JP3288328B2 - ビタビ復号器のトレースバック処理の高速化装置およびその高速化方法 - 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、ビタビ復号器のト
レースバック処理時に溯るべき状態遷移履歴の数を削減
することにより、トレースバック処理の高速化を図るビ
タビ復号器のトレースバック処理の高速化装置およびそ
の高速化方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】ビタビ復号は畳み込み符号に対する最尤
復号法の一般的なアルゴリズムの一つであり、誤り訂正
能力が高いことから、通信分野において多く使用されて
いる。従来、ビタビ復号装置は専用ＬＳＩやデジタルシ
グナルプロセッサで構成されることが多かったが、近年
のマイクロプロセッサの高性能化にともない、マイクロ
プロセッサ上のソフトウェアとして実現することも可能
となってきている。それに伴い、処理性能の高速化がよ
り重要となっていた。

【０００３】ここで、図面を参照しながら従来のビタビ
復号器について説明する。

【０００４】図１５は、従来のビタビ復号器３０の構成
例を示す図である。図１５に示すように、従来のビタビ
復号器３０は、点線で示す前段の畳み込み符号器２０か
ら受信したデータをもとに前時刻の状態から現時刻の状
態に至るすべてのパスについて、そのブランチメトリッ
クスを算出し出力するブランチメトリック処理部３１
と、ブランチメトリック処理部３１で算出されたブラン
チメトリックと、与えられたパスメトリックにより現時
刻の各状態へ至るパスの中から最も尤もらしいパスを選
択し、そのパスが選択された場合の復号データ候補３２
ｂ、更新されたパスメトリック３２ｃを出力し、デコー
ドデータメモリ１５に復号データ候補と前時刻の復号デ
ータ候補を同一の行に格納できない場合は、状態遷移履
歴３２ａを記憶するパスメモリ３３に状態遷移履歴３２
ａを追加記憶させるＡＣＳ(Add-Compare-Select)処理部
３２と、復号データ候補３２ｂを記憶するデコードデー
タメモリ３４と、更新されたパスメトリック３２ｃを記
憶し、これをＡＣＳ処理部３２へ供給するパスメトリッ
クメモリ３５と、パスメトリックメモリ３５に記憶され
ているパスメトリックから、現在の時刻において最も尤
もらしいパスを推定し、パスメモリ３３中の状態遷移履
歴を溯れるトレースバック処理部３６と、から構成され
ている。

【０００５】なお、ブランチメトリックとパスメトリッ
クについては後述する（１）ブランチメトリック処理と
（２）ＡＣＳ処理で詳述する。

【０００６】それでは、畳み込み符号器２０および従来
のビタビ復号器３０の各部の処理について以下に説明す
る。

【０００７】(１)畳み込み符号器 ビタビ復号器は畳み込み符号の復号法の一つである。そ
こで、まず畳み込み符号器について説明する。図１６
は、拘束長３、符号化率１／２の畳み込み符号器２０の
構成例である。図１６より畳み込み符号器２０は３個の
レジスタｂ０〜ｂ２から構成されるシフトレジスタ２１
と各レジスタｂ０〜ｂ２出力を入力する排他的論理和ゲ
ート２２,およびｂ０，ｂ２を入力する排他的論理和ゲ
ート２３により構成されることがわかる。畳み込み符号
器２０に１ビットの入力がある度に時刻がｔ０,ｔ１,ｔ
２,…と進むものとすると、畳み込み符号器２０では、
各時刻ごとにＯｕｔ１,Ｏｕｔ０の２ビットの出力が得
られる。

【０００８】なお、拘束長とは、畳み込み符号器２０の
シフトレジスタ２１の段数（図１６に示されている例で
は３段）のことであり、拘束長が長ければ長いほど復号
精度が向上する。また、符号化率とは、入力ビット数に
対する出力ビット数の割合（入力ビット数／出力ビット
数）のことである。

【０００９】畳み込み符号器２０の出力はシフトレジス
タ２１内のビット（ｂ１,ｂ０）の内容と、入力データ
により決定される。このときシフトレジスタ２１内のビ
ット（ｂ１,ｂ０）の組み合わせを状態と考えると、拘
束長３の畳み込み符号器２０はｓ０＝（０,０），ｓ１
＝（０,１），ｓ２＝（１,０），ｓ３＝（１,１）の４
つの状態をとることができ、出力は畳み込み符号器２０
の状態と入力データにより決定される。各状態におけ
る、入力データと出力符号および次の時刻に遷移する状
態の関係を図１７に示す。

【００１０】各時刻における状態とそこから遷移可能な
状態を結ぶと図１８のようになる。図１８のように遷移
元の状態と遷移先の状態を結んだ図はトレリス線図と呼
ばれる。図１８中では入力データが０のときの遷移を点
線で、入力データが1のときの遷移を実線で示してあ
る。図１８より、入力データによって、遷移先の状態が
定まることがわかる。

【００１１】なお、図１８中に記載された００，０１，
１０，１１の２桁の数字は、状態が遷移したときに出力
される符号である。

【００１２】ｓ０〜ｓ３の状態とも入力値によりそれぞ
れ２つの状態に遷移することができる。例えば、時刻ｔ
０で、状態ｓ０のときに“０”が入力すると、時刻ｔ１
における出力は００になり、“１”が入力すると、出力
は１１になる。時刻ｔ０、状態ｓ０から開始して時刻ｔ
０で１，ｔ１で０，ｔ２で１，ｔ３で０，ｔ４で１，ｔ
５で０というふうに“１”と“０”が交互に入力したと
すると、各時刻における出力は、ｔ１で状態ｓ１に遷移
し出力は１１、ｔ２で状態ｓ２に遷移し出力は０１，ｔ
３で状態ｓ１に遷移し出力は１１，ｔ４で状態ｓ２に遷
移し出力は０１，ｔ５で状態ｓ１に遷移し出力は００と
なる。また、極端な場合であるが、時刻ｔ０〜ｔ５です
べて“０”が入力するとその出力はすべて００となり、
“１”が入力するとその出力は１１１００１０１０１０
１となる。

【００１３】(２)ビタビ復号器 上述のように、畳み込み符号器２０では入力データによ
って遷移先の状態が定まる。これは逆にいえば、状態遷
移がわかれば、畳み込み符号器２０の入力データがわか
るということである。ビタビ復号器３０は畳み込み符号
器２０の出力符号を受信して、畳み込み符号器２０の状
態遷移を推定し、復号データ（畳み込み符号器２０の入
力）を得るものである。

【００１４】ビタビ復号器３０は、図１５に示したよう
に、ブランチメトリック処理部３１、ＡＣＳ処理部３
２、パスメモリ３３、デコードデータメモリ３４、パス
メトリックメモリ３５、トレースバック処理部３６と、
から構成され、各部位に対応したブランチメトリック処
理、ＡＣＳ処理、復号データの格納処理、トレースバッ
ク処理が行われる。

【００１５】ブランチメトリック処理のフローチャート
を図２０に、ＡＣＳ処理のフローチャートを図２３に、
復号データの格納処理のフローチャートを図２５に、ト
レースバック処理のフローチャートを図２８に示す。ま
た、以下では具体例として、現在の時刻をｔ４とし、時
刻ｔ４においてビタビ復号器３０が受信データとして０
０を受け取った場合を例にとり説明を行う。なお、前時
刻ｔ３までの処理により、図１９に示すように生き残り
パス、パスメトリックメモリ３５、デコードデータメモ
リ３４、パスメモリ３３が構成されていると仮定する。

【００１６】(２．１)ブランチメトリック処理 ブランチメトリックとは、２元対称通信路あるいは自己
ガウス白色通信路における受信系列と符号系列のハミン
グ距離あるいはユークリッド距離を求めるために用いら
れる。ブランチメトリックは、そのパスの尤もらしさを
表す値であり、ブランチメトリックが小さいほど、畳み
込み符号器２０においてそのパスがたどられた可能性が
高いことを示す。ブランチメトリックは、上述した通信
路の種類によってその算出方法が異なるが、本例におい
ては、受信データと、パスがたどられた場合の出力符号
とのハミング距離で表される。ハミング距離とは、ビッ
ト列の同一ビット位置ごとに比較を行った際の異なるビ
ット数の総和である。

【００１７】ここで、ハミング距離の算出方法について
簡単に触れる。

【００１８】二つの符号ｕとｖの間のハミング距離は、 ｄH＝（ｕｉ，ｖｊ）＝｛０（ｕ＝ｖ），１（ｕ≠ｖ）｝……………………（ １） で表される。

【００１９】例えば、ｕ＝１０１１００，ｖ＝０００１
１０とすると、ｕとｖは１，３，５番目が異なっている
ので（１）式よりハミング距離は３となる。

【００２０】ブランチメトリック処理について、図２
０，図２１，図２２を参照して説明する。

【００２１】ビタビ復号器３０において復号処理が開始
されると、まず、ブランチメトリック処理部３１に受信
データ（畳み込み符号器２０の出力符号）が渡される
（ステップＳ４００）。ブランチメトリック処理部３１
では、前時刻の状態から現時刻の状態へ至るパスを一つ
選択し（ステップＳ４０１）、ブランチメトリックを算
出する（ステップＳ４０２）。ブランチメトリックは、
前時刻の状態から現時刻の状態へ遷移可能なすべてのパ
スについて算出される（ステップＳ４０３）。

【００２２】具体例として、時刻ｔ３における状態ｓ０
から時刻ｔ４における状態ｓ０への遷移を挙げると、図
２１のトレリス線図例より状態ｓ０から状態ｓ０へ遷移
する場合の出力符号は００となることがわかる。時刻ｔ
４における受信データが００である場合は、出力符号と
受信データのハミング距離は０となり、ブランチメトリ
ックも０となる。同様に、時刻ｔ３における状態ｓ２か
ら時刻ｔ４における状態ｓ０への遷移で考えると、状態
ｓ２から状態ｓ０へ遷移した場合の出力符号は１１とな
るので受信データが００である場合のハミング距離は
２、ブランチメトリックも２となる。時刻ｔ４において
００を受信した場合の各パスのブランチメトリックを図
２２に示す。

【００２３】(２．２)ＡＣＳ処理 ＡＣＳ処理では、パスメトリックを算出しているが、パ
スメトリックとは、ブランチメトリック処理で算出した
ブランチメトリックの累積和であり、各状態へ至るパス
の尤もらしさを表す値である。

【００２４】 Ｙ＝（ｕ１，ｖ１）＋（ｕ２，ｖ２）＋…（ｕｉ，ｖｊ）………………（２） ＡＣＳ処理について、図２３，図２４を参照して説明す
る。

【００２５】ブランチメトリック処理部３１において、
遷移の可能性のあるすべてのパスについてブランチメト
リックが算出されると、算出されたブランチメトリック
はＡＣＳ処理部３２に出力され、ＡＣＳ処理が行われ
る。ＡＣＳ処理は現時刻の各状態に至るパスの尤もらし
さを比較し、各状態へ至るパスを、最も尤もらしいパス
を１つに絞り込む処理である。絞り込まれた結果残るパ
スは生き残りパスと呼ばれる。

【００２６】上記のように、ＡＣＳ処理はすべてのブラ
ンチメトリックの算出（Add）、現時刻の各状態に至る
パスの尤もらしいものを比較（Compare）、最も尤もら
しいパスの選択（Select）の過程を経るので、この名が
ある。

【００２７】ＡＣＳ処理が開始されると、まず、現時刻
の状態が一つ選ばれる（ステップＳ５００）。次に、選
択した状態へ至るパスが一つ選択され（ステップＳ５０
１）、そのパスの前時刻までのパスメトリックがパスメ
トリックメモリ３５から読み出される（ステップＳ５０
２）。読み出されたパスメトリックは、選択されたパス
のブランチメトリックと加算され、現時刻までのパスメ
トリックが算出される（ステップＳ５０３）。パスメト
リックの算出は、選択した状態へ至るすべてのパスにつ
いて行われる（ステップＳ５０４）。選択された状態へ
至るパスのパスメトリックがすべて求められると、その
値が比較され、最も小さいパスメトリックを持つパスが
生き残りパスとして選択される（ステップＳ５０５）。
選択された状態へ至る生き残りパスが選択されると、現
時刻の他の状態へ至る生き残りパスについても同様に処
理される（ステップＳ５０６）。すべての状態へ至る生
き残りパスが選択された後で、パスメトリックメモリ３
５に格納されているパスメトリックの値は、現時刻の生
き残りパスのパスメトリックの値に更新される（ステッ
プＳ５０７）。

【００２８】具体例として、時刻ｔ４の状態ｓ０へ至る
生き残りパスを選択する場合を挙げる。図２１を参照す
ると、状態ｓ０へ遷移する可能性のある前時刻の状態は
状態ｓ０と状態ｓ２であることがわかる、そのため、時
刻ｔ４の状態ｓ０へ至るパスは時刻ｔ３において状態ｓ
０を経由するパスと、状態ｓ２を経由するパスの２通り
となる。時刻ｔ３に状態ｓ０を経由するパスのパスメト
リックは、前述のブランチメトリック処理部３１で算出
された状態ｓ０から状態ｓ０へのパスのブランチメトリ
ックと、パスメトリックメモリ１４から読み出された時
刻ｔ３の状態ｓ０までのパスのパスメトリックとを加算
することで求められる。

【００２９】図１９（ａ）〜（ｄ）は、生き残りパス、
パスメトリックメモリ３５、デコードデータメモリ３４
およびパスメモリ３３の具体的な構成を示す図である。
ここに示す例では、時刻ｔ３までのパスメトリックが
１、ブランチメトリック０であるため、時刻ｔ４までの
パスのパスメトリックは、１＋０＝１であることがわか
る。同様にして時刻ｔ３に状態ｓ２を経由するパスのパ
スメトリックを求めると、２＋２＝４となる。求めたパ
スメトリック同士を比較すると、他の状態への生き残り
パスも同様にして求められる。すべての状態について生
き残りパスが選択された後で、パスメトリックメモリ３
５に格納されている時刻ｔ３までのパスメトリックは、
時刻ｔ４までのパスメトリックに置き換えられる。時刻
ｔ４おけるＡＣＳ処理後の生き残りパスと、ＡＣＳ処理
後のパスメトリックメモリ３５を図２４に示す。

【００３０】（２．３)復号データ候補の格納処理 復号データの格納処理では、復号データ候補のデコード
データメモリ３４への格納と、パスメモリ３３へのポイ
ンタの追加の２つの作業が行われる。

【００３１】図２５を参照すると、まず、現時刻の状態
が一つ選択され（ステップＳ６００）、その状態の復号
データ候補が、デコードデータメモリ３４に格納される
（ステップＳ６０１）。この際、状態s0の復号データ候
補はデコードデータメモリ３４の０行めに、状態１の復
号データ候補はデコードデータメモリ３４の１行目にと
いったように、復号データ候補は、デコードデータメモ
リ３４中の予め定められた行位置に格納される。次に、
選択された状態へ至る生き残りパスから、選択した状態
の前時刻の状態が調べられ、パスメモリ３３にポインタ
の追加が行われる（ステップＳ６０２）。従来方式では
必ずパスメモリ３３にポインタを追加する。

【００３２】選択した状態について、復号データ候補の
デコードデータメモリ３４への格納処理と、パスメモリ
３３へのポインタの追加が終わると、現時刻の他の状態
が選択され、同様に処理される（ステップＳ６０３）。

【００３３】具体例として、現時刻を時刻ｔ４とし、時
刻ｔ４のＡＣＳ処理により図１９に示すような生き残り
パスが構成された場合を挙げて説明する。時刻ｔ３まで
の処理により、デコードデータメモリ３４とパスメモリ
３３が、図２６（ａ），（ｂ）のように構成されている
と仮定する。この場合、まずｓ０の復号データ候補であ
る０がデコードデータメモリ３４の０行目の位置に格納
され、パスメモリ３３の時刻ｔ４、状態ｓ０に対応する
位置には、生き残りパスの遷移情報が格納される。時刻
ｔ４の状態ｓ０の遷移元の状態は時刻ｔ３の状態ｓ０で
あるため、パスメモリ３３の０行目に、時刻ｔ３の状態
ｓ０へのポインタが格納される。

【００３４】状態ｓ０の復号データ候補と状態遷移情報
の格納が終わると、次に、状態ｓ１が選択され、状態ｓ
０のときと同様に、デコードデータメモリ３４の１行目
に復号データ候補である１が格納され、パスメモリ３３
の時刻ｔ４、状態ｓ１の位置には、遷移元状態である時
刻ｔ３、状態ｓ２へのポインタが格納される。時刻ｔ４
の状態ｓ２、状態ｓ３に関しても同様に処理される。時
刻ｔ４における復号データ候補格納処理終了後の、デコ
ードデータメモリ３４とパスメモリ３３を図２７
（ａ），（ｂ）に示す。

【００３５】(２．４)トレースバック処理 トレースバック処理について図２８を参照して説明す
る。まず、パスメトリックメモリ３５を参照してパスメ
トリックが最小となるパスを持つ現時刻の状態を選択す
る（ステップＳ７００）。次に、選択された状態の現時
刻のパスメモリ３３から、ポインタがたどられる（ステ
ップＳ７０１）。パスメモリ３３のポインタは、トレー
スバック長と同数溯られる（ステップＳ７０２）。ポイ
ンタをトレースバック長分溯った先のパスメモリ３３の
行位置が、復元すべき復号データが格納されているデコ
ードデータメモリ３４の行位置であるので、デコードデ
ータメモリ３４から復号データの読み出しが行われ（ス
テップＳ７０３）、ビタビ復号器３０の出力として出力
される（ステップＳ７０４）。

【００３６】具体例として、トレースバック長を１６、
現時刻を状態ｔ１７とし、現時刻におけるパスメトリッ
クメモリ３５、デコードデータメモリ３４、パスメモリ
３３が図２９に示すように構成されている場合を仮定し
て説明すると、まず、パスメトリックメモリ３５より、
現時刻において最小のパスメトリックを持つ状態がｓ１
であることがわかる。次に、パスメモリ３３の時刻ｔ１
７、状態ｓ１の位置から、ポインタが、トレースバック
長だけたどられる。トレースバック長は１６であるの
で、最終的に、パスメモリ３３の時刻ｔ１、状態ｓ０の
位置に到達する。復号データが、時刻ｔ１、状態ｓ０の
復号データであることが判明したので、デコードデータ
メモリ３５より、時刻ｔ１、状態ｓ０の復号データであ
る１が読み出され、ビタビ復号器３０の出力として出力
される。この例のトレースバック処理においてたどられ
るポインタを抜き出して、図３０に示す。

【００３７】

【発明が解決しようとする課題】従来のビタビ復号器３
０は、復号データ格納処理において、パスメモリ３３に
必ずポインタを追加していた。そのため、トレースバッ
ク処理時に必ずトレースバック長だけポインタを溯る必
要があり、データの復号時に時間がかかるという問題点
があった。

【００３８】本発明は上述したような従来の問題点に鑑
みなされたものであって、トレースバック処理時に、溯
るべき状態遷移履歴の数を削減することにより、高速に
復号データを得ることが可能なビタビ復号器のトレース
バック処理の高速化装置およびその高速化方法を提供す
ることを目的とする。

【００３９】

【課題を解決するための手段】上記の問題点を解決する
ため、本発明によれば、前時刻の状態から現状態に至る
すべてのパスについてブランチメトリックスを算出し出
力するブランチメトリック処理部と、ブランチメトリッ
ク処理部で算出されたブランチメトリックおよびパスメ
トリックにより現時刻の各状態へ至るパスの中から最も
尤もらしいパスを選択し、そのパスが選択された場合の
復号データ候補、復号データの格納位置、更新されたパ
スメトリックを出力し、状態遷移履歴を追加するＡＣＳ
処理部と、ＡＣＳ処理部から出力された状態遷移履歴を
記憶するパスメモリと、ＡＣＳ処理部から出力された復
号データの格納位置を記憶する復号データ格納位置メモ
リと、ＡＣＳ処理部から出力された各時刻の復号データ
候補を記録するデコードデータメモリと、ＡＣＳ処理部
から出力された更新されたパスメトリックを記憶するパ
スメトリックメモリと、パスメトリックメモリに記憶さ
れているパスメトリックから、現在の時刻において最も
尤もらしいパスを推定し、復号データ格納位置メモリの
参照により得られるパスメモリ中のエントリノードから
パスメモリ中の状態遷移履歴を溯れるトレースバック処
理部と、を有し、トレースバック処理部は、パスメトリ
ックメモリを参照してパスメトリックが最小となるパス
の現時刻の状態を選択し、続いて、復号データ格納位置
メモリを参照し、選択した状態に対応するパスメモリの
エントリノードを検索して得たエントリノードからパス
メモリのポインタをたどることを特徴とする。

【００４０】また、復号データ格納メモリは、状態数ｍ
の要素を持つ一次元配列で構成され、前時刻の復号デー
タ候補を格納したデコードデータメモリ中の行位置情報
を格納し、デコードデータメモリに格納された復号デー
タ候補の格納位置を指すポインタの役割を果たしている
ことを特徴とする。

【００４１】また、パスメモリは、復号データ格納位置
メモリ中の復号データ格納位置を示す復号データ格納位
置情報と、デコードメモリに復号データが格納されると
きに作成されるノードのノード作成時刻と、ポインタで
構成されるノードを連結したリストから構成され、復号
データ格納位置は、復号データ格納位置メモリと同じ内
容が格納されていることを特徴とする。

【００４２】また、パスメモリは、前時刻の同一状態か
ら遷移する状態が複数ある場合にのみ、状態遷移履歴が
追加されることを特徴とする。

【００４３】また、デコードデータメモリは、状態数ｍ
×トレースバック長ｎの要素を持つ二次元配列で構成さ
れ、現時刻の復号データ候補は遷移元の状態の復号デー
タ候補と同一の行に格納され、復号データ候補を前時刻
の復号データ候補と同一の行に格納できない場合は、復
号データ候補を遷移先状態を持たない前時刻の復号デー
タ候補と同一の列に格納し、パスメモリに遷移元状態へ
のポインタを含む状態遷移履歴を追加することを特徴と
する。

【００４４】また、パスメトリックメモリを参照してパ
スメトリックが最小となるパスの現時刻の状態を選択
し、続いて、復号データ格納位置メモリを参照し、選択
した状態に対応するパスメモリのエントリノードを検索
して得たエントリノードから該パスメモリのポインタを
たどることを特徴とする。

【００４５】上記のような構成をとることにより、トレ
ースバック処理の時間を短縮できることである。

【００４６】従来のトレースバック処理では、トレース
バック長だけポインタを溯る必要があった。しかし本発
明においては、パスメモリにノードが追加されるのは、
現時刻の複数の状態が、前時刻の同一の状態から遷移し
た場合に限られるため、トレースバック時に溯るべきポ
インタの数を削減することができる。溯るべきポインタ
の数は、受信データによって異なるが、その数は、１以
上、トレースバック長ｎ＋１以下となる。発明の実施の
形態のトレースバック処理で挙げた例でみると、トレー
スバック長が16であるので、従来方式では、１６回ポイ
ンタを溯る必要があるが、本方式を用いると、パスメモ
リのノードに格納されたポインタを５回溯るだけで復号
データを得ることができる。

【００４７】パスメモリの構成に必要なメモリ容量を削
減できるということである。従来では、状態数ｍ×トレ
ースバック長ｎのメモリを必ず必要としていたが、本発
明方式では、復号データ候補を遷移元の前時刻の復号デ
ータと同一の行に格納出来ない場合のみにパスメモリに
ノードを追加するため、メモリ容量の削減が可能であ
る。状態数４のビタビ復号器では、単位時刻ごとに追加
されるノード数は最大でも２であるため、パスメモリ中
のノードの最大数はエントリノードを含めても、４＋２
×トレースバック長ｎとなる。そのため、ノードの構成
要素に復号データ格納位置情報や、ノード作成時刻情報
が加わることを考えても、メモリ容量の削減が可能であ
る。

【００４８】上記のように本発明は、ビタビ復号器のト
レースバック処理時に溯るべき状態遷移履歴の数を削減
することにより、トレースバック処理の高速化を図るも
のである。

【００４９】ＡＣＳ処理によって生き残りパスが選択さ
れると、現時刻の復号データ候補は、二次元配列で構成
されるデコードデータメモリにおいて、遷移元の状態の
復号データ候補と同一の行に格納される。また、現時刻
の複数の状態が同一の遷移元状態を持つために、復号デ
ータ候補を前時刻の復号データ候補と同一の行に格納で
きない場合は、復号データ候補を、遷移先状態を持たな
い前時刻の復号データ候補と同列に格納し、パスメモリ
に遷移元状態へのポインタを含む状態遷移履歴の追加を
行う。このような処理とすることで、パスメモリに追加
される状態遷移履歴数を削減し、これにより、トレース
バック処理時に、溯るべき状態遷移履歴数が減少するた
め、高速に復号データを得ることが可能となる。

【００５０】

【発明の実施の形態】次に、本発明の実施の形態を説明
する。

【００５１】図１は、本発明によるビタビ復号器１０の
一実施例の構成を示すブロック図である。

【００５２】図１に示すように、本実施例は、畳み込み
符号器２０からの受信データについて、前時刻の状態か
ら現時刻の状態に至るすべてのパスについて、ブランチ
メトリックスを算出し出力するブランチメトリック処理
部１１と、ブランチメトリック処理部１１で算出された
ブランチメトリックと、与えられたパスメトリックによ
り現時刻の各状態へ至るパスの中から最も尤もらしいパ
スを選択し、そのパスが選択された場合の復号データ候
補１２ｂ、復号データの格納位置１２ｃ、更新されたパ
スメトリック１２ｄを出力し、デコードデータメモリ１
５に復号データ候補を前時刻の復号データ候補と同一の
行に格納できない場合は、状態遷移履歴１２ａを追加す
るＡＣＳ処理部１２と、ＡＣＳ処理部１２から出力され
た状態遷移履歴１２ａを格納するパスメモリ１３と、
復号データ候補の格納位置１２ｃを記憶する復号データ
格納位置メモリ１４と、復号データ候補１２ｂを記憶す
る復号データ格納位置メモリ１４と、ＡＣＳ処理部１２
から出力された更新されたパスメトリック１２ｄを記憶
するとともに記憶すパスメトリックをＡＣＳ処理部１２
へ与えるパスメトリックメモリ１６と、パスメトリック
メモリ１６に記憶されているパスメトリックから、現在
の時刻において最も尤もらしいパスを推定し、復号デー
タ格納位置メモリ１４の参照により得られるパスメモリ
１３中のエントリノードからパスメモリ１３中の状態遷
移履歴を溯れるトレースバック処理部１７と、から構成
されている。

【００５３】図１において、ブランチメトリック処理部
１１は、前時刻の状態から現時刻の状態へ至るすべての
パスについて、ブランチメトリックを算出し、ＡＣＳ処
理部１２に出力する。

【００５４】ＡＣＳ処理部１２は、ブランチメトリック
処理部１１で算出されたブランチメトリックと、パスメ
トリックメモリ１６に記憶されているパスメトリックよ
り、現時刻の各状態へ至るパスの中から、最も尤もらし
いパスを選択し、そのパスが選択された場合の復号デー
タ候補をデコードデータメモリ１５に、復号データ候補
の格納位置を復号データ格納位置メモリ１４に、更新さ
れたパスメトリックをパスメトリックメモリ１６に、ま
た、デコードデータメモリ１５に復号データ候補を前時
刻の復号データ候補と同一の行に格納できない場合は、
パスメモリ１３に状態遷移履歴の追加を行う。

【００５５】トレースバック処理部１７は、パスメトリ
ックメモリ１６に記憶されているパスメトリックから、
現在の時刻において最も尤もらしいパスを推定し、復号
データ格納位置メモリ１４を参照して得られるパスメモ
リ１３中のエントリノードからパスメモリ１３の状態遷
移履歴を溯る。これにより、復号データ候補の格納され
ているデコードデータメモリ１５中の位置が判明するの
で、デコードデータメモリ１５から復号データ候補を取
り出し出力する。

【００５６】図２は、パスメトリックメモリ１３の構成
を示す図である。図２に示すように、パスメトリックメ
モリ１６は、状態数ｍの要素を持つ一次元配列で構成さ
れ、各状態の生き残りパスのパスメトリックを格納して
おり、トレースバック処理部１７のトレースバック処理
時に参照される。パスメトリックは生き残りパスの尤も
らしさを表す値である。

【００５７】図３は、デコードデータメモリ１５の構成
を示す図である。図３に示すように、デコードデータメ
モリ１５は状態数ｍ×トレースバック長ｎの要素を持つ
二次元配列で構成される。デコードデータメモリ１５に
は各時刻の復号データ候補が格納される。トレースバッ
ク長はトレースバック処理時に溯るべき単位時間数を表
す。

【００５８】図４は、復号データ格納位置メモリ１４の
構成を示す図である。図４に示すように、復号データ格
納位置メモリ１４は状態数ｍの要素を持つ一次元配列で
構成される。復号データ格納位置メモリ１４は、前時刻
の復号データ候補を格納したデコードデータメモリ１５
中の行位置情報を格納している。また、復号データ格納
位置メモリ１４中の情報は、トレースバック処理開始時
に、パスメモリ１７のエントリノードを決定する際にも
用いられる。

【００５９】図５は、パスメモリ１３の構成を示す図で
ある。図５に示すように、パスメモリ１３は、復号デー
タ格納位置情報と、ノード作成時刻と、ポインタで構成
されるノードを連結したリストで構成される。パスメモ
リ１３を構成するノードは、トレースバック処理時に、
過去の時刻の復号データが格納されているデコードデー
タメモリ１５中の位置を得るために参照される。パスメ
モリ１３のポインタには、遷移元状態のパスメモリノー
ドへの実アドレスまたはオフセットアドレスが格納され
る。図５中ではポインタの示すノードを、矢印で表現し
ている。パスメモリ１３のリストの初期状態は、パスメ
モリのエントリノードのみで、他のノードはビタビ復号
の処理の中で適宜追加される。

【００６０】図６は、上述した各メモリの関連を示す図
である。復号データ格納位置メモリ１４には、前時刻の
復号データ候補を格納したデコードデータメモリ１５中
の行位置情報が格納され、復号データ格納処理時に参照
される。パスメトリックメモリ１６にはパスメトリック
値が格納され、トレースバック処理時に、パスメトリッ
ク値が最小の状態に対応するエントリノードを復号デー
タ格納位置メモリ１４から得る。また、パスメモリ１３
を構成する各ノードの復号データ格納位置にも復号デー
タ格納メモリ１４と同じ情報が格納される。

【００６１】つまり、復号データ格納メモリ１４は、デ
コードデータメモリ１５中の復号データの格納位置を示
すポインタの役割を果たしているといえる。

【００６２】図７は、本実施例のビタビ復号器１０の基
本動作を示すフローチャートである。図７に示すよう
に、本実施例のビタビ復号器１０は、時刻ｔｉの状態ｓ
ｉから次の時刻ｔｉ＋１の状態ｓｉ＋１へ遷移するとき
の、すべてのブランチメトリックを求め（ステップＳ１
００）、生き残りパスとブランチメトリックとを加算し
（ステップＳ１０１）、ステップＳ１０１で求めた和を
比較して、最小の生き残りパスとブランチとを選択する
（ステップＳ１０２）。

【００６３】以上が本実施例のビタビ復号器１０の基本
動作である。

【００６４】続いて、本実施例のビタビ復号器１０のト
レースバック処理の高速化装置の動作について図を参照
して説明する。

【００６５】なお、本実例のビタビ復号器１０のブラン
チメトリック処理、ＡＣＳ処理については、従来例の処
理と同様であるため説明は省略する。以下では、従来の
ビタビ復号器３０と本実施例のビタビ復号器１０で処理
の異なる復号データ候補の格納処理およびトレースバッ
ク処理について説明する。

【００６６】(１)復号データ候補の格納処理 復号データ候補の格納処理について、図１，図８〜図１
１を参照して説明する。

【００６７】ＡＣＳ処理により選択された生き残りパス
の、時刻ｔ［ｎ−１］から時刻ｔ［ｎ］の状態遷移よ
り、時刻ｔ［ｎ］における復号データ候補が推定でき
る。推定された復号データ候補は、デコードデータメモ
リ１５に格納されるが、この処理は、大きく２通りの場
合に分けられる。一つはパスメモリ１３へのノードの追
加を伴わない場合であり、もう一つはパスメモリ１３へ
のノードの追加を伴う場合である。復号データ候補の格
納処理は、まずパスメモリ１３へのノードの追加を伴わ
ない場合について行われ、その後でパスメモリ１３への
ノードの追加を伴う場合について処理される。以下で、
それぞれの場合の処理について順に説明する。

【００６８】(２)パスメモリ１３へのノードの追加を伴
わない場合（ステップＳ２００〜Ｓ２０４） 復号データ候補の格納を行う場合、まず、現状態の状態
が一つ選択される（ステップＳ２００）。次に、復号デ
ータ格納位置メモリ１４を参照し、選択した状態の遷移
元状態の復号データが格納されているデコードデータメ
モリ１５の行が調べられる（ステップＳ２０１）。デコ
ードデータメモリ１５の調べた行位置に既に現時刻の他
の状態の復号データが格納されている場合、パスメモリ
１３へのノードの追加を行う必要があるため、復号デー
タ候補の格納は保留される（ステップＳ２０２）。デコ
ードデータメモリ１５の該当行位置に、まだ、現時刻の
復号データ候補が格納されていない場合には、デコード
データメモリ１５の前時刻の復号データ候補が格納され
ている行に、現時刻の復号データ候補を格納する（ステ
ップＳ２０３）。一つの状態について復号データ候補の
格納（または、保留）が終わると、別の状態が選択さ
れ、すべての状態について処理が行われるまで、同様に
処理される（ステップＳ２０４）。保留された復号デー
タ候補の格納は、パスメモリ１３へのノードの追加を伴
わない復号データ候補の格納がすべて終了した後でまと
めて行われる。 時刻ｔ４に００を受信した例では、状
態ｓ０、状態ｓ１、状態ｓ２の復号データ候補がパスメ
モリ１３へのノードの追加を伴わない場合に相当する。

【００６９】時刻ｔ４の状態ｓ０の復号データ候補を格
納する場合、まず復号データ格納位置メモリ１４を参照
し、遷移元の状態である時刻ｔ３の状態ｓ０の復号デー
タ候補の格納位置を調べる。復号データ格納位置メモリ
１４の状態ｓ０に対応する位置には２が格納されている
ため、時刻ｔ３の状態ｓ０の復号データ候補は、デコー
ドデータメモリ１５の２行目に格納されていることがわ
かる。デコードデータメモリ１５の２行目には、まだ、
現時刻の復号データが格納されていないので、時刻ｔ４
の状態ｓ０の復号データ候補はデコードデータメモリ１
５の２行目に格納される。状態ｓ１、状態ｓ２の復号デ
ータ候補についても、状態ｓ０の復号データ候補と同様
に処理され、それぞれデコードデータメモリ１５の１行
目、０行目に格納される。復号データ候補格納後のデコ
ードデータメモリ１５の内容を図９に示す。

【００７０】(３)パスメモリへのノードの追加を伴う場
合（ステップＳ２０５〜Ｓ２０８） パスメモリ１３へのノードの追加を伴わないすべての場
合について、復号データ候補が格納されると、パスメモ
リ１３へのノードの追加を伴う場合の処理が始められ
る。まず、復号データ候補が格納されていない状態が一
つ選択される（ステップＳ２０５）。次に、デコードデ
ータメモリ１５から、まだ現時刻の復号データ候補が格
納されていない行が検索され、その行に現時刻の復号デ
ータ候補が格納される（ステップＳ２０６）。その後、
パスメモリ１３のノードを一つ作成し、作成したノード
の復号データ候補格納位置情報に、復号データを格納し
たデコードデータメモリ１５の行情報を、ノード作成時
刻格納位置に現時刻を格納する。また、作成したノード
をパスメモリ１３に追加するために、パスメモリ１３の
エントリノードのポインタに、作成したノードへのポイ
ンタが格納され、作成したノードのポインタには、遷移
元状態に対応するパスメモリ１３のエントリノードのポ
インタがコピーされる（ステップＳ２０７）。なお、各
状態に対応するパスメモリ１３のエントリノードは、デ
コードデータメモリ１５に、復号データ候補を格納した
際の行位置により決定される。復号データ候補の格納
は、格納が保留されていた復号データ候補をすべて格納
するまで繰り返される（ステップＳ１０８）。

【００７１】時刻ｔ４に００を受信した例では、時刻ｔ
４の状態ｓ３の遷移元の状態と時刻ｔ４の状態ｓ２の遷
移元の状態が同一の状態となっている（図２４参照）。
そのため、時刻ｔ４の状態ｓ２の復号データ候補が既に
デコードデータメモリ１５に格納されており、状態ｓ３
の復号データ候補は、遷移元状態の復号データ候補と同
一行に格納することができない。この場合、まず、デコ
ードデータメモリ１５を参照し、現時刻の復号データが
格納されていない行が検索される。この時点でデコード
データメモリ１５は図９のようになっており、３行目に
まだデータが格納されていないことがわかる。そのた
め、状態ｓ３の復号データ候補は、デコードデータメモ
リ１５の３行目に格納される。次に、パスメモリ１３の
ノードを作成し、復号データ格納位置に、復号データ候
補を格納した行である３を、ノード作成時刻に、現時刻
である時刻ｔ４を書き込む。また、状態ｓ３の復号デー
タを格納したデコードデータメモリ１５の行位置は３行
目であるので、状態ｓ３に対応するパスメモリ１３のエ
ントリノードも３行目となる。そのため、パスメモリ１
３の３行目のエントリノードのポインタに、作成したノ
ードへのポインタがコピーされる。状態ｓ３への遷移元
状態である状態ｓ１のパスメモリ１３のエントリノード
は、復号データ格納位置メモリ１６の参照により０行目
であることがわかるので、作成したノードのポインタに
は、０行目のパスメモリ１３のエントリノードのポイン
タの内容がコピーされる。これにより、作成ノードのパ
スメモリ１３への追加が完了する。ノード追加後のパス
メモリ１３は図１０のようになる。

【００７２】現時刻のすべての状態について復号データ
候補の格納処理が終わると、復号データ候補格納位置メ
モリ１４が更新される（ステップＳ１０８）。時刻ｔ４
に００を受信した例では、更新後の復号データ候補格納
位置メモリ１６は図１１のようになる。

【００７３】(４)トレースバック処理 トレースバック処理について、図１，図１２〜図１４を
参照して説明する。

【００７４】トレースバック処理は、現時刻における最
も尤もらしいパスをたどり、トレースバック長前の時刻
の復号データ候補を得る処理である。トレースバック処
理では、まず、パスメトリックメモリ１６を参照してパ
スメトリックが最小となるパスを持つ現時刻の状態を選
択する（ステップＳ３００）。次に、復号データ格納位
置メモリ１４を参照し、選択した状態に対応するパスメ
モリ１３のエントリノードを検索する（ステップＳ３０
１）。そして、得られたエントリノードから、パスメモ
リ１３のポインタがたどられる（ステップＳ３０２）。
パスメモリ１３のポインタは、ノード作成時刻がトレー
スバック長前の時刻よりも新しい（ ノード作成時刻 ＞
現時刻 − トレースバック長 ）限りたどられる（ステ
ップＳ３０３）。こうしてたどりついたノードの復号デ
ータ格納位置が、復元すべき復号データの格納されてい
る行であるので、デコードデータメモリ１５から、得ら
れた行位置、トレースバック長前の時刻の列の復号デー
タが読み出され（ステップＳ３０４）、ビタビ復号器１
０の出力として出力される（ステップＳ３０５）。

【００７５】例として、トレースバック長を１６、現時
刻を時刻ｔ１７とし、時刻ｔ１７までの処理により、図
１３に示すように、パスメトリックメモリ１６、デコー
ドデータメモリ１５、復号データ格納位置メモリ１４、
パスメモリ１３が構成されている場合を挙げる。まず、
パスメトリックメモリ１６の参照により、状態ｓ１のパ
スメトリックの値が０と最小であることがわかる。次
に、復号データ格納位置メモリ１４を参照し、状態ｓ１
に対応するのパスメモリ１３のエントリノード（１行
目)を得る。エントリノードが得られると、ノード作成
時刻がトレースバック長前の時刻である時刻ｔ１よりも
新しい間、ポインタがたどられる。この例では、５回ポ
インタをたどった先のノードの作成時刻が時刻ｔ０であ
るので、このノードまでポインタがたどられる。この時
たどられるパスメモリ１３のノードを図１３に示し、最
終的にたどったポインタのパスを図１４に示す。最終的
にたどりついたノードの復号データ格納位置には２が格
納されているので、復号すべきデータの格納位置が２行
目であることが判明する。そのため、デコードデータメ
モリ１５の２行目、時刻ｔ１に対応する位置より、復号
データ０が読み出され、ビタビ復号器１０の出力として
出力される。

【００７６】以上のように、本発明によれば、従来のト
レースバック処理では、トレースバック長だけポインタ
を溯る必要があったが、パスメモリ１７にノードが追加
されるのは、現時刻の複数の状態が、前時刻の同一の状
態から遷移した場合に限られるので、トレースバック時
に溯るべきポインタの数を削減して、トレースバック処
理の時間を短縮できる。

【００７７】また、従来では、状態数ｍ×トレースバッ
ク長ｎのメモリを必ず必要としていたが、本実施例で
は、復号データ候補を遷移元の前時刻の復号データと同
一の行に格納できない場合のみにパスメモリ１７にノー
ドを追加するので、パスメモリの構成に必要なメモリ容
量を削減できる。

【００７８】なお、上記において復号方式としてビタビ
復号方式を用いたが、代わりに遂次復号方式を用いても
よい。

【００７９】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
以下のような顕著な効果を奏する。

【００８０】（１）従来のトレースバック処理では、ト
レースバック長だけポインタを溯る必要があったが、パ
スメモリ１７にノードが追加されるのは、現時刻の複数
の状態が、前時刻の同一の状態から遷移した場合に限ら
れるため、トレースバック時に溯るべきポインタの数を
削減して、トレースバック処理の時間を短縮できる。

【００８１】溯るべきポインタの数は、受信データによ
って異なるが、その数は、１以上、トレースバック長ｎ
＋１以下となる。発明の実施の形態のトレースバック処
理で挙げた例でみると、トレースバック長が１６である
ので、従来方式では、１６回ポインタを溯る必要がある
が、本方式を用いると、パスメモリ１７のノードに格納
されたポインタを５回溯るだけで復号データを得ること
ができる。

【００８２】（２）従来では、状態数ｍ×トレースバッ
ク長ｎのメモリを必ず必要としていたが、本実施例で
は、復号データ候補を遷移元の前時刻の復号データと同
一の行に格納できない場合のみにパスメモリ１７にノー
ドを追加するため、パスメモリの構成に必要なメモリ容
量を削減できる。

【００８３】メモリ容量の削減が可能である。状態数４
のビタビ復号器では、単位時刻ごとに追加されるノード
数は最大でも２であるため、パスメモリ１７中のノード
の最大数はエントリノードを含めても、４＋２×トレー
スバック長ｎとなる。そのため、ノードの構成要素に復
号データ格納位置情報や、ノード作成時刻情報が加わる
ことを考えても、メモリ容量の削減が可能である。

【００８４】トレースバック長は一般に拘束長の５〜６
倍とされるため、拘束長３のビタビ復号器で１５〜１８
程度となる。トレースバック処理は１処理時間分のデー
タを復号する度に行われるため、この処理時間を短縮す
ることは全体の処理性能の向上に貢献する。特に、拘束
長の長いビタビ復号器では、トレースバック長も増加す
るため、トレースバック処理の処理時間短縮による効果
は大きい。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例の構成を示すブロック図であ
る。

【図２】パスメトリックメモリの構成を示す図である。

【図３】デコードデータメモリの構成を示す図である。

【図４】復号データ格納位置メモリの構成を示す図であ
る。

【図５】パスメモリの構成を示す図である。

【図６】各メモリの関連を示す図である。

【図７】本実施例のビタビ復号器の基本動作を示すフロ
ーチャートを示す図である。

【図８】復号データ格納処理のフローチャートを示す図
である。

【図９】復号データ格納処理終了後のデコードデータメ
モリを示す図である。

【図１０】復号データ格納処理終了後のパスメモリを示
す図である。

【図１１】復号データ格納処理終了後の復号データ格納
位置メモリを示す図である。

【図１２】トレースバック処理のフローチャートを示す
図である。

【図１３】トレースバック処理前のパスメトリックメモ
リ、デコードデータメモリ、復号データ格納位置メモ
リ、パスメモリの構成例を示す図である。

【図１４】図１３のパスメモリ中のトレースバック処理
でたどられるノードを示す図である。

【図１５】従来のビタビ復号器の構成例を示す図であ
る。

【図１６】畳み込み符号器の構成例を示す図である。

【図１７】図１６に示す畳み込み符号器における入出力
および状態遷移の対応表である。

【図１８】トレリス線図例を示す図である。

【図１９】具体例における生き残りパス、パスメトリッ
クメモリ、デコードデータメモリ、パスメモリの構成を
示す図である。。

【図２０】ブランチメトリック処理のフローチャートを
示す図である。

【図２１】トレリス線図例を示す図である。

【図２２】００受信後の各パスのブランチメトリックを
示す図である。

【図２３】ＡＣＳ処理のフローチャートを示す図であ
る。

【図２４】ＡＣＳ処理後の生き残りパス、パスメトリッ
クメモリを示す図である。

【図２５】復号データ格納処理のフローチャートを示す
図である。

【図２６】復号データ格納処理前のデコードデータメモ
リとパスメモリを示す図である。

【図２７】復号データ格納処理後のデコードデータメモ
リとパスメモリを示す図である。

【図２８】トレースバック処理を示すフローチャートで
ある。

【図２９】トレースバック処理前のパスメトリックメモ
リ、デコードデータメモリ、パスメモリの構成を示す図
である。

【図３０】図３０中のパスメモリ中のトレースバック処
理でたどられるポインタを示す図である。

【符号の説明】

１０，３０ ビタビ復号器 １１，３１ ブランチメトリック処理器 １２，３２ ＡＣＳ処理部 １２ａ，３２ａ パス １２ｂ，３２ｂ 復号データ候補 １２ｃ，３２ｃ 復号データの格納位置 １２ｄ，３２ｄ パスメトリック １３，３３ トレースバック処理部 １４，３４ パスメトリックメモリ １５，３５ デコードデータメモリ １６ 復号データ格納位置メモリ １７，３７ パスメモリ ２０ シフトレジスタ ２１ 排他的論理和

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) H03M 13/00 G06F 11/10 330 H04L 1/00

Claims (6)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 前時刻の状態から現状態に至るすべての
   パスについてブランチメトリックスを算出し出力するブ
   ランチメトリック処理部と、 前記ブランチメトリック処理部で算出されたブランチメ
   トリックおよびパスメトリックにより現時刻の各状態へ
   至るパスの中から最も尤もらしいパスを選択し、そのパ
   スが選択された場合の復号データ候補、復号データの格
   納位置、更新されたパスメトリックを出力し、状態遷移
   履歴を追加するＡＣＳ処理部と、 前記ＡＣＳ処理部から出力された状態遷移履歴を記憶す
   るパスメモリと、 前記ＡＣＳ処理部から出力された復号データの格納位置
   を記憶する復号データ格納位置メモリと、 前記ＡＣＳ処理部から出力された各時刻の復号データ候
   補を記録するデコードデータメモリと、 前記ＡＣＳ処理部から出力された更新されたパスメトリ
   ックを記憶するパスメトリックメモリと、 前記パスメトリックメモリに記憶されているパスメトリ
   ックから、現在の時刻において最も尤もらしいパスを推
   定し、前記復号データ格納位置メモリの参照により得ら
   れる前記パスメモリ中のエントリノードから前記パスメ
   モリ中の状態遷移履歴を溯れるトレースバック処理部
   と、を有し、前記トレースバック処理部は、前記パスメ
   トリックメモリを参照してパスメトリックが最小となる
   パスの現時刻の状態を選択し、続いて、前記復号データ
   格納位置メモリを参照し、選択した状態に対応する前記
   パスメモリのエントリノードを検索して得た該エントリ
   ノードから該パスメモリのポインタをたどることを特徴
   とするビタビ復号器のトレースバック処理の高速化装
   置。
2. 【請求項２】 請求項１に記載のビタビ復号器のトレー
   スバック処理の高速化装置において、 前記復号データ格納メモリは、状態数ｍの要素を持つ一
   次元配列で構成され、前時刻の復号データ候補を格納し
   た前記デコードデータメモリ中の行位置情報を格納し、
   前記デコードデータメモリに格納された復号データ候補
   の格納位置を指すポインタの役割を果たしていることを
   特徴とするビタビ復号器のトレースバック処理の高速化
   装置。
3. 【請求項３】 請求項１に記載のビタビ復号器のトレー
   スバック処理の高速化装置において、 前記パスメモリは、前記復号データ格納位置メモリ中の
   復号データ格納位置を示す復号データ格納位置情報と、
   前記デコードメモリに復号データが格納されるときに作
   成されるノードのノード作成時刻と、ポインタで構成さ
   れるノードを連結したリストから構成され、該復号デー
   タ格納位置は、前記復号データ格納位置メモリと同じ内
   容が格納されていることを特徴とするビタビ復号器のト
   レースバック処理の高速化装置。
4. 【請求項４】 請求項１または２に記載のビタビ復号器
   のトレースバック処理の高速化装置において、 前記パスメモリは、前時刻の同一状態から遷移する状態
   が複数ある場合にのみ、状態遷移履歴が追加されること
   を特徴とするビタビ復号器のトレースバック処理の高速
   化装置。
5. 【請求項５】 請求項１に記載のビタビ復号器のトレー
   スバック処理の高速化装置において、 前記デコードデータメモリは、状態数ｍ×トレースバッ
   ク長ｎの要素を持つ二次元配列で構成され、現時刻の復
   号データ候補は遷移元の状態の復号データ候補と同一の
   行に格納され、復号データ候補を前時刻の復号データ候
   補と同一の行に格納できない場合は、該復号データ候補
   を遷移先状態を持たない前時刻の復号データ候補と同一
   の列に格納し、前記パスメモリに遷移元状態へのポイン
   タを含む状態遷移履歴を追加することを特徴とするビタ
   ビ復号器のトレースバック処理の高速化装置。
6. 【請求項６】 請求項１に記載のビタビ復号器のトレー
   スバック処理の高速化装置の高速化方法であって、 パスメトリックメモリを参照してパスメトリックが最小
   となるパスの現時刻の状態を選択し、続いて、復号デー
   タ格納位置メモリを参照し、選択した状態に対応するパ
   スメモリのエントリノードを検索して得た該エントリノ
   ードから該パスメモリのポインタをたどることを特徴と
   するビタビ復号器のトレースバック処理の高速化装置の
   高速化方法。