JPH026254B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の技術分野〕 この発明は、ランダム誤りに対する強力な誤り
訂正を行ない得るビタビ復号回路に係わり、特に
最尤パスメトリツクを用いて復号出力を決定する
型のビタビ復号回路に関する。

〔発明の技術的背景とその問題点〕

ビタビ復号法は、たたみ込み符号に対する強力
な誤り訂正復号法として知られており、衛生通信
システムへの適用が検討されている。しかしなが
ら、そのアルゴリズムをハードウエア化する場合
にはいくつかの問題点があり、その１つに復号器
内に記憶されるパスメトリツクの時間的増大が挙
げられる。したがつて、これを実用化するために
は、パスメトリツクの増加を抑えるような処理、
すなわちパスメトリツクの正規化の問題があり、
従来その解決が追られていた。

このような問題点を詳しく解明する前に、理解
の便宜上まずビタビ復号法について若干の要点を
述べる。この復号法は例えば宮川他著「符号理
論」（昭和48年昭晃堂発行）368頁以下に記載され
ている。

ビタビ復号法の対象となる符号はたたみ込み符
号と呼ばれるもので、符号化率、拘束長および符
号生成多項式を指定すると、その符号構造は一意
に決定され、その構造表現にはいくつかの方法が
可能であるが、アルゴリズムを視覚化するために
は、第１図に示すような内部状態を各時刻毎に書
き出した格子状図が最適である。第１図は符号化
率1/2、拘束長３の例を示しているが、同図から
解るように時刻(k)において、新しい情報ビツトが
入力されると、それに応じて２個のコードシンボ
ル（この２ビツトの対をブランチと呼ぶ）が出力
され、時刻（ｋ＋１）の状態へ遷移する。

円形で囲まれたのは内部状状態を示すものであ
るが、いまある時刻における１つの状態に着目し
たとき、格子状図から解るように、既知の初期状
態からスタートして、その着目した状態に至るパ
スは一般に何本も存在するが、それらの中で実際
の受信信号系列との距離（これをパスメトリツク
と呼ぶ）が最小となるパスは１つだけ決定され、
これを着目している状態に対する生き残りパスと
呼んでいる。

このとき、ビタビアルゴリズムとは、各時刻と
その時刻における符号器の各内部状態に対して１
つの生き残りパスとそれに付随するパスメトリツ
クを順次定めていくものである。

したがつて、各時刻毎に全体として内部状態数
だけの生き残りパスと、それぞれのパスに対応す
る同数のパスメトリツクが記憶されていることに
なるが、これらの中で最小のパスメトリツクをも
つ生き残りパス（すなわち、受信データ系列に確
率的な意味で最も近いパス）が送信データとして
は最も確からしいという意味で、その時刻におけ
る最尤パスと呼ばれ、復号出力の決定に用いられ
ている。

ただし、パスメトリツクの定め方には任意性が
あり、受信データに近いパスが逆に大きなパスメ
トリツクを持つように対応づけることも可能で、
このような場合には最大のパスメトリツクをもつ
生き残りパスがその時刻における最尤パスとな
る。したがつて、両者を統一するために、パスメ
トリツクの定義にかかわらず決定される最尤パス
を基準と考え、その最尤パスのもつパスメトリツ
クを最尤パスメトリツクとここでは呼ぶことにす
る。さて、上述したビタビ復号法は特に軟判定復
調と組み合せて用いるとビツト誤り率特性を飛躍
的に向上させることができることが知られてお
り、実際そのような形で使用されている。

この場合、軟判定データと送信シンボルとの間
の距離をシンボルメタリツクとして定義し、これ
にしたがつて各時刻の軟判定データに対して算出
されたシンボルメトリツク（ブランチに対するシ
ンボルメトリツクの和をブランチメトリツクと呼
ぶ）をその時刻に至るまですべて加算したもの
が、パスメトリツクになる。

したがつて、シンボルメトリツクと非負と選ん
だ場合、パスメトリツクは時間とともに単調に増
加し次第に過大なものとなる。従つて、ビタビア
ルゴリズムをハードウエア化する場合、各パスメ
トリツクが有限な容量を越えないように抑制する
ため、何等かの正規化を行なう必要があつた。

このような問題に対する従来の対応策として
は、各パスメトリツクから所定の定数を定期的に
引き去る方法が知られている。しかしながら、こ
れは予め定めた定数による補正であるため、きめ
細かな正規化を行ない得ず、パスメトリツクの変
化範囲を相当大きく設定しておく必要があつた。
すなわち、パスメトリツクの記憶および演算に対
して充分長いビツトを割り当てるためにハードウ
エアが膨大になるという欠点があつた。

また、パスメトリツクの増加がメモリ容量を越
えるような場合のために保護装置を組み込むよう
なことも考えられるが、このような配慮は煩わし
いとともに保護装置の設置もまた装置の大型化に
つながる欠点があつた。

〔発明の目的〕

この発明は、上記の欠点を除去するためのもの
で、特別の保護装置を設置することもなく、通信
回線の状況に応じてきめ細かな正規化を行なうこ
とができこれによつてパスメトリツクの変化範囲
を減少させハードウエアを小形化できるビタビ復
号回路を提供することを目的とする。

〔発明の概要〕

この発明はビタビ復号回路を、受信信号を入力
としてブランチメトリツクを得る第１の手段と、
このブランチメトリツクおよび正規化パスメトリ
ツクを入力としてパスメトリツク、生き残りパス
および最尤パスメトリツクを求めてこれらを記憶
するとともに前記パスメトリツクおよび前記最尤
パスメトリツクを出力し、かつ前記最尤パスメト
リツクを求める演算を利用して誤り訂正の施され
た復号出力信号を得る第２の手段と、前記パスメ
トリツクを前記最尤パスメトリツクに基づいて正
規化し前記第２の手段に供給するための正規化パ
スメトリツクを得る第３の手段とを備えて構成し
たものである。

特にこの発明は、その時刻における最尤パスメ
トリツクを、ビタビ復号法における復号出力の決
定と、パスメトリツクの正規化の両方に利用して
いる点に特徴がある。

〔発明の効果〕

この発明は、パスメトリツクの正規化に当た
り、元来復号出力の決定のために得ている最尤パ
スメトリツクを利用している。

パスメトリツクの正規化のために最尤パスメト
リツクをわざわざ演算するのであれば、パスメト
リツク正規化のための回路構成、したがつて全体
の回路構成が複雑かつ大型化するが、この発明で
は復号出力の決定のために得ている最尤パスメト
リツクを利用しているので、正規化のために必要
な回路規模の増加を極力抑制できる特長がある。

更に、この発明における正規化法においては、
通信回線の状況に応じて、きめ細かな正規化を行
なつているので、正規化後のパスメトリツクの最
大値が受信信号のＳ／Ｎの値のいかんにかかわら
ずある限界値を越えることがない。したがつて、
メモリ容量の削減だけでなく、パスメトリツクの
演算に必要なビツト数も少なくすることができ、
従来の場合に比してハードウエアの大幅な低減が
可能になる。

〔発明の実施例〕

以下、図面を参照してこの発明の一実施例を説
明する。

第２図において、１は受信信号の入力端子であ
り、１０はこの受信信号を入力信号としてブラン
チメトリツクを得る第１の手段である。２０は第
２の手段であり、端子２１を介して第１の手段１
０よりブランチメトリツクが入力されるとともに
端子２２を介して正規化パスメトリツクが入力さ
れ、これらのブランチメトリツクと正規化パスメ
トリツクとを入力としてパスメトリツクと、生き
残りパスと、最尤パスメトリツクとを求めて記憶
し、端子２３よりパスメトリツクを出力し、端子
２４より最尤パスメトリツクを出力するととも
に、端子２より誤り訂正の施された復号出力信号
を出力するものである。また３０は、第２の手段
２０より端子２３を介して入力されるパスメトリ
ツクと、端子２４を介して入力される最尤パスメ
トリツクから正規化パスメトリツクを得、端子２
２を介して第２の手段２０へ供給するための第３
の手段である。

なお、参考までに図中受信信号をａ、ブランチ
メトリツクをｂ、正規化パスメトリツクをｃ、パ
スメトリツクをｄ、生き残りパスをｅ、最尤パス
メトリツクをｆ、誤り訂正の施された復号出力信
号をｇの記号によつてそれぞれ表示した。

次に、一点鎖線の枠内に示した第２の手段２０
の構成を詳細に説明する。２５はパスメトリツク
回路であり、ACS回路２６およびパスメトリツ
ク記憶回路２７により構成されている。ACS回
路２６は端子２１からのブランチメトリツクおよ
び端子２２からの正規化パスメトリツクを入力と
して、パスメトリツクおよび生き残りパス指定信
号を加算、比較および選択演算により得るもので
ある（なお、Ａは加算、Ｃは比較、Ｓは選択を示
している。）。またパスメトリツク記憶回路２７は
ACS回路２６から出力されるパスメトリツクを
記憶するためのものである。このパスメトリツク
は読み出されて、前述したように端子２３から第
３の手段３０へ供給される。

また、パスメトリツク回路２５のACS回路２
６からは、他方の出力である生き残りパス指定信
号（参考までに図中にｈで示す。）が生き残りパ
ス回路２８に入力され、この回路２８は生き残り
パスを更新、記憶するとともに最尤推定回路２９
へ生き残りパスを出力する。

最尤推定回路２９は、パスメトリツク回路２５
から入力されるパスメトリツクより最尤パスメト
リツクと最尤パス指定信号を得て、さらにこの最
尤パス指定信号に基づいて、生き残りパス回路２
８より入力された生き残りパスから、誤り訂正の
施された復号出力を得る。最尤パスメトリツクは
端子２４を介して第３の手段３０へ、一方復号出
力信号は端子２を介してそれぞれ出力される。

さて、既に述べたようにビタビアルゴリズムは
各時刻とその時刻における符号器の各内部状態に
対して１つの生き残りパスとそのパスに付随する
パスメトリツクを順次定めていくものであるか
ら、時刻(k)から時刻（ｋ＋１）へ移る過程でどの
ように正規化を含めた演算が実行されるかに注目
すれば充分である。

したがつて、いま時刻(k)にいたるまでの演算
が、すべて完了している状態に想定する。すなわ
ち、第２の手段２０におけるパスメトリツク記憶
回路２７および最尤推定回路２９には、それぞれ
時刻(k)の各パスメトリツクおよびその最尤値であ
る最尤パスメトリツクが保存されていると考え
る。

この状態では、パスメトリツクはいまだ正規化
されていないことに注意する。ここで新しく端子
１より受信信号が入力されたとして、時刻（ｋ＋
１）の１つの状態（X_k+1）に対する更新パスメ
トリツクおよび更新生残りパスを算出する手順に
注目して説明する。

着目した状態（X_k+1）に関係する時刻(k)のパ
スメトリツクがパスメトリツク記憶回路２７から
呼び出され、同時に最尤推定回路２９からの時刻
(k)の最尤パスメトリツクが出力され、ともに第３
の手段３０へ導かれる。

第３の手段では最尤パスメトリツクを使つてパ
スメトリツクの正規化が実行され、時刻(k)の正規
化パスメトリツクがACS回路２６へ入力される。
例えばいま、第１図の格子状図においてある時刻
(k)における４個の状態に対応するパスメトリツク
がそれぞれ５、２、３、４であるとすれば、最小
値が最適と考える場合最尤パスメトリツクは２で
あり、従つて各パスメトリツクからこの値２が減
算され、正規化パスメトリツクは３、０、１、２
となる。このようにして最尤パスメトリツクを用
いることにより、通信回線の状況に応じたきめの
細かい正規化が行なわれる。

一方、端子１より、受信信号が第１の手段１０
へ入力されると時刻(k)から時刻（ｋ＋１）への遷
移に対するブランチコード〔これは着目している
状態（X_k+1）に依存している。〕に対応してブラ
ンチメトリツクが出力され、前述の正規化パスメ
トリツクに対応する形で同じくACS回路２６へ
入力される。

ACS回路２６では、これらの値を使つて、加
算、比較および選択演算が実行され、状態
（X_k+1）に対する更新パスメトリツクがパスメト
リツク記憶回路２７へ導れて記憶される。一方、
ACS回路２６より出力された生き残りパス指定
信号にしたがつて更新生き残りがパス回路２８に
記憶される。

この基本演算は状態の数だけ繰り返され、これ
によつて時刻（ｋ＋１）のすべての状態に対する
更新パスメトリツクおよび更新生き残りパスがそ
れぞれパスメトリツク記憶回路２７および生残り
パス回路２８に保存される。

一方、このアルゴリズムを反復する過程で、
ACS回路２６より出力された更新パスメトリツ
クは最尤推定回路２９へも入力され、時刻（ｋ＋
１）のすべての状態に対するパスメトリツクの計
算が一通り終了したときにはその最尤値が保存さ
れており、この最尤パスメトリツクは次の復号ス
テツプにおけるパスメトリツクの正規化のために
用いられる。

また最尤推定回路２９において、最尤パスメト
リツクが算出されると、最尤パス指定信号が出力
され、この最尤パス指定信号に基づいて生き残り
パス回路２８より入力される生き残りパスの中か
ら最尤パスが選ばれ、後に詳述するようにそのパ
スの最古の情報が復号データとして端子２から出
力される。

以上の１サイクルの演算は、端子１から新しい
受信信号が入力される毎に繰り返して実行され
る。

この発明は、その時刻における最尤パスメトリ
ツクを復号出力の決定とパスメトリツクの正規化
との両方に利用している点に特徴があり、復号出
力の決定に使用される最尤パスメトリツクを正規
化に利用することにより、そのための回路規模の
増加を抑制している。

このような正規化の手段は、ビタビ復号のアル
ゴリズム自身にも極めて適合したものであること
が次のようにして説明される。

ビタビアルゴリズムの著しい特徴として、アル
ゴリズムの処理が進むにつれて、各内部状態に対
して記憶された生き残りパスの充分過去の部分は
次第に１本の共通パスに集束していくという点を
挙げることができる。

したがつて、実際のハードウエアでは、生き残
りパスを無限の長さにわたつて記憶する必要がな
く、通常はある限られた長さだけ記憶すればよ
く、この場合には各生き残りパスに共通な最古の
ビツトをそのまま復号出力とすることができる。

しかし、生き残りパスの記憶長との関係で、そ
れらの最古のビツトが共通にならない場合も想定
されそのような場合にはその時刻における生き残
りパスの中から、新たに最尤パスを決定しこの最
尤パスの最古のビツトを復号出力として選べばよ
い。

この発明は、このように復号出力を決定する上
で、算出される最尤パスメトリツクを有効に利用
しているという意味でアルゴリズム自身に適合し
ており、これにより正規化のために必要とされる
ハードウエアの余分な増加を極力抑制できる。

さらに、この発明における正規化を用いると単
にパスメトリツクを記憶するメモリ容量を削減で
きるだけでなくパスメトリツクの演算に対する必
要ビツト数をも少なくすることができ、従来のも
のに比べてハードウエアの大幅な低減が可能にな
る。

第３図はこの発明によつて正規化を行なつた場
合の、正規化後のパスメトリツクの最大値の分布
状態の一例を、受信信号のＳ／Ｎの関係として示
したものである。同図において曲線は正規化パ
スメトリツクの最大値の平均値を、曲線は正規
化パスメトリツクの最大値の標準偏差σを示す。

曲線によれば、正規化パスメトリツクの最大
値は受信信号のＳ／Ｎの値のいかんにかかわら
ず、ある一定値（この場合は８）を越えないこと
を知ることができる。この上限値は、対象とする
たたみ込み符号の構造によつて一意に決定される
値であるから、このことは復号器を設計する際、
パスメトリツクを記憶するメモリ容量および演算
ビツト数を前もつて指定することが可能になるこ
と意味している。しかも、正規化パスメトリツク
の最大値が、いかなる場合でもある限界値を越え
ないという事実により、万一パスメトリツクがメ
モリ容量を越えた場合を想定して予め保護装置を
組込むなどといつた考慮は一切不要である。

したがつてこの発明による正規化を行なうこと
により、パスメトリツクのダイナミツクレンジを
必要にして充分な最低限の値に抑えることが可能
となり、ハードウエアの簡略化を計ることができ
る。

すなわち、第３図においてＳ／Ｎの悪いところ
すなわち左端において正規化パスメトリツクの最
大値が小さく、Ｓ／Ｎの良いところすなわち右端
において正規化パスメトリツクの最大値が大きく
なる現象が生じている。これは、雑音が多い場
合、各状態に対応する生き残りのパスのパスメト
リツクが互いに接近して増大し、従つて正規化に
よつて逆に各パスメトリツクが全体的に小さくな
り、一方雑音が少ない場合には、最尤パスとそれ
以外の生き残りパスがもつパスメトリツクが際立
つて分離して同時に最尤パスメトリツクが小さく
なることにより正規化後の最大パスメトリツクが
大きくなることに起因している。

次に第４図はこの発明の他の実施例を示すもの
である。この実施例は、第２図の実施例と同様
に、ブランチメトリツクを出力する第１の手段１
０と、ACS回路２６およびパスメトリツク記憶
回路２７よりなるパスメトリツク回路２５、生き
残りパス回路２８、最尤推定回路２９からなる第
２の手段２０と、さらに正規化を行なう第３の手
段３０とにより構成されている。

しかし、第２図の実施例に比べ、正規化の実施
される位置並びに最尤推定回路２９への入力信号
が異なつている。すなわち、第４図の構成におい
ては、ACS回路２６の出力は第３の手段３０に
直接入力され、第３の手段３０の出力は最尤推定
回路２９に供給されるとともにパスメトリツク記
憶回路２７に入力され、その他の接続は第２図の
場合と同様である。

第４図において、受信信号が端子１を介して入
力されると、第１の手段１０によつてブランチメ
トリツクが発生され、これが端子２１を介して
ACS回路２６の一方の入力信号となる。また、
パスメトリツク記憶回路２７より出力される前時
刻のパスメトリツクはAOS回路２６の他方の入
力信号となり、新たなパスメトリツクがACS回
路２６で演算、更新されて端子２３を介して第３
の手段３０に供給される。

第３の手段３０へは、最尤推定回路２９に記憶
されている前時刻の最尤パスメトリツクが端子２
４を介して入力され、第３の手段３０において正
規化されたパスメトリツクは端子２２を介してパ
スメトリツク記憶回路２７に蓄積される。と同時
に、この正規化パスメトリツクは最尤推定回路２
９にも入力されて、着目時刻に対応する最尤パス
指定信号を発生すると共にそのうちの最尤パスメ
トリツクは次の時刻での正規化に備えて記憶され
る。

ACS回路２６からは、もう一つの出力である
生き残りパス指定信号が生き残りパス回路２８に
入力され、生き残りパスが遂次指定されて更新さ
れる。一方、この生き残りパスは最尤推定回路２
９に入力され、上述のようにこの回路２９内にお
いて発生された最尤パス指定信号に基いて最尤パ
スが選び出され、さらにこれによつて復号出力信
号が端子２から出力される。この場合にも、第２
図の実施例の場合と同様の各種の効果を挙げるこ
とができる。

なお、第２図あるいは第４図のように回路構成
においては、最尤推定回路２９を次のように動作
させることによつて、最尤パスメトリツクおよび
最尤生き残りパスをきわめて効率的に決定するこ
とができることを、第５図を使つて説明する。

すなわち、まずACS回路２６において各内部
状態に対するパスメトリツクが時分割的に算出さ
れることに着目し、最尤推定回路２９をパスメト
リツク回路２５および生き残りパス回路２８に同
期して動作させ、各内部状態に対するパスメトリ
ツクがパスメトリツク回路２５から最尤推定回路
２９へ入力されるのと同期して、同じ状態に対す
る生き残りパスが生き残りパス回路２８より最尤
推定回路２９へ入力されるようにする。

次に最尤推定回路２９では、パスメトリツク回
路２５より入力されるパスメトリツクと最尤値バ
ツフア１０３の内容とが比較回路１０１において
遂次比較判定され、より最尤なパスメトリツクが
入力されたときのみ、選択回路１０２を介してパ
スメトリツクの入れ換えが行なわれる。

またこのとき、比較回路１０１より発生される
最尤パス指定信号に基づき、同様にして生き残り
パス回路２８から入力される生き残りパスと最尤
パスバツフア１０６に保存されている最尤生き残
りパスとの間で、選択回路１０５を介して生き残
りパスの入れ換えが行なわれ、着目時刻における
すべての状態に対するパスメトリツク演算が一通
り終了したときには、最尤パスメトリツクおよび
最尤生き残りパスがそれぞれ最尤値メモリ１０４
および最尤パスメモリ１０７に格納されるように
なつている。

この発明は上記各実施例に限定されるものでは
なく要旨を変更しない範囲において種々変形して
実施することができる。

例えば、第２の手段の内部構成は、ビツトレー
トやビタビ復号におけるパラメータすなわち対象
とするたたみ込み符号の符府化率や拘束長あるい
は軟判定ビツト数に応じて各種の変更を行なうこ
とができる。

また、第２図および第４図の実施例において、
ACS回路２６は１個で構成され、これがシリア
ルに時分割で動作するものを示したが、これを複
数個設けることによつてこの発明を構成すること
もできる。例えば、状態数に相当する数のACS
回路を独立して設置し、さらにこれに対応した同
数のパスメトリツク記憶回路２７を分離して組込
むことも可能であり、このようにすればビツトレ
ートの高い場合に適応させることができる。この
場合、正規化のための第３の手段３０もまた上記
構成に対応させて複数個分離し分散設置するのが
適当である。

この発明は、復号出力の決定に用いる最尤パス
を指定する際に算出される最尤パスメトリツクを
用いて正規化を行なうという主旨の範囲において
以上の他にも各種の変形した構成をとることがで
きる。

【図面の簡単な説明】

第１図はたたみ込み符号の構造を表わす格子状
図の具体例、第２図はこの発明の一実施例の回路
構成図、第３図はこの発明における正規化後のパ
スメトリツクの最大値の分布状態を、受信信号の
Ｓ／Ｎの関数として示した特性図、第４図はこの
発明の他の実施例を示す回路構成図、第５図は最
尤パスメトリツクおよび最尤生き残りパスを効率
的に決定することのできる最尤推定回路を具体化
して示した回路構成図である。 １……入力端子、２……出力端子、１０……ブ
ランチメトリツクを出力する第１の手段、２０…
…パスメトリツク、最尤パスメトリツクおよび復
号出力信号を出力する第２の手段、２１〜２４…
…端子、２５……パスメトリツク回路、２６……
ACS回路、２７……パスメトリツク記憶回路、
２８……生き残りパス回路、２９……最尤推定回
路、３０……パスメトリツクの正規化を行なう第
３の手段、１０１……比較回路、１０２……選択
回路、１０３……最尤値バツフア、１０４……最
尤値メモリ、１０５……選択回路、１０６……最
尤パスバツフア、１０７……最尤パスメモリ。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 受信信号を入力としてブランチメトリツクを
   得る第１の手段と、このブランチメトリツクおよ
   び正規化パスメトリツクを入力としてパスメトリ
   ツク、生き残りパスおよび最尤パスメトリツクを
   求めてこれらを記憶するとともに前記パスメトリ
   ツクおよび前記最尤パスメトリツクを出力しかつ
   前記最尤パスメトリツクを求める演算を利用して
   誤り訂正の施された復号出力信号を得る第２の手
   段と、前記パスメトリツクを前記最尤パスメトリ
   ツクに基づいて正規化し前記第２の手段に供給す
   るための正規化パスメトリツクを得る第３の手段
   とを具備してなるビタビ復号回路であつて、前記
   第２の手段は、ブランチメトリツクおよび正規化
   パスメトリツクを入力としてパスメトリツクおよ
   び生き残りパス指定信号を出力するパスメトリツ
   ク回路と、前記生き残りパス指定信号に基づいて
   生き残りパスを更新するとともに記憶しかつ出力
   する生き残りパス回路と、前記パスメトリツクも
   しくは前記正規化パスメトリツクから最尤パスメ
   トリツクおよび最尤パス指定信号を得るとともに
   前記生き残りパスおよび前記最尤パス指定信号に
   基づき誤り訂正の施された復号出力信号を得る最
   尤推定回路とを備え、前記最尤推定回路は、パス
   メトリツク回路および生き残りパス回路に同期し
   て動作するものであり、各内部状態に対するパス
   メトリツクがパスメトリツク回路から最尤推定回
   路へ入力されるのに同期して、同じ内部状態に対
   する生き残りパスが生き残りパス回路より最尤推
   定回路へ入力され、このとき最尤推定回路ではよ
   り最尤なパスメトリツクが入力されたときのみパ
   スメトリツクの入れ換えを行ない、またこのとき
   発生される最尤パス指定信号に基づき生き残りパ
   ス回路から入力される生き残りパスを遂次選択し
   て生き残りパスの入れ換えを行ない、着目時刻に
   おけるすべての状態に対するパスメトリツク演算
   が一通り終了したときには、最尤パスメトリツク
   および最尤生き残りパスが決定されるようにした
   ことを特徴とするビタビ復号回路。 ２ パスメトリツク回路は、ブランチメトリツク
   および正規化パスメトリツクを入力として加算、
   比較、選択演算によりパスメトリツクおよび生き
   残りパス指定信号を出力するACS回路と、この
   ACS回路から出力されるパスメトリツクを記憶
   するためのパスメトリツク記憶回路とを備えてい
   ることを特徴とする特許請求の範囲第１項記載の
   ビタビ復号回路。 ３ パスメトリツク回路は、正規化パスメトリツ
   クを記憶するパスメトリツク記憶回路と、この記
   憶回路より出力される正規化パスメトリツクおよ
   びブランチメトリツクを入力とし加算、比較、選
   択演算によりパスメトリツクおよび生き残りパス
   指定信号を出力するACS回路とを備えているこ
   とを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のビタ
   ビ復号回路。 ４ ACS回路、パスメトリツク記憶回路および
   第３の手段が、それぞれ符号器の内部状態の数に
   対応して複数個ずつ設けられていることを特徴と
   する特許請求の範囲第２項または第３項記載のビ
   タビ復号回路。