JPH03154521A - 軟判定復号情報出力機能付ビタビ復号器 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 この発明はたたみ込み符号をビタビ復号し、特に軟判定
復号情報を出力するようにしたビタビ復号器に関する。

〔従来の技術〕

ビタビ復号器はたたみ込み符号の最尤復号器の一例であ
り、従来ビタビ復号器の説明をする前にビタビアルゴリ
ズムについて説明する。なおこれについては例えば文献
（白木・加胚著ｒＴＤＭＡ通信Ｊ、電子情報通信学会績
、第１１３頁〜１３１頁）に詳しい。

第７図に拘束長に＝３、符号化率Ｒ＝１／２のたたみ込
み符号器の例を示す。Ｋ＝３だから３段のシフトレジス
タにより構成され、ある時点の出力はその時点の入力デ
ータと２ビツト前までの入力データにより定まる。Ｒ＝
１／２だから１系列の入力データ列に対して２系列の出
力データ列が得られる。一方の出力Ｘ、はシフトレジス
タの３つのシフト段の排他的論理和により生成され、他
方の出力Ｘ２はシフトレジスタの第１段目と第３段目と
の排他的論理和により生成される。この２系列の信号が
例えばＱＰＳＫ等により変調されて伝送される。

受信側では復調した２系列のデータを以下のように復号
する。このたたみ込み符号器の状態を表すトレリス表現
を第８図に示す。符号器のシフトレジスタの第１段目と
第２段目との各状態（ａ）　（ｂ）の遷移と出力データ
列Ｘ、、Ｘ、とを、人力データがＯの場合（実線表示）
と１の場合（点線表示）について示したものである。例
えば状ｕ（０，１）の時に０が入力されれば符号器のシ
フトレジスタの内容は（０，０，１）となるから、状態
は（０゜０）に遷移し、出力り、Ｘｚはともに１となる
。

また状態（０，Ｉ）で１が入力されればシフトレジスタ
の内容は（１，０，１）となるから、状態は（１，Ｏ）
に遷移し、出力Ｘ＋　、Ｘｚはともに０となる。他の状
態についても同様に示されている。各状態を表す点゛を
ノードと称すれば、各ノードには必ず２本の入力バスが
ある。このうち確からしいバスを残しく生き残りバス）
他のバスは棄却する。これを全状態、全時系列について
繰り返すことにより最も確からしいバスを選べば、その
バスにより表されるデータ列が送信データであると推定
できる。つまり復号できる。確からしいバスの選択は２
つの入力バスのメトリック（バスと受信データとの近さ
）を計算し、大きな方を選択することにより行える。メ
トリックの計算は通常は受信符号とトレリス上の各バス
の出力符号とのハミング距離をとることにより行う。例
えば符号器への入力データとして（０，１，Ｏ，Ｏ）を
仮定すると、出力（Ｌ　、Ｘｚ　）は（００，１１゜１
０．１１）となる。これが伝送中に第２．５ビツトが誤
ったとすると受信符号Ｚ＝（０１，１１゜００、Ｉｆ）
となる。また、復号側では送信側で用いた符号器のトレ
リス遷移図と同じものを作り、これの各バスにおける出
力データと受信符号Ｚとのハミング距離を求め、この小
さい方のバスを生き残りバスとして選ぶ。この状態を第
９図に示す。

ここでは３番目のクロック入力時にその時点の各ノード
のメトリックを計算した結果を数字で示しである。例え
ば状ａ（０，０）のノードへの２つの入力バス中の上の
バスは、それ以前の３つのバスの出力がいずれも（０，
０）だから、それと受信符号（０１，１１，００）との
ハミング距離は３であり、下のバスは以前の３つのバス
の出力が（１１，１０，１１）だから（０１，１１，０
０）とのハミング距離は４となる。したがってこのノー
ドではハミング距離が小さい方の上のバスが生き残りバ
スとして選択される。同様の処理を他のノードに２いて
も行い、この時点での各ノードへの生き残りバスを決定
する。次の時点（クロック４番目）でも同様のメトリッ
クを計算するが、最初のバスからハミング距離を計算し
なくても直前のメトリックを記憶しておけば４番目のク
ロックの時点でのハミング距離つまりメトリックを求め
て直前までのメトリックと加算した方が計算が簡単とな
る。このようにして加算されたメトリックのことをバス
メトリックという。このように各時点でのメトリックの
計算と生き残りバスの選択を繰り返すことにより復号で
きる。

以上のアルゴリズムを実現する従来のビタビ復号器の構
成を第１０図に示す。データ入力端子１からの入力デー
タは加算比較選択部（ＡＣ３部）４内のブランチメトリ
ック生成部２に入力され、各ノードの２つの入力パスに
対応するメトリックが計算される。各状態遷移に対応し
て設けられたＡＣ３Ｉ〜ＡＣ５ｎで直前の時点までの各
状態でのバスメトリックとメトリック生成部２からのメ
トリックとを加算してバスメトリックを２つの入力パス
に対して求め、バスメトリックの大きいバスを生き残り
バスとして選択し、そのバスメトリックを出力し、また
生き残ったバスをバスセレクト信号として出力する。Ａ
Ｃ３Ｉ〜ＡＣ３ｎからのバスセレクト信号がバスメモリ
部５に入力され、パスメモリ部５に各状態についての生
き残りバスのバスメトリックと各バスメモリ系列とが記
憶される。最尤判定部６で各々のＡＣ３ｌ〜ＡＣ３ｎか
らのバスメトリックの大きさを比較して最大メトリック
に対応するバスメモリ系列をパスメモリ部５から選択し
てそれに対応するビットを出力する。この回路でビタビ
アルゴリズムを実行でき、最尤判定部６から復号データ
（硬判定復号結果）が出力端子７に出力できる。

〔発明が解決しようとする課題〕

従来のビタビ復号器は出力が１又は０だけの、いわゆる
硬判定復号情報に限定され、復号結果に対する確からし
さの情報（尤度情報）がまったく提供されていないから
、軟判定復号による高信頼化が図れないという欠点があ
った。従来、ビタビ復号にも軟判定複合は行われていた
が、これはあくまでも受信データを識別する隙に１また
は０としては識別せずに多値信号として識別して、その
多値信号に基づいてメトリック計算などを行って復号す
るだけで、復号データとしてはあくまでも１又はＯの硬
判定復号情報だけであった。

この発明は復号結果として硬判定復号情報だけでなく、
軟判定復号情報も出力することを特徴とし、さらにその
情報を用いて信転度の高い復号を行うことをも特徴とす
る。

〔課題を解決するための手段〕

この発明はビタビ復号器において、復号結果の他にその
確からしさ（尤度情報）を表す情報を別途生成し、その
尤度情報を復号結果の一方の場合は反転し、その復号結
果の一方と反転した尤度情報とを合せ、復号結果が他方
の場合はその復号結果と反転しない尤度情報とを合せて
軟判定復号情報として出力する。尤度情報としては例え
ばビタビ符号化された複数データ系列の検波出力データ
の振幅（アイパターンの開き）の和を用いることができ
、あるいはたたみ込み符号の各状Ｍｇ３移に対応したパ
スメトリックの分布を用い、またはバスメモリの最終段
の１．０の割合の各状Ｂ遷移の間の分布を用いることが
できる。軟判定情報の利用形態としては多数決判定への
利用、誤り検出への利用、連接符号への利用などが考え
られる。

〔実施例］ 第１図はこの発明によるビタビ復号器の第一の実施例を
示し、第１０図と対応する部分に同一符号を付けである
。この例では従来の復号器の構成にブランチメトリック
判定器８と軟判定復号情報生成部９とを加えたものであ
る。第７図で示したたたみ込み符号を例にとってこの実
施例の動作を説明する。受信・復調された２系列のデー
タは入力端子ｌからこの復号器に入力される。この２系
列のデータはアナログであるからブランチメトリック生
成部２内のＡ／Ｄ変換器で識別・量子化される。これは
先に示した文献の第１１９〜１２０頁に記載の如〈従来
の軟判定ビタビ復号器に用いられているものと同一であ
る。量子化されたビットのうち最上位ピッＩ−（ＭＳＢ
）がデータの識別結果を表し、残りが復調信号の振幅を
示す。この量子化された結果がブランチメトリンク判定
器８に送られる。

このブランチメトリック判定器８は例えばディジタル加
算器で構成され、入力された複数のデータ列の対応する
ものをＭＳＢを除いて加算して尤度情報を生成する。た
だし加算の際、復号結果すなわちＭＳＢが互いに異なる
時は一方をビット反転した後に加算する。例えば２系列
データのＡ／Ｄ変換器の出力が“１０゛と“００°゛の
時、ＭＳＢは“１“と“０°′で異なるから、ＭＳＢを
除く部分“０゛°と“°０”のうち一方を反転した後加
算して尤度情報”ｌ”を生成する。この尤度情報は２系
列の受信データの復号結果の確からしさを表す尺度であ
り、具体的には復調信号の振幅のしきい値からの大きさ
、すなわちアイパターンの開きを表すものである。従っ
て、２系列データの復調信号の（振幅値−しきい値）の
絶対値の和に相当するから、復号結果（ＭＳＢ）が異な
る時には一方を反転した後加算するのである。以上のよ
うにして生成した尤度情報をブランチメトリック判定結
果として軟判定復号情報生成部９に送る。以上の説明は
符号効率Ｒが１／２の場合であるが、Ｒが１７　ｎの場
合にはｎ系列の受信データ列となるがらＡ／Ｄ変換器も
ｎ系列となり、ｎ系列の受信振幅の大きさ（絶対値）を
全て加算することにより尤度情報が生成される。

軟判定復号情報生成部９はブランチメトリック判定器８
からの尤度情報を最尤判定部６からの復号結果に応じて
適宜信号反転して軟判定復号情報を生成する機能を有す
る。例えばブランチメトリック判定器８からの尤度情報
が（ｍ−１）ビットの“Ｘ　ｍ−＋　Ｘ１ｌ−２−Ｌ　
”とすると、最尤判定部６からの復号結果が“ピの時は
その尤度情報そのままに対し“０°“の時は尤度情報を
ビット反転したものに対し、最尤判定部６からの１ビツ
トの復号結果Ｙ０をＭＳＢとして加えたｍビットのデー
タ列”Ｙｏ　Ｘ１ｌ−Ｉ　Ｘ１ｌ−２−ＸＩ　”又は“
ＹｏＸｆｉ−＋　Ｘ−ｚ−Ｘｒ　°゛として出力する。

具体的には、例えばｍ＝３とし、ブランチメトリック判
定器８からの尤度情報が°０１“で、最尤判定部６から
の復号結果が“０”の時は尤度情報を反転した１０°゛
に復号結果の“０°゛を合わせた”０１０１１が軟判定
復号結果となる。このように生成されたｍビットの信号
が軟判定復号情報として出力端子１０から出力される。

この動作は入力データのクロック毎になされる。この実
施例を利用することにより従来の・硬判定復号方法より
も復号結果の信頼性を向上することができる。

この発明の他の実施例を第２図に示す、これは従来のと
タビ復号器に対して、パスメトリック比較器１２と軟判
定復号情報生成部９とが加わったものである。ＡＣ３Ｉ
〜ＡＣ３ｎは各状態遷移における生き残りパスのバスメ
トリックを出力するから、パスメトリック比較器１２で
はこの値を比較して最大のパスメトリック値を求める。

その後二の最大パスメトリックとその他の状態遷移に対
する各パスメトリックとの差を求めて、それらを加算し
たものを尤度情報として出力する。例えば第７図に示し
たたたみ込み符号の場合には、状態遷移は４通りあり、
ＡＣ３Ｉ〜ＡＣ３４から出力された各状態に対するバス
メトリックを各々Ｍ。

Ｍ、、Ｍｆｆ　、Ｍ、とするとパスメトリック比較器１
２ではＭ＝　ｍａｘ　（Ｍ＋　、　ＭＺ　、　Ｍｓ　、
　Ｍａ　）、Ｋ＝Σ　（Ｍ−Ｍ、）を行い、Ｋを出力す
る。復号結果が非常に確からしい場合、つまり信頼性が
高い場合には復号結果に対応する状態のバスメトリック
が非常に大きく、他のバスメトリックは小さくなるため
Ｋも大きくなるが、信頼性が低い場合にはＫも小さくな
る。つまりこのＫは復号結果の尤度を表している。

軟判定復号情報生成部９では第１図の実施例と同様にこ
のＫを最尤判定部６からの復号結果に応じて信号反転し
又は反転することなく、その復号結果に加えて軟判定復
号情報として出力する。例えば復号結果が°“１°゛の
時はＫをそのまま、°゛０”の時はＫをビット反転して
、復号結果と合わせて出力する。具体的にはＫを（ｍ−
１）ビットのデータ“Ｘｌｌ−□Ｘ−！−Ｘ＋　”で表
し、復号結果をＹｏとするとＹｏが“１”の時は°’Ｙ
、Ｘ、−。

Ｘ−−ｔ　−−Ｘｒ　”　トシテ、“０”の時は’ｙｏ
　Ｘ、−。

Ｘ５−ｆｆｉ−ＸＩ　”として出力する。これを利用す
ることにより信鎖度の高い軟判定復号が可能となる。

第３図はこの発明のさらに別の実施例である。

この例では従来のビタビ復号器にｌ、Ｏ比検出器１３と
軟判定復号情報生成部９とが付加されたものである。１
．０比検出器１３はたたみ込み符号のトレリス表現にお
ける最終段の各状態遷移に対するメトリックを検出する
ものである。つまり復号結果の信頼性が高ければ送信信
号に対応したバスメトリックだけが大きくなるから、復
号が進むにしたがってパスメモリ部５の内容は送信信号
に対応してＯ又はｌに収束して最終段では全ての状態で
１又は０となり、信頼性が低いと各状態のメトリック値 進んでもパスメモリ部５の内容はｌ又は０に収束せず最
終段でも１と０が混在する。従って、１゜０比検出部１
３で最終段の各状態の１と０との数の比を検出すれば復
号結果の光度を表すことができる。具体的には各状態の
１．Ｏの数の比を検出し、その比が予め設定された複数
の数値範囲のどこに属するかに応じて尤度情報を表わし
、比が高い程光度が高いとし、その尤度情報を軟判定復
号情報生成部９に送る。

軟判定復号情報生成部９では最尤判定部６からの復号結
果に応じてこの尤度情報を信号反転し、又は反転するこ
となく復号結果に加える。その方法の具体例は先の実施
例と同様でよい。

第４図はこの発明で得られた軟判定復号情報の利用例を
示したものであり、軟判定復号情報を多数決判定に用い
て復号信軌度を向上させる例である。例えば２ビツトの
軟判定復号情報を用いた場合の動作例について説明する
。ここでは同一符号を５回送って受信側でその多数決を
取る場合を仮定する。“００パを０、“Ｏ１°゛を０．
３３、°“１０゛を０．６６、“１１”を１と重み付け
を行い、重み付けを行った結果が０．５以上ならビに、
０．５未満なら“０”に復号するものとする。符号“′
０゛′を５回送り、伝送中に雑音その他で符号誤りが発
生して受信側では例えば（１０，１１，００，１０，０
０）に復号されたとする。従来の硬判定復号ではＭＳＢ
が復号結果だから、（１，１，０１，０）となり、多数
決をとると１と誤って判定される。この発明によれば（
０，６６＋１　十〇　＋　０．６６＋０）１５＝０．４
６となり、これは０．５より小さいからＯと判定できる
。このように復号結果のＭＳＢだけを見て硬判定復号を
すると誤って復号される場合でも軟判定情報を用いれば
正確に判定できる。

第５図は別の利用形態を示し、軟判定復号情報を用いて
誤り検出を行う例である。例えば符号長が３、符号語数
が４の符号空間Ｃ＝　（０００，１０１゜０１１、１１
０　）を例にとって説明する。この符号は最小符号距離
は２であるから周知の単一誤り検出符号となる。つまり
伝送中で１ビツトの誤りは検出できるが、２ビツト誤る
と他の符号に誤受信されるため誤りを検出できない。例
えば（０，Ｏ，Ｏ）を送信し、伝送中で２ビツトの誤り
が発生して（１，１，０）と受信されるとこれは符号空
間の１つの符号と一致し誤受信となる。ところがこの発
明を用いた場合に２ビツトの軟判定復号情報を用い、符
号空間Ｃ＝　（００００００，１１００１１，００１１
１１１１１１００）のように受信符号ＯＯだけをＯに、
１１だけを１に復号し、それ以外は誤りとして検出する
ようにすれば、例えば（０，０，０）を送信し、伝送中
で２ビツトの誤りが発生して軟判定復号情報として（１
０，１０，００）と受信されれば、１０は誤りとして検
出されるため、誤りがあったと検出することができる。

これによりこの発明を用いれば従来より誤り検出能力を
高められるので信頼性の高い復号が可能となる。

第６図はさらに別の利用例を示し、この発明のビタビ復
号器を公知の連接符号の内符号器に適用した場合である
。外符号としてはリードソロモン符号やＢＣＨ符号等の
ブロック符号を用いることもできるし、たたみ込み符号
・ビタビ復号を用いることもできる。但し、後者の場合
には誤りをランダム化するために外符号出力をインクリ
ーブする必要がある。ここでは後者を用いた場合の例を
説明する。入力データを外符号器でたたみ込み符号化し
、インタリーブをかけた後に内符号器でさらにたたみ込
み符号化を行って送信する。受信側ではこの発明による
復号器により軟判定復号情報を抽出し、それを用いて外
符号復号器で軟判定ビタビ復号を行う。外符号としてＲ
＝７／８、Ｋ＝７のたたみ込み符号を用い、光度情報と
して第３図の実施例のものを用い、その３ビ・ントの軟
判定復号情報で外符号でも軟判定復号を行い、インタリ
ーブサイズを６４　Ｘ　６４ビツトとし、ガウス雑音を
想定し誤り率特性の計算機シミュレーションを行った。

その結果外符号で硬判定復号を行った場合に比べて誤り
率を１／２〜１／３に改善できた。

（発明の効果） 以上述べたようにこの発明によれば復号結果の確からし
さを表す情報を得て復号結果と合せた軟判定復号情報を
出力することにより復号結果の高信軌度化を図ることが
可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の第一の実施例を示すブロック図、第
２図はこの発明の第二の実施例を示すブロック図、第３
図はこの発明の第三の実施例を示すブロック図、第４図
はこの発明の第一の適用形態例を示すブロック図、第５
図はこの発明の第二の適用形態例を示すブロック図、第
６図はこの発明の第三の適用形態例を示すブロック図、
第７図はたたみ込み符号器を示す図、第８図は第７図の
たたみ込み符号器のトレリス表現図、第９図は復号時に
おける生き残りパスの選択方法の例を示す図、第１０図
は従来のビタビ復号器を示すブロック図である。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. （１）たたみ込み符号を復号するビタビ復号器において
   、その復号結果の他にその復号結果の確からしさを表す
   情報（尤度情報）を生成する手段と、その、尤度情報を
   復号結果が、一方の場合に信号反転する手段と、その信
   号反転された尤度情報と一方の復号結果を合せて、信号
   反転しない尤度情報と他方の復号結果とを合わせて軟判
   定復号結果として出力する手段とをもつことを特徴とす
   る軟判定復号情報出力機能付ビタビ復号器。