。第１の入力レジスタ３４の
高部分ｘｈは乗算器２４の入力４４と４６の両方に交差
マルチプレクサ４２を介して与えられる。同相の受信シ
ンボルと予測シンボルとの間の差は乗算器２４内で自乗
され、積レジスタ５２に記憶されてレジスタｐ０として
指定される。その計算された量は次式で表される。 ［Ｘ_I（ｎ）−ｅ_I（ｌ）］²

【００４５】現在の状態のコストは、アキュムレータレ
ジスタファイル６２内に記憶された現在の状態コストで
あるレジスタａ４に乗算器２４，２８により生成され積
レジスタ５２，５４により記憶された自乗差を加えるこ
とにより次の状態コストを生成するために更新される。
アキュムレータファイル６２のレジスタａ４は、ライン
６８により加算器３０への第１入力を与える。積レジス
タ５２と第２の入力レジスタ４０は、マルチプレクサ５
８により加算器３０に第２入力を与える。

【００４６】第２の入力レジスタ４０は、加算器３０に
直接別の入力を与える。加算器３０は自乗差を現在の状
態コストに加えて、第１の可能性のある次の状態コスト
ＮＳ（０）１ を生成する。その量は次式で表される。 ＰＮＳ００＝ＰＳ(０)＋［Ｘ_I(ｎ)−ｅ_I(０)］²＋［Ｘ_Q
(ｎ)−ｅ_Q(０)］² 第１の可能性のある次の状態コストは、加算器３０から
の和出力で、これはアキュムレータファイル６２のレジ
スタａ０に記憶される。

【００４７】処理中の受信したシンボルは、アキュムレ
ータ６２のレジスタａ５に記憶される。受信したシンボ
ルの同相部分は、レジスタａ５の高部分内に記憶され、
受信したシンボルの直交相部分は、レジスタａ５の低部
分に記憶される。この受信したシンボルは、加算器２６
の入力にライン６６を介して与えられる。加算器２６
は、２つの別のｎビットの加算と減算操作を行うことが
でき、低エンドビット（lower end bit）上でと高エン
ドビット（upper end bit）上で行う。加算器２６は、
スプリット加算器として機能し、低部分で受信したシン
ボルと予測シンボルとの直交部分の差と、高部分で受信
したシンボルと予測したシンボルの同相部分の差を計算
する。

【００４８】受信したシンボルと予測したシンボルとの
間の差は、第１の入力レジスタ３４にフィードバックパ
ス３６を介し、フィードバックパス３６とマルチプレク
サ３２を介して入力される（別のメトリック計算の準備
用）。これはブランチメトリック計算と称する。フィー
ドバックパス３６により加算器２６または３０のいずれ
かの出力が、第１の入力レジスタ３４または第２の入力
レジスタ４０のいずれかの高部分または低部分のいずれ
か内にラッチされる。このようにして加算器２６，３０
からのフィードバックパス３６を用いて、２つのブラン
チメトリックを同時に計算する。加算器３０は、２つの
ブランチメトリックと現在の状態コストとを加算するこ
とによりパスメトリックを計算する。

【００４９】式（５）は、特に第１の可能性のある次の
状態コストを計算し、この第１の可能性のある次の状態
コストをアキュムレータファイル６２のレジスタａ０に
記憶する。式（６）は、特に第２の可能性のある次の状
態コストを計算し、この第１の可能性のある次の状態コ
ストをアキュムレータファイル６２のレジスタａ１に記
憶する。式（７）を実行すると、ＤＡＵ２０はソフト判
定確信レベルを計算するステップと比較−選択操作を実
行するステップを同時に実行して、式（５）（６）で計
算された２つの可能性のある次の状態コストの１つを次
の状態コストの極値として特定する。

【００５０】式（５）で計算された第１の可能性のある
次の状態コストは、加算器３０の第１入力に加えられ、
式（６）で計算された第２の可能性のある次の状態コス
トは、加算器３０の第２入力に加えられる。加算器３０
への第３入力はゼロに設定される。加算器３０により計
算され、加算器３０から出力される２つの可能性のある
次の状態コストの間の差はソフト判定確信レベルであ
り、これはアキュムレータファイル６２のレジスタａ１
に記憶される。加算器３０内でのソフト判定確信レベル
の計算と同時に式（５）（６）で計算された可能性のあ
る次の状態コストは、加算器２６への２つの入力として
与えられる、この加算器２６は算術論理ユニットとして
機能する。

【００５１】２つの可能性のある次の状態コストの極値
は、この実施例においては大きい方かあるいは小さい方
のいずれかであるが、極値ビットを設定することにより
選択される。可能性のある次の状態コストの極値は、次
の状態コストとして選択され、アキュムレータファイル
６２のレジスタａ０に記憶される。式（５）〜（８）
は、次の状態で終端するブランチメトリックを有するシ
ンボル時の現在の状態の各対に対し、繰り返し計算さ
れ、これは図１のビタビバタフライで示されている。

【００５２】ある次の状態に関連する２つのブランチメ
トリックが計算され、そしてこのブランチメトリックの
枝元に関連したそれぞれの現在の状態のコストに加えら
れて、式（５）（６）で２つの可能性のある次の状態コ
ストＰＮＳ００とＰＮＳ０１を生成し、これをアキュム
レータファイル６２のレジスタａ０とレジスタａ１に記
憶する。この２つの可能性のある次の状態のコストメト
リックは、ＤＡＵ２０内で対称的に比較され、これを図
３に示すが、そしてこの２つの可能性のある次の状態の
コストの極値を選択する。

【００５３】図１の例においては、次の状態の蓄積コス
トの数は１６である。次の状態の蓄積コストの極値は、
所定長のトレースバックが開始されトレースバックの終
了時においてシンボル時のシンボルを復号化する現在の
シンボル時における状態として認識される。各シンボル
時においては、トレースバック操作が開始されるべき状
態は、次の状態の蓄積コストの全てを生成し、それらを
比較して極値（最大値または最小値）の次の状態コスト
を識別し、その関連状態を特定することにより決定され
る。

【００５４】別の方法として、各次の状態の蓄積コスト
は、生成されたまま、次の状態コストの現在の極値と比
較される。この次の状態コストの現在の極値には、この
次の状態コストの現在の極値の関連状態により表される
インデックスが付されている。後者の方法はを説明する
が、後者の説明をすることにより容易に前者の方法の理
解が可能となるためである。

【００５５】第１の次の状態の蓄積コストを生成する前
に、状態カウンタ１００と現在の極値レジスタａ２を初
期化する。通常、状態カウンタ１００は、ゼロに初期化
されるが、これはゼロをレジスタに書き込むことにより
行われる。現在の極値レジスタａ２を初期化する方法
は、次の状態コストの所望の極値が最小値かまたは最大
値かに依存する。次の状態コストの極値を最小値とする
ためには、非常に大きな値（例、現在の極値レジスタ内
に記憶可能な最大値）が現在の極値レジスタａ２に書き
込まれる。

【００５６】大きな値を現在の極値レジスタａ２に書き
込むことにより、第１状態に関連する次の状態の蓄積コ
ストが極値レジスタａ２内に記憶されている値と比較さ
れると、第１状態に関連した次の状態コストが現在の極
値として選択され、極値レジスタａ２に書き込まれる。
同様に次の状態蓄積コストの極値を最大値と認定するた
めには、非常に小さな値（現在の極値レジスタ内に記憶
可能な最小値）が初期化の間現在の極値レジスタａ２に
書き込まれる。

【００５７】図３に示すように、式（８）が実行される
と、式（７）の実行によりレジスタａ０内に記憶された
最も最近決定された次の状態コストが、現在の極値レジ
スタａ２内に保持された値と比較される。この比較は、
レジスタａ０からの次の状態コストと現在の極値レジス
タａ２内に保持された値とを、同時に算術論値ユニット
（ＡＬＵ）２６への入力にライン８０とライン８２を介
して与えることにより行われる。ＡＬＵ２６は、この２
つの入力を差を計算することにより比較する。ＡＬＵ２
６の差の符号フラグは、ライン８４を介して極値レジス
タ１０４へ入力される。差の符号フラグは、ＡＬＵ２６
への２つの入力のうちどちらの入力が極値として選択さ
れたかを示す。

【００５８】ワンビット入力セレクタ８８は、排他的Ｏ
Ｒゲート８６に与えられる。ワンビット入力セレクタ８
８は、ＡＬＵ２６内で比較されている２つの入力の小さ
い方の入力または大きい方の入力のいずれかを選択する
ために第１状態と第２状態の一方を採る。小さい方の入
力をＭＵＸ９２への入力として選択することは、最少の
次の状態コストを次の状態コストの極値として選択する
ことに対応し、大きい方の入力をＭＵＸ９２への入力と
して選択することは、最大の次の状態コストを次の状態
コストの極値として選択することに対応する。

【００５９】数字で表すと、論理イチ（１）のような第
１状態のミニ／マックスセレクタは、小さい方の入力を
選択し、論理ゼロ（０）のような第２状態のミニ／マッ
クスセレクタは、ＭＵＸ９２に対し大きい方の入力を選
択するよう指示する。ＭＵＸ９２は、２つの入力のうち
の一方を次の状態コストの極値として選択し、この選択
された極値を次の状態コストをレジスタａ２に記憶す
る。

【００６０】状態カウンタ（カウントレジスタ）１００
はレジスタａ０内に記憶された可能性のある次の状態コ
ストのインデックスを追跡する。状態カウンタ１００が
例えばゼロ（インデックスのカウントの仕方によっては
イチ）に初期化されると、シンボル時の増分が行われ
る。式（８）の比較と選択操作は、レジスタａ０内に記
憶されている最も最近計算された可能性のある次の状態
コストと、レジスタａ２内に記憶されているそのシンボ
ル時の前に計算された次の状態コストの極値（または初
期化された極値）とを比較する。この極値は状態カウン
タ１００内にインデックスを有する、そしてその極値を
レジスタａ２に書き込む。

【００６１】比較のためにレジスタａ２から読み出され
た可能性のある次の状態コストの極値は比較操作の際極
値として選択されると、レジスタａ２内の可能性のある
次の状態コストの極値は変化せず、状態カウンタ１００
が増分され、新たな可能性のある次の状態コストが計算
され、式（７）（８）の比較選択操作が繰り返される。

【００６２】比較のためにレジスタａ２から読み出され
た可能性のある次の状態コストの極値が式（８）の比較
操作の際に極値として選択されない場合には、レジスタ
ａ０から読み出された最も最近計算された次の状態コス
トが、レジスタａ２に極値として書き込まれ前の極値を
上書きする。最も最近計算された次の状態コストが式
（８）の比較操作の際に、極値として選択された場合に
は、出力８４は状態を変化（例えば論理ゼロから論理イ
チに変化）させ、状態カウンタ１００に記憶された状態
カウンタの値には、極値インデックスレジスタ１０４に
送られる。

【００６３】さらにまたトレースバックビットレジスタ
１０２内に記憶された値の最下位ビットにより表される
最も最近のトレースバックビットが、極値インデックス
レジスタ１０４にパックされることにより書き込まれそ
の結果パックされる。例えば極値インデックスレジスタ
１０４の低次ビットに書き込まれる。これにより極値イ
ンデックスレジスタ１０４内に情報を生成する。この情
報は、極値の次の状態コストのインデックスと、前のシ
ンボル時におけるどの状態が、極値の次の状態コストで
終端するブランチの枝元となるか、またその時のインデ
ックスが極値インデックスレジスタ１０４に保持されて
いるかを特定するために十分なトレースバック情報を識
別する。

【００６４】極値の次の状態コストのインデックスとト
レースバックビットの両方をシングルレジスタ内にパッ
クする方法は、極値の次の状態コストのインデックスを
左側または右側１ビット位置だけシフトし、そしてトレ
ースバックビットをシフト操作に基づいて得られたビッ
ト位置に挿入することである。本発明は１ビット位置だ
け左側または右側にシフトすることに限定されるもので
はない。２以上のビットを左側または右側にシフトする
ことも本発明に含まれる。一般的に極値の次の状態コス
トのインデックスは、レジスタ内にパックされるべきト
レースバックビットの数に対応するビット数だけシフト
されるが本発明はそれに限定されるものではない。

【００６５】式（８）の比較操作の後、状態カウンタ１
００は、例えば１だけ増分することにより更新される。

【００６６】極値インデックスレジスタ１０４内に記憶
された情報は、シンボル時における極値インデックスと
トレースバック情報を識別する。この情報は別のメモリ
ロケーション、例えばバス１０８を介して書き込まれ、
その後トレースバック操作に用いられる。このトレース
バックビットは個別に記憶され、トレースバック操作と
メモリを保存するために記憶ワード毎のパックされた複
数のトレースバックビット用に用いられる。

【００６７】最後のシンボル時において、式（８）の比
較が完了すると、極値インデックスレジスタ１０４はト
レースバック操作が開始できる状態のインデックスを含
み、これは次の前のシンボル時における状態を極値イン
デックスレジスタ１０４内でインデックスにより識別さ
れた極値の次の状態コストで終端した枝元ブランチとし
て特定する十分な情報と共に記憶する。

【００６８】式（５）（６）の実行後、例えばパイプラ
インがフルになると、式（７）が繰り返し実行されるよ
うな比較−選択操作とソフト判定計算によりビタビ追加
−比較−選択操作の全体が完了する。式（８）に次の状
態コストの比較操作を含めることによりトレースバック
操作が開始された各シンボル時の状態を特定する。パイ
プラインが充填された状態においては、次の状態比較操
作は、式（８）を実行することにより１回のクロックサ
イクルで完了する。

【００６９】本発明は通信システムに特に有効でこの技
術を用いた集積回路を用いる装置に適応できる。このよ
うな通信システムと装置は、二重加算プロセッサを用い
て１回のクロックサイクルで比較−選択操作を行う場合
に利点がある。比較操作を実行しながら、トレースバッ
クビットを記憶してトレースバック操作とソフト判定に
用いることは従来公知である。

【００７０】本発明は第１状態で始まる次の状態蓄積コ
ストを比較するものとして記載したが、次の状態蓄積コ
ストが比較されるシーケンスの変更も可能である。

【００７１】本発明はビタビ復号化装置における信号を
復号化するプロセスにおいて、極値の次の状態蓄積コス
トと関連インデックスを識別するのに有効として記載し
たが、本発明はそれに限定されるものではない。本発明
を用いて、例えば値の列に対し極値と関連インデックス
を特定することもできる。

【００７２】「最も最近計算された次の状態コスト」の
ような量を計算する時間に対する基準あるいはシーケン
スは、本発明を説明するため明細書に開示されている。
次の状態コストのような量を計算するシーケンスは、様
々に変更可能であるが本発明内に含まれる。

【図面の簡単な説明】

【図１】２つの可能性のある現在の状態が１個の次の状
態に移ることを表す１６の状態の例を表すビタビバタフ
ライを示す現在の状態と次の状態を示す図

【図２】本発明により用いられるデータ演算ユニットの
一部を表すブロック図

【図３】最大／最少選択回路とトレースバックビット蓄
積回路を含むデータ演算ユニットを表すブロック図

【符号の説明】

１６ 第１Ｘデータバス １８ 第２Ｙデータバス ２０ データ演算ユニット（ＤＡＵ） ２２ プロセッサ ２４，２８ 乗算器 ２６，３０ 加算器 ３２，３８，５６，５８ マルチプレクサ ３４，４０ 入力レジスタ ３６ フィードバックパス ４２ 交差マルチプレクサ ４４，４６，４８，５０ 入力 ５２，５４ 積レジスタ ６０ マルチプレクサ ６２ アキュムレータファイル ６４ レジスタ ６６，６８，７４ ライン ７０，７２ 飽和ブロック 図３ ２６ 算術論理ユニット（ＡＬＵ） ３０ 加算器 ８０，８２，８４ ライン ８６ 排他的ＯＲゲート ８８ １ビット入力セレクタ ９０ 選択入力 ９２ マルチプレクサ １００ カウントレジスタ １０２ トレースバックビットレジスタ １０４ 極値インデックスレジスタ

フロントページの続き (73)特許権者 596077259 600 Ｍｏｕｎｔａｉｎ Ａｖｅｎｕｅ, Ｍｕｒｒａｙ Ｈｉｌｌ， Ｎｅｗ Ｊ ｅｒｓｅｙ 07974−0636Ｕ．Ｓ．Ａ. (72)発明者 シヴァナンド シマナパッリ アメリカ合衆国，95050 カリフォルニ ア，サンタ クレア カウンティー，サ ンタ クレア，モンロー ストリート 2250 (72)発明者 ラリー アール．テイト アメリカ合衆国，60010 イリノイ，ク ック カウンティー，サウスバーリント ン，チッピング キャンプデン ドライ ブ 12 (56)参考文献 特開 平８−340263（ＪＰ，Ａ) 特開 平10−107651（ＪＰ，Ａ) 国際公開95／9391（ＷＯ，Ａ１) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) H03M 13/00 G06F 11/10 330

Claims (9)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 値のグループにおいて、極値と、インデ
   ックスとを識別する方法であって、各値は関連するイン
   デックスを有しており、該方法は、 カウントレジスタ（１００）をあるカウントに初期化す
   るステップと、 グループからの値を算術論理ユニット（２６）に入力す
   るステップと、 所定の値を算術論理ユニット（２６）に入力するステッ
   プと、 グループからの値と所定の値とを算術論理ユニット（２
   ６）内で比較するステップと、 最小値を選択する第１状態と最大値を選択する第２状態
   との一方にセレクタ（８８）を設定するステップと、 算術論理ユニット（２６）とセレクタ（８８）とにおけ
   る比較により設定されたフラグ（８４）に基づいて、グ
   ループからの値と所定の値との一方を極値として選択す
   るステップと、 シフトされたカウントレジスタのカウントを生成するた
   めにカウントレジスタのカウントをビットシフトするス
   テップと、 所定の値を極値でもって置換しかつセレクタが第１状態
   に設定され、グループからの値が所定値より小さいとき
   にカウントレジスタのシフトされたカウントを記憶する
   ステップと、 少なくとも１つのトレースバックビットをシフトされた
   カウントレジスタのカウントでパックするステップと、 からなることを特徴とする極値とインデックスとを識別
   する方法。
2. 【請求項２】 値のグループにおいて、極値と、インデ
   ックスとを識別する方法であって、各値は関連するイン
   デックスを有しており、該方法は、 カウントするカウントレジスタ（１００）を初期化する
   ステップと、 グループからの値を算術論理ユニット（２６）に入力す
   るステップと、 所定の値を算術論理ユニット（２６）に入力するステッ
   プと、 グループからの値と所定の値とを算術論理ユニット（２
   ６）内で比較するステップと、 最小値を選択する第１状態と最大値を選択する第２状態
   との一方にセレクタ（８８）を設定するステップと、 算術論理ユニット（２６）とセレクタ（８８）とにおけ
   る比較により設定されたフラグ（８４）に基づいて、グ
   ループからの値と所定の値との一方を極値として選択す
   るステップと、 シフトされたカウントレジスタのカウントを生成するた
   めにカウントレジスタのカウントをビットシフトするス
   テップと、 所定の値を極値でもって置換しかつセレクタが第２状態
   に設定され、グループからの値が所定値より大きいとき
   にカウントレジスタのシフトされたカウントを記憶する
   ステップと、 少なくとも１つのトレースバックビットをシフトされた
   カウントレジスタのカウントでパックするステップと、 からなることを特徴とする極値と値のグループのインデ
   ックスとを識別する方法。
3. 【請求項３】 カウントレジスタのカウントを変更する
   ステップと、 所定の値と比較するためにグループからの別の値を提供
   するステップとをさらに有することを特徴とする請求項
   １または２に記載の方法。
4. 【請求項４】 前記方法は、パイプライン方式で行われ
   ることを特徴とする請求項１または２に記載の方法。
5. 【請求項５】 前記ビットシフトするステップは、前記
   カウントレジスタのカウントを所定数のビット位置だけ
   シフトするステップをさらに有し、そして、 前記パックするステップは、所定数のビット位置に応じ
   て所定数のトレースバックビットをカウントレジスタの
   カウントをシフトすることにより得られたビット位置に
   挿入するステップをさらに有することを特徴とする請求
   項１または２記載の方法。
6. 【請求項６】 前記シフトは、左側シフトであることを
   特徴とする請求項５記載の方法。
7. 【請求項７】 前記シフトは、右側シフトであることを
   特徴とする請求項５記載の方法。
8. 【請求項８】 ビット位置の所定数は、１であることを
   特徴とする請求項５記載の方法。
9. 【請求項９】 ビット位置の所定数は、２であることを
   特徴とする請求項５記載の方法。