JP3359912B1 - ターボインターリービング装置及び方法 - Google Patents
ターボインターリービング装置及び方法Info
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- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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- G11B2220/2537—Optical discs
- G11B2220/2562—DVDs [digital versatile discs]; Digital video discs; MMCDs; HDCDs
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Abstract
【要約】
２次元インターリービング方法において、フレームの入
力情報ビットを複数のグループに分割し、分割されたグ
ループを順次的にメモリに貯蔵するステップと、与えら
れたルールに従ってグループの情報ビットを置き換え、
最終グループの最終位置にある情報ビットを最終位置に
先立った位置にシフトするステップと、グループを予め
決定された順序に従って選択し、選択されたグループで
の情報ビットのうちの１つを選択するステップと、から
構成される。
力情報ビットを複数のグループに分割し、分割されたグ
ループを順次的にメモリに貯蔵するステップと、与えら
れたルールに従ってグループの情報ビットを置き換え、
最終グループの最終位置にある情報ビットを最終位置に
先立った位置にシフトするステップと、グループを予め
決定された順序に従って選択し、選択されたグループで
の情報ビットのうちの１つを選択するステップと、から
構成される。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、無線通信システム
(衛星、ＩＳＤＮ、digital cellular、Ｗ−ＣＤＭＡ、
及びＩＭＴ−２０００システム)で使用されるターボ符
号器(turbo encoder)に関し、特に、ターボ符号器の内
部インターリーバに関する。
(衛星、ＩＳＤＮ、digital cellular、Ｗ−ＣＤＭＡ、
及びＩＭＴ−２０００システム)で使用されるターボ符
号器(turbo encoder)に関し、特に、ターボ符号器の内
部インターリーバに関する。
【０００２】
【従来の技術】一般に、前記ターボ符号器で使用される
インターリーバは、入力情報語のアドレスをランダム化
(randomization)し、コードワードの距離性質(distance
property)を改善させる。特に、ＩＭＴ-２０００(また
はＣＤＭＡ-２０００)の付加チャンネル(supplemental
channel)(またはデータ伝送チャンネル(data transmiss
ion channel))、ＩＳ-９５Ｃエアインタフェース(air i
nterface)、及びＥＴＳＩ(European Telecommunication
Standards Institute)により提案されたＵＭＴＳ(Univ
ersal Mobile Telecommunication System)のデータチャ
ンネルでターボコードの使用が確定されていた。そこ
で、このためのインターリーバの具体的な実現方式が要
求された。また、本発明は、既存及び未来のディジタル
通信システムの性能向上に大いに影響を及ぼす誤り訂正
コードに関する。
インターリーバは、入力情報語のアドレスをランダム化
(randomization)し、コードワードの距離性質(distance
property)を改善させる。特に、ＩＭＴ-２０００(また
はＣＤＭＡ-２０００)の付加チャンネル(supplemental
channel)(またはデータ伝送チャンネル(data transmiss
ion channel))、ＩＳ-９５Ｃエアインタフェース(air i
nterface)、及びＥＴＳＩ(European Telecommunication
Standards Institute)により提案されたＵＭＴＳ(Univ
ersal Mobile Telecommunication System)のデータチャ
ンネルでターボコードの使用が確定されていた。そこ
で、このためのインターリーバの具体的な実現方式が要
求された。また、本発明は、既存及び未来のディジタル
通信システムの性能向上に大いに影響を及ぼす誤り訂正
コードに関する。
【０００３】ターボ符号器のための既存の内部インター
リーバ(以下、ターボインターリーバと称する。)として
は、ＰＮ（pseudo Noise）、ランダムインターリーバ(R
andom Interleaver)、ブロックインターリーバ(Block i
nterleaver)、非線形インターリーバ(non-linear inter
leaver)、及びＳ-ランダムインターリーバ(S-random in
terleaver)のような多様なインターリーバが提案され
た。しかし、これまで、そのようなインターリーバは、
実現よりも学問的な研究分野という観点で性能改善のた
めに設計された単純なアルゴリズムである。従って、実
際のシステムを実現するにあたって、ハードウェハ実現
の複雑度という面で再考が必要な方式である。
リーバ(以下、ターボインターリーバと称する。)として
は、ＰＮ（pseudo Noise）、ランダムインターリーバ(R
andom Interleaver)、ブロックインターリーバ(Block i
nterleaver)、非線形インターリーバ(non-linear inter
leaver)、及びＳ-ランダムインターリーバ(S-random in
terleaver)のような多様なインターリーバが提案され
た。しかし、これまで、そのようなインターリーバは、
実現よりも学問的な研究分野という観点で性能改善のた
めに設計された単純なアルゴリズムである。従って、実
際のシステムを実現するにあたって、ハードウェハ実現
の複雑度という面で再考が必要な方式である。
【０００４】以下、ターボ符号器のための従来のインタ
ーリーバに関連した性質及び問題を説明する。
ーリーバに関連した性質及び問題を説明する。
【０００５】ターボ符号器の性能は、内部インターリー
バの役割によって左右される。一般的に、入力フレーム
サイズ(例えば、１つのフレームに含まれた情報ビット
の数)は、ターボ符号器の効率性を向上させる。しか
し、インターリーバサイズの増加は、演算において幾何
学的な増加を発生させる。従って、一般的に大きいサイ
ズのフレームのためのインターリーバの実現が不可能で
ある。
バの役割によって左右される。一般的に、入力フレーム
サイズ(例えば、１つのフレームに含まれた情報ビット
の数)は、ターボ符号器の効率性を向上させる。しか
し、インターリーバサイズの増加は、演算において幾何
学的な増加を発生させる。従って、一般的に大きいサイ
ズのフレームのためのインターリーバの実現が不可能で
ある。
【０００６】その結果、一般的に、インターリーバは、
幾つかの所定な基準を満足させる条件を決定することに
より実現される。このような基準は次のようである。
幾つかの所定な基準を満足させる条件を決定することに
より実現される。このような基準は次のようである。
【０００７】距離性質(Distance Property)：隣接した
コードワードシンボル(code word symbol)間の距離をあ
る程度は保持すべきである。これは、畳み込み符号(Con
volutional code)のコードワードの距離性質と同一な機
能を有し、これを示す条件として、トレリス上で出力さ
れるコードシンボルシーケンス(またはコードワード経
路)のうち最小ハミングウエート(Hamming weight)を有
するコードワード経路またはコードワードシーケンスの
値である最小自由距離(minimum free distance)を使用
する。一般的に、可能であれば、インターリーバは、よ
り長い自由距離を有するように設計されることが望まし
い。
コードワードシンボル(code word symbol)間の距離をあ
る程度は保持すべきである。これは、畳み込み符号(Con
volutional code)のコードワードの距離性質と同一な機
能を有し、これを示す条件として、トレリス上で出力さ
れるコードシンボルシーケンス(またはコードワード経
路)のうち最小ハミングウエート(Hamming weight)を有
するコードワード経路またはコードワードシーケンスの
値である最小自由距離(minimum free distance)を使用
する。一般的に、可能であれば、インターリーバは、よ
り長い自由距離を有するように設計されることが望まし
い。
【０００８】ウエート性質(Weight Property)：ゼロで
はない情報語(Non-zero information word)に対応する
コードワードのウエートがどのくらい以上にならなけれ
ばならない。これは、畳み込み符号の最小距離(minimum
distance)性質と同一な役割を行うので、同一な条件で
ウエートが大きくなるように設計することが望ましい。
はない情報語(Non-zero information word)に対応する
コードワードのウエートがどのくらい以上にならなけれ
ばならない。これは、畳み込み符号の最小距離(minimum
distance)性質と同一な役割を行うので、同一な条件で
ウエートが大きくなるように設計することが望ましい。
【０００９】ランダム性質(Random Property)：インタ
ーリービング以前の元来の入力ワードシンボル(origina
l input word symbols)間の相関係数(correlation fact
or)に比べてインターリービング以後の出力ワードシン
ボル間の相関係数がかなり低くなければならない。すな
わち、出力ワードシンボル間のランダム化が完全に行わ
なければならない。これは、連続的な複号で発生する外
部情報(Extrinsic information)の品質(quality)に直接
的な影響を与える要因である。
ーリービング以前の元来の入力ワードシンボル(origina
l input word symbols)間の相関係数(correlation fact
or)に比べてインターリービング以後の出力ワードシン
ボル間の相関係数がかなり低くなければならない。すな
わち、出力ワードシンボル間のランダム化が完全に行わ
なければならない。これは、連続的な複号で発生する外
部情報(Extrinsic information)の品質(quality)に直接
的な影響を与える要因である。
【００１０】前記のような基準が一般的なターボインタ
ーリーバに適用されるとしても、インターリーバのサイ
ズが増加するほどその性質を明確に分析し難い。
ーリーバに適用されるとしても、インターリーバのサイ
ズが増加するほどその性質を明確に分析し難い。
【００１１】また、ターボインターリーバを設計すると
き発生する他の問題は、ターボコードの最小自由距離が
入力コードワードのタイプに従って変化することであ
る。すなわち、入力情報語が臨界情報シーケンスパター
ン(Critical Information Sequence Pattern；以下、Ｃ
ＩＳＰと略称する。)と定義された特定なシーケンスパ
ターンを有する場合、ターボ符号器から発生した出力コ
ードシンボルの自由距離はかなり小さい値を有する。前
記入力情報語がハミングウエート２を有する場合、前記
ＣＩＳＰは、入力情報語が２個の情報ビット’１’を有
する場合発生し、入力情報語が３個またはそれ以上の情
報ビット’１’を有する場合にも発生可能である。しか
し、多くの場合、情報ビット’１’の数が２個であると
き、最小自由距離が形成され、大部分の誤りイベントは
このような条件で発生する。従って、一般的に、ターボ
インターリーバの設計のとき、入力情報語がハミングウ
エート２を有する場合を分析する。ＣＩＳＰが存在する
理由は、ターボ符号器が図１(下記に詳細に説明され
る。)に示すような構成符号器(Component Encoder)とし
てＲＳＣ(Recursive Systematic Convolutional Codes)
符号器を一般的に使用するからである。ターボ符号器の
性能を向上させるために、前記構成符号器の生成多項式
(generator polynomial)のうち帰還多項式(feedback po
lynomial)(図１のｇｆ(x))で原始多項式(primitive pol
ynomial)を使用すべきである。従って、ＲＳＣ符号器の
メモリの数がｍである場合、前記帰還多項式によって発
生するフィードバックシーケンスは、２m-１の周期で同
一なパターンを反復する。従って、前記周期に該当する
瞬間に入力情報語’１’が入力されると、前記同一な情
報ビットは、排他的論理和(exclusive-OR)になり、結
局、ＲＳＣ符号器の状態はすべてゼロ状態(all-zero st
ate)になり、従って、すべて“０”の出力シンボルを発
生させる。これは、前記ＲＳＣ符号器により生成される
コードワードのハミングウエートは、このようなイベン
トの後、定数値(constant value)を有することを意味す
る。すなわち、ターボコードの自由距離は、この時点の
後一定に保持され、前記ＣＩＳＰはターボ符号器の自由
距離を減少させる主な原因になる。前述した事実からみ
て、より長い自由距離が要求される。
き発生する他の問題は、ターボコードの最小自由距離が
入力コードワードのタイプに従って変化することであ
る。すなわち、入力情報語が臨界情報シーケンスパター
ン(Critical Information Sequence Pattern；以下、Ｃ
ＩＳＰと略称する。)と定義された特定なシーケンスパ
ターンを有する場合、ターボ符号器から発生した出力コ
ードシンボルの自由距離はかなり小さい値を有する。前
記入力情報語がハミングウエート２を有する場合、前記
ＣＩＳＰは、入力情報語が２個の情報ビット’１’を有
する場合発生し、入力情報語が３個またはそれ以上の情
報ビット’１’を有する場合にも発生可能である。しか
し、多くの場合、情報ビット’１’の数が２個であると
き、最小自由距離が形成され、大部分の誤りイベントは
このような条件で発生する。従って、一般的に、ターボ
インターリーバの設計のとき、入力情報語がハミングウ
エート２を有する場合を分析する。ＣＩＳＰが存在する
理由は、ターボ符号器が図１(下記に詳細に説明され
る。)に示すような構成符号器(Component Encoder)とし
てＲＳＣ(Recursive Systematic Convolutional Codes)
符号器を一般的に使用するからである。ターボ符号器の
性能を向上させるために、前記構成符号器の生成多項式
(generator polynomial)のうち帰還多項式(feedback po
lynomial)(図１のｇｆ(x))で原始多項式(primitive pol
ynomial)を使用すべきである。従って、ＲＳＣ符号器の
メモリの数がｍである場合、前記帰還多項式によって発
生するフィードバックシーケンスは、２m-１の周期で同
一なパターンを反復する。従って、前記周期に該当する
瞬間に入力情報語’１’が入力されると、前記同一な情
報ビットは、排他的論理和(exclusive-OR)になり、結
局、ＲＳＣ符号器の状態はすべてゼロ状態(all-zero st
ate)になり、従って、すべて“０”の出力シンボルを発
生させる。これは、前記ＲＳＣ符号器により生成される
コードワードのハミングウエートは、このようなイベン
トの後、定数値(constant value)を有することを意味す
る。すなわち、ターボコードの自由距離は、この時点の
後一定に保持され、前記ＣＩＳＰはターボ符号器の自由
距離を減少させる主な原因になる。前述した事実からみ
て、より長い自由距離が要求される。
【００１２】自由距離を増加させるためのこのようなケ
ース(従来技術のターボインターリーバ)において、前記
ターボインターリーバは、他の構成ＲＳＣ符号器の出力
シンボルで自由距離の減少を防止するように、ＣＩＳＰ
入力情報語をランダムに分散させる。
ース(従来技術のターボインターリーバ)において、前記
ターボインターリーバは、他の構成ＲＳＣ符号器の出力
シンボルで自由距離の減少を防止するように、ＣＩＳＰ
入力情報語をランダムに分散させる。
【００１３】前述したような性質は、公知のターボイン
ターリーバの基本的な特性である。しかし、従来の問題
点は、前記ＣＩＳＰの場合、入力情報語がハミングウエ
ート２を有するとき、情報語が最小ハミングウエートを
有すると考えたということである。言い換えれば、ター
ボ符号器に入力される情報語がフレームで構成されるブ
ロックタイプを有する場合、入力情報語がハミングウエ
ート１（例えば、入力情報語が１つの情報ビット’１’
を有する場合）を有するとしても、ＣＩＳＰが発生する
という事実を見過ごした。
ターリーバの基本的な特性である。しかし、従来の問題
点は、前記ＣＩＳＰの場合、入力情報語がハミングウエ
ート２を有するとき、情報語が最小ハミングウエートを
有すると考えたということである。言い換えれば、ター
ボ符号器に入力される情報語がフレームで構成されるブ
ロックタイプを有する場合、入力情報語がハミングウエ
ート１（例えば、入力情報語が１つの情報ビット’１’
を有する場合）を有するとしても、ＣＩＳＰが発生する
という事実を見過ごした。
【００１４】例えば、現在ＵＭＴＳ標準により特定され
たターボコードインターリーバのウォーキングモデル(w
orking model)として指定されたプライムインターリー
バ(prime interleaver；以下、ＰＩＬと略称する。)
は、そのような問題点を示す。そこで、低級な自由距離
の性質を有するようになる。すなわち、モデルＰＩＬタ
ーボインターリーバの実現アルゴリズムは３ステージを
含む。そのうち、一番重要な役割を行う第２ステージ
は、各グループの情報ビットに関するランダムな置換え
(random permutation)を遂行する。前記第２ステージ
は、ケースＡ、ケースＢ、及びケースＣの３ケースに分
けられ、ケースＢの場合は、前記入力情報語がハミング
ウエート１を有するイベントのために自由距離を減少さ
せる場合をいつも含むようになる。また、ケースＣの場
合にもそのようなイベントが発生する可能性を含んでい
る。後でＰＩＬを参照して詳細な問題点を説明する。
たターボコードインターリーバのウォーキングモデル(w
orking model)として指定されたプライムインターリー
バ(prime interleaver；以下、ＰＩＬと略称する。)
は、そのような問題点を示す。そこで、低級な自由距離
の性質を有するようになる。すなわち、モデルＰＩＬタ
ーボインターリーバの実現アルゴリズムは３ステージを
含む。そのうち、一番重要な役割を行う第２ステージ
は、各グループの情報ビットに関するランダムな置換え
(random permutation)を遂行する。前記第２ステージ
は、ケースＡ、ケースＢ、及びケースＣの３ケースに分
けられ、ケースＢの場合は、前記入力情報語がハミング
ウエート１を有するイベントのために自由距離を減少さ
せる場合をいつも含むようになる。また、ケースＣの場
合にもそのようなイベントが発生する可能性を含んでい
る。後でＰＩＬを参照して詳細な問題点を説明する。
【００１５】結論的に、ＩＭＴ-２０００またはＵＭＴ
Ｓシステムにおいて、多様なインターリーバサイズが要
求され、そしてハードウェハ実現の複雑度が制限される
場合、前記ターボインターリーバは、制限を考えに入れ
ることにより、最適なインターリーバ性能が保証される
ように設計される。すなわち、要求されるインターリー
バは、前述のような性質を満足しながら、多様なインタ
ーリーバのサイズに対する均等な性能を保証できるよう
にしなければならない。最近、ＰＣＣＣ(Parallel Conc
atenated Convolutional codes)ターボインターリーバ
として幾つかのインターリーバタイプが提案され、ＬＣ
Ｓ(Linear Congruential Sequence)ターボインターリー
バは、ＩＭＴ-２０００(またはＣＤＭＡ-２０００)及び
ＩＳ-９５Ｃスペックでターボインターリーバとして暫
定的に決定された。しかし、このようなターボインター
リーバの多くが、ハミングウエート１を有するＣＳＩＰ
の問題を抱えており、このようなターボインターリーバ
の具体的な実現方式がまだ定義されていない。従って、
本発明は、ターボインターリーバの問題を解決するため
の方案及びターボインターリーバの実現のための新たな
方法を提案する。さらに、本発明は、ＵＭＴＳターボイ
ンターリーバのウォーキングアサンプション(working a
ssumption)であるＰＩＬインターリーバを例に挙げ、こ
のようなインターリーバの問題を解決するための方案を
提示する。
Ｓシステムにおいて、多様なインターリーバサイズが要
求され、そしてハードウェハ実現の複雑度が制限される
場合、前記ターボインターリーバは、制限を考えに入れ
ることにより、最適なインターリーバ性能が保証される
ように設計される。すなわち、要求されるインターリー
バは、前述のような性質を満足しながら、多様なインタ
ーリーバのサイズに対する均等な性能を保証できるよう
にしなければならない。最近、ＰＣＣＣ(Parallel Conc
atenated Convolutional codes)ターボインターリーバ
として幾つかのインターリーバタイプが提案され、ＬＣ
Ｓ(Linear Congruential Sequence)ターボインターリー
バは、ＩＭＴ-２０００(またはＣＤＭＡ-２０００)及び
ＩＳ-９５Ｃスペックでターボインターリーバとして暫
定的に決定された。しかし、このようなターボインター
リーバの多くが、ハミングウエート１を有するＣＳＩＰ
の問題を抱えており、このようなターボインターリーバ
の具体的な実現方式がまだ定義されていない。従って、
本発明は、ターボインターリーバの問題を解決するため
の方案及びターボインターリーバの実現のための新たな
方法を提案する。さらに、本発明は、ＵＭＴＳターボイ
ンターリーバのウォーキングアサンプション(working a
ssumption)であるＰＩＬインターリーバを例に挙げ、こ
のようなインターリーバの問題を解決するための方案を
提示する。
【００１６】要約すると、前記従来技術は次のような短
所を有する。
所を有する。
【００１７】(１) 前記ターボインターリーバは、フレ
ームサイズに制限される入力情報語のタイプに従ってＣ
ＩＳＰを決定するという事実を考慮せず、入力情報語が
ハミングウエート２であるＣＩＳＰに基づいて無限なフ
レームサイズを有するように設計された。しかし、実際
のシステムにおいて、フレームは有限なサイズを有し、
これにより、ターボコードの自由距離を減少させる。
ームサイズに制限される入力情報語のタイプに従ってＣ
ＩＳＰを決定するという事実を考慮せず、入力情報語が
ハミングウエート２であるＣＩＳＰに基づいて無限なフ
レームサイズを有するように設計された。しかし、実際
のシステムにおいて、フレームは有限なサイズを有し、
これにより、ターボコードの自由距離を減少させる。
【００１８】(２) 既存のターボインターリーバの設計
では、入力情報語がハミングウエート１を有するという
事実を考慮しなかった。言い換えれば、有限なフレーム
サイズに対して、前記ターボインターリーバのデザイン
ルールは、ＰＣＣＣターボ符号器で発生した最小自由距
離がハミングウエート１を有するＣＩＳＰにより決定さ
れるという事実を考慮して決定されなければならない。
しかし、既存のターボインターリーバでは、このような
事実を充分に考慮しなかった。
では、入力情報語がハミングウエート１を有するという
事実を考慮しなかった。言い換えれば、有限なフレーム
サイズに対して、前記ターボインターリーバのデザイン
ルールは、ＰＣＣＣターボ符号器で発生した最小自由距
離がハミングウエート１を有するＣＩＳＰにより決定さ
れるという事実を考慮して決定されなければならない。
しかし、既存のターボインターリーバでは、このような
事実を充分に考慮しなかった。
【００１９】(３) ＵＭＴＳスペックにより定義された
ターボコードインターリーバのウォーキングアサンプシ
ョンとして設計されたプライムインターリーバ(ＰＩＬ)
は、そのような問題を含む。従って、低級な自由距離の
性能を有する。
ターボコードインターリーバのウォーキングアサンプシ
ョンとして設計されたプライムインターリーバ(ＰＩＬ)
は、そのような問題を含む。従って、低級な自由距離の
性能を有する。
【００２０】
【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の目的
は、ターボインターリーバの性質及びＣＩＳＰの性質を
分析してターボインターリーバの性能が改善させられる
インターリービング装置及び方法を提供することにあ
る。
は、ターボインターリーバの性質及びＣＩＳＰの性質を
分析してターボインターリーバの性能が改善させられる
インターリービング装置及び方法を提供することにあ
る。
【００２１】本発明の他の目的は、ターボインターリー
バに入力される情報語がフレームで構成されるブロック
タイプを有する場合、入力情報語がハミングウエート１
を有する場合に対して、ターボコードの自由距離の性能
が向上させられるインターリービング装置及び方法を提
供することにある。
バに入力される情報語がフレームで構成されるブロック
タイプを有する場合、入力情報語がハミングウエート１
を有する場合に対して、ターボコードの自由距離の性能
が向上させられるインターリービング装置及び方法を提
供することにある。
【００２２】本発明のまた他の目的は、ＵＭＴＳスペッ
クに提案されているターボインターリーバであるプライ
ムインターリーバ(ＰＩＬ)で入力情報語がハミングウエ
ート１を有する場合、自由距離が減少する問題が解決で
きるインターリービング装置及び方法を提供することに
ある。
クに提案されているターボインターリーバであるプライ
ムインターリーバ(ＰＩＬ)で入力情報語がハミングウエ
ート１を有する場合、自由距離が減少する問題が解決で
きるインターリービング装置及び方法を提供することに
ある。
【００２３】
【課題を解決するための手段】前記のような目的を達成
するために、本発明は、２次元インターリービング方法
において、フレームの入力情報ビットを複数のグループ
に分割し、前記分割されたグループをメモリに順次的に
貯蔵するステップと、与えられたルールに従ってグルー
プの情報ビットを置き換え、最終グループの最終位置に
ある情報ビットを最終位置に先立った位置にシフトする
ステップと、前記グループを予め決定された順序に従っ
て選択し、前記選択されたグループでの情報ビットのう
ちの１つを選択するステップと、からなることを特徴と
する。
するために、本発明は、２次元インターリービング方法
において、フレームの入力情報ビットを複数のグループ
に分割し、前記分割されたグループをメモリに順次的に
貯蔵するステップと、与えられたルールに従ってグルー
プの情報ビットを置き換え、最終グループの最終位置に
ある情報ビットを最終位置に先立った位置にシフトする
ステップと、前記グループを予め決定された順序に従っ
て選択し、前記選択されたグループでの情報ビットのう
ちの１つを選択するステップと、からなることを特徴と
する。
【００２４】
【発明の実施の形態】以下、本発明に従う好適な実施形
態を添付図面を参照しつつ詳細に説明する。なお、関連
した公知機能又は構成に関する具体的な説明は、本発明
の要旨をぼやかさないようにするために省略するものと
する。
態を添付図面を参照しつつ詳細に説明する。なお、関連
した公知機能又は構成に関する具体的な説明は、本発明
の要旨をぼやかさないようにするために省略するものと
する。
【００２５】本発明の説明に先だって、既存のターボイ
ンターリーバ／デインターリーバで使用されたデザイン
基準のうちの１つである入力情報語がフレーム単位で処
理される場合発生する問題を提示し、ハミングウエート
１を有するＣＩＳＰが出力コードシンボルのハミングウ
エートに与える影響を分析する。次に、従来技術での問
題を解決するための方法を提案し、最小自由距離の分析
を通じて性能差異を検証する。
ンターリーバ／デインターリーバで使用されたデザイン
基準のうちの１つである入力情報語がフレーム単位で処
理される場合発生する問題を提示し、ハミングウエート
１を有するＣＩＳＰが出力コードシンボルのハミングウ
エートに与える影響を分析する。次に、従来技術での問
題を解決するための方法を提案し、最小自由距離の分析
を通じて性能差異を検証する。
【００２６】図１は、一般的な並列ターボ符号器の構造
を示すもので、１９９５年８月２９日付で登録された米
国特許第５，４４６，４７４号に詳細に開示されてい
る。本願明細書で参考にて掲載されている。
を示すもので、１９９５年８月２９日付で登録された米
国特許第５，４４６，４７４号に詳細に開示されてい
る。本願明細書で参考にて掲載されている。
【００２７】図１を参照すると、前記ターボ符号器は、
入力フレームデータを符号化するための第１構成符号器
１１１、前記入力フレームデータをインターリービング
するためのインターリーバ１１２、及び前記インターリ
ーバ１１２の出力を符号化するための第２構成符号器１
１３を含む。ここで、前記第１構成符号器１１１及び第
２構成符号器１１３は、知られたＲＳＣ(Recursive Sys
tematic convolutional)符号器を使用している。以下、
第１ＲＳＣ符号器１１１をＲＳＣ１と称し、第２ＲＳＣ
構成符号器１１３をＲＳＣ２と称する。さらに、前記イ
ンターリーバ１１２は、入力情報ビットフレームと同一
なサイズを有し、前記第２構成符号器１１３に提供され
た情報ビットのシーケンスを再び配列することにより、
情報ビット間の相関(correlation)を減少させる。
入力フレームデータを符号化するための第１構成符号器
１１１、前記入力フレームデータをインターリービング
するためのインターリーバ１１２、及び前記インターリ
ーバ１１２の出力を符号化するための第２構成符号器１
１３を含む。ここで、前記第１構成符号器１１１及び第
２構成符号器１１３は、知られたＲＳＣ(Recursive Sys
tematic convolutional)符号器を使用している。以下、
第１ＲＳＣ符号器１１１をＲＳＣ１と称し、第２ＲＳＣ
構成符号器１１３をＲＳＣ２と称する。さらに、前記イ
ンターリーバ１１２は、入力情報ビットフレームと同一
なサイズを有し、前記第２構成符号器１１３に提供され
た情報ビットのシーケンスを再び配列することにより、
情報ビット間の相関(correlation)を減少させる。
【００２８】図２及び図３は、一般的なインターリーバ
及びデインターリーバの基本構成をそれぞれ示す。
及びデインターリーバの基本構成をそれぞれ示す。
【００２９】図２を参照すると、前記第１構成符号器か
ら出力されるフレームデータをインターリービングする
ためのインターリーバが説明される。アドレス発生器２
１１は、入力フレームデータサイズＬ及び入力クロック
に従って入力データビットのシーケンスを換えるための
読出しアドレスを生成し、インターリーバメモリ２１２
に前記生成された読出しアドレスを提供する。前記イン
ターリーバメモリ２１２は、動作のライトモードで入力
データを順次的に貯蔵し、リード動作モードで前記アド
レス発生器２１１から提供された読出しアドレスに従っ
て貯蔵されたデータを出力する。カウンタ２１３は、入
力クロックをカウントし、前記インターリーバメモリ２
１２にクロックカウント値をライトアドレスとして提供
する。前述したように、前記インターリーバは、ライト
動作モードで前記インターリーバメモリ２１２に入力デ
ータを順次的に貯蔵し、リード動作モードで前記アドレ
ス発生器２１１から提供された読出しアドレスに従って
前記インターリーバメモリ２１２に貯蔵されたデータを
出力する。他の例で、ライト動作モードで入力データビ
ットのシーケンスを換えてインターリーバメモリに貯蔵
し、リード動作モードで貯蔵されたデータを順次的に読
み出す。
ら出力されるフレームデータをインターリービングする
ためのインターリーバが説明される。アドレス発生器２
１１は、入力フレームデータサイズＬ及び入力クロック
に従って入力データビットのシーケンスを換えるための
読出しアドレスを生成し、インターリーバメモリ２１２
に前記生成された読出しアドレスを提供する。前記イン
ターリーバメモリ２１２は、動作のライトモードで入力
データを順次的に貯蔵し、リード動作モードで前記アド
レス発生器２１１から提供された読出しアドレスに従っ
て貯蔵されたデータを出力する。カウンタ２１３は、入
力クロックをカウントし、前記インターリーバメモリ２
１２にクロックカウント値をライトアドレスとして提供
する。前述したように、前記インターリーバは、ライト
動作モードで前記インターリーバメモリ２１２に入力デ
ータを順次的に貯蔵し、リード動作モードで前記アドレ
ス発生器２１１から提供された読出しアドレスに従って
前記インターリーバメモリ２１２に貯蔵されたデータを
出力する。他の例で、ライト動作モードで入力データビ
ットのシーケンスを換えてインターリーバメモリに貯蔵
し、リード動作モードで貯蔵されたデータを順次的に読
み出す。
【００３０】図３を参照してデインターリーバの構成を
説明する。アドレス発生器３１１は、入力フレームデー
タサイズＬ及び入力クロックに従って、入力データビッ
トのシーケンスを元来のシーケンスに復元するための書
込みアドレスを生成し、デインターリーバメモリ３１２
に前記生成された書込みアドレスを提供する。前記デイ
ンターリーバメモリ３１２は、ライト動作モードで前記
アドレス発生器３１１から提供された書込みアドレスに
従って入力データを貯蔵する。そして、リード動作モー
ドで貯蔵されたデータを順次的に出力する。カウンタ３
１３は、入力クロックをカウントし、前記デインターリ
ーバメモリ３１２にクロックカウント値を読出しアドレ
スとして提供する。前述したように、前記デインターリ
ーバは、インターリーバと同一な構造を有するが、イン
ターリーバとは逆の動作過程で遂行される。前記デイン
ターリーバは、リード及びライトモードで入力データが
異なるシーケンスを有するという点で前記インターリー
バと違うだけである。従って、便宜上、以下インターリ
ーバを参照して説明する。
説明する。アドレス発生器３１１は、入力フレームデー
タサイズＬ及び入力クロックに従って、入力データビッ
トのシーケンスを元来のシーケンスに復元するための書
込みアドレスを生成し、デインターリーバメモリ３１２
に前記生成された書込みアドレスを提供する。前記デイ
ンターリーバメモリ３１２は、ライト動作モードで前記
アドレス発生器３１１から提供された書込みアドレスに
従って入力データを貯蔵する。そして、リード動作モー
ドで貯蔵されたデータを順次的に出力する。カウンタ３
１３は、入力クロックをカウントし、前記デインターリ
ーバメモリ３１２にクロックカウント値を読出しアドレ
スとして提供する。前述したように、前記デインターリ
ーバは、インターリーバと同一な構造を有するが、イン
ターリーバとは逆の動作過程で遂行される。前記デイン
ターリーバは、リード及びライトモードで入力データが
異なるシーケンスを有するという点で前記インターリー
バと違うだけである。従って、便宜上、以下インターリ
ーバを参照して説明する。
【００３１】一般的に、ターボコードは線形ブロックコ
ードであるので、入力情報語にゼロでない(non-zero)情
報語を付加することにより得られた新たな情報語は同一
なコードワードの分布性質を有する。従って、すべての
ゼロ(all-zero)情報語を基準にして性質を展開しても、
ゼロでない情報語を使用して決定された性能結果と常に
同一な性能を有するので、以下、入力情報語がすべてゼ
ロコードワードである場合を参照して説明する。すなわ
ち、入力情報語がすべてゼロビットを有し、任意の情報
ビットが‘１’であることを仮定して、ターボコードの
性能を分析する。
ードであるので、入力情報語にゼロでない(non-zero)情
報語を付加することにより得られた新たな情報語は同一
なコードワードの分布性質を有する。従って、すべての
ゼロ(all-zero)情報語を基準にして性質を展開しても、
ゼロでない情報語を使用して決定された性能結果と常に
同一な性能を有するので、以下、入力情報語がすべてゼ
ロコードワードである場合を参照して説明する。すなわ
ち、入力情報語がすべてゼロビットを有し、任意の情報
ビットが‘１’であることを仮定して、ターボコードの
性能を分析する。
【００３２】ターボ符号器の性能を向上させるために
は、前記構成符号器の生成多項式のうち帰還多項式で原
始多項式(primitive polynomial)を使用すべきである。
前記帰還多項式は、図１のＲＳＣ構成符号器１１１及び
１１３で帰還をなしているタッピング(tapping)を多項
式で表記することにより得られ、そして、前記フィード
バック多項式はｇｆ(ｘ)と定義される。図１では、ｇｆ
(ｘ)=１＋ｘ2＋ｘ3と定義される。すなわち、最高次数
はメモリの深さを表し、最も右の連結(connection)はｇ
ｆ(ｘ)の係数ｘ3が０または１であるかを決定する。従
って、ＲＳＣ符号器のメモリの数がｍである場合、前記
帰還多項式により発生したフィードバックシーケンス
は、２m-１の周期で同一なパターンを継続して反復す
る。そこで、入力情報語‘１’がこのような周期(例え
ば、ｍ=３に対して、入力情報語‘１００００００１’
が受信される場合)に該当する瞬間受信される場合、こ
の後、同一な情報ビットは排他的-ＯＲになり、結局、
ＲＳＣ符号器の状態はすべてゼロ状態となる。そこで、
すべて‘０’の出力シンボルが発生する。これは、ＲＳ
Ｃ符号器により生成されたコードワードのハミングウエ
ートがこのイベントの後１の定数値を有する。すなわ
ち、ターボコードの自由距離は、この時点の後一定に保
持され、ＣＩＳＰはターボコードの自由距離を減少させ
る主な原因になる。
は、前記構成符号器の生成多項式のうち帰還多項式で原
始多項式(primitive polynomial)を使用すべきである。
前記帰還多項式は、図１のＲＳＣ構成符号器１１１及び
１１３で帰還をなしているタッピング(tapping)を多項
式で表記することにより得られ、そして、前記フィード
バック多項式はｇｆ(ｘ)と定義される。図１では、ｇｆ
(ｘ)=１＋ｘ2＋ｘ3と定義される。すなわち、最高次数
はメモリの深さを表し、最も右の連結(connection)はｇ
ｆ(ｘ)の係数ｘ3が０または１であるかを決定する。従
って、ＲＳＣ符号器のメモリの数がｍである場合、前記
帰還多項式により発生したフィードバックシーケンス
は、２m-１の周期で同一なパターンを継続して反復す
る。そこで、入力情報語‘１’がこのような周期(例え
ば、ｍ=３に対して、入力情報語‘１００００００１’
が受信される場合)に該当する瞬間受信される場合、こ
の後、同一な情報ビットは排他的-ＯＲになり、結局、
ＲＳＣ符号器の状態はすべてゼロ状態となる。そこで、
すべて‘０’の出力シンボルが発生する。これは、ＲＳ
Ｃ符号器により生成されたコードワードのハミングウエ
ートがこのイベントの後１の定数値を有する。すなわ
ち、ターボコードの自由距離は、この時点の後一定に保
持され、ＣＩＳＰはターボコードの自由距離を減少させ
る主な原因になる。
【００３３】このような場合、自由距離を増加させるた
めに、前記ターボインターリーバは、ＣＩＳＰ入力情報
語をランダムに分散させ、他の構成ＲＳＣ符号器の出力
シンボルで自由距離の減少を防止するようにする。（表
１）において、ｇｆ(ｘ)=１＋ｘ2＋ｘ3から発生したフ
ィードバックシーケンスを示す。（表１）において、Ｘ
(ｔ)は、入力情報語のｔ時間で入力情報ビットを表す。
さらに、ｍ(ｔ)、ｍ(ｔ-１)、及びｍ(ｔ-２)はそれぞれ
ＲＳＣ符号器の３つのメモリ状態を表す。ここで、メモ
リの数が３つであるので、周期は２3-１=７となる。
めに、前記ターボインターリーバは、ＣＩＳＰ入力情報
語をランダムに分散させ、他の構成ＲＳＣ符号器の出力
シンボルで自由距離の減少を防止するようにする。（表
１）において、ｇｆ(ｘ)=１＋ｘ2＋ｘ3から発生したフ
ィードバックシーケンスを示す。（表１）において、Ｘ
(ｔ)は、入力情報語のｔ時間で入力情報ビットを表す。
さらに、ｍ(ｔ)、ｍ(ｔ-１)、及びｍ(ｔ-２)はそれぞれ
ＲＳＣ符号器の３つのメモリ状態を表す。ここで、メモ
リの数が３つであるので、周期は２3-１=７となる。
【００３４】
【表１】
【００３５】（表１）のように、ｔ=７の時点でＸ(ｔ)=
１であるとすれば、この後、ｍ(ｔ)、ｍ(ｔ-１)、及び
ｍ(ｔ-２)はすべてゼロ状態となる。従って、次の出力
シンボルのハミングウエートも常にゼロとなる。この場
合、ターボインターリーバが入力情報シーケンス‘１０
０００００１０００’をＲＳＣ２にそのまま伝達する
と、ｔ=７の時点の以後からの出力シンボルのハミング
ウエートは、同一な理由で、同一な帰還多項式を使用す
るＲＳＣ２でも変化しないことであろう。これは、ター
ボ符号器の全体の出力シンボルの自由距離を減少させる
結果をもたらす。これを防止するために、ターボインタ
ーリーバは、元来の入力情報シーケンス‘１０００００
０１０００’を異なるパターン(例えば、１１００００
０００のような情報ビット‘１’の位置を変更する。)
の入力情報シーケンスに変更させ、ＲＳＣ２にそのシー
ケンスを伝達する。従って、ＲＳＣ１でハミングウエー
トの増加が中断されるとしても、ＲＳＣ２でハミングウ
エートは連続して増加する。その結果、ターボ符号器の
全体の自由距離は増加する。これは、帰還多項式が、無
限インパルス応答(infinite impulse response；ＩＩ
Ｒ)フィルタのタイプで、１つの入力情報ビット‘１’
に対しても無限出力シンボル‘１’を継続して生成させ
るからである。下記（数式１）は、ターボ符号器のハミ
ングウエートまたは自由距離の観点から、前記ＲＳＣ１
とＲＳＣ２との関係を示す。
１であるとすれば、この後、ｍ(ｔ)、ｍ(ｔ-１)、及び
ｍ(ｔ-２)はすべてゼロ状態となる。従って、次の出力
シンボルのハミングウエートも常にゼロとなる。この場
合、ターボインターリーバが入力情報シーケンス‘１０
０００００１０００’をＲＳＣ２にそのまま伝達する
と、ｔ=７の時点の以後からの出力シンボルのハミング
ウエートは、同一な理由で、同一な帰還多項式を使用す
るＲＳＣ２でも変化しないことであろう。これは、ター
ボ符号器の全体の出力シンボルの自由距離を減少させる
結果をもたらす。これを防止するために、ターボインタ
ーリーバは、元来の入力情報シーケンス‘１０００００
０１０００’を異なるパターン(例えば、１１００００
０００のような情報ビット‘１’の位置を変更する。)
の入力情報シーケンスに変更させ、ＲＳＣ２にそのシー
ケンスを伝達する。従って、ＲＳＣ１でハミングウエー
トの増加が中断されるとしても、ＲＳＣ２でハミングウ
エートは連続して増加する。その結果、ターボ符号器の
全体の自由距離は増加する。これは、帰還多項式が、無
限インパルス応答(infinite impulse response；ＩＩ
Ｒ)フィルタのタイプで、１つの入力情報ビット‘１’
に対しても無限出力シンボル‘１’を継続して生成させ
るからである。下記（数式１）は、ターボ符号器のハミ
ングウエートまたは自由距離の観点から、前記ＲＳＣ１
とＲＳＣ２との関係を示す。
【００３６】（数式１） ＨＷ(出力コードシーケンス) = ＨＷ(ＲＳＣ１コードシーケンス) + ＨＷ(Ｒ ＳＣ２コードシーケンス) ここで、ＨＷはハミングウエートである。
【００３７】（数式１）からわかるように、ＲＳＣ１と
ＲＳＣ２とのハミングウエートのバランスがかなり重要
である。特に、ＲＳＣ符号器の無限インパルス応答の特
性を考慮する場合、入力情報語の最小ハミングウエート
がターボコードの最小自由距離を生成させる。一般的
に、前記のように、入力情報語がハミングウエート２を
有する場合、最小自由距離が提供される。
ＲＳＣ２とのハミングウエートのバランスがかなり重要
である。特に、ＲＳＣ符号器の無限インパルス応答の特
性を考慮する場合、入力情報語の最小ハミングウエート
がターボコードの最小自由距離を生成させる。一般的
に、前記のように、入力情報語がハミングウエート２を
有する場合、最小自由距離が提供される。
【００３８】しかし、前述したように、最小自由距離
は、入力情報語がハミングウエート２を有する場合だけ
ではなく、入力情報語がハミングウエート３，４，５，
…，を有する場合も発生する。これは、次のように、入
力情報語がフレーム単位の形態で受信される場合発生す
る。
は、入力情報語がハミングウエート２を有する場合だけ
ではなく、入力情報語がハミングウエート３，４，５，
…，を有する場合も発生する。これは、次のように、入
力情報語がフレーム単位の形態で受信される場合発生す
る。
【００３９】例えば、入力情報語の最終位置、すなわ
ち、フレームの最終位置にある情報ビットが‘１’であ
り、それ以外の情報ビットがすべて‘０’である場合、
入力情報語のハミングウエートは１になる。このような
場合、ＲＳＣ１から出力されるシンボル‘１’の数は、
かなり小さくなる。その理由は入力情報語がそれ以上存
在しないからである。もちろん、ゼロテールビット(zer
o-tail bits)を使用する場合、２つのシンボルが存在す
るが、これらは、ターボインターリービングされず独立
的に使用される。従って、ここでは、ウエートをやや増
加させることと見なされる。常に一定なウエートを付加
するので、これは、インターリーバの分析から除外され
る。この場合、（数式１）からわかるように、全体の自
由距離を増加させるためには、ＲＳＣ２が多数の出力シ
ンボル‘１’を生成させなければならない。
ち、フレームの最終位置にある情報ビットが‘１’であ
り、それ以外の情報ビットがすべて‘０’である場合、
入力情報語のハミングウエートは１になる。このような
場合、ＲＳＣ１から出力されるシンボル‘１’の数は、
かなり小さくなる。その理由は入力情報語がそれ以上存
在しないからである。もちろん、ゼロテールビット(zer
o-tail bits)を使用する場合、２つのシンボルが存在す
るが、これらは、ターボインターリービングされず独立
的に使用される。従って、ここでは、ウエートをやや増
加させることと見なされる。常に一定なウエートを付加
するので、これは、インターリーバの分析から除外され
る。この場合、（数式１）からわかるように、全体の自
由距離を増加させるためには、ＲＳＣ２が多数の出力シ
ンボル‘１’を生成させなければならない。
【００４０】以下、図４乃至図１０を参照して、従来技
術の問題点と問題点の解決策とを対比して詳細に説明す
る。
術の問題点と問題点の解決策とを対比して詳細に説明す
る。
【００４１】図４乃至図１０において、クロスハッチン
グ部分は、入力情報ビットが‘１’である位置を表し、
他の部分は、入力情報ビットが‘０’である位置を表
す。
グ部分は、入力情報ビットが‘１’である位置を表し、
他の部分は、入力情報ビットが‘０’である位置を表
す。
【００４２】図４に示すように、ターボインターリーバ
がインターリービングを行った後、ＲＳＣ１の元来のシ
ンボルが‘１’である入力情報語の位置をフレームの最
終位置にシフト(置換え)する場合、ＲＳＣ２から生成さ
れた出力シンボル‘１’の数はかなり小さくなる。この
場合、ＲＳＣ１及びＲＳＣ２が、（数式１）に従ってか
なり小さい数の出力シンボル‘１’を発生させるので、
全体の自由距離は急激に減少する。しかし、図５に示す
ように、ターボインターリーバがインターリービングを
行った後、ＲＳＣ１の元来のシンボルが‘１’である入
力情報語の位置を最初位置またはフレームの先頭位置に
近い位置にシフト(置換え)する場合、ＲＳＣ２から生成
された出力シンボル‘１’の数は増加するようになる。
これは、ＲＳＣ２符号器の状態遷移(Ｎ(インターリーバ
サイズ)-ｈ(‘１’の個数))を通じて多数のシンボル
‘１’が出力されるからである。この場合、ＲＳＣ２が
多数の出力シンボル‘１’を発生させる。それによっ
て、全体の自由距離を増加させる。
がインターリービングを行った後、ＲＳＣ１の元来のシ
ンボルが‘１’である入力情報語の位置をフレームの最
終位置にシフト(置換え)する場合、ＲＳＣ２から生成さ
れた出力シンボル‘１’の数はかなり小さくなる。この
場合、ＲＳＣ１及びＲＳＣ２が、（数式１）に従ってか
なり小さい数の出力シンボル‘１’を発生させるので、
全体の自由距離は急激に減少する。しかし、図５に示す
ように、ターボインターリーバがインターリービングを
行った後、ＲＳＣ１の元来のシンボルが‘１’である入
力情報語の位置を最初位置またはフレームの先頭位置に
近い位置にシフト(置換え)する場合、ＲＳＣ２から生成
された出力シンボル‘１’の数は増加するようになる。
これは、ＲＳＣ２符号器の状態遷移(Ｎ(インターリーバ
サイズ)-ｈ(‘１’の個数))を通じて多数のシンボル
‘１’が出力されるからである。この場合、ＲＳＣ２が
多数の出力シンボル‘１’を発生させる。それによっ
て、全体の自由距離を増加させる。
【００４３】図４に示すように、内部インターリーバが
フレームの最終位置にある入力情報ビット‘１’をフレ
ームの最終位置にシフトするとき発生する自由距離の減
少のみならず、図６に示すように、フレームの終端位置
にある２つの情報ビット‘１’中の１つがインターリー
ビングを行った後にもフレームの終端位置(または終端
位置に近い位置)にある場合、全体の自由距離が減少す
る。
フレームの最終位置にある入力情報ビット‘１’をフレ
ームの最終位置にシフトするとき発生する自由距離の減
少のみならず、図６に示すように、フレームの終端位置
にある２つの情報ビット‘１’中の１つがインターリー
ビングを行った後にもフレームの終端位置(または終端
位置に近い位置)にある場合、全体の自由距離が減少す
る。
【００４４】例えば、図６に示すように、内部インター
リーバがフレームモードで動作し、フレームの終端位置
にある２つのシンボルが‘１’であり、それ以外のシン
ボルがすべて‘０’である場合、入力情報語のハミング
ウエートは２である。この場合も、ＲＳＣ１から生成さ
れた出力シンボル‘１’の数がかなり小さくなる。その
理由は、入力情報ビットがそれ以上存在しないからであ
る。従って、（数式１）によって、全体の自由距離を増
加させるためには、ＲＳＣ２が多数の出力シンボル
‘１’を生成させなければならない。しかし、図６に示
すように、ターボインターリーバがインターリービング
を行った後にも、前記２つのシンボルの位置をフレーム
の終端位置(終端位置に近いどこか)にシフトする場合、
ＲＳＣ２はまた小さい数の出力シンボル‘１’を生成さ
せる。しかし、図７に示すように、ターボインターリー
バは、前記２つのシンボルの位置をフレームの先頭位置
(先頭位置に近いどこか)にシフトする場合、ＲＳＣ２は
多数のシンボル‘１’を生成させる。すなち、ＲＳＣ２
符号器は、(Ｎ-ｈ)状態遷移(Ｎはインターリーバサイ
ズ、ｈはシンボル‘１’の個数)を通じて多数のシンボ
ル‘１’を出力する。従って、この場合、前記ＲＳＣ２
は増加した数の出力シンボル‘１’を生成させ、それに
よって、全体の自由距離を増加させる。
リーバがフレームモードで動作し、フレームの終端位置
にある２つのシンボルが‘１’であり、それ以外のシン
ボルがすべて‘０’である場合、入力情報語のハミング
ウエートは２である。この場合も、ＲＳＣ１から生成さ
れた出力シンボル‘１’の数がかなり小さくなる。その
理由は、入力情報ビットがそれ以上存在しないからであ
る。従って、（数式１）によって、全体の自由距離を増
加させるためには、ＲＳＣ２が多数の出力シンボル
‘１’を生成させなければならない。しかし、図６に示
すように、ターボインターリーバがインターリービング
を行った後にも、前記２つのシンボルの位置をフレーム
の終端位置(終端位置に近いどこか)にシフトする場合、
ＲＳＣ２はまた小さい数の出力シンボル‘１’を生成さ
せる。しかし、図７に示すように、ターボインターリー
バは、前記２つのシンボルの位置をフレームの先頭位置
(先頭位置に近いどこか)にシフトする場合、ＲＳＣ２は
多数のシンボル‘１’を生成させる。すなち、ＲＳＣ２
符号器は、(Ｎ-ｈ)状態遷移(Ｎはインターリーバサイ
ズ、ｈはシンボル‘１’の個数)を通じて多数のシンボ
ル‘１’を出力する。従って、この場合、前記ＲＳＣ２
は増加した数の出力シンボル‘１’を生成させ、それに
よって、全体の自由距離を増加させる。
【００４５】このような原理は、図８に示すように、フ
レームモードで動作し、フレームの終端区間(または期
間)に多数の情報ビット‘１’が存在し、それ以外は、
すべて‘０’である場合へと拡張させられる。この場合
も、フレームの終端位置に存在する情報ビットをフレー
ムの先頭位置または先頭位置に近い位置にシフトするこ
とにより、全体の自由距離を増加させる。もちろん、タ
ーボコードが線形ブロックコードであるので、ゼロでは
ない情報語をそのような情報語に付加することにより得
られた新たな情報語は同一な性質を有する。従って、以
下、すべてのゼロ情報語に基づいて説明する。
レームモードで動作し、フレームの終端区間(または期
間)に多数の情報ビット‘１’が存在し、それ以外は、
すべて‘０’である場合へと拡張させられる。この場合
も、フレームの終端位置に存在する情報ビットをフレー
ムの先頭位置または先頭位置に近い位置にシフトするこ
とにより、全体の自由距離を増加させる。もちろん、タ
ーボコードが線形ブロックコードであるので、ゼロでは
ない情報語をそのような情報語に付加することにより得
られた新たな情報語は同一な性質を有する。従って、以
下、すべてのゼロ情報語に基づいて説明する。
【００４６】結論的に、ターボインターリーバの設計に
あたって、ランダム性質及び距離性質のみならず、次の
ような条件は、ターボ符号器の自由距離及びターボ復号
器の性能を保証するように満足されなければならない。
あたって、ランダム性質及び距離性質のみならず、次の
ような条件は、ターボ符号器の自由距離及びターボ復号
器の性能を保証するように満足されなければならない。
【００４７】条件１：すべてのターボインターリーバの
設計にあたって、ターボコードの自由距離を増加させる
ために、フレームの最終位置から特定な区間に該当する
情報ビットをインターリービングによりフレームの真っ
先の位置にシフトしなければならない。
設計にあたって、ターボコードの自由距離を増加させる
ために、フレームの最終位置から特定な区間に該当する
情報ビットをインターリービングによりフレームの真っ
先の位置にシフトしなければならない。
【００４８】条件２：ターボコードの自由距離を増加さ
せるために、フレームの最終位置に該当する情報ビット
はインターリービングにより最終位置に先立った位置
(可能であれば、フレームの先頭位置)にシフトされなけ
ればならない。
せるために、フレームの最終位置に該当する情報ビット
はインターリービングにより最終位置に先立った位置
(可能であれば、フレームの先頭位置)にシフトされなけ
ればならない。
【００４９】このような条件は、前述した１次元インタ
ーリーバのみならず、２次元ターボインターリーバ(２-
dimensional turbo interleaver)にも適用される。図４
乃至図８に示すように、前記１次元インターリーバは、
入力情報フレームを１つのグループと考えてインターリ
ービングを遂行する。前記２次元インターリーバは、入
力情報フレームを複数のグループに分割してインターリ
ービングを遂行する。図９は、２次元インターリービン
グにおいて、入力情報語がハミングウエート１を有する
場合を示す。
ーリーバのみならず、２次元ターボインターリーバ(２-
dimensional turbo interleaver)にも適用される。図４
乃至図８に示すように、前記１次元インターリーバは、
入力情報フレームを１つのグループと考えてインターリ
ービングを遂行する。前記２次元インターリーバは、入
力情報フレームを複数のグループに分割してインターリ
ービングを遂行する。図９は、２次元インターリービン
グにおいて、入力情報語がハミングウエート１を有する
場合を示す。
【００５０】示したように、入力情報ビットはそれぞれ
のグループ(行単位)に順次的に記録される。すなわち、
入力情報ビットがグループ(行単位)ｒ０，ｒ１，…，ｒ
(Ｒ-１)に順次的に記録される。それぞれのグループに
おいて、入力情報ビットは左側から右側へ順次的に記録
される。その後、ターボインターリービングアルゴリズ
ムは、Ｒ×Ｃ個のエレメント(すなわち、入力情報ビッ
ト)の位置をランダムに変更する。ここで、Ｒは行の数
を、Ｃは列の数または同等にグループに属した情報の数
を示す。この場合、最終グループの最終位置(または最
も右の位置)にある情報ビットは、可能であれば出力さ
れる間、真っ先の位置にあるように、ターボインターリ
ービングアルゴリズムを設計することが望ましい。もち
ろん、グループを選択する順序に従って、最終位置にあ
る入力情報ビットを該当するグループの真っ先の位置
(またはそれに近い位置)にシフトしなければならない。
さらに、条件１及び条件２は、２次元インターリーバの
みならず、ｋ次元ターボインターリーバ(ここで、ｋ＞
２)でも一般化させられる。
のグループ(行単位)に順次的に記録される。すなわち、
入力情報ビットがグループ(行単位)ｒ０，ｒ１，…，ｒ
(Ｒ-１)に順次的に記録される。それぞれのグループに
おいて、入力情報ビットは左側から右側へ順次的に記録
される。その後、ターボインターリービングアルゴリズ
ムは、Ｒ×Ｃ個のエレメント(すなわち、入力情報ビッ
ト)の位置をランダムに変更する。ここで、Ｒは行の数
を、Ｃは列の数または同等にグループに属した情報の数
を示す。この場合、最終グループの最終位置(または最
も右の位置)にある情報ビットは、可能であれば出力さ
れる間、真っ先の位置にあるように、ターボインターリ
ービングアルゴリズムを設計することが望ましい。もち
ろん、グループを選択する順序に従って、最終位置にあ
る入力情報ビットを該当するグループの真っ先の位置
(またはそれに近い位置)にシフトしなければならない。
さらに、条件１及び条件２は、２次元インターリーバの
みならず、ｋ次元ターボインターリーバ(ここで、ｋ＞
２)でも一般化させられる。
【００５１】図１０は、入力情報語が２以上のハミング
ウエートを有する場合を示す。示すように、最終グルー
プの最終位置にある情報ビットをインターリービングに
より最終グループの先頭位置にシフトさせる。もちろ
ん、具体的なシフト(またはインターリービング)ルール
は、特定なインターリーバに対するアルゴリズムに従っ
て決定される。本発明は、インターリービングルールの
決定においてかならず満足させるべき条件１及び条件２
に対して説明する。
ウエートを有する場合を示す。示すように、最終グルー
プの最終位置にある情報ビットをインターリービングに
より最終グループの先頭位置にシフトさせる。もちろ
ん、具体的なシフト(またはインターリービング)ルール
は、特定なインターリーバに対するアルゴリズムに従っ
て決定される。本発明は、インターリービングルールの
決定においてかならず満足させるべき条件１及び条件２
に対して説明する。
【００５２】次に、従来技術の問題点を有するＰＩＬイ
ンターリーバに対して説明し、前記ＰＩＬインターリー
バの問題点を解決するための具体的な方案に対して説明
する。
ンターリーバに対して説明し、前記ＰＩＬインターリー
バの問題点を解決するための具体的な方案に対して説明
する。
【００５３】第１ステージ (１) 入力情報ビットの数Ｋが４８１〜５３０である場
合Ｒ=１０であり、入力情報ビットの数Ｋが４８１〜５
３０である場合を除外したそれ以外である場合Ｒ=２０
になるように行数を決定する。 (２) ケース１がＣ=ｐ=５３(ここで、ｐは最小プライム
番号(minimum prime number)である。)であり、ケース
２が（i）、（ii）及び（iii）のステップを通じて列数
Ｃを決定する。 (i) ０=＜(ｐ＋１)-Ｋ／Ｒになるように最小プライム番
号ｐを探す。 (ii) (０=＜ｐ-Ｋ／Ｒ)である場合は(iii)に進行し、そ
れ以外の場合はＣ=ｐ＋１である。 (iii) (０=＜ｐ-１-Ｋ／Ｒ)である場合はＣ=ｐ-１、そ
れ以外の場合はＣ=ｐである。
合Ｒ=１０であり、入力情報ビットの数Ｋが４８１〜５
３０である場合を除外したそれ以外である場合Ｒ=２０
になるように行数を決定する。 (２) ケース１がＣ=ｐ=５３(ここで、ｐは最小プライム
番号(minimum prime number)である。)であり、ケース
２が（i）、（ii）及び（iii）のステップを通じて列数
Ｃを決定する。 (i) ０=＜(ｐ＋１)-Ｋ／Ｒになるように最小プライム番
号ｐを探す。 (ii) (０=＜ｐ-Ｋ／Ｒ)である場合は(iii)に進行し、そ
れ以外の場合はＣ=ｐ＋１である。 (iii) (０=＜ｐ-１-Ｋ／Ｒ)である場合はＣ=ｐ-１、そ
れ以外の場合はＣ=ｐである。
【００５４】第２ステージ ケースＢにおいて、暫定的にＵＭＴＳターボインターリ
ーバとして決定されたＰＩＬインターリーバのインター
リービングアルゴリズムの中、Ｃ=ｐ＋１の場合を説明
する。下記（数式２）において、Ｒはグループ(または
行)の数を表し、Ｒ=１０またはＲ=２０の値を有する。
さらに、Ｃは各グループのサイズを示し、Ｋ／Ｒ値に従
ってステップ１で決定されたＫ／Ｒに一番近いプライム
番号ｐにより決定される。ここで、Ｋは、フレームの実
際の入力情報ビットのサイズである。ケースＢにおい
て、常にＣ=ｐ＋１の値を有する。従って、ＰＩＬイン
ターリーバの実際のサイズはＲ×Ｃにより決定された値
になるが、これはＣより大きい。Ｃｊ(ｉ)はｉ番目のグ
ループに基づいてグループ内の入力情報ビットの位置を
ランダムに置き換えて得られた情報ビットの位置を表
す。ここで、ｉ=0,1,2,3，…，ｐである。さらに、Ｐｊ
はｊ番目の行ベクトルに与えられた初期化シード(seed)
値でアルゴリズムにより初期に与えられる。
ーバとして決定されたＰＩＬインターリーバのインター
リービングアルゴリズムの中、Ｃ=ｐ＋１の場合を説明
する。下記（数式２）において、Ｒはグループ(または
行)の数を表し、Ｒ=１０またはＲ=２０の値を有する。
さらに、Ｃは各グループのサイズを示し、Ｋ／Ｒ値に従
ってステップ１で決定されたＫ／Ｒに一番近いプライム
番号ｐにより決定される。ここで、Ｋは、フレームの実
際の入力情報ビットのサイズである。ケースＢにおい
て、常にＣ=ｐ＋１の値を有する。従って、ＰＩＬイン
ターリーバの実際のサイズはＲ×Ｃにより決定された値
になるが、これはＣより大きい。Ｃｊ(ｉ)はｉ番目のグ
ループに基づいてグループ内の入力情報ビットの位置を
ランダムに置き換えて得られた情報ビットの位置を表
す。ここで、ｉ=0,1,2,3，…，ｐである。さらに、Ｐｊ
はｊ番目の行ベクトルに与えられた初期化シード(seed)
値でアルゴリズムにより初期に与えられる。
【００５５】（数式２） Ｂ-１）ｇ０がプライムｐに基づいてフィールドのプリ
ミティブルートになるように、与えられたランダム初期
化常数テーブル(３ＧＰＰ ＴＳ ２５.２１２テーブル
２；プライムｐのテーブル及び関連されたプリミティブ
ルート)からプリミティブルートｇ０を選択する。 Ｂ-２）行ベクトルランダム化に使用するための基本シ
ーケンスＣ(ｉ)の構成は、次の式を用いて生成される。 C(i)=[g0 × C (i-1)] mod p,i=1,2,3,..,p-2, C(0)=1 Ｂ-３）g.c.d{ qj ,p-1} = 1, qj ＞ 6 and qj ＞ q
(j-1)になるように、最小プライム整数集合{qj, j=0,1,
2,... ,R-1}を選択する。ここで、g.c.dは最大共約数、
そしてｑ0=１である。 Ｂ-４）新たなプライム番号集合である{pj, j=0,1,2,
…,R-1}がpp(j) = qj になるように、{qj, j=0,1,2,…,
R-1}から計算される。ここで、j=0,1,…,R-1であり、p
(j)は、第３ステージに定義された行内の置換えパター
ン(inter-row permutation pattern)である。 Ｂ-５）ｊ番目にあるエレメントを次のような数式によ
り置き換える。 Cj(i)=C([i×pj] mod (p-1))， i=0,1,2,3,... ,p-2, Cj(p-1)=0 及び Cj(p)=p
ミティブルートになるように、与えられたランダム初期
化常数テーブル(３ＧＰＰ ＴＳ ２５.２１２テーブル
２；プライムｐのテーブル及び関連されたプリミティブ
ルート)からプリミティブルートｇ０を選択する。 Ｂ-２）行ベクトルランダム化に使用するための基本シ
ーケンスＣ(ｉ)の構成は、次の式を用いて生成される。 C(i)=[g0 × C (i-1)] mod p,i=1,2,3,..,p-2, C(0)=1 Ｂ-３）g.c.d{ qj ,p-1} = 1, qj ＞ 6 and qj ＞ q
(j-1)になるように、最小プライム整数集合{qj, j=0,1,
2,... ,R-1}を選択する。ここで、g.c.dは最大共約数、
そしてｑ0=１である。 Ｂ-４）新たなプライム番号集合である{pj, j=0,1,2,
…,R-1}がpp(j) = qj になるように、{qj, j=0,1,2,…,
R-1}から計算される。ここで、j=0,1,…,R-1であり、p
(j)は、第３ステージに定義された行内の置換えパター
ン(inter-row permutation pattern)である。 Ｂ-５）ｊ番目にあるエレメントを次のような数式によ
り置き換える。 Cj(i)=C([i×pj] mod (p-1))， i=0,1,2,3,... ,p-2, Cj(p-1)=0 及び Cj(p)=p
【００５６】第３ステージ 次の(p(j), j=0,1,2,…,R-1)パターンに基づいて行の置
き換えを遂行する。ここで、p(j)は、ｊ番目の置き換え
られた行の元の行の位置である。このようなパターンの
使用は次のようである。入力情報ビットＫの数が３２０
〜４８０ビットである場合、グループ選択パターンｐA
を遂行し、入力情報ビットＫの数が４８１〜５３０ビッ
トである場合、グループ選択パターンｐCを遂行し、入
力情報ビットＫの数が５３１〜２２８０ビットである場
合、グループ選択パターンｐAを遂行し、入力情報ビッ
トＫの数が２２８１〜２４８０ビットである場合、グル
ープ選択パターンｐBを遂行し、入力情報ビットＫの数
が２４８１〜３１６０ビットである場合、グループ選択
パターンｐAを遂行し、入力情報ビットＫの数が３１６
１〜３２１０ビットである場合、グループ選択パターン
ｐBを遂行する。そして、入力情報ビットＫの数が３２
１１〜５１１４ビットである場合、グループ選択パター
ンｐAを遂行する。前記グループ選択パターンは次のよ
うである。 R=20である場合、pA：｛19, 9, 14, 40, 2, 5, 7, 12,
18, 10, 8, 13, 17, 3, 1, 16, 6, 15, 11} R=20である場合、pB: {19, 9, 14, 40, 2, 5, 7, 12, 1
8, 16, 13, 17, 15, 3, 6, 1, 11, 8, 10} R=10である場合、pC：{9,8,7,6,5,4,3,2,1,0}
き換えを遂行する。ここで、p(j)は、ｊ番目の置き換え
られた行の元の行の位置である。このようなパターンの
使用は次のようである。入力情報ビットＫの数が３２０
〜４８０ビットである場合、グループ選択パターンｐA
を遂行し、入力情報ビットＫの数が４８１〜５３０ビッ
トである場合、グループ選択パターンｐCを遂行し、入
力情報ビットＫの数が５３１〜２２８０ビットである場
合、グループ選択パターンｐAを遂行し、入力情報ビッ
トＫの数が２２８１〜２４８０ビットである場合、グル
ープ選択パターンｐBを遂行し、入力情報ビットＫの数
が２４８１〜３１６０ビットである場合、グループ選択
パターンｐAを遂行し、入力情報ビットＫの数が３１６
１〜３２１０ビットである場合、グループ選択パターン
ｐBを遂行する。そして、入力情報ビットＫの数が３２
１１〜５１１４ビットである場合、グループ選択パター
ンｐAを遂行する。前記グループ選択パターンは次のよ
うである。 R=20である場合、pA：｛19, 9, 14, 40, 2, 5, 7, 12,
18, 10, 8, 13, 17, 3, 1, 16, 6, 15, 11} R=20である場合、pB: {19, 9, 14, 40, 2, 5, 7, 12, 1
8, 16, 13, 17, 15, 3, 6, 1, 11, 8, 10} R=10である場合、pC：{9,8,7,6,5,4,3,2,1,0}
【００５７】ここで、B-５)の最終動作がＣj(ｐ)=ｐと
定義されることに注目すべきである。すなわち、これ
は、インターリービング以前の入力情報ビットの位置が
ｐである場合、ＰＩＬインターリービングされた以後も
前記入力情報ビットの位置がそのままｐに保持されるこ
とを意味する。従って、最終グループ(j=19)の場合、最
終位置にある情報ビットＣR-1(Ｐ)=Ｃ19(ｐ)は、そのま
ま１９番目グループの最終位置であるｉ=Ｐの同一な位
置を保持するようになる。従って、前記ターボインター
リーバをデザインするための条件２を満足しない。
定義されることに注目すべきである。すなわち、これ
は、インターリービング以前の入力情報ビットの位置が
ｐである場合、ＰＩＬインターリービングされた以後も
前記入力情報ビットの位置がそのままｐに保持されるこ
とを意味する。従って、最終グループ(j=19)の場合、最
終位置にある情報ビットＣR-1(Ｐ)=Ｃ19(ｐ)は、そのま
ま１９番目グループの最終位置であるｉ=Ｐの同一な位
置を保持するようになる。従って、前記ターボインター
リーバをデザインするための条件２を満足しない。
【００５８】すなわち、前記ＰＩＬインターリーバの有
する問題点を解決するために、前記アルゴリズムステッ
プＢ-５)を次のように修正する。本発明は、Ｂ-５-１)
〜Ｂ-５-６)の６つの方法に対して説明し、これらのう
ちの例として、最適の性能は前記ターボインターリーバ
の特徴を考えてシミュレーションを通じて決定される。
する問題点を解決するために、前記アルゴリズムステッ
プＢ-５)を次のように修正する。本発明は、Ｂ-５-１)
〜Ｂ-５-６)の６つの方法に対して説明し、これらのう
ちの例として、最適の性能は前記ターボインターリーバ
の特徴を考えてシミュレーションを通じて決定される。
【００５９】次の６つの方法のうちの１つが選択され
る。 Ｂ-５-１）ＣR-1(０)とＣR-1(ｐ)との位置を相互交換す
る。Ｒ=１０または２０ Ｂ-５-２）ＣR-1(ｐ-１)とＣR-1(ｐ)との位置を相互交
換する。Ｒ=１０または２０ Ｂ-５-３）すべてのｊに対して、Ｃj(０)とＣj(ｐ)との
位置を相互交換する。 ｊ=０,１,２，…,Ｒ-１ Ｂ-５-４）すべてのｊに対して、Ｃj(ｐ-１)とＣj(ｐ)
との位置を相互交換する。ｊ=０,１,２，…,Ｒ-１ Ｂ-５-５）すべてのｊに対して、使用されるインターリ
ービングアルゴリズムに最適な交換位置ｋを探して、Ｃ
j(ｋ)とＣj(ｐ)との位置を相互交換する。 Ｂ-５-６）Ｒ-１番目の行に対して、使用されるインタ
ーリービングアルゴリズムに最適な交換位置ｋを探し
て、ＣR-1(ｋ)とＣR-1(ｐ)との位置を相互交換する。
る。 Ｂ-５-１）ＣR-1(０)とＣR-1(ｐ)との位置を相互交換す
る。Ｒ=１０または２０ Ｂ-５-２）ＣR-1(ｐ-１)とＣR-1(ｐ)との位置を相互交
換する。Ｒ=１０または２０ Ｂ-５-３）すべてのｊに対して、Ｃj(０)とＣj(ｐ)との
位置を相互交換する。 ｊ=０,１,２，…,Ｒ-１ Ｂ-５-４）すべてのｊに対して、Ｃj(ｐ-１)とＣj(ｐ)
との位置を相互交換する。ｊ=０,１,２，…,Ｒ-１ Ｂ-５-５）すべてのｊに対して、使用されるインターリ
ービングアルゴリズムに最適な交換位置ｋを探して、Ｃ
j(ｋ)とＣj(ｐ)との位置を相互交換する。 Ｂ-５-６）Ｒ-１番目の行に対して、使用されるインタ
ーリービングアルゴリズムに最適な交換位置ｋを探し
て、ＣR-1(ｋ)とＣR-1(ｐ)との位置を相互交換する。
【００６０】図１１及び図１２は、本発明の実施形態に
従うブロック図及びフローチャートをそれぞれ示す。
従うブロック図及びフローチャートをそれぞれ示す。
【００６１】図１１を参照すると、行ベクトル置換えブ
ロック(または、行ベクトル置換えインデックス発生器)
９１２は、行カウンタ９１１のカウンティングに従って
行ベクトルを選択するためのインデックスを生成して、
アドレスバッファ９１８の上位アドレスバッファへ提供
する。入力情報語が複数のグループに分割される場合、
前記行ベクトル置換えブロック９１２は、順次的にまた
はランダムに選択するためのグループ選択器である。列
ベクトル置換えブロック(column vector' s elements p
ermutation index generator)９１４は、修正されたＰ
ＩＬアルゴリズム９１５を参照して、列カウンタ９１３
のカウンティングに従って該当行ベクトル(またはグル
ープ)でエレメントの位置を置き換えるインデックスを
生成し、前記生成されたインデックスを前記アドレスバ
ッファ９１８の下位アドレスバッファへ提供する。前記
列ベクトル置換えブロック９１４は、与えられたルール
に従って、入力順序により順次的に貯蔵されたグループ
内の情報ビットの位置を置き換えるランダマイザーであ
る。ＲＡＭ(Random Access Memory)９１７は、プログラ
ムの遂行中に発生した一時的なデータを貯蔵する。ルッ
クアップテーブル９１６は、インターリービングのため
のパラメータ及びプリミティブルートを貯蔵する。行置
換え及び列置換えによって得られたアドレス(例えば、
アドレスバッファ９１８に貯蔵されたアドレス)は、イ
ンターリービングのためのアドレスとして使用される。
ロック(または、行ベクトル置換えインデックス発生器)
９１２は、行カウンタ９１１のカウンティングに従って
行ベクトルを選択するためのインデックスを生成して、
アドレスバッファ９１８の上位アドレスバッファへ提供
する。入力情報語が複数のグループに分割される場合、
前記行ベクトル置換えブロック９１２は、順次的にまた
はランダムに選択するためのグループ選択器である。列
ベクトル置換えブロック(column vector' s elements p
ermutation index generator)９１４は、修正されたＰ
ＩＬアルゴリズム９１５を参照して、列カウンタ９１３
のカウンティングに従って該当行ベクトル(またはグル
ープ)でエレメントの位置を置き換えるインデックスを
生成し、前記生成されたインデックスを前記アドレスバ
ッファ９１８の下位アドレスバッファへ提供する。前記
列ベクトル置換えブロック９１４は、与えられたルール
に従って、入力順序により順次的に貯蔵されたグループ
内の情報ビットの位置を置き換えるランダマイザーであ
る。ＲＡＭ(Random Access Memory)９１７は、プログラ
ムの遂行中に発生した一時的なデータを貯蔵する。ルッ
クアップテーブル９１６は、インターリービングのため
のパラメータ及びプリミティブルートを貯蔵する。行置
換え及び列置換えによって得られたアドレス(例えば、
アドレスバッファ９１８に貯蔵されたアドレス)は、イ
ンターリービングのためのアドレスとして使用される。
【００６２】図１２は、前記修正されたＰＩＬアルゴリ
ズムのフローチャートである。以下、ＰＩＬアルゴリズ
ムで第２ステージのＣＡＳＥ-Ｂについて説明する。図
１２を参照すると、まず、ステップ１０１１で与えられ
たランダム初期化常数テーブルからプリミティブルート
ｇ０を選択する。その後、ステップ１０１３で、次の数
式を使用してグループのエレメント(または情報ビット)
をランダム化するための基本シーケンスＣ(ｉ)を生成す
る。
ズムのフローチャートである。以下、ＰＩＬアルゴリズ
ムで第２ステージのＣＡＳＥ-Ｂについて説明する。図
１２を参照すると、まず、ステップ１０１１で与えられ
たランダム初期化常数テーブルからプリミティブルート
ｇ０を選択する。その後、ステップ１０１３で、次の数
式を使用してグループのエレメント(または情報ビット)
をランダム化するための基本シーケンスＣ(ｉ)を生成す
る。
【００６３】C(i)=[g0×C(i-1)]mod p, i=1,2,3,...,p-
2, C(0)=1
2, C(0)=1
【００６４】この後、ステップ１０１５で、前記アルゴ
リズムにより与えられた最小プライム番号集合{qj, j=
0,1,2,..,R-1} を計算する。そして、ステップ１０１７
で、前記計算された最小プライム番号集合からプライム
番号集合{pj,j=0,1,2,...,R-1}を計算する。次に、ステ
ップ１０１９で、ｊ番目のグループのエレメントを次の
ような方式によってランダム化する。
リズムにより与えられた最小プライム番号集合{qj, j=
0,1,2,..,R-1} を計算する。そして、ステップ１０１７
で、前記計算された最小プライム番号集合からプライム
番号集合{pj,j=0,1,2,...,R-1}を計算する。次に、ステ
ップ１０１９で、ｊ番目のグループのエレメントを次の
ような方式によってランダム化する。
【００６５】Cj(i)=c([i×pj] mod (p-1), i=0,1,2,
3,...,p-2, Cj(p-1)=0
3,...,p-2, Cj(p-1)=0
【００６６】ここで、前記グループのエレメントをラン
ダム化すると同時に、ターボ符号器の最小自由距離を増
加させるために、前記Ｂ-５-1)乃至Ｂ-５-６)のうちの
一つを選択して、フレームの最終位置にある情報ビット
をインターリービング後他の位置に置換え(またはシフ
ト)られるようにする。
ダム化すると同時に、ターボ符号器の最小自由距離を増
加させるために、前記Ｂ-５-1)乃至Ｂ-５-６)のうちの
一つを選択して、フレームの最終位置にある情報ビット
をインターリービング後他の位置に置換え(またはシフ
ト)られるようにする。
【００６７】ここで、Ｂ-５-１)は、最終グループで最
初位置にある情報ビットと最終位置にある情報ビットと
を相互交換することを意味する。Ｂ-５-２)は、最終グ
ループで最終２つの情報ビットの位置を相互交換するこ
とを意味する。Ｂ-５-３)は、すべてのグループに対し
て、最終位置にある情報ビットと先頭位置にある情報ビ
ットとを相互交換することを意味する。Ｂ-５-４)は、
すべてのグループに対して、最終２つの情報ビットの位
置を交換することを意味する。また、Ｂ-５-５）は、す
べてのグループに対して、与えられたインターリービン
グルールのための最適の位置ｋを探して、各行の最終位
置にある情報ビットと前記位置ｋにある情報ビットとを
交換することを意味する。Ｂ-５-６)は、最終グループ
に対して、与えられたインターリービングルールのため
の最適の位置ｋを探して、最終位置にある情報ビットと
前記位置ｋにある情報ビットとを交換することを意味す
る。
初位置にある情報ビットと最終位置にある情報ビットと
を相互交換することを意味する。Ｂ-５-２)は、最終グ
ループで最終２つの情報ビットの位置を相互交換するこ
とを意味する。Ｂ-５-３)は、すべてのグループに対し
て、最終位置にある情報ビットと先頭位置にある情報ビ
ットとを相互交換することを意味する。Ｂ-５-４)は、
すべてのグループに対して、最終２つの情報ビットの位
置を交換することを意味する。また、Ｂ-５-５）は、す
べてのグループに対して、与えられたインターリービン
グルールのための最適の位置ｋを探して、各行の最終位
置にある情報ビットと前記位置ｋにある情報ビットとを
交換することを意味する。Ｂ-５-６)は、最終グループ
に対して、与えられたインターリービングルールのため
の最適の位置ｋを探して、最終位置にある情報ビットと
前記位置ｋにある情報ビットとを交換することを意味す
る。
【００６８】前記のように、ＰＩＬインターリーバに修
正されたアルゴリズムを適用することにより、ターボ符
号器の自由距離の減少が防止できる。下記（表２）は、
修正の前のＰＩＬインターリーバのウエートスペクトル
(weight spectrum)を示し、下記（表３）は、修正の後
のＰＩＬインターリーバのウエートスペクトル(weight
spectrum)を示す。
正されたアルゴリズムを適用することにより、ターボ符
号器の自由距離の減少が防止できる。下記（表２）は、
修正の前のＰＩＬインターリーバのウエートスペクトル
(weight spectrum)を示し、下記（表３）は、修正の後
のＰＩＬインターリーバのウエートスペクトル(weight
spectrum)を示す。
【００６９】（表２）及び（表３）において、Ｋは、入
力情報フレームのサイズを示し、Ｄｆrｅｅ(１)は、入
力情報語がハミングウエート１を有する場合のＣＩＳＰ
で計算された自由距離を示し、そして、Ｄｆrｅｅ(２)
は、入力情報語がハミングウエート２を有する場合のＣ
ＩＳＰで計算された自由距離を示す。例えば、Ｋ=６０
０に対して、元来のＰＩＬインターリーバのＤｆｒｅｅ
(１)は、（表２）において２５/３９/４９/５３/５７/
…で表され、これは、最小自由距離が２５であり、次の
最初自由距離が３９であることを意味する。同様に、Ｄ
ｆｒｅｅ(２)が３８/３８/４２/…であるということ
は、最小自由距離が３８であることを意味する。従っ
て、最小自由距離は、ハミングウエート１を有する場合
のＣＩＳＰによる自由距離に従って決定されることが分
かる。前記ハミングウエート１である場合のＣＩＳＰに
よる自由距離の減少を防止するために、本発明は、この
ような例においてＢ-５-１)方法を使用する。すなわ
ち、ハミングウエート１を有するＣＩＳＰを除去するこ
とによってＤｆｒｅｅ(１)を改善する。
力情報フレームのサイズを示し、Ｄｆrｅｅ(１)は、入
力情報語がハミングウエート１を有する場合のＣＩＳＰ
で計算された自由距離を示し、そして、Ｄｆrｅｅ(２)
は、入力情報語がハミングウエート２を有する場合のＣ
ＩＳＰで計算された自由距離を示す。例えば、Ｋ=６０
０に対して、元来のＰＩＬインターリーバのＤｆｒｅｅ
(１)は、（表２）において２５/３９/４９/５３/５７/
…で表され、これは、最小自由距離が２５であり、次の
最初自由距離が３９であることを意味する。同様に、Ｄ
ｆｒｅｅ(２)が３８/３８/４２/…であるということ
は、最小自由距離が３８であることを意味する。従っ
て、最小自由距離は、ハミングウエート１を有する場合
のＣＩＳＰによる自由距離に従って決定されることが分
かる。前記ハミングウエート１である場合のＣＩＳＰに
よる自由距離の減少を防止するために、本発明は、この
ような例においてＢ-５-１)方法を使用する。すなわ
ち、ハミングウエート１を有するＣＩＳＰを除去するこ
とによってＤｆｒｅｅ(１)を改善する。
【００７０】下記（表２）は、修正の前のＰＩＬインタ
ーリーバのウエートスペクトルを示す。
ーリーバのウエートスペクトルを示す。
【００７１】
【表２】
【００７２】下記（表３）は、修正の後のＰＩＬインタ
ーリーバのウエートスペクトルを示す。
ーリーバのウエートスペクトルを示す。
【００７３】
【表３】
【００７４】
【発明の効果】前述したように、本発明に従う新しい種
類のターボ符号器は、内部インターリーバを使用して、
構成符号器に入力されるデータフレームの最終区間に位
置した１つまたはそれ以上の情報ビット‘１’によって
発生する自由距離の減少を抑制する。これにより、高性
能のターボ符号器が実現できる。
類のターボ符号器は、内部インターリーバを使用して、
構成符号器に入力されるデータフレームの最終区間に位
置した１つまたはそれ以上の情報ビット‘１’によって
発生する自由距離の減少を抑制する。これにより、高性
能のターボ符号器が実現できる。
【００７５】以上、本発明を特定の実施形態を参照して
説明してきたが、本発明はこれらに限られるものではな
く、各種の変形が本発明の思想及び範囲を逸脱しない限
り、当該技術分野における通常の知識を持つ者により可
能なのは明らかである。 ［図面の簡単な説明］
説明してきたが、本発明はこれらに限られるものではな
く、各種の変形が本発明の思想及び範囲を逸脱しない限
り、当該技術分野における通常の知識を持つ者により可
能なのは明らかである。 ［図面の簡単な説明］
【図１】 一般的な並列ターボ符号器の構造を示す図で
ある。
ある。
【図２】 一般的なインターリーバの構造を示す図であ
る。
る。
【図３】 一般的なデインターリーバの構造を示す図で
ある。
ある。
【図４】 ターボインターリーバで臨界情報シーケンス
パターン(ＣＩＳＰ)を発生させるための方法を示す図で
ある。
パターン(ＣＩＳＰ)を発生させるための方法を示す図で
ある。
【図５】 ターボインターリーバでＣＩＳＰを発生させ
るための他の方法を示す図である。
るための他の方法を示す図である。
【図６】 図４のＣＩＳＰを発生させる場合による問題
を解決するための方法を示す図である。
を解決するための方法を示す図である。
【図７】 図５のＣＩＳＰを発生させる場合による問題
を解決するための方法を示す図である。
を解決するための方法を示す図である。
【図８】 ターボインターリーバでＣＩＳＰを発生させ
る場合による問題を解決するための他の方法を示す図で
ある。
る場合による問題を解決するための他の方法を示す図で
ある。
【図９】 ２次元ターボインターリーバでＣＩＳＰを発
生させるための方法を示す図である。
生させるための方法を示す図である。
【図１０】 図７のＣＩＳＰを発生させる場合による問
題を解決するための方法を示す図である。
題を解決するための方法を示す図である。
【図１１】 本発明の実施形態に従うＣＩＳＰを抑制す
るためのインターリービング装置を示すブロック図であ
る。
るためのインターリービング装置を示すブロック図であ
る。
【図１２】 本発明の実施形態に従う修正されたＰＩＬ
のインターリービング過程を説明するためのフローチャ
ートである。
のインターリービング過程を説明するためのフローチャ
ートである。
９１１ 行カウンタ ９１２ 行ベクトル置換えブロック ９１３ 列カウンタ ９１４ 列ベクトル置換えブロック ９１５ 修正されたＰＩＬアルゴリズム ９１６ ルックアップテーブル ９１７ ＲＡＭ ９１８ アドレスバッファ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ベオン−ジョ・キム 大韓民国・463−500・キョンギ−ド・ソ ンナム−シ・プンタン−グ・クミ−ド ン・ムジゲマウル・201・シナン・エー ピーティ・＃303−804 (72)発明者 ソン−ジャエ・チョイ 大韓民国・463−070・キョンギ−ド・ソ ンナム−シ・プンタン−グ・ヤタップ− ドン・（番地なし）・キュンナム・エー ピーティ・＃707−402 (72)発明者 ヨン−ホワン・リー 大韓民国・463−010・キョンギ−ド・ソ ンナム−シ・プンタン−グ・チョンジャ −ドン・237−７ (56)参考文献 特開2000−244461（ＪＰ，Ａ) 特開2000−68863（ＪＰ，Ａ) 特表2000−513556（ＪＰ，Ａ) 特表2002−522943（ＪＰ，Ａ) 特表2002−527981（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) H03M 13/00 G06F 11/10 330 H04L 1/00
Claims (16)
- 【請求項１】 第１符号化されたシンボルを発生するた
めにフレームの入力情報ビットを符号化する第１符号器
と、 前記情報ビットを受信し、フレームの最終位置にある情
報ビットが臨界情報シーケンスパターンを発生させない
ように、最終位置に先立った位置にシフトされるように
情報ビット位置をインターリービングするインターリー
バと、 第２符号化されたシンボルを発生するために、前記イン
ターリービングされた情報ビットを符号化する第２符号
器と からなることを特徴とするターボ符号器。 - 【請求項２】 前記インターリーバは、 前記情報ビットをメモリに順次的に記録し、Ｃ個の情報
ビットをそれぞれ有するＲ個のグループに分割し、ｊ
(ｊ=０，１，２,..,Ｒ−１)番目の行に記録された情報
ビットのアドレスを下記数式により与えられたアルゴリ
ズムに従って行の位置Ｃj(ｉ)に置き換える制御器を含
む請求項１に記載のターボ符号器。 i) C(i)=[g0×C(i-1)] mod p, i=1,2,…,(p-2) 及び C(0)=1 ii) Cj(i)=C([i×pj] mod(p-1)), j=0,1,2,…,(R-1), i=0,1,2,…,(p-1), Cj(p-1)=0, 及び Cj(p)=p iii) CR-1(p)とCR-1(0)との交換 ここで、前記ｐ(prime number)は、前記Ｋ／Ｒに一番近
い数、ｇ０(primitive root)は、前記ｐに対応して予め
決定される数、そしてｐjはプリミティブ番号集合(prim
itive number set)を表す。 - 【請求項３】 前記インターリーバは、 前記フレームの情報ビットを順次的に貯蔵するメモリ
と、 前記最終位置にある情報ビットのアドレスを前記最終グ
ループの最終位置に先立った位置にシフトするに従って
前記貯蔵された情報ビットのアドレスを置き換えるラン
ダマイザーと、を含む請求項２に記載のターボ符号器。 - 【請求項４】 前記ターボ符号器は、前記最終グループ
の最終位置にある情報ビットアドレスを前記最終グルー
プの最初位置にある情報ビットアドレスと交換し合う請
求項３に記載のターボ符号器。 - 【請求項５】 ターボ符号器の内部インターリーバとし
て使用されたプライムインターリーバ(ＰＩＬ)でＣ個の
情報ビットをそれぞれ有するＲ個のグループからなる入
力フレームの情報ビットアドレスを置き換える装置にお
いて、 前記フレームの情報ビットを順次的に貯蔵するメモリ
と、 前記情報ビットのアドレスを置き換え、最終情報ビット
のアドレスを最終グループの最終位置に先だった位置に
変更するランダマイザーと からなることを特徴とする装置。 - 【請求項６】 前記ランダマイザーは、最終グループの
最終位置にある情報ビット位置を最終グループの最初位
置にある情報ビット位置と交換し合う請求項５に記載の
装置。 - 【請求項７】 ターボ符号器の内部インターリーバとし
て使用されたＰＩＬインターリーバでＣ個の情報ビット
をそれぞれ有するＲ個のグループからなるＫ個の情報ビ
ットのフレームをインターリービングする装置におい
て、 前記フレームの入力情報ビットをメモリに順次的に記録
し、ｊ(ｊ=０，１，２,..,またはＲ−１)番目の行に記
録された情報ビットの位置を下記数式により与えられた
アルゴリズムに従って行の位置Ｃj(ｉ)に置き換える制
御器を含むことを特徴とする装置。 i) 基本シーケンスの置換え；C(i)=[g0×C(i-1)] mod p, i=1,2,…,(p-2) 及び
C(0)=1 ii) 行の置換え；Cj(i)=C([i×pj] mod(p-1)), j=0,1,2,…,(R-1), i=0,1,2,…,(p-1), Cj(p-1)=0, 及び Cj(p)=p iii) CR-1(p)とCR-1(0)との交換 ここで、前記ｐ(prime number)は、前記Ｋ／Ｒに一番近
い数、ｇ０(primitive root)は、前記ｐに対応して予め
決定される数、そして、ｐjはプリミティブ番号集合(pr
imitive number set)を表す。 - 【請求項８】 ２次元インターリービング方法におい
て、 フレームのＫ個の入力情報ビットをメモリに順次的に貯
蔵し、情報ビットをＣ個の情報ビットをそれぞれ有する
Ｒ個のグループに分割するステップと、 所定のルールに従ってそれぞれのグループの情報ビット
アドレスを置き換えるステップと、 最終グループの最終位置にある情報ビットアドレスを最
終位置に先立ったアドレスに変更するステップと、から
なることを特徴とする方法。 - 【請求項９】 ２次元インターリービング方法におい
て、 Ｋ／Ｒに一番近接した最小プライム番号ｐを決定するス
テップと、 フレームの情報ビットの入力シーケンスをメモリに順次
的に記録するステップと、 前記最小プライム番号ｐに該当するプライムルートｇ０
を選択し、下記数式により行に記録された入力シーケン
スを行内の置換え(intra-row permuting)を行うための
基本シーケンスＣ(ｉ)を生成するステップと、 C(i)=[g0×C(i-1)] mod p, i=1,2,…，及び C(0)=1 下記数式を利用して最小プライム整数集合{qj}(j=0,1,
2,…,R-1)を演算するステップと、 g.c.d{qj,p-1}=1 qj ＞ 6, qj ＞ q(j-1) ここで、ｇ.ｃ.ｄは最大公約数(the greatest common d
ivisor)、ｑ０は１であり、 下記数式を利用して前記{qj}の行内の置換えを行うステ
ップと、 pp(j)=qj, j=0,1,…,R-1 ここで、P(j)は前記Ｒ個の行を選択するための所定の選
択順序を表し、 前記Ｃ=ｐ＋１である場合、下記数式に従ってｊ番目の
行のシーケンスを置き換えるステップと、からなること
を特徴とする方法。 Cj(i)=C([i×pj] mod(p-1)), ここで、j=0,1,2,…,(R-1), i=0,1,2,…,(p-1), Cj(p-
1)=0, 及び Cj(p)=p, そして、(K=C×R)である場合、CR-1(p)はCR-1(0)と交換
される。 - 【請求項１０】 前記最終グループの最終位置にある情
報ビットアドレスを前記最終グループの最初位置にある
情報ビットアドレスと交換し合う請求項８に記載の方
法。 - 【請求項１１】 ２次元インターリービング方法におい
て、 それぞれＣ個の情報ビットを有するＲ個のグループから
なるフレームの入力情報ビットの入力シーケンスをメモ
リに記録するステップと、 所定のルールに従ってメモリに記録された情報ビットア
ドレスを置き換えるステップと、 最終グループの最終位置に記録された情報ビットアドレ
スを最終グループに先立った位置にシフトするステップ
と、からなることを特徴とする方法。 - 【請求項１２】 ２次元インターリービング方法におい
て、 前記最終グループの最終位置に記録された入力シーケン
スを前記最終グループの最初位置に記録された入力シー
ケンスと交換し合う請求項１１に記載の方法。 - 【請求項１３】 ターボ符号器の内部インターリーバと
して使用されたプライムインターリーバ(ＰＩＬ)でＣ個
の情報ビットをそれぞれ有するＲ個のグループからなる
フレームの入力情報ビットをインターリービングする方
法において、 a) 前記グループの情報ビット位置を所定のＰＩＬイン
ターリービングルールに従って置き換えるステップと、 b) 前記フレームの最終位置にある情報ビットを最終位
置に先立った位置に換えるステップと からなることを特徴とする方法。 - 【請求項１４】 前記最終グループの最終位置にある情
報ビット位置が前記最終グループの最初位置にある情報
ビットと交換される請求項１３に記載の方法。 - 【請求項１５】 前記ステップは、 ｊ(ｊ=０，１，２,..,Ｒ−１)番目の行に記録されたフ
レームの情報ビット位置が下記のようなステップにより
与えられたアルゴリズムのステップに従って行の位置Ｃ
j(ｉ)に置き換えられる請求項１３に記載の方法。 i) C(i)=[g0×C(i-1)] mod pの演算，i=1,2,…,(p-2) 及び C(0)=1 ii) Cj(i)=C([i×pj] mod (p-1))の演算、ここで、 j=0,1,2,…,(R-1), i=0,1,2,…,(p-1), Cj(p-1)=0, 及び Cj(p)=p iii) CR-1(p)とCR-1(0)との交換 ここで、前記ｐ(prime number)は、Ｋ／Ｒに一番近いプ
ライム番号、ｇ０(primitive root)は、前記ｐに対応し
て予め決定された数、ｐjはプリミティブ番号集合(prim
itive number set)、そして、Ｃj(ｉ)はｊ番目の行の置
換え後ｉ番目出力の入力ビット位置を表す。 - 【請求項１６】 ２次元インターリービング方法におい
て、 フレームの情報ビットの入力シーケンスをＲ×Ｃ方形マ
トリックス順次的に記録するステップと、 最小プライム番号ｐに該当するプリミティブルートｇ０
を選択し、下記数式に従って行に記録された入力シーケ
ンスを行内の置き換え(intra-row permuting)を行うた
めの基本シーケンスｃ(ｉ)を生成するステップと、 C(i)=[g0×C(i-1)] mod p, i=1,2,…，及び C(0)=1 下記数式を利用して最小プライム整数集合{qj}(j=0,1,
2,…,R-1)を演算するステップと、 g.c.d{qj,p-1}=1 qj ＞ 6, qj ＞ q(j-1) ここで、g.c.dは最大公約数(the greatest common divi
sor)、q0は１であり、 前記{qj}を下記数式を利用して行内の置換えを行うステ
ップと、 pp(j)=qj, j=0,1,…,R-1 ここで、P(j)は前記Ｒ個の行を選択するための所定の選
択順序を表し、 前記Ｃ=ｐ＋１である場合、下記数式に従ってｊ番目の
行のシーケンスを置き換えるステップと、 Cj(i)=C([i×pj] mod(p-1)), ここで、j=0,1,2,…,(R-1), i=0,1,2,…,(p-1), Cj(p-
1)=0, 及び Cj(p)=p,そして、(K=C×R)である場合、C
R-1(p)はCR-1(0)と交換され、 予め決定された順序Ｐ(j)に従ってＲ個の行を選択し、
前記選択された行から１個の入力シーケンスを選択する
ステップと、 前記選択された入力シーケンスを前記入力フレームの情
報ビットをインターリービングするための読出しアドレ
スとして提供するステップと、からなることを特徴とす
る方法。
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| KR1999/18560 | 1999-05-21 | ||
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|---|---|---|---|
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