JP3258897B2 - 軟判定誤り訂正復号装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はブロック誤り訂正符
号の軟判定誤り訂正復号装置に関し，特に復号のための
演算処理時間を短縮することが可能な軟判定誤り訂正復
号装置に関する。

【０００２】ディジタル技術による信号の伝送処理にお
いては，アナログ技術におけるように非直線歪みや雑音
が信号品質を直接劣化させることがなく高品質な通信を
容易に実現できる。しかし，雑音が符号の識別レベルを
越えると，ディジタル信号を正確に識別することができ
なくなり，符号誤りを生じる。符号誤りは，音声におい
てはクリック雑音として聞こえて通話者，視聴者に違和
感を与え，データにおいては誤りがない場合と異なるデ
ータに変換するため，伝送の信頼度を低下させる。

【０００３】また，画像等帯域圧縮をして伝送する場合
には伝送路上の１ビットの誤りが伸張後には複数ビット
の誤りとなって現れるので，受信品質を大幅に劣化させ
る。誤り訂正符号は，受信側で誤りを検出して誤りを訂
正することを可能にするための符号として開発され，具
体的には，移動通信，ＦＡＸ，銀行のキャシュディスペ
ンサー等の各種のデータ信号の伝送または，磁気ディス
ク，ＣＤ等にデータを保存してデータを正しく読み出す
ことが要求される分野において広く利用されている。

【０００４】本発明は，符号理論において代数的符号と
して分類されるブロック符号の復号方法の中の軟判定誤
り訂正方法を改良するものである。

【０００５】

【従来の技術】最初にＢＣＨ（Bose-Chaudhuri-Hcqueng
hem)符号の（７，４）符号について説明すると。生成多
項式ｇ(x) ＝ｘ³ ＋ｘ＋1 を定義する。

【０００６】そして符号理論の定理により，符号を多項
式表現した符号多項式は生成多項式ｇ(x) で割り切れ
る。従って生成多項式ｇ(x) にｘ，ｘ² ，ｘ³ を乗じた
ものも次の式１に示すように符号多項式になる。

【０００７】

【数１】

【０００８】これらの多項式を次の式２に示すようにま
とめて，右辺の計数で生成行列Ｇを定義し，この行列の
中を整理して，対角行列を分離して表現した式３が示さ
れる。

【０００９】

【数２】

【００１０】これより，情報をｋ（λ），符号語をｗ
（λ）とすれば，送信符号は，次式により与えられる。 ｗ（λ）＝ｋ（λ）・Ｇ（λ） 但し，この例はＢＣＨ（７，４）符号を対象にしている
ので，ｋ（λ）は１行４列，ｗ（λ）は１行７列，Ｇ
（λ）は４行７列の生成行列である。

【００１１】復号側では，生成多項式で割算して，割り
切れるはずである。そのため，生成行列の逆行列Ｇ
（λ）^-1を掛算する。この逆行列Ｇ（λ）^-1は，Ｈ
（λ）で表現され，これを検査行列という。ＢＣＨ
（７，４）符号の検査行列Ｈ（λ）を表現すると次の式
４になり，Ｈ（λ）は１の原子７乗根αを用いて式５に
示すように［α⁰ ，α¹ ，α² ，α³ ・・・α⁶ ］と定
義される。

【００１２】

【数３】

【００１３】受信符号に誤りがなければ，受信符号語に
検査行列を乗じた結果は０になり，誤りがある場合には
０にならない。すなわち，受信符号語に検査行列を掛け
たものによって誤りを検出することができる。これをシ
ンドロームＳ（λ）といい，次のように定義する。

【００１４】Ｓ（λ）＝Ｈ（λ）ｗ（λ）^t （Ｈｗ^t と
いう表現と同じ） 受信符号に誤りがなければ，Ｓ＝Ｈｗ^t ＝０となるが，
ここで送信符号ｗに誤りｅｉ（但し，ｅｉは７行１列の
行列で表現され，ｅｉ＝０・・１０・・０で，第ｉビッ
ト目の“１”で誤りを表す）が加わったものとする。

【００１５】この場合，誤りを含むｗ’を受信すると，
ｗ’＝ｗ＋ｅｉであるから，受信符号ｗ’に対するシン
ドロームＳは，次のようになる。 Ｓ＝Ｈｗ’^t ＝Ｈｗ^t （＝０）＋Ｈｅｉ^t ＝Ｈｅｉ^t これは，ｉビット目を誤った場合のシンドロームは，Ｓ
のｉ列目に一致することを示す。

【００１６】具体例で言えば，次の式６の例に示すシン
ドロームＳの場合，誤り符号ｅｉは転置行列表現で［０
０１００００］であり，２ビット目（先頭を０ビット目
とする）が誤りの場合である。すなわち，２ビット目が
誤りの時のシンドロームはα ² になり，同様にα⁰ が得
られたら０ビット目が誤りで，α¹ が得られたら１ビッ
ト目が誤りである。この場合は，１ビット誤りであるか
ら誤りビットを反転して訂正することができる。

【００１７】

【数４】

【００１８】上記のようなシンドロームを求めて誤りを
検出して訂正する方法は，従来からブロック符号復号の
硬判定誤り復号方法として知られている。これに対し，
従来の誤り訂正符号の判定復号方法として軟判定誤り訂
正復号法がある。この復号法をディジット順位付け法の
例により説明する。この方法は，電子通信学会論文誌’
７５／１，Vol.58-A No.1 に記載された論文“アナログ
重みを利用した誤り訂正符号の複合法”を参考にした。

【００１９】図９は従来の軟判定誤り訂正復号の処理フ
ローである。この例は，ＢＣＨ(15,11) にデジット順位
付け法を用いて単一誤り訂正を拡張して，一つの単一誤
り候補，２つの２重誤り候補，１つの３重誤り候補の計
４つの候補を演算して復号を行う軟判定復号を行う場合
である。 (a) 最初に上記に説明したシンドロームを演算する。

【００２０】シンドロームＳ＝０かを判別して，０の場
合は誤り訂正を行わないが，０でない場合は，以下の処
理を行う。 (b) 復号候補演算部において〜の演算を行う。

【００２１】最初に単一誤り候補演算により，シンド
ロームＳにより演算を行い，１ビットの誤り位置を復号
候補とする。 ２重誤り候補の演算を行う。すなわち，受信語（１５
ビット）の中で最も信頼度の低いビット（ｒ₀ ）と，シ
ンドロームにより対をなすビットの計２ビットを反転し
復号候補とする。ここで，信頼度とは，受信符号を受信
して識別する場合に，アナログ信号レベルや，信号対雑
音比等を考慮して，“０”または“１”として識別した
結果の信頼度を表し，例えば，信頼度を１〜１０の数値
により表し，１が最低の信頼度で，１０を最高の信頼度
とする。

【００２２】次の信頼度の２重誤り候補演算を行う。
すなわち，受信語（１５ビット）中，２番目に信頼度の
低いビット（ｒ₁ ）と，シンドロームにより対をなすビ
ットの計２ビットを反転し復号候補とする。

【００２３】３重誤り候補の演算を行う。すなわち，
受信語（１５ビット）中，最も信頼度の低いビット（ｒ
₀ ）と，２番目に信頼度の低いビット（ｒ₁ ）と，それ
らとシンドロームＳにより決定するビットの３ビットを
反転し復号候補とする。 (c) 上記(b) の〜により得られた４つの復号候補に
ついて符号語の信頼度を演算する（反転していないビッ
トの信頼度を加算し，反転したビットの信頼度を減算す
る）。 (d) ４つの復号候補の中で最も信頼度の高い候補を選択
する。

【００２４】上記の軟判定復号法を具体例により説明す
ると、ＢＣＨ（１５，１１）の単一誤り訂正を行うもの
で，生成多項式ｇ（ｘ）は次の式を用いる。 ｇ(x) ＝ｘ⁴ ＋ｘ＋１ また，検査行列Ｈは次の式となる。

【００２５】

【数５】

【００２６】受信多項式ｗは次の内容で，各ビットの信
頼度がそれぞれ括弧で示す値であるものとする。

【００２７】

【数６】

【００２８】この場合，上記図９の(a) のシンドローム
の演算により次のようになる。 Ｓ＝Ｈ・ｗ^t ＝［１１０１］＝α⁷ これに対し，図９の(b) の〜の各演算を行うと, １ビット誤りとすれば，α⁷ に対応する７番目（０か
らカウント）を誤りとする。

【００２９】２ビット誤りとし，最も信頼度が低い１
２番目（信頼度１）が誤りとするともう１ビットは，α
⁷ ＋α¹²＝α² （α⁷ とα¹²の対応する値の排他的論理
和をとって得られた結果（００１０）はα² の値と一
致）が得られ，α² に対応する２番目を誤りとする。

【００３０】２ビット誤りとし，次に信頼度が低い１
４番目（信頼度が２）が誤りとするともう１ビットは，
α⁷ ＋α¹⁴＝α¹ に対応する１番目が誤りである。 ３ビット誤りとし，１番目と２番目に信頼度が低い１
２，１４番目が誤りとすると，もう１ビットは，α⁷ ＋
α¹²＋α¹⁴＝α¹³に対応する１３番目を誤りとする。

【００３１】次に上記図９の(c) により, 上記〜の
それぞれの信頼度を求める。 の場合 ９＋９＋３＋４＋８＋９＋６＋( −7)＋６＋４＋３＋８
＋１＋８＋２＝73 の場合 ９＋９＋( −3)＋４＋８＋９＋６＋７＋６＋４＋３＋８
＋( −1)＋８＋２＝79 の場合 ９＋( −9)＋３＋４＋８＋９＋６＋４＋３＋８＋１＋８
＋( −2)＝65 の場合 ９＋９＋３＋４＋８＋９＋６＋７＋６＋４＋３＋８＋(
−1)＋( −8)＋( −2)＝65 次に上記図９の(d) により, 最も信頼度の高い符号語に
ついて誤り訂正を実行する。上記のの信頼度が一番高
い（＝７９）。従って，訂正前の符号語ｗの２番目と１
２番目の２ビットだけ訂正（該当ビットを反転）して次
のようになる。

【００３２】 訂正前：ｗ ＝１１００００００１００００１０ 訂正後：ｗ’＝１１１０００００１０００１１０ 次に複数の誤り訂正符号と誤り検出符号によって構成さ
れるフレームの誤り訂正復号法を説明する。この復号法
は特開平６−１８８８６２号公報に記載されているが，
ここでは，図１０に示す複数のブロック符号からなるフ
レーム構成の場合について説明する。

【００３３】図１０のＡ．は１フレームのフォーマット
を示し，１フレームは１３個のＢＣＨ（１５，１１）の
符号語で構成されている。このフレームは，図１０の
Ｂ．に示すような元のデータ（ＤＡＴＡ）に対して，
Ｃ．に示すように誤り検出用の複数ビットからなるＣＲ
Ｃ（Cycric Redundancy Check)を付加した後，これを１
１ビット毎に分離して，Ｄ．に示すように各１１ビット
に対して４ビットのチェックビット（ＣＫで表示）を付
加して１３個のブロックの符号語を構成してこれをＡ．
のように１フレームとしたものである。

【００３４】図１１，図１２は図１０に示すようなチェ
ックビットを含む複数の符号語からなるフレームの従来
の軟判定復号の処理フローを示す。これを概説すると，
１３個の各受信語（図１０のＡ．）に対して受信時に１
３個の各ビットについて信頼度が検出されているものと
し，予め１３個の各受信語の１５ビット分の信頼度を加
算して各受信語の信頼度を求めておく。最初に１３個の
受信語を信頼度の低い順にソートする（図１１のＳ
１）。次に信頼度の１番目に低い受信語（ｉ＝１である
受信語）を選択し（同Ｓ２），軟判定ランダム誤り訂正
復号を行う（同Ｓ３）。

【００３５】この軟判定ランダム誤り訂正の内容は，図
１２に示されその内容は，上記図９に示す軟判定誤り訂
正と同様の方法であり，その結果得られた復号語の候補
をｋ個（≦４）として，その中で信頼度の高いｋ１個を
選択する（図１１のＳ４）。次のステップＳ５では，ｋ
１≦Ｍ（Ｍは予め設定された最大演算回数）と判断さ
れ，次のｉ＜１３の判別（図１１のＳ６）では，イエス
であり，次のステップＳ７でｉ＝ｉ＋１＝２となり，信
頼度の２番目に低い受信語について，同様に図１２に示
す軟判定ランダム誤り訂正復号を行い，この時の復号語
の候補の中で信頼度の高いｋ２個を選択する（図１１の
Ｓ３，Ｓ４）。

【００３６】次にｋ１×ｋ２≦Ｍになるように，ｋ１，
ｋ２を調整し（図１１のＳ５），更にｉ＝ｉ＋１により
ｉ＝３として，信頼度の３番目に低い受信語を復号し，
復号語の候補をｋ３個保存する（同Ｓ６）。さらに，ｋ
１×ｋ２×ｋ３≦Ｍとなるようにｋ１，ｋ２，ｋ３を調
整する。以下，同様の演算を信頼度が１３番目の受信語
まで繰り返し，最大Ｍ個の組み合わせについて，ＣＲＣ
チェック（図１０のＡ．のＣＲＣを用いたチェック）を
行い，複数個の候補が残れば，信頼度の一番高い復号候
補の組み合わせを選択する（図１１のＳ８）。

【００３７】

【発明が解決しようとする課題】軟判定復号は，硬判定
復号法より特性が優れているにもかかわらず，信頼度の
関係でアナログ信号を扱うことと，復号候補が多数出て
くることにより，復号が複雑で処理時間を要する等の理
由で敬遠されている。

【００３８】特に，誤り訂正符号に誤り検出を利用した
復号法では，演算量は復号候補数の累乗で増加する。例
えば，上記図１０のＡ．に示した１フレームが１３個の
ＢＣＨ（１５，１１）で構成され，図１２に示すように
１受信語につき最大４つの候補を得た場合，ＣＲＣを用
いて演算する組み合わせは最大４¹³＝67,108,864通り
（約６千７百万通り）にもなる。仮に, １受信語につき
４つずつ得られた候補の中から信頼度の高いものを２個
ずつ選択したとしても，２¹³＝8192通りの組み合わせに
ついて演算しなければならない。これは，現実的でない
ため実際には演算による遅延時間の許す範囲で，ＣＲＣ
で演算する組合せの最大数Ｍを決定している。しかし，
Ｍの値を小さくするとそれだけ，軟判定復号による利得
（ビットエラー率の改善）が小さくなってしまうという
問題があった。

【００３９】本発明は軟判定誤り訂正復号の利得をでき
るだけ下げずに復号を簡略化することができる軟判定誤
り訂正復号装置を提供することを目的とし，特に復号利
得を下げないようにＣＲＣの演算回数（Ｍ）を小さくす
ることを目的とする。

【００４０】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の第１の原
理構成，図２は本発明の第２の原理構成，図３，図４は
ビット誤り率（ＢＥＲ：Bit Error Rate) が10^-2（１
％）の時の誤り分布を表し，図３は１符号語（１５ビッ
トの場合）中に誤りが挿入されている確率，図４は誤り
数１ビット以上の場合の詳細を示す図である。

【００４１】図１において，１は軟判定誤り訂正部，１
０はシンドローム演算手段，１１は信頼度最低ビット
（図ではｒ₀ で表示）検索手段，１２は次低信頼度ビッ
ト（図ではｒ₁ で表示）検索手段，１３は単一誤り訂正
手段，１４は最低信頼度ビット（ｒ₀ ）を含む２重誤り
訂正手段，１５は最低信頼度ビット（ｒ₀ ）に次ぐ低信
頼度である次最低信頼度ビット（ｒ₁ ）を含む２重誤り
訂正手段，１６は最低信頼度ビット（ｒ₀ ）及び次最低
信頼度ビット（ｒ₁ ）を含む３重誤り訂正手段，２は最
も信頼度の高い復号結果を選択する復号結果選択部，３
は１ビットの誤り訂正ビットが信頼度最低ビット
（ｒ₀ ）であるかを判別する誤り訂正ビット判別部であ
る。

【００４２】本発明は全ての誤り候補について演算を行
うのではなく，復号候補が予め求めておいた発生確率の
高いパターン（誤り数と信頼度）に一致した場合，例え
ば，１ビットの誤り訂正が行われた当該ビットが，信頼
度が最低のビットと一致した場合は，他の演算候補を算
出することなく，それを復号語とするものである。

【００４３】ビット誤り率（ＢＥＲ：Bit Error Rate)
が一定レベル以上である通信路では，１ブロックの符号
中に誤りが挿入されていない確率は符号長さにより異な
るが極めて高く，図３に示す例では９１％であり，残り
の９％が誤りが挿入されている確率となる。その中で，
１ブロックの符号中に１ビットの誤りが挿入されている
確率は６％であり，合計９７％が誤り無しか１ビットの
誤り挿入される確率となる。そして，誤り数が１ビット
以上の場合の詳細は図４に示されている。ここで，１５
ビットの信号中，最も信頼度の低いビットをｒ₀ から順
に並べると次のようになる。

【００４４】ｒ₀ ，ｒ₁ ，ｒ₂ ，・・・ｒ₁₄ 図４によれば，１５ビットの中で１ビットのみが誤り，
それがｒ₀ である確率は４％であることが示され，２ビ
ット誤りでその２ビットがｒ₀ とｒ₁ である確率は０．
５５％で，２ビット誤りでそのうち１ビットがｒ₀ で，
他の１ビットがｒ₁ またはｒ₂ の何れでもない確率が
０．３５％であることが分かる。

【００４５】ここで，軟判定誤り訂正復号を行う過程
で，ｒ₀ の単一誤りが発生した場合，ｒ₀ を反転したも
のを第１復号候補とする。次に候補となるものは，ｒ₀
を含まない２重以上誤りである。軟判定誤り訂正復号で
対象にする誤りを，単一誤り，ｒ₀ 又はｒ₁ を含む２重
誤り，ｒ₀ とｒ₁ を含む３重誤りとすれば，次のような
関係になる。

【００４６】ｒ₀ の単一誤りである確率(4％）＞ｒ₀ な
し２重以上誤りの確率（0.45％） 本発明はこの点に着目したもので，図１の第１の原理構
成では，硬判定のためのデータ（受信符号）はシンドロ
ーム演算手段１０に入力されて上記従来の技術として説
明したような演算によりシンドロームを求め，同時に，
受信符号の各ビットの信頼度を表す軟判定データが最低
信頼度ビット（ｒ₀ ) 検索手段１１と次低信頼度ビット
（ｒ₁ ）検索手段１２に供給されて，それぞれ検索結果
として最低信頼度ビット（ｒ₀ ) ，次低信頼度ビット
（ｒ₁ ）を発生する。単一誤り訂正手段１３はシンドロ
ーム演算手段１０からの演算結果から訂正無し，または
単一誤りのビット位置を判別して，訂正無しまたは単一
誤りの訂正を行って単一の復号候補を，アンド回路４ａ
を介して復号結果選択部２へ出力する。

【００４７】一方，単一誤り訂正手段１３からは単一誤
りのビット位置の情報と最低信頼度ビット検索手段１１
からの最低信頼度ビット（ｒ₀ ) の情報が誤り訂正ビッ
ト判別部３に与えられ，２つのビット位置が一致するか
判別し，一致すると一致判別出力を発生する。この一致
判別出力が最低信頼度ビットを含む２重誤り訂正手段１
４，次低信頼度ビットを含む２重誤り訂正手段１５及び
３重誤り訂正手段１６に対して供給されるとそれぞれの
誤り訂正動作を停止させ，不一致判別出力が供給される
とそれぞれの誤り訂正動作はそのまま実行される。

【００４８】また，誤り訂正ビット判別部３からの判別
出力はアンド回路４ａ〜４ｄの制御入力として供給さ
れ，一致判別出力の時はアンド回路４ａがオンとなり単
一誤り訂正の復号候補（誤り無しの場合の復号候補を含
む）を復号結果選択部２に供給し，不一致判別出力が供
給されると，アンド回路４ｂ〜４ｄがオンとなり，各誤
り訂正手段１３〜１６からの復号候補が復号結果選択部
２へ供給される。復号結果選択部２は，誤り訂正ビット
判別部３により一致判別出力が発生した時はその復号候
補だけ入力されるのでその候補を選択し，それ以外は各
誤り訂正手段１３〜１６からの復号候補の中から最も信
頼度の高い復号結果を選択する。なお，アンド回路４ａ
〜４ｄは復号結果選択部２の外部に設けたが，復号結果
選択部２の内部に含めることができる。

【００４９】図２に示す本発明の第２の原理構成は，図
１０に示すようなデータとＣＲＣを含むデータを複数個
の一定長のブロックに分割し，各ブロックにそれぞれチ
ェック符号を付加して上記図１０のＡ．に示すようなフ
レーム構成のデータについて軟判定誤り訂正を行うため
の構成である。

【００５０】図２において，１−１，１−２，・・・１
−ｎは上記図１の軟判定誤り訂正部１と同じ構成を備え
た軟判定誤り訂正部，３−１，３−２，・・・３−ｎ
（３−３〜３−ｎは図示省略）は上記図１の誤り訂正ビ
ット判別部３と同じ機能を備える誤り訂正ビット判別
部，５は複数の各ブロック符号の復号候補の中から最も
信頼度の高い復号候補を選択して元のデータを合成する
符号合成部，６は復号されたデータに対してＣＲＣのチ
ェックを行って誤り検出を行うＣＲＣ検出部である。

【００５１】図２の構成では，ｎ個の各ブロックの符号
に対して，硬判定データと軟判定データが入力される
と，入力データの各ブロックに対して上記図１について
説明したのと同様にそれぞれ軟判定誤り訂正部１−１〜
１−ｎにおいて軟判定誤り訂正が行われる。各ブロック
のデータに対して，対応する各誤り訂正ビット判別部３
−１〜３−ｎ内の各単一誤り訂正手段（図１の１３）に
おいて誤り訂正を行った時の単一誤りのビット位置と各
ブロック内の最低信頼度のビット位置とが入力されて，
一致するか否かの判別を行う。

【００５２】その判別出力は対応する軟判定誤り訂正部
へ供給され，上記図１と同様の図２には図示省略された
２重の誤り訂正手段や３重誤り訂正手段の動作を制御す
ると共に，対応するアンド回路４ａ〜４ｄへ供給されて
復号候補の符号合成部５への入力を制御する。各軟判定
誤り訂正部１−１〜１−ｎにおいて，各ブロックに対す
る単一誤り訂正手段による誤りビット位置が，それぞれ
のブロック内の最低信頼度ビットの位置と一致すると，
誤り訂正の演算のための演算回数及び時間を短縮するこ
とができる。

【００５３】

【発明の実施の形態】図５は本発明の実施例１の処理フ
ローである。図５に示す軟判定誤り訂正復号の処理フロ
ーは，上記図１に示す本発明の第１の原理構成に対応
し，従来の軟判定誤り訂正復号の処理フロー（図９）に
本発明を適用したものである。

【００５４】最初に受信符号に対して硬判定誤り訂正を
用いてシンドロームＳの演算を行い（図５のＳ１），シ
ンドロームＳが０か判別する（同Ｓ２）。この場合，上
記図３の分布では９１％の確率で誤りなし（Ｓ＝０）と
判定され，誤り訂正を行わず復号候補が一つに決定され
る（同Ｓ３）。Ｓが０にならない確率は残りの９％であ
り，その場合は誤り訂正が行われる。この発明では，シ
ンドロームＳから１ビットの誤り位置を決定すると（図
５のＳ４），その単一誤りのビット位置が軟判定のデー
タとして予め供給されている符号を構成する各ビットの
信頼度の中の最低信頼度のビット（ｒ₀ ）と一致するか
判別する（同Ｓ５）。ここで一致する場合は，単一のビ
ット（ｒ₀ ）の誤り訂正を実行する（同６）。

【００５５】このように，本発明では単一ビットが最低
信頼度のビット（ｒ₀ ）である場合にも，復号候補を一
つに絞ることが可能になり，その確率は図４に示すよう
に４％であるから，上記Ｓ＝０の場合を含めて９５％の
確率で復号候補を一つに決定でき，従来例（図９）に示
すように多数の復号候補から選択する必要がなく，多数
の候補から選択する確率は，残りの５％に減らすことが
可能である。これにより，例えば，最大演算回数Ｍを１
００回にした場合でも，効率を落とすことなくその演算
を行う確率を大幅に減らすことができる。

【００５６】上記の単一誤りのビットが，最低信頼度の
ビット（ｒ₀ ）と一致しない場合は，従来例と同様にｒ
₀ とそれの対をなす２ビットの誤り位置を決定し（図５
のＳ７），次の最低信頼度のビット（ｒ₁ ）及びそれと
対をなす２ビットの誤り位置を決定し（同Ｓ８），更に
ｒ₀ とｒ₁ 及びそれらにより決定する３ビットの誤り位
置を決定し（同Ｓ９），次に上記の各場合（Ｓ７〜Ｓ
９）について符号語の信頼度を演算し（同Ｓ１０），最
も信頼度の高い方について誤り訂正を実行する（同Ｓ１
１）。

【００５７】このように，誤りがあった場合，従来のほ
ぼ半分の確率で複数の復号候補を得て軟判定誤り訂正復
号を行うことになり，残りの半分の確率で，一つの復号
候補を得ただけで軟判定誤り訂正復号を中止する。その
ため，ソフトウェアで軟判定誤り訂正復号を行う場合の
演算処理装置（ＣＰＵ）の負荷がほぼ半分になる。

【００５８】図６は実施例２の処理フロー，図７は実施
例２の軟判定ランダム誤り訂正復号の処理フローであ
る。この実施例２は上記図２に示す本発明の第２の原理
構成に対応し，従来の複数の符号語で構成するフレーム
に対して本発明を適用した処理フローである。

【００５９】図６は全体の処理フローであり，上記の図
１１に示す従来のフローとは軟判定ランダム誤り訂正復
号（図６のＳ３）の内容が相違する点を除いて同じであ
る。上記図１０に示す１３個の符号語により構成するフ
レームを受信して，各符号を構成するビットの信頼度と
共に入力されると，各符号語を信頼度の低い順に１〜１
３にソートする（図６のＳ１）。ｉ＝１として（図６の
Ｓ２），信頼度の低い受信語について，軟判定ランダム
誤り訂正復号を行う（同Ｓ３）。

【００６０】この図６のＳ３で行われる軟判定ランダム
誤り訂正復号の処理フローを図７に示す。最初に，対象
となる受信語のシンドロームＳの演算を行い（図７のＳ
３０），Ｓが０か判別し（同Ｓ３１），０の場合は誤り
なしとして復号候補を一つ（ｋ＝１）決定し（同Ｓ３
２），０でない場合はシンドロームＳより１ビットの誤
り位置を決定する（図７のＳ３３）。次に決定した１ビ
ットの誤り位置がこの受信語の中の最低信頼度のビット
（位置）であるか判別する（同Ｓ３４）。１ビットの誤
り位置が最低信頼度のビット位置と一致した場合，その
単一誤りのビットを復号候補（候補数ｋ＝１）として決
定する（同Ｓ３５）。一致しない場合は，図７のＳ３６
〜Ｓ３８において，上記図５のＳ７〜Ｓ９と同様の演算
により複数ビットの誤り位置を決定し，候補数ｋ≦４の
候補を得る（同Ｓ３９）。

【００６１】この後，図６においてｋの中で信頼度の高
いｋｉ個を選択し（図６のＳ４），ｋ１×ｋ２×ｋ３・
・×ｋｉが最大演算回数Ｍを越えないよう候補数を調整
し（同Ｓ５），ｉが１３より小さいか判別し（図６のＳ
６），小さい場合はｉ＋１され（同Ｓ７），次に信頼度
の低い受信語について，軟判定ランダム誤り訂正復号
（図７）が行われ，順番に１３個の受信語について図６
のＳ３〜Ｓ５の処理が終了すると，Ｍの組合わせをＣＲ
Ｃチェックして信頼度の高い１組（１３個）を選択する
（図６Ｓ８）。

【００６２】この図６，図７に示す本発明によるそれぞ
れがチェック符号を備えた複数の受信語に全体のＣＲＣ
を含むフレームの軟判定誤り訂正の処理は，各受信語に
対する１ビットの誤り訂正が決められたパターン（１ビ
ットの誤りビットが最低信頼度のビットであること）で
ある場合の確率が上記したように高く，その場合は一つ
の復号候補だけ選択でき，従来の図１１，図１２に示す
場合に比べて，複数候補を選択する演算時間を短縮する
ことができる。

【００６３】しかも，複数の受信語に対してｋ１×ｋ２
×ｋ３・・×ｋｉ≦Ｍになるように候補を調整し，最後
にＭの組合わせをＣＲＣチェックして信頼度の高い１組
を選択するために多数の演算を行う場合には，各受信語
に対する誤り訂正の復号候補の決定の処理時間を短縮す
ることが全体の演算時間を大幅に短縮することができる
ことは明らかである。

【００６４】図８は本発明と従来例のシミュレーション
結果を表し，１フレームが上記図１０のＡ．に示すよう
な１３個のＢＣＨ（１５，１１）で構成された場合に，
ＦＥＲ（フレームエラーレート：％で表す）を縦軸と
し，最大演算回数（Ｍ：ＣＲＣを用いて演算する組合わ
せの数）を横軸にとったものである。

【００６５】Ｍの値が１０回，１００回，１０００回，
１００００回，１００００００回のそれぞれにおけるＦ
ＥＲを比較すると，従来例の場合は１０回，１００回，
１０００回とＭが大きくなるとＦＥＲが大きく改善され
ているが，本発明の場合は，Ｍが１０回であっても従来
例のＭが１０００回の場合よりＦＥＲが良好であり，Ｍ
が１００回，１０００回と増大すると若干ずつＦＥＲが
改善されることが分かる。

【００６６】上記従来技術の問題として説明したよう
に，Ｍの値を大きくすることはディジタル信号をリアル
タイムで処理し，許容遅延時間が少ない場合には非現実
的である。具体的には，例えば移動体通信のディジタル
信号に対し軟判定誤り訂正復号を行う場合には，演算処
理装置（ＣＰＵ）やシステムにより許容時間が異なる
が，例えば，基地局でＭ＜１００程度，端末局ではＭ＜
１０程度が現実的である。

【００６７】従って，Ｍが小さくなってもＦＥＲ（ＢＥ
Ｒも比例する）の劣化が少ない本発明の方法は有効であ
る。

【００６８】

【発明の効果】本発明によれば，ブロック符号の軟判定
誤り訂正復号において軟判定の誤り訂正機能を最大限に
生かしながら，演算量を少なくすることにより，演算処
理装置の負荷を軽減することができ，高速且つ低消費電
力化を実現することができる。

【００６９】また，複数のブロック符号により構成され
るフレームの軟判定誤り訂正復号を短い遅延時間内に効
率的に行うことができ，移動体通信等で高い信頼性を確
保することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の原理構成を示す図である。

【図２】本発明の第２の原理構成を示す図である。

【図３】１符号語（１５ビットの場合）中に誤りが挿入
されている確率を示す図である。

【図４】誤り数１ビット以上の場合の詳細を示す図であ
る。

【図５】実施例１の処理フローを示す図である。

【図６】実施例２の処理フローを示す図である。

【図７】実施例２の軟判定ランダム誤り訂正復号の処理
フローを示す図である。

【図８】本発明と従来例のシミュレーション結果を表す
図である。

【図９】従来の軟判定誤り訂正復号の処理フローを示す
図である。

【図１０】複数のブロック符号からなるフレーム構成を
示す図である。

【図１１】複数の符号語からなるフレームの従来の軟判
定復号の処理フロー（その１）を示す図である。

【図１２】複数の符号語からなるフレームの従来の軟判
定復号の処理フロー（その２）を示す図である。

【符号の説明】

１ 軟判定誤り訂正部 １０ シンドローム演算手段 １１ 信頼度最低ビット（ｒ₀ ）検索手段 １２ 次低信頼度ビット（ｒ₁ ）検索手段 １３ 単一誤り訂正手段 １４ 最低信頼度ビット（ｒ₀ ）を含む２重誤り訂正
手段 １５ 次最低信頼度ビット（ｒ₁ ）を含む２重誤り訂
正手段 １６ 最低信頼度ビット（ｒ₀ ）及び次最低信頼度ビ
ット（ｒ₁ ）を含む３重誤り訂正手段 ２ 復号結果選択部 ３ 誤り訂正ビット判別部 ４ａ〜４ｄ アンド回路

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 矢野 一雄 神奈川県川崎市中原区上小田中1015番地 富士通株式会社内 (72)発明者 須田 博人 東京都港区虎ノ門二丁目10番１号 エ ヌ・ティ・ティ移動通信網株式会社内 (72)発明者 北川 真清 東京都港区虎ノ門二丁目10番１号 エ ヌ・ティ・ティ移動通信網株式会社内 (56)参考文献 特公 平７−78968（ＪＰ，Ｂ２) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) H03M 13/00 G06F 11/10 330 H04L 1/00

Claims (1)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ＣＲＣ符号が付加されたデータを含む複
   数の誤り訂正符号で構成されたフレームと前記複数の各
   誤り訂正符号の各ビットの信頼度を表す軟判定データが
   入力される軟判定誤り訂正復号装置において， 前記複数の各誤り訂正符号がそれぞれ入力される複数の
   軟判定誤り訂正部と， 前記各軟判定誤り訂正部に対応する各誤り訂正ビット判
   別部を備え， 前記各軟判定誤り訂正部は，受信符号のシンドロームを
   演算するシンドローム演算手段と，軟判定データから最
   低信頼度ビット及び次低信頼度ビットを検索する手段
   と，前記シンドローム演算手段の演算結果に基づき，単
   一誤りまたは誤り無しの復号候補を発生する単一誤り訂
   正手段及び２重誤り及び３重誤りに対応する複数の復号
   候補を発生する他の各訂正手段とから成り ，前記各軟判定誤り訂正部からの単一誤り復号候補及び，
   ２重誤り及び３重誤りの各複数の復号候補が供給されて
   信頼度を用いて各符号語の候補を組合わせて，復号候補
   を選択する符号合成部と，前記符号合成部からの出力を
   ＣＲＣチェックして信頼度の高い１組を出力するＣＲＣ
   検出部とを備え， 前記符号合成部は，前記各誤り訂正ビット判別部から一
   致判別出力により対応する軟判定誤り訂正部の単一誤り
   訂正手段から発生する一つの復号候補だけが供給される
   ことを特徴とする軟判定誤り訂正復号装置。