JPH0388517A - 広汎性ビテルビ復号化アルゴリズム - 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】 発□明逗１１景 この発明は、通信チャネル上での送信のためのディジタ
ル情報の符号化及び復号化に関する。

チャンネル符号化は伝送の信頼性を向上させるために、
データシンボルのシーケンスへ冗長を有効に導入する手
段である。利用されている二つの原理的な技術は、ブロ
ック符号化とたたみこみ符号化である。例として１９８
３年、プレンティスホール（Ｐｒｅｎｔｉｃｅ　・ｌ１
ａｌｌ）のニス・リン、デー・ジェイ・コステロ（Ｓ、
　Ｌｉｎ　ａｎｄ　Ｄ、　Ｊ、　Ｃｏ５ｔｅｌｌｏ）の
“エラーコントロールコーディング・ファンダメンタル
ズ　アンド　アプリケージョンズ（ＥｒｒｏｒＣｏｎｔ
ｒｏｌ　Ｃｏｄｉｎｇ−Ｆｕｎｄａｍｅｎｔａｌｓ　ａ
ｎｄ　Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ）”を参照のこと。

工旦ヱ迭葺号 二進ブロック符号は、ｋ個の情報ビットに（ｎｋ〉個の
検査ビットを付加することによって作成される。これは
、通信チャネルでの伝送のためにｎビットのブロックを
形成するためである。そして、これらｎビットのブロッ
クは通常変調方式（例えば振幅変調、周波数変調、位相
変調及びパルス変調）を用いてチャネルへ送り出される
。チャネルの末端の受信機において、復調された後、元
のに個の情報ピントの評価は、（ｎ−ｋ）個の検査ビッ
トによって導入された冗長を含み、受信した符号シーケ
ンスを用いることによって作成される。

受信されたｎピントに対する決定は、数種の任意の系と
、いくつかの受信したビットの非量子化評価（符号化の
柔軟決定〉の利用と、他には受信ビットの量子化評価（
符号化の厳密決定）を用いることによって威され得る。

能率的な符号化の柔軟決定が、完遂させるべく探索され
る場合、ブロック符号が簡単に実行できるにもかかわら
ず、従事者はいくつかの難点を示すことを見い出した。

付加的な白色ガウス雑音チャネル上では、符号化の厳密
決定（受信した値の二進数化した値を用いること）は符
号化の柔軟決定と比較すると約２３ｄＢの動作損失の結
果が得られる。このことは、０ 符号化の柔軟決定を用いた時には、伝送に要求される出
力は２−３ｄＢ低くできるということである。

１９７９年、マンクグラウーヒル社（ＭｃＧｒａｗ−旧
１１）発行のニー・ジェイ・ビデルビとジェイ・ケイ・
オムラ（Ａ、　Ｊ、　Ｖｉｔｅｒｂｉ　ａｎｄ　Ｊ、に
、　Ｏｍｕｒａ）による“プリンシプルズ　オブ　ディ
ジタル　コミュニケーション　アンド　コーディング（
Ｐｒｉｎｃｉｐｌｅｓｏｆ　Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｃｏｍｎ
＋ｕｎｅｃａｔｉｏｎ　ａｎｄ　Ｃｏｄｉｎｇ）″を参
照のこと。

符号化の厳密決定と共に、ブロック符号の最小ハ逅ング
（ＨａｌＩｎ＋ｉｎｇ）距離構成を誤り訂正と誤り検出
とを併用するために用いることは良く知られている。こ
れは、復号器が誤りを含む受信したすべての符号を復号
しない、不完全な復号処理を用いて威し遂げられる。従
って、誤り検出は復号の失敗によって達成できる。

粗い柔軟決定（論理的零、論理的１、又は消去）がチャ
ネル出力において利用できる時の、複雑さにおける有意
な増加なしにブロックコードに対して改善された誤り検
出と訂正を実行するための方１ 法が存在する。例えばニューヨーク、ジョン・ウィルキ
ー・アンド・サンズ社ＣＪｏｈｎ　ｈｉｋａｙ　＆　５
ｏｎｓ。

Ｎｅｗ　Ｙｏｒｋ）発行の、ニー・エム・ミシェルソン
とニー・エッチ・レベスキュ−（Ａ、　Ｍ、　Ｍｉｃｈ
ｅｌｓｏｎａｎｄ＾、　Ｈ，Ｌｅｖｅｓｑｕｒ）の“エ
ラー　コントロールテクニクス・フォー　ディジクル　
コミュニケーション（Ｅｒｒｏｒ　Ｃｏｎｔｒｏｌ　Ｔ
ｅｃｈｎｉｑｕｅｓ　ｆｏｒ　ＤｉｇｉｔａｌＣｏｍｏ
＋ｕｎｉｃａｔｉｏｎ）を参照のこと。

友だ立圭立葺号 たたみこみ符号は、線形代数機能発生器と接続されてい
るシフトレジスタに情報シーケンスを通すことにまり生
成される。そして、この機能発生器の出力は、その時符
号化された出力シーケンスを生成するために選択的に結
合される。

ビデルビ・アルゴリズムは、たたみこみ符号の復号化の
ためにニー・ジェイ・ビデルビ（Ａ、　Ｊ。

Ｖｉ　ｔｅｒｂｉ）が導入したアルゴリズムで、１９７
９年ＩＥＥＥ　Ｔｒａｎｓ、　ｏｎ　Ｉｎｔｏ、Ｔｈｅ
ｏｒｙ　Ｖｏ／ＩＴ−Ｂ　２６０真から２６９頁掲載の
“エラー・バウンズ　フォーコンポリューショナル　コ
ース　アンド　アン２ アシンブトティカリ−オプティマム　デコーディング　
アルゴリズム（Ｅｒｒｏｒ　Ｂｏｕｎｄｓ　ｆｏｒＣｏ
ｎｖｏｌｕｔｉｏｎａｌ　Ｃｏｄｅｓ　ａｎｄ　ａｎ　
Ａｓｙａ＋ｐｔｏｔｉｃａｌｌｙ）　”に述べられてい
る。このアルゴリズムは、１９７３年Ｐｒｏｃｅｅｄｉ
ｎｇｓ　ｏｆ　ｔｈｅ　ＩＥｆ！Ｅ　％　Ｖｏｌ、　ｌ
　６　２６８頁から２７８頁に掲載のジー・デイ−・フ
ォーニージュニア（Ｇ、　Ｄ、　Ｆｏｒｎｅｙ　Ｊｒ、
）の１ザ・ビテルヒアルゴリズム（Ｔｈｅ　Ｖｉｔｅｒ
ｂｉ　Ａｌｇｏｒｉｔｈｍ　）　　″にも又述べられて
いる。

ＩＢＥＥ　Ｔｒａｎｓ　ｏｎ　Ｉｎｆｏ　Ｔｈｅｏｒｙ
、　Ｖｏｌ、　ＩＴ−１８，１９７２年の３６３頁から
３７８頁に掲載の“マキシマム　ライクリフッド　シー
ケンス　エスティメーション　オブ　ディジタル　シー
ケンシズイン　ザ　プリセンス　オブ　インターシンボ
ルインターフエレンス（ＭａｘｉｍｕＩＩＩＬｉｋｅｌ
ｉｈｏｏｄ　ＳｅｑｕｅｎｃｅＥｓｔｉｍａｔｉｏｎ　
ｏｆ　Ｄｉｇｉｔａｌ　５ｅｑｕｅｎｃｅｓ　ｉｎ　ｔ
ｈｅ　Ｐｒｅｓｅｎｃｅｏｆ　Ｖｎｔｅｒｓｙｍｂｏｌ
　Ｉｎｔｅｒｆｅｒｅｎｃｅ）″において、フォーニー
（Ｆｏｒｎｅｙ）は、ビデルビアルゴリズムは、トレリ
ス符号のための最大見込みの復号化アルゴリズムであり
、符号量干渉を有するチャネルを等３ 価するために用いられる。ビデルビアルゴリズムは、ト
レリス（ｔｒｅｌｌｉｓ）符号化変調の復調としても又
用いられてきた。１９８２年１月ＩＥＢＥ　Ｔｒａｎｓ
ｏｎ　Ｉｎｆｏ　Ｔｈｅｏｒｙ＋　Ｖｏｌ、　ＩＴ−２
８，５５頁から６７頁掲載のジー・アンガーボックの“
チャネル　コーディング　ウィズ　マルチレベル　フェ
ーズシグナルズ（Ｃｈａｎｒｅｌ　ＣｏｄｉｎｇＷｉｔ
ｈ　ＭｕｌｔｉｌｅｖｅｌＰｈａｓｅＳｉｇｎａｌｓ）
　　”を参照のこと。ビデルビアルゴリズムは部分応答
連続位相変調の復調としても又用いられてきた。

１９８６年プレナムプレス（Ｐｌｅｎｕｍ　Ｐｒｅｓｓ
）発行の、フォー・ビー・アンダーソン、デイ−・ニー
・アラリンそしてシーイーサンドベーグ（Ｊ、　Ｂ。

Ａｎｄｅｒｓｏｎ、　Ｔ、＾ｕｌｉｎ　ａｎｄ　Ｃ−Ｅ
、　Ｓｕｎｄｂｅｒｇ）の“ディジタル　フェーズ　モ
デュレーション（ＤｉｇｉｔａｌＰｈａｓｅ　Ｍｏｄｕ
ｌａｔｉｏｎ）Ｔ′を参照されたし。

このように、ビデルビアルゴリズムはたたみこみ符号の
復号化に用いられるだけでなく、−船釣にトレリス状の
構成によって特徴付けられるすべての、他の符号や伝送
技法に有利に用いられる。

４ 複雑で、低復号化であったとしても、柔軟復調出力を用
いるたたみこみ符号と、ビテルビアルゴリズムを有する
最大見込み復調によって良い結果が得られる。上記のリ
ンとコステロの引例を参照されたし、一般に、たたみこ
み符号は連続的なデータ伝送に用いられる。しかしなが
らデータをブロックにフレーム化しおよびブロックを限
定することにより、たたみこみ符号が非系統的なブロッ
ク符号を設計するのに使用され、それはそのときビテル
ビアルゴリズムによって最適に符号化され得る。

しかしながら、ブロック符号に類似しないものであって
も、たたみこみ符号とトレリスを基にした構造のための
最大見込み復号器は、受信した符号シーケンスすべてを
復号する。従ってたたみこみ符号の復号器は信号に対し
て、潜在する復号誤り事象に対する警告能力に欠ける。

現発明は、信号に対して潜在する誤りを合図する手段を
含むことによって、この様な最大見込み復号器を改良す
ることにある。

５ 標準ビテルビアルゴリズムの種々の一般形は文献に提示
されている。１９７４年７月インフォメーション　アン
ド　コントロール（Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎａｎｄ　Ｃ
ｏｎｔｒｏｌ）、２５の２２２頁から２６６頁に掲載の
“コンポリューショナル　コーズ■・マキシマム　ライ
クリフッド　デコーディング（Ｃｏｎｖｏｌｕｔｉｏｎ
ａｌ　Ｃｏｄｅｓ　ＩＩ　：　Ｍａｘｉｍａｍ　ｌｉｋ
ｅｌｉｈｏｏｄＤｅｃｏｒｄｉｎｇ）　”及び１９７４
年７月インフォメーション　アンド　コントロール（Ｉ
ｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　ａｎｄＣｏｎｔｒｏｌ）　２５
の２６７頁から２９７頁に掲載の“コンポリューショナ
ル　コーズ■：シーケンシャル　デコーディング（Ｃｏ
ｎｖｏｌｕｔｉｏｎａｌ　Ｃｏｄｅｓ　ｍ　：５ｅｑｕ
ｅｎｔｉａｌ　Ｄｅｃｏｒｄｉｎｇ）　　”では、２つ
の最大見込み復号器が提案され、連続的復号技術への解
析への洞察を得る目的に制限されている。

１９８０年９月、Ｉｔ！ＥＥ　Ｔｒａｎｓ、　Ｉｎｆｏ
、　ＴｈｅｏｒｙＩＴ−２６５４０頁から５４７頁掲載
のヤマモトアンド　イト−（Ｙａｍａｍｏｔｏ　ａｎｄ
　Ｉｔｏｈ）の、′ビテルビ　デコーディング　アルゴ
リズム　フオーコンボリューショナル　コーズ　ウィズ
　リピー６ ト　リクエスト（Ｖｉｔｅｒｂｉ　Ｄｅｃｏｒｄｉｎｇ
　Ａｌｇｏｒｉｔｈｍｆｏｒ　Ｃｏｎｖｏｌｕｔｉｏｎ
ａｌ　Ｃｏｄｅｓ　ｗｉｔｈ　Ｒｅｐｅａｔ　Ｒｅｑｕ
ｅｓｔ）には、又、ＡＲＱアルゴリズムが提案されてい
る。

これは、幾つかのチルリス・レベルにおいて、すべての
状態への最良のパスが、すべての状態への第２の最良パ
スに対して“接近しすぎる”時にはいつでも、繰り返し
のための要求に対して合図を行なうというアルゴリズム
である。しかながら、これらは包括的な第２の最良パス
およびそれらのＡＲＱ策略におけるより下位な最良パス
をも見い出せないか、もしくは明確に利用できない。ヤ
マモト・イト−アルゴリズムは、連結した符号化理論に
対して効果的に利用される。内部符号は、柔軟ビテルビ
復号化を有するたたみこみ符号である。

外部符号は、広汎性ビテルビアルゴリズムの利用によっ
て内部復号器出力時に符号消去情報が供給される、誤り
を訂正、消去するリード・メロモン符号（Ｒｅｅｄ　Ｓ
ｏｌｏｍｏｎ　Ｃｏｄｅａ）である。

１９８７年１２月、ＩＥＥＥ　Ｔｒａｎｓ、　Ｉｎｆｏ
、　Ｔｈｅｏｒｙ８６６頁から８７６頁に掲載の“ア　
リスドータエフ イブ　リデュースト　コンストレイント　ジエネラリゼ
イション　オプ　ビテルビ　アルゴリズム（Ａ　Ｌｉ５
ｔ−Ｔｙｐｅ　Ｒｅｄｕｃｅｄ−Ｃｏｎｓｔｒａｉｎｔ
　Ｇｅｎｅｒａｌｉｚａｔｉｏｎｏｆ　Ｖｉｔｅｒｂｉ
　Ａｌｇｏｒｉｔｈｍ）”において、ハシモト（Ｈａｓ
ｈｉｍｏｔｏ）は、ビテルビアルゴリズムと特別な場合
のいわゆるＭ−アルゴリズムを含む、拘束性が減給され
たリスト型のビテルビアルゴリズムの一般形を提案した
。

このアルゴリズムの目的は従来のビテルビアルゴリズム
のわずかな複雑さに対して、復号化の複雑さを保持され
、状態信号を圧縮することによる誤りの伝搬を避けるも
のである。再び、生き残りの明白な用途そのものが最良
である最終復号化の後にされ、従って、リスト復号化ア
ルゴリズムではない。

発」影と４１ 現発明は広汎性ビテルビアルゴリズムのファミリーを提
供するものである。これら広汎性ビテルビ・アルゴリズ
ムはたたみこみ符号の柔軟・又は厳密復号化において現
在開示されたものに適用さ８ れる。しかし、これらは、ブロック・コードや、その他
のコード、各種の変調技術、そして、他のトレリスが基
になっている構成に対しても等しく適切に適用する。さ
らに言えば、広汎性ビテルビアルゴリズムは、ここで開
示されている実例となる実施例において、たたみこみ符
号化された復調器からの非量子化柔軟決定を有するたた
み込み符号化データに対して誤り検出を訂正の結合を実
行するために用いられる。

現発明の一形態に従うと、データはフレームと呼ばれる
固定サイズのブロックに伝送される。長さと判定は、復
号器においてフレーム同志側々に行なわれる。伝統的な
ビテルビ・アルゴリズムの場合の様に、現発明の広汎性
ビテルビ・アルゴリズム復号器は、最大見込みシーケン
スを放出する。

しかしながら、それは、もし、決定が信頼性のある（高
い確立で訂正する）が、信頼性か無いかの指示を出すた
めに復号されたフレームへフラグをも付ける。この信頼
性決定は、等２最類似シーケンスおよび随意的には、よ
り下位の見込みと比較９ して最も類似なシーケンスに対する測定された訂正の見
込みにもとづいている。出力がフラグされており、デー
タが音声信号を表すものであった時は、優先のフレーム
復号化は内容フレーム冗長度を基になれれる。同様に、
非音声データ通信システムの場合、消去情報は、送信機
からのフレーム繰り返しの信号として用いることができ
る。

代わるべきものとして、広汎性ビテルビ・アルゴリズム
は消去の事象においてＬ個の最良候補を放出することが
できる。内部フサーム冗長度は、その時、音声復号のた
めにＬ個の放出された候補から、最良候補を選択するた
め用いられる。

現発明の広汎性ビテルビ・アルゴリズムのもう１つの応
用は自動繰り返し要求システムである。

この応用例では、データのブロックは加えられたパリテ
ィビットを用いて普通の様式で最初に符号化される。こ
の全体に増加されたブロック（データとパリティビット
）は、その時、現発明の広汎性ビテルビ技法によって、
復号化に対して順従なたたみこみ符号を用いることで符
号化される。も０ し、受信機において、広汎性ビテルビアルゴリズムによ
って生成される最良候補が、普通のパリティ検査技法に
よって決定されるような正しいパリティを持つことが判
明すると、データビットは正しい状態であると決定され
る。もし、広汎性ビテルビアルゴリズム復号化からの最
良候補がパリティ検査上で、正しくないという結果が生
じたら、広汎性ビテルビアルゴリズム復号器は第２最良
候補を問う。もし、この第２最良候補がパリティ検査を
首尾よく通過するとしたら、その時はこれらデータビッ
トは正しいものと判断される。以前のこの分野の技術は
、再送信するための時間消費はパリティ検査のための新
しい候補を提供するために必要とされる。パリティが検
査された時に“良”（直示的には“より類似の”）候補
が、正しいという結果を生成するのに失敗した場合、第
３及び以下に続く候補が、再送信の必要性を避けるため
に同様に使用され得る。

以下の記述を通して、“フレーム”及び“ブロック”と
いう語句は、平行して用いられる。つまり、音声伝送“
フレーム”はチャネル符号化のために先頭に付加された
音声の一処理セグメント（典型的には１６ミリ秒（ｍｓ
））を表現するために用いられる。副フレーム伝送及び
データ伝送には、“ブロック”が用いられる。

“広汎性ビテルビアルゴリズム（ＧＶＡ）　　″の語句
は、良く知られたビテルビアルゴリズムの一般形を意味
し、現発明に従うと、広汎性ビテルビアルゴリズムはた
たみこみ符号化されたデータの（典型的雑音）フレーム
（又はブロック）に対応するＬ個の最良候補符号化のリ
ストを放出することができる。この、広汎性ビテルビア
ルゴリズムに組みこまれたビテルビアルゴリズムの一般
形はより詳細に以下で述べる。

並列型広汎性ビテルビ・アルゴリズムは、直列型広汎性
ビテルビアルゴリズムが前の第ｘ−を最良候補の認識を
基に第１！最良候補を反復的に放出する間に、Ｌ個のす
べての候補を一勢に同定する２ ものである。

柔軟判定復号化とは、チャネル復調器の出力における非
量子化（又は不完全量子化）情報を基にした実行可能符
号シーケンスの組の内の一つの割り当てのことをいう。

したがって、例えば、チャネルから、受信したノイズを
含んだ信号は、各々の実行可能符号ワードに対応する調
和フィルタの一組へ印加される。この調和されたフィル
タの出力は、その時比較され、最大に調和したフィルタ
出力に一致する符号ワードが受信した符号として選択さ
れる。ここでいう“最大”とは典型的には受信した符号
ワード中の各ビットと一致するサンプルの機能として最
大であることを意味する。例えばマンクグラウヒル社（
ＭｃＧｒａｉｍ−旧１１）のジェイ・ジ−プロアキス（
Ｊ、Ｇ、　Ｐｒｏａｋｉｓ）による“ディジタルコミュ
ニケーションズ（Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａ
ｔｉｏｎｓ）を参照されたし。

厳密決定復号化とは、受信したビットの各々に対応する
サンプルが量子化される（たいてい０又は１の２つ）チ
ャネル信号の復号化のことをいう。

３ 上記プロアキス（Ｐｒｏａｋｉｓ）　２６５頁以下を参
照されたし。

ビールビアルボ１ズム 第１図は広汎性ビテルビアルゴリズムが本件発明の重要
な形態に従って有利に利用されている方法を説明してい
る。

第１図には、情報をデータ源１００から伝送チャネル１
３０を通って受信位置へ通信するためのシステムが示さ
れている。もし、このシステムに対し音声信号が用いら
れる場合には、データ源１００はこの様な音声信号をデ
ィジタル信号のフレームへ変換させる、周知の手段を含
むであろう。

ブロック符号器１１０は適切な冗長、つまりパリティ検
査ビットを加えるために用いられ、これは、データ源１
１０の出力に接続され、前述のデータ源１００の前に接
続される。任意の標準形であるブロック符号器１１０は
、例えば上記リンとコステロの参照に述べられている。

本件発明のすべての応用がブロック符号化に有利に用い
られる訳ではないので、ブロック符号器１１０は随意的
４ なものとして第１図に示されている。

たたみこみ符号器１２０は標準設計のものであり、当業
者によってデータ速度を伝送チャネル特性のようなシス
テムパラメータにもとづいて選択されよう。第２図は、
本件発明の広汎性ビテルビアルゴリズムを以下に説明す
るために述べられるたたみ込み符号器を示している。

変調器１２５は伝送チャネル１３０上に適合する任意の
形である。一般に、チャネル１３０はノイズ及び他の損
傷、例えば周波数及び位相歪みを示し、他の種々のフェ
ーディング特性を示す。適切な場合つまり、重要チャネ
ルのフェーディングが予期された場合、復調（あるいは
符号化）処理の一部として、隣接フレームから情報をイ
ンターリーブすることは便利となる。これは、複数性の
フレームを介するフェード効果を分散する機能を有する
。したがって、任意の信号フレーム上の効果を小さくす
る。この様な技法はこの技術分野では良く知られている
。

第１図における復調器１４０は変調器１２５に５ よって提供された変調に対して相補的な動作をする標準
の復調を行なう。復調器１４０からの出力は、復号器１
４５へ供給される。復号器１４５は、数種の応用では、
ブロックエンコーダ１１０に対して相補的な、随意のブ
ロック符号器を含むことができる。しかし、このブロッ
ク符号器は第５図との関連において以下でより詳しい記
述をするため、現記述では説明を省く。同様に、もしイ
ンターリーブ、又はビット（符号）の集合が送信機へ適
用されるとしたら、その時、この過程は、受信機におい
て標準形のデ・インターリーブによって逆になる。ブロ
ック１５０は後により詳しく述べられる、広汎性ビテル
ビアルゴリズムを示している。現目的のためには、復号
器１５０がデータ源１００によって実際に伝送されたデ
ータシーケンスの最大見込み候補を提供することに注意
すれば十分である。加えて、復号器１５０は又候補が復
号器において利用できる他の実行可能候補より類似であ
るか否かを指示するための表示（又はフラグ）を提供す
る。

６ もし、伝送される情報が音声情報である場合には、音声
信号の符号化されたフレームは、決定ブロック１６０、
ブロック１７０．１８０によって表わさる機能に従って
処理される。もし、伝送される情報が任意（音声ではな
い）のデータであるとしたら、ブロック１８５．１９０
及び１９５によって示される操作が関係するであろう。

いずれの場合においても検査は、候補データシーケンス
に帰されるべき信頼性度合を示すグラフの表示に対して
なされる。

ブロック１６０において示された検査が“フラグセット
無し”の結果を生じた時、この候補シーケンス（音声情
報の復号されたフレーム）は受け入れられる。もしフラ
グが見つかったら、フレームは受け入れられない。その
代わり、音声情報のフレームの再判断を受け負わされる
。これは、音声通信中のフレームからフレームへ存在す
る冗長度を用いることで典型的に完遂される。この様な
再判断の特殊な技法を以下に述べる。

似た方法で非音声情報を処理中でブロック１８５７ によって示される検査が実行されている時に、フラグセ
ット無しであった時は、その非音声情報のフレームは受
け入れられる。

ブロック１８５によって示された検査が威される時にフ
ラグがセットされているが見い出されたとしたら、その
時は訂正動作、典型的には伝送位置に送り戻されるブロ
ックの再送信要求が適用される。これは第１図の１９０
として示されている。

ブロックエンコーダ１１０によって導入されるフレーム
内冗長度を用いたの好ましい選択を以下に述べる。

ビールビアルボ　ラムの 広汎性ビテルビアルゴリズムの並列及び直列型を実行す
る技法を述べる。並列型の広汎性ビテルビアルゴリズム
に対してＬ個の最類似候補を確認する仕事がたたみこみ
のビテルビ・アルゴリズムとは多少異なる構造を持つト
レリスを通る一つのバスで達成される。直列のアルゴリ
ズムは、通常のビテルビアルゴリズムと関連する同じ複
雑な要素を持つトレリス構造を通る連続的なパスを用い
８ て実行される。

アルゴリズムは４つの状態の能率Ｒ＝％たたみこみ符号
が例として説明される。他のコードに対する一般形は、
容易に追従する。全体を通して、記述的フレーム化され
たたたみこみ符号を用いて進め、（−膜性を損なうこと
なく）ここでは、たたみこみ符号に関連するトレリスは
一つの既知状態に終結する。これは、通常手法において
、データブロックの終りにＭ既知情報（典型的にはＯ）
を加えることによって連成される。

第２図を参照すると、符号器例が示されているビットの
入力シーケンスは、入力２００へ時間ごと１ビツトが印
加される。これらビットは、シフトレジスタステージ２
１０を通過し、順番に、シフトレジスタステージ２２０
を通過する。第２図に示されているように、シフトレジ
スタステージの入力と出力を、排他的論理和回路２３０
と２４０は入力として受け取り、これら出力はノード２
５０と２６０上に表われる。マルチプレクサ２７０は各
々の入力ビツト周期の間、これら出力ノード９ （ノー１２６０が最初）のサンプルを取る。したがって
、マルチプレクサ２７０は、ノード２８０において、入
力ビットが、入力ノード２００へ供給される割合で２度
、出力ビットを提供する。これは能率Ｒ＝％を定義する
。入力データは等しい確立を有するＯと１の値を取る。

チャネル符号器の出力は、Ｏ−＋１；１→１という写像
に従って符号＋１と−１へ写像する。

より一般的にはたたみこみ符号器は３個の要素から威る
集合（ｎ、に、Ｍ）によって特徴づけられる。ここで、
ｎはすべてに個の入力ビットのための出力ビットの数、
Ｍはシフトレジスタ中のにピントステージの数を示す。

この特徴を用いると第２図の符号器は（２，１，２）符
号器である。

良く知られている様に、たたみこみ符号器の動作は、ト
レリスダイアダラムか状態ダイアフラムかステージテー
ブルのいずれかの表現によって完全に記述され得る。

第３図は第２図の符号器の状態ダイアダラム（トレリス
に相当する第ｉステージと同等）であ０ る。２つのシストレジスタがあることから、第３図に示
す様に、４つの実行可能状態、ＳｏからＳｆが存在し、
それぞれにビットパターン００．０１．１０、及び工１
が存在する。第２図のエンコーダが二進たたみこみ符号
器であるから、それぞれの状態に２つの出入りの分校が
存在する。入力ビットは状態移行を決定する。第３図の
トレリス区分は、等ｉトレリスレベル（時間ｉ−１での
状態から時間ｉでの他の状態への移行に相当）を示す。

長さＮの符号のための第２図の符号器の全トレリス又は
第４図に示されている。ここで、Ｎはに一ビツト情報副
ブロック（例としてに−１〉の数を示す。各ステージｉ
において、下向き分校が１の入力に相当する一方、時間
ｉにおいて状態をそのままにする上向き分校は０の入力
に相当する。

このトレリスはＮ＋Ｍ＋１個と等しいステージの数を持
ち、引用した例では８コのステージを有すると見ること
ができる。仮定された様に、シーケンスの符号化は常に
３０で始まり、Ｓｏへ戻る。

従って、入力シーケンス０００００００　（５つの１ 情報ビットとＭ＝２のフレームを終了させるための零値
にされた“尾”ビット）に対しては第２図の符号器によ
って生成された符号化シーケンスはｏｏ　　ｏｏ　　ｏ
ｏ　　ｏｏ　　ｏｏ　　ｏｏ　　ｏｏである。

符号化の記述およびトレリス構造の語によって便宜的に
述べられた他の文章において、いつものように典型とし
て総零シーケンスを用いることは、便利さを提供する。

追従の結果は一般性においてこれらによって制限されな
い。

たたみこみ符号器への入力シーケンスはＵ＝　　（Ｕｌ
　　・・・　ＵＮ） ここで、Ｕ、はにビット副ブロックである。−リーは配
列−Ｙ−への末端の後符号化される ■＝ （ｖ、・・・ｌｖＮ４Ｍ） ここで、 ■。

はｎピント副ブロックである。

出力 ２ の末端はＭ既知ｎビット副ブロックから戒る。

この符号化したシーケンスは、その時チャネルを通して ｒ””　（ｒｌ＋”・＋１８４Ｍ） として送信、受信される。

王の復号化において、ビテルビアルゴリズムはログ尤度
関数１１ｏｇ　（ｒ　ｌ　Ｖ）を計算する。この７！ｏ
ｇＰ　（ｒ　ｌ−￥−）は用いられている符号に関連す
るトレリスの、パスＶに関連する距離として知られてい
る。この距離はパス−Ｙ−の分校に対応する個々の分枝
距離７！ｏｇＰ　（ｒＩ　Ｖ）の総和として計算される
。パスの最初の１分校の部分パス距離は、その時 Σ１ｏｇＰＣｘ　ｌ　Ｖｔ） として計算される。

ビテルビは、最尤度シーケンス（すなわち、トレリスを
通る最大尤度パスと関連するシーケンス）は、ある時間
における一つの分枝の反復仕様中の３ 処理ｒによって見い出すことができる。それぞれのステ
ップにおいて、各々の状態にはいるすべてのパスの距離
が比較され、そして最大距離（生存と称する〉を有する
パスが、距離として記憶される。伝送シーケンスのため
の最大尤度候補に達することに使用されるこの詳述した
計算は、上記のリンとコステロの本の様な参照文献に見
い出すことができるので、ここでは再述しない。

この記述は従ってメモリのないチャネルを仮定する。し
かしながら、もし、チャネルがメモリを持っているとし
たら、その時はインターリーブとして知られる技法が、
上記の様に、信号をあるフレームから近くのフレームへ
の分配するのに用いることができる。これは、受信機に
おける非インターリーブ上において、受信された１つ又
は数個の隣接したフレームからの有益な情報を消去、又
は極端に劣化させてしまう誤りを、分散する効果を持っ
ている。（ｔｏ　ｂｅ　ｃｏｎｔｃｎｕｅ）従って、こ
の様なチャネルが遭遇したとき、第１図中の変調器１２
５が、実際のチャネル変調の４ 前に、この良く知られたインターリーブ機能を組み込む
ことを考慮するのは便利となる。同様に、復調器１４０
は、変調の前に、信号の順序を再記憶するためこのイン
ターリーブの逆をこの場合は含む。

メモリを表示しているチャネルにおいては、トレリスを
通る一部及び完全なパスの距離は、一般に、再尤度測定
と対応せず、むしろ品質又は良さの他の等価ないくつか
の測定に対応することに注意すべきである。

この様な距離は、この分野の多くの普通の応用において
良く知られている。

の　　　ビールビアルボ１ズム ノイズを付加された受信配列のためのＬ個の最類似既伝
送シーケンスの計算を実行するステップは、並列形の広
汎性ビテルビ・アルゴリズムを用いて記述されるであろ
う。広汎性ビテルビアルゴリズムが基になっている重要
な発見は、包括的なＬ個の最良復号候補を見つけるため
に、すべてのレベルにおいての各々の状態へのＬ個の最
良候補５ を見つけ又保持することが必要でかつ十分であるという
ことである。

この発見は、Ｌ＝２の場合において立証される。

特に、２つの包括的最良パス（つまり完全トレリスへ移
行するパス）を放出するためには、すべてのトレリスレ
ベルにおいてのそれぞれの状態への２つの最良パスを見
つけ、又は保持することが必要十分であることが示され
るであろう。

この必要条件は以下の事実による。つまり、包括的な第
２の最良パスは、少なくともトレリスの一部を包括的最
良パスとは異なるという事実である。最後に、それはあ
る時間において最良パスを再合流する。もし、この再合
流が生しる（優先が知られていない）状態への第２の最
良パスが見い出せなければ、その時、包括的第二の最良
パスは全く知られないのである。

この十分条件は以下の事実による。つまり候補、すなわ
ち、より良い距離を有する第２の最良候補が存在すると
いう理由から第３最良候補（又はより下位〉は第２の最
良候補となるための生き残り６ （サバイバ）にはなり得ないということ事実である。こ
の二つの最良パスを計算するために要求される処理をこ
れから述べる。

復号化は時間ｉ＝０で始まる。ここで、見い出された最
良パス及び第二の最良パスの累積距離は、知られた初期
状態に対してはＯに初期化され、残りの状態に対しては
非常に大きい負の値に初期化される。時間ｉ−１で３０
（ｉ−１１（上付きは、時間を示す）への２つの最も類
似するパスが、見い出されたと仮定する。時間ｉでは、
Ｓｏ。）を出発する４つのパスが存在しそれはＳ。“−
１）と３１（ｉ−１１の各々からの２つのパスである。

からＳｏ。）への拡張は、 Δλ””　ｒ４１　’　Ｘｉｌ　＋ｒ４２°Ｘ　ｉ　２
＝ｒｉ　Ｉ　十Ｘ　ｉ　２ Ｓ　０　（・−重） によって与えられる増加距離の計算を必要とする。

ここで、それぞれトレリスレベル〈又はステージ）ｉに
おいてｒ！ｌとｒ＝ｚは受信符号（実数）であり、Ｘ　
ｉ　１％　Ｘ　ｉ　２はトレリス分枝符号（＋１又は−
１；７ ＋１、＝１又はＳｏ（”−０から３０″への移行のため
のもの）である。この増加距離は、３．（＋−１１にお
いて、二つの生き残りの累積距離に加えられる。従って
、３ｏ（＋−１１から３０（ｉ）へ拡張する２つのパス
の累積距離が与えられる。同様の計算はＳ、＋＋−１１
からＳ。。）への二つのパスの拡張まで行なわれる。

４つの拡張の外側においては、最も高い累積距離を有す
る二つのパスが、さらなるＳ。′）への拡張のために選
ばれ、保持される。同様の計算が他の状態すべてについ
て行なわれる。最終的に、このチルリスは、既知の状態
へ収束し、この状態に収束する２つの残ったパスが最大
類似候補及び第２最大類似候補（命令のパス距離を有す
る）として放出される。これらは最良のパス及び第２最
良パスと呼ばれる。

このＬ個の最大類似候補を見つけるためのアルゴリズム
に対するこの例の拡張は、Ｌ個の最大類似候補がすべて
のレベルで各々の状態のために見い出されることを要求
する。二進数において、能８ 率１／ｎ　（ｎ≧２〉のたたみこみ符号には、それから
最良のＬ個が選択されるそれぞれの状態に到達する２Ｌ
個のパスが存在する。

非二進数トレリスを有する高能率符号への一般化はすで
に完成している。例えば１９８７年プレンティスホール
（Ｐｒｅｎｔｉｃｅ　Ｈａｌｌ）のニス・ベネデソト（
Ｓ、　Ｂｅｎｅｄｅｔｔｏ）他著の“ディジタル　トラ
ンス５ソシヨン　セオリー（Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｔｒａｎ
ｓｍｉｓｓｏｎＴｈｅｏｒｙ）　　”を参照のこと。こ
れには、このような高能率符号の記述がある。

同様に、規則的なコードを基にした高能率なたたみこみ
符号へのこれら技法の応用は簡単である。

１９８８年４月ＩＥＥＥ　Ｔｒａｎｓ、　Ｃｏｍｍ、Ｖ
ｏｌ　Ｃ０Ｍ−３６，３８９頁から４００頁に掲載のハ
ゲナウア（Ｈａｇｅｎａｕｅｒ）の“レート　コンパチ
ブル　パンクチコード　コンポリューショナル　コーズ
　アンド　ゼア　アプリケーションズ（Ｒａｔｅ　Ｃｏ
ｍｐａｔｉｂｌｅＰｕｎｃｔｕｒｅｄ　Ｃｏｎｖｏｌｕ
ｔｉｏｎａｌ　Ｃｏｄｅｓ　（ＲＣＰＣＣｏｄｅｓ）ａ
ｎｄＴｈｅｉｒ　Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ）”を参照
のこと。これには、この様子符号が述べられている。

９ アルボ　ズムの 大きさ２１″Ｘ　（Ｎ＋Ｍ）のＬ個のアレーを維持する
ことは、並列型の広汎性ビテルビアルゴリズムの実行に
おいて、便利さを提供する。ここで、２Ｍは状態の数で
あり、Ｎは１フレーム当りの情報ビットの数である。第
１配列中の第ｉｊの入口は、Ｅｉｊと表示され１−≦−
ｉ＜２’；１至ｊ−≦−（Ｎ＋Ｍ）である。Ｅｉｊは状
＠５ｔ−１と時間瞬間ｊにおける第１最良パスの軌跡の
記録である。このパスの軌跡は （ｉ）時間ｊ−１におけるパスによって生しる状態、お
よび （ｉｉ　）時間ｊ−１におけるパスによって生じる状態
の最良ｌ生き残り比較順位 によって完全に明記される。この情報はアルゴリズムの
第１の“前方”通過の間に評価される。この第２のステ
ップは本質的には終了追跡ステップであり、ここで、我
々は第Ｃの最良候補を放出し、又放出された最初の情報
ビットはトレリスレベルＯ Ｎに対応し、放出された最後のビットはトレリスレベル
Ｌ（時間的逆転シーケンス）に対応する。

以下の二者択一の実行は第２の最良パスを見つけるため
の記憶装置を縮少させる結果となる。こ実行では、第２
の最良パスが、最良パスから分岐した後、第５図Ａに示
されている様に後の時間で再合流し、二度と分岐しない
という事実に基づいている。

これは再合流（第５図Ｂに示す様な〉の後であるという
理由から最良パスは存在しているトレリススパンを介し
て最高の距離を持つことになる。

この様な、再合流の後の最良パスからの分岐は（第５Ｂ
図に示されるように）、分岐なしの候補より小さく　（
良くない）距離を有する候補に帰着するであろう。これ
を意にとめれば、２つのアレーつまり２’　Ｘ　（Ｎ＋
Ｍ）の主要パス状態アレーと大きさ２Ｍ×１の補助アレ
ーを保持することは便利さを提供する。

主要パス状態アレーの入口Ｅ　ｉ　ｊは時間ｊにおける
状Ｇ５１−１に収束する最良パスの軌跡の概要で１ ある。軌跡はこのパスによって時間ｊ−１において生七
る状態によって、唯一特定される。

補助アレーの第ｉ１人口は、Ｅ　ｉ　Ｉ′として表示さ
れる。この要素Ｅ、１′は、与えられたレベルでの状態
５ｉ−１への第二の最良パスが、同じ状態を通して最初
に最良パスと再合流する時間の瞬間である。この情報は
、すべての時間の瞬間において更新される。（上記にお
いて、時間の瞬間はトリレスステージ又はトリレスレベ
ルに関連する。〉最後にトレリスは既知状態へ収束、つ
まりすべて零状態となる。

放出された第２最良バスはＥｌ＋’から（Ｎ＋Ｍ）への
最良パスと同じであり、Ｅｌ、′は、すべての零状態へ
の第２最良パスが、この状態への最良パスと最終的に合
流する瞬間の時間である。Ｅｌ＋において、第２の最良
パスのために放出された状態は、最良のためのものとは
異なる。次のレベルにおける状態へ拡張する。一つのレ
ベルからは２つの状態だけが存在するので、放出のステ
ップが唯−行なわれることができる。瞬時Ｅｚ’　　１
に２ おいて、アルゴリズムの後方追跡分割は、主要シーケン
スへ切り替わり、第２の最良バスのためにＦｌｌｌ　’
において放出された状態の軌跡に沿って続く。

この二者択一の実行は第６図の能率％コードの場合の例
を通して立証される。ここで最良のシーケンスは総零パ
スである。後方追跡は、右から左を指す固定矢印によっ
て最良パスのために示されている。更新された補助アレ
ーは、時間瞬間ｊ＝８において第２パスは最良パスから
分岐することを示す。ここで、最良パスのために放出さ
れた状態はＳｏであり、それ故に第２の最良パスのため
には、Ｓｌである。ｊ＝７において、第２の最良パスに
よって放出された状態はＳ２である。ｊ＝６において、
放出された状態はＳｏであり、この点において、第２最
良パスは最良パスと合流し、（後方手法において）、放
出されたその後の状態は最良パスの状態と同じである。

この実行は能率Ｒ＝　１　／　ｎ符号を仮定する。

般のＲ＝　Ｋ　／　ｎコードでは、各々の状態へ入る２
１′３ 個のバスが存在する。したがって、Ｅｌ＋　’はＲ＝１
　／　ｎコードのための上記に示された情報を含んでい
る。加えて、最良パスと再合流される、第２の最良パス
からの状態についての情報をも含む。

紅見坐込翌条住 実行の速度に作用する要素は距離計算であり、そして、
すべてのトレリスレベルにおける、それぞれの状態への
Ｌ個の最良候補の選択でもある。

典型的な計算処理を説明するために、すべてのレベルに
おいて、４の増加距離をＲ＝１／２コードのために評価
されなければならないことが解る。

これらの各々は２回の乗算と１回の加算を必要とする。

各々の状態からのＬ個の生き残りの距離は、こうして以
前の累積距離の増加距離への加算を要求しつつ更新され
る。

それ故にＺＭ＋Ｉ　Ｌ　＋　４回の加算の総数を８回の
乗算が、Ｒ＝１／２コードのすべてのトレリスレベルに
おいて実行されることが要求される。

上記距離計算に加えて、すへての状態のために２Ｌ個の
、入ってくる候補のなかからＬ個の最良４ 候補が選択される。これは、２Ｌ個の候補が大きさＬ個
の２つの順序づけられてリストが存在するためＬ個の対
の距離比較には正確さが要求される。

例えば、Ｌ＝４の時、距離を有する２つの順序リストが
存在し、いわば、ａ、＞ｂｌ　＞ｃｌ　＞ｄ。

及びａｍ　＞ｂ、＞ｃ２　＞ａ、である。ａ、とａ２は
最初に比較され、そして、もしａｌ　＞ａ２　（ａｔく
ａ、）め時は距離ａ＋（ａ２）を有する候補は最良と宣
言される。次に比較されるのはす、　、！：ａ、、次に
ａ２とａ、等である。正確な４組の比較が、この場合に
必要であることは容易に確認され得る。

ビールビアルボ１ズム 広汎性ビテルビアルゴリズムの直列型は、その時の再類
似バスから始まるＬ個の最大類似候補を計算する。最初
の実行中、通常のビテルビ検索は最類似バスを識別する
ために行なわれる。処理の間に、主要状態アレーが構成
される。この最初の通過の終了時に、既知の開始状態か
ら、任意のレベルにおける任意の状態へ到達する最良の
道が見い出される。最有力候補がすべて零パスであると
５ 仮定する。これは第７図に示されている部分トレリス中
の実線バスで示されている。Ｌ−１個の最有力バスの存
続が今まで通り見い出される。

時間ｊにおいて最高距離の最良全零バスと合流する、す
べての実行可能候補から包括的な第２最良パスが選択さ
れる。これは連続的に行なわれ、ｊ＝０より始まり、ｊ
＝Ｎまで進む。この様な候補を見つけるために時間ｊに
おける総零状態を隔離して時間ｊ−１において残ってい
る第２の最良候補が時間ｊへ拡張される。この候補は第
７図中の点線によって示されている。

第２に、我々は時間ｊにおいて初めて総零パスと再合流
する、すべての実行可能候補のなかから最良のものを見
い出すく時間ｊ−１における総零パスといまだ合流して
いない〉。この候補は、第７図において一点鎖線により
示される。この候補は、包括的最良であるための競争者
であり、総零パスの方を選んで拒否されることに注意す
べきである。それ故に、これら軌跡は最初の実行（通常
のビテルビ検索）の間にすでに記録されている。

６ 二つの候補内の最良のものは、その時、競争において第
２最良候補として存続する。最後に残る候補は包括的第
２の最良候補である。この検索が進む間、記録される必
要のあるすべては第２の最良パスが最良パスと再び再合
流する時の時間的瞬時である。これは、１×１の大きさ
の補助アレー中に蓄えられる。これは２Ｍ×１の大きさ
の補助アレーを必要とする並列アルゴリズムと対照的で
ある。通常のビテルビ検索と補助アレー情報の間に満た
される主要状態アレーにもとづいて、第２の最良パスは
並列アルゴリズムに対して説明されるように見い出すこ
とができる。

第３の最良候補の見い出しは、理論系体が一般化された
後のもう一つの例によって説明する。第８図には包括的
最良パスと包括的第２の最良パスが示されている。第２
の最良パスはｊ＝ｄ＋における最初の分岐後の、ｊ”’
ｄｚにおいて始めて最良パスと再合流する。最良パスに
沿った各々の時間的瞬間ｊにおいて行なわれる基本的な
計算は以下の通りである：包括的第３最良でいるための
ｊ７ １において生き残る最良候補が時間ｊへ拡張される。次
に、我々は包括的第３最良となるために競合するすべて
のパスの内から最良パスを見つけ、ｊ　（時間ｊ−１に
おいてはまだ合流していない）において包括的最良パス
と再合流することを見い出す。

二つの候補は比較され、２つの内の最良のものがさらに
分子拡張のために生き残る。第８図における実行におい
て、ｊ＝ｄｚ　　１の時に第３最良となるために生き残
っている候補は、実際にはｊ”ｄｉ　　　１への第２の
最良候補であることに注意すべきである。これは、第３
の最良候補が包括的第２の最良候補の一部ではないこと
からそうなる。

このパスは、ｊ＝ｄ２へ拡張し、ｊ＝ｄｚにおいて第３
の最良となるために競う２つの候補の内の１つである。

他方の競合者はｊ　＝ｄ　２への包括的第２の最良候補
を排除し、ｊ−ｄｚへ再合流するすべての候補の中での
最良である。従って、この競合者は、ｊ＝０とｊ＝ｄｚ
の間の包括的第２の最良パスに対する第２の最良候補で
ある。パスに８ 対して第２の最良を計算する方法が解かったので、実行
することができる。２つの生き残り内の最良のものはさ
らなる拡張のために生き残る。再帰実行は、２つのノー
ドＫ＜βの間で第１最良候補を見い出す仕事が第に最良
候補を見い出す仕事に割り込むところで現われるという
ことが明らかとなる。

総括すると、最良パスに沿ったそれぞれの瞬間ｊにおい
て、第りの最良候補を見い出すことは、この位置での最
有効候補がｊ−１から拡張されることである。瞬時ｊ　
　（ｊ−１ではない）において最良パスと再合流するこ
の位置での最有効候補も又見い出される。２つの競う者
の内の最良ものはさらなる拡張のために生き残る。

この記述のＲ＝　１　／　ｎ符号のためであるのに対し
、Ｒ＝　ｋ　／　ｎのためには、外部アレイが第２の最
良パスが最良パスへ合流した状態についての情報をも含
むことだけが変更の要求である。

したがって、直列型広汎性ビテルビアルゴリズムの一部
ステートメントは、以下のステップで要９ 約され得る。

Ｉ　　ｌ１＝０に初期化せよ。

２（ａ）すでに見つけた１個の最良生き残りの状態シー
ケンスを含む状態シーケンスアレイ（配列の大きさＬＸ
　（Ｎ十Ｍ））を作威せよ。

（ｂｌ大きさ２’　Ｘ　（Ｎ＋Ｍ）の状態カラン１−ア
レイを形威せよ。この配列Ｃｉｊの第ｉｊ要素は、時間
ｊにおける状態ｉを通過する包括的１個の最良候補中の
パスの数である。

３　ｌを１増加させよ。

４　時間単位ｊにおける状態ｉでの最高距離を有するＣ
、ｊ千１個のパスを保持する間、並列型広汎性ビテルビ
アルゴリズムを実行せよ。終了時、即ち、ｊ−Ｎ十Ｍの
とき、β個の以前に見出された最良候補にそって第（＃
＋１）最良候補が見出される。

５　　＃＝Ｌとなるまでステップ３へ行け。

並列アルゴリズムと非類似であるこの直列型広汎性ビテ
ルビアルゴリズムは毎時間単位ｊにおい０ て、それぞれの状態へのＬ個の最良パスを見い出す必要
がないということに注意すべきである。

に　する　　　ビテルビアルゴリズムの息里 上記の記述において、収束したチルリスを通してＬ個の
最良パスを明らかにするアルゴリズムを詳述した。これ
らアルゴリズムはフレーム化したたたみこみ符号を有す
る誤り検出を実行するのに適用される。

誤り検出は、最類似パスは第２の最類似パスの距離との
差を比較することにより、広汎性ビテルビアルゴリズム
を用いて実行される。そして、もし、その差がプリセッ
ト限界Ｔより小さいとしたら、最類似パスは信頼できな
いものとして宣言される。

この距離は、最尤度復号化としての最適であり、又は特
別な副最適復号器に対する種々の技術的解決に表われる
であろう。別の“妥当な”距離とすることができる。こ
れ以上に、距離の選択は広汎性ビテルビアルゴリズムに
対して、又、誤り［ｉｎ１ に対するこれら応用に対してクリティカルではない。最
大累積距離に対応するパスは、（このような距離の妥当
な選択を有する）最大類似パスであり、最良パスと呼ば
れる。第２の最大距離を有するパスは第２の最良バスと
呼ばれる。同様に、類似的に、より小さい距離を有する
パスは第３、第４パス等と呼ばれる、したがって、“最
類似”とは、必然性の意味においての最類似（最尤度）
を意味するばかりでなくいくつかの妥当な“優良”の意
味においての最大であることを表しているもの（パスや
候補的）をも意味すると理解しなければならない。

従来技術から知られている様に、消去は、音声情報が含
まれるフレーム中の誤りの検出に対し宣言され得、消去
されたフレームは内部フレーム音声冗長度を基づいて再
評価される。これは波形レベル行なうことができる。こ
れについては１９８６年１２月、ＩＥＥＥ　　Ｔｒａｎ
ｓ、　　Ａｃｏｕｓｔ、　鍾並吐、旦上連すｌ工紅匹並
１ｕＶｏｌ　ＡＳＳＰ　３４１４４０頁から１４４８頁
に掲載されているディージエイ・グツドマン（Ｄ、　Ｊ
。

２ Ｇｏｏｄｍａｎ）の“ウェーブ−フオーム　サブスティ
テユーション　テクンクシーズ　フォー　リカバリング
　ミッシング　スピーチ　セグメンツ　インパケット　
ボイス　コミュニケーション（Ｗａｖｅｆｏｒｍｓｕｂ
ｓｔｉｔｕｔｉｏｎ　ｔｅｑｕｎｉｇｖｅｓ　ｆｏｒ　
ｒｅｃｏｖｅｒｉｎｇ　ｎｕｉｓｓｎｇｓｐｅｅｃｈ　
ｓｅｇｍｅｎｔｓ　ｉｎ　Ｐａｃｋｅｔ　ｖｏｉｃｅ　
ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ）に述べられている。こ
れとは別に再評価はピットストリームレベルにおいて、
例えば、フレームからフレームへのある関係が持続する
ことが期待される、周波数帯におけるエネルギーとの関
係しているもののような、スペクトル変数についての量
子化情報を用いて行なわれる。

本件発明によれば、信頼できないとして受信されたシー
ケンス（フレーム）のフラグ動作は受信シーケンスを消
去として取り扱われるようにさせることができる。この
様な消去の事象では、Ｌ個の最大候補は広汎性ビテルビ
アルゴリズムによって放出され、そして内部フレーム冗
長度が、Ｌ個の候補から最良を選択するために用いられ
る。これは、消去されたフレームの最初の推定値を生成
３ するために音声冗長を用いることによって威される。こ
れはその時、Ｌ個の候補が与えられた音声信号符号器に
対して適して選択規則を用いて出力するのに最良である
、選択するための基準として用いられる。

例えば、グイナミソクビット配置を有する、いわゆる副
バンド符号器は、ＩＥＥＥ　Ｊｏｕｒｎａｌ　ｏｎＳｅ
ｌｅｃｔｅｄ　　Ａｒｅａｓ　　ｉｎ　　Ｃｏｍｍｕｎ
ｉｃａｔｉｏｎｓ＋　　Ｖｏｌ　　５ＡＣ−６１１ｋＬ
２の３９１頁から４０９頁に掲載のコックス（Ｃｏｘ）
他著の“ニュー　ディレクションズ　インサブ−バンド
　コーディング（Ｎｅｗ　Ｄｉｒｅｃｔｉｏｎｓ　１ｎ
Ｓｕｂ−Ｂａｎｄ　Ｃｏｄｉｎｇ）”、１９８８年、Ｐ
ｒｏｃ、　ｒＥＥＥＣｏｎｔ、　Ａｃｏｕｓｔ、　５ｐ
ｅｅｃｈ、　Ｓｉｇｎａｌ　Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　２
３５頁から２３８頁に掲載のコックスの“ア　サブ−バ
ンド　コーダー　ブザインド　フォー　コンピント　シ
ース　アンド　チャネル　コーアンダ（Ａ　５ｕｂ−Ｂ
ａｎｄ　Ｃｏｄｅｒ　Ｄｅｓｉｇｎｅｄ　ｆｏｒ　Ｃｏ
ｍｂｉｎｅｄＳｏｕｒｃｅ　ａｎｄ　Ｃｈａｎｎｅｌ　
Ｃｏｄｆｎｇ）”・及び、　Ｐｒｏｃ　３８ｔｈＩＥＥ
Ｅ　Ｖｅｈｉｃｕｌａｒ　（ｔｏ　ｂｅ　ｃｏｒｔｉｎ
ｕｅ）の１３９頁から１４６頁に掲載のハゲナウア（ｌ
Ｉａｇｅｎａｖｅｒ）共著４ の“バリアブルーレート　サブ−ハンド　スピナ　コー
ディング　アンド　マツチド　チャネルコーディング　
フオーム　モービル　レディオチャネル（Ｖａｒｉａｂ
ｌｅ−Ｒｏｔｅ　５ｕｂ−Ｂａｎｄ　５ｐｅｅｃｂ　Ｃ
ｏｄｉｎｇａｎｄ　Ｍａｔｃｈｅｄ　Ｃｈａｎｎｅｌ　
ｆｏｒ　Ｍｏｂｉｌ　Ｒａｄｉｏ　Ｃｈａｎｎｅｌ）”
に述べられており、内部フレーム冗長度を、以前のフレ
ームを基にした現在のフレームを再評価するために用い
ることができる。特に、もしＤＳＢＣコート化フレ一フ
レームされると決定されると、その消去フレームにすく
つづくシーケンスに最も近い、本件発明の広汎性ビテル
ビアルゴリズムから利用され得るＬ個の候補の１つが消
去の再評価として使用され得る。この“近接”は、例え
ばフレーム対フレーム比較での、いくつかのビット位置
の高い相関々係に基ずくことができる。

もし、要求されるもののすべてが、最類似候補を信頼で
きるか否かの情報であるとしたら、誤り検出は又第２の
最類似バスの明確な評価なしに実行され得る。通常のビ
テルビアルゴリズムをわずかに修正するだけでこの目標
は達成される。この５ 潜在的な誤り検出は上記に述べた様に音声信号の再評価
を伝えれるのに十分である。

直列型の場合、最良候補を判断するビテルビアルゴリズ
ムを用いる時と同様の手法で進められる。

こ処理は、その時、連続的に進み、既知の状態から始め
、ｊ　　（ｊ＝１．２、・・・、Ｎ）においての最良パ
スと初めて再合流する最良交番が設定されたしきい値量
より少しだけ最良距離と異なる距離を持つかどうかを見
い出す。もし、検索に沿った任意のステージにおいて、
このような候補が見い出された時には、この最良パスは
信頼できないものとして宣言される。

最後に、上記で導入された広汎性ビテルビアルゴリズム
の応用の自動繰り返し要求（Ａ　ＲＱ）を詳しく述べる
。第９図を参照すると、ここでは、典型的な自動繰り返
し要求システムの流れ図が示されている。

チャネルから受信した信号シーケンスが復調器９１０の
人口に見られる。この復調器は第１図に示される実質的
に同じ手法の送信機に適用される６ 変調の反対の動作をするものである。この復調されたシ
ーケンスはその時、第９図のブロック９２０によって示
される広汎性ビテルビアルゴリズムによって処理される
。この広汎性ビテルビアルゴリズム復号器は上記に述べ
た数種の内の任意の形とすることができる。このことは
、広汎性ビテルビアルゴリズムがＬ個の最良候補シーケ
ンスを提供することを仮定しているだけである。

典型的な自動繰り返し要求システムにおいて、源シーケ
ンスを有する冗長ビットをも含むことが有利となり、こ
の冗長ビットは適切なブロック符号のパリティビットを
表わす。従って、広汎性ビットアルゴリズムによって復
号化の後、その後のブロック復号化は、第９図中のブロ
ック９３０によって示されるように遂しとげられる。

もし、ブロック復号化が誤り表示無しで行なわれたとし
たら、すなわち、パリティビットが広汎性ビテルビアル
ゴリズムによって利用される最類似配列のために割り当
てられることが見い出されたらその時は広汎性ビテルビ
アルゴリズムによっ７ て提供される最類似シーケンスのブロック復号の型は送
られたシーケンスの型であると仮定される。

このシーケンスは、ブロック９４０に示される様に、利
用する応用によるさらなる処理、たとえば音声及びデー
タ処理のために送られる。

しかしながら、もし第９図のブロック９３０によって示
されるブロック鎖りが、エラーが生したと表示したら、
伝送したシーケンスの次に類似したシーケンスのために
、広汎性ビテルビアルゴリズムへ要求が送られる、この
第２最類似シーケンスはその時、ブロック復号器によっ
て復号され、もし、誤りが無ければ、伝送位置において
創作されたシーケンスとして処理するため送られる。広
汎性ビテルビアルゴリズムによって提供された第２の最
類似シーケンスも誤りであることかわかれば、第３およ
び第４の最類似シーケンスに対して要求され、この要求
は、第９図中のブロック９４０によって示される様な放
出で、誤り無し復号ブロックが、適切であることがわか
るまでなされる。

広汎性ビテルビアルゴリズム復号器９２０によ８ って復号されるシーケンスが、最類似シーケンスのある
数りの試験の後、誤りの無いことが見い出されない場合
、その時、再伝送の要求は決定ブロック９６０によって
示される伝送位置へ送り戻される。しかしながら、ブロ
ックデコーダによる評価のために利用できる最類似候補
シーケンスを持つことは、訂正シーケンスが識別される
であろう可能性を非常に増大させるということに注意し
なければならない。これは必要とされる再送信要求の数
を非常に少なくさせる有益な効果を持つ。

以上の記述はこの技術において十分良く知られた独特の
技法を用いることで進められる。この方法とアルゴリズ
ムは特別なプロセッサ又は制御プログラムを参照するこ
と無しに述べられている。

その代わりに、個々のステップは、この技術に熟知した
人が、このようなプロセッサ、変調器、プログラム言語
や、特定の応用のために有益で好ましいようなものをた
やすく適合すにことができるように述べられている。

上の記述が本件発明の広汎性ビテルビアルゴリ９ ズムの可能性のある応用の例としてたたみこみ符号の復
号に用いられる一方、この技法はたたみこみ符号以上の
応用を持つことが強調されるべきである。特に、他の方
法、例えばブロック符号で、符号化する信号シーケンス
の処理や、種々の変調技術　（例えばトレリス符号化変
調、連続位相変調又はチャネル表示に属する伝統的な周
波数変調、振幅変調、又はチャネル効果を償うためのイ
コライザーを含む他の処理〉に属する信号シーケンスの
処理は、本件発明を用いて遠戚される。これら及び他の
応用のすべての特徴の統一化は、復号化に関連した時間
のそれぞれにおいての処理の状態を述べるためにトレリ
ス構造を利用することである。例えば、１９８９年２月
２１日付公告、Ｖ、　Ｓ。

Ｐａｔｅｎｔ　４，８０７，２５３号には、さらに本件
発明が有利であることを立証しているトレリス構造のさ
らなる記述がされているので参照されたし。

本件発明の以上の記述は、特に、内部フレーム冗長度が
有利に用いられる時の典型的な応用として音声信号の処
理を用いた。しかしながら、本件０ 発明は他の多くの文脈中の応用、つまり、このようなフ
レーム間の冗長度が期待できるような多くを含むような
応用が見い出せるということを理解しなければならない
。従って、良く知られているように、視覚的イメージを
特徴づける多くのコード化情報は実質的な冗長度を含む
。同様に、音声信号でない可聴周波信号は、ファクシミ
リ信号として有益な内部フレーム冗長度をもしばしば含
む。

それぞれの場合において、冗長情報は、上記に述べられ
たコード化した音声信号の処理のためのものと等価な手
法において用いられることができる。

本件発明に従った処理が可能な典型的な、イメージを基
にした情報は、符号化技法によって表わされる情報であ
り、この符号化技法は、米国特許出願第３５９，４３５
号“パセプチュアリーーチューンド　サブ−バンド　イ
メージ　コーダー（Ｐｅｒｃｅｐｔｕａｌｌｙ−Ｔｕｎ
ｅｄ　５ｕｂ−Ｂａｎｄ　Ｉｍｅｇｒ　Ｃｏｄｅｒ）　
”（Ｊ、　Ｄ、ジョンストンとＲ，Ｊ、サフラネソク（
Ｊ。

Ｄ、　Ｊｏｈｎｓｔｏｎ　ａｎｄ　Ｒ，Ｊ、　５ａｆｒ
ａｒｅｋ）により１９８９年、５月５日出願）に述べら
れている。そのうえ、米１ 国特許出願第２７２，８６０号“データ　コーディング
フォー　イメージ　トランスご７シヨン　ユージング　
ベクター　クワンティゼイション（ＤａｔａＣｏｄｉｎ
ｇ　ｆｏｒ　Ｉｍａｇｒ　Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ　
Ｕｓｉｎｇ　Ｖｅｃｔｏｒ口ｕａｍｔｉｚａｔｉｏｎ”
　　（チー・キム（Ｔ、　Ｋｉｍ）により１９８８年１
１月１１日出願〉に述べられているタイプの符号化は、
本件発明に従って有利に処理される。これらの後者の特
許出願のおのおのは本件発明の出願人に譲渡されている
。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本件発明の一実施例を用いた伝送システムの
一般化したブロック／流れ図；第２図は、本件発明を説
明するのに用いられた従来のたたみこみ符号器を示す図
； 第３図は図２のたたみこみ符号器のための状態図を示す
図； 第４図は、典型的な符号化のための図２のコーダーの完
全トレリス図； 第５図は第５Ａ図と第５Ｂ図から威り、本件発明の一形
態に従った第２の最良パスの同一性を簡２ 易表現した図； 第６図は本件発明の一実施例の便利な一覧表情報を示す
図； 第７図は、本件発明の一実施例に従った第２最良バスの
同一性を説明したトリレス図の一部を示す図； 第８図は、本件発明の一実施例に従った第２最良パスの
同一性の他の形態を示す図；および第９図は、本件発明
の汎用性ビテルビ・アルゴリズムが、ブロックの伝送を
用いたシステムで要求される誤り訂正がもたらす数種の
再送信要求を減するのにどのように用いることができる
かということを示す図である。 （主要部分の符号の説明） １００・・・データ源 １１０・・・ブロック符号器 １２０・・・たたみこみ符号器 １２５・・・変調器 １３０・・・チャネル １４０・・・復調器 ３ １５０．９２０・・・広汎性ビテルビアルゴリズム復号
器１６０．１７０　、１８０．１８５．１９０．１９５
．９６０．９３０．９４０．９５０・・・それぞれの機
能を有するブロック 出　願　人：アメリカン　テレフォン　アンドテレグラ
フ　カムパニー ４ ０１ ぐ） υつ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、送信機から受信した符号化された情報シーケンスを
   処理する方法であって、それぞれのシーケンスに対して
   、 現に送信されたシーケンスとして選択され るべきＬ個（Ｌ＞１）の最良候補の各々についての相対
   的品質を示す距離の値を決定し、該最大値が該Ｌ個のシ
   ーケンスの別のもの についての該距離の値と所定の最より少しだけ、異なる
   ときにはいつでも該距離の最大値をもつ候補を信頼でき
   ないものとして識別することを特徴とする符号化情報シ
   ーケンスの処理方法。 ２、請求項１に記載された方法において、 その各々がトレリス構造を通るパスに対応 する該候補が、複数のステージを持ち、および各ステー
   ジにおける複数の状態を持ち、 各ステージにおける各状態へ入る部分パス が、部分パスに関連する部分距離を持ち、および 該決定が、部分距離の最大和を持つ該トレ リスを通るＬ個のパスを見い出すことから成ることを特
   徴とする符号化情報シーケンスの処理方法。 ３、請求項２に記載された方法において、 該見い出しがスデージにおける最大累積距 離を持つ各状態へ入るＬ個のパスを、トレリスの各ステ
   ージにおいて認識することを含み、及び 部分距離の最大合計を持つトレリスを通る Ｌ個のパスを先導する部分パスとして、この様に認識さ
   れたパスを保持することを特徴とする符号化情報シーケ
   ンスの処理方法。 ４、請求項１に記載された方法において、 決定の該ステップが、該送信機によって伝 送されたシーケンスであるＬ個の最尤度を有するＬ個の
   候補を見い出すことを含むことを特徴とする符号化情報
   シーケンスの処理方法。 ５、請求項４に記載された方法において、 該符号化情報がたたみこみ符号器によって 符号化され、および該識別が、該たたみこみ符号を特徴
   づける該トレリス中の各該Ｌ個のパスの各についての距
   離を比較することによって遂しとげられることを特徴と
   する符号化情報シーケンスの処理方法。 ６、請求項５に記載された方法において、 該決定が 最高部分距離を持つ該トレリスの各ステー ジについての各状態へ入るＬ個のパスを選択することを
   含むことを特徴とする符号化情報シーケンスの処理方法
   。 ７、請求項１に記載された方法においてさらに、信頼で
   きないものとして識別されていない 時に該距離の最高値を持つ候補を伝送されたらシーケン
   スとして受け入れ、および 該距離の最高値を持つ候補が信頼できない ものとして識別された時に、送信されたシーケンスを再
   評価することを特徴とする符号化情報シーケンスの処理
   方法。 ８、請求項７に記載された方法において、該再評価が、
   該シーケンス中の冗長情報を用いて完遂されることを特
   徴とする符号化情報シーケンスの処理方法。 ９、請求項８に記載された方法において、該再評価が、
   一つ又はそれ以上前に受信されたシーケンスについての
   情報を用いることによって完遂されることを特徴とする
   符号化情報シーケンスの処理方法。 １０、請求項７に記載された方法において、該情報シー
   ケンスが冗長情報を導入するた めに、少なくとも外部符号を用いて符号化され、 該処理が、該外部符号の復号化のさらなる ステップを含み、及び 該再評価が、最も近く該外部符号の誤りな し復号を反映する該Ｌ個の候補の内の一つを送信された
   シーケンスとして選択することにより、完遂されること
   を特徴とする符号化情報シーケンスの処理方法。 １１、請求項１０に記載された方法において、該外部符
   号がブロック符号であり、さらに、該再評価が、さらに
   該外部符号の復号化に おいてパリテイ信号のくりこみセットを生じる該Ｌ個の
   候補のその１つを選択することにより完遂されることを
   特徴とする符号化情報シーケンスの処理方法。 １２、請求項１に記載された方法において、さらに、 処理されたシーケンスが信頼できないもの であることが見い出された時に、送信された配列の繰り
   返しを要求することを特徴とする符号化情報シーケンス
   の処理方法。 １３、請求項２に記載された方法において、該距離の最
   高値を持つ該Ｌ個のパスを反復的に評価することをさら
   に含むことを特徴とする符号化情報シーケンスの処理方
   法。 １４、請求項１３に記載された方法において、第ｉ番目
   の最良パス（ｉ＝２、…、Ｌ）が、ステージｊにおける
   すべての候補パスに対して該距離についての最高値を有
   するパスを伴うステージで第１に合併しステージｊには
   いるパスのｉ番目の最大部分距離をもつｊ＝０ないしｊ
   ＝Ｎ＋Ｍの候補パスを選択することによって決定される
   ことを特徴とする符号化情報シーケンスの処理方法。 １５、請求項２に記載された方法において、Ｌ＝２であ
   ることを特徴とする符号化情報シーケンスの処理方法。 １６、受信されたシーケンスがトレリス構造中のそれぞ
   れのパスに対応する送信機からの符号化された情報シー
   ケンスを処理する方法であって、 実際に送信されたシーケンスとして選択さ れるべき最良候補についての、相対的品質のを示す距離
   の値を決定し、さらに Ｌ−１個のひきつづく評価上で該送信機か ら受信された該シーケンスと関連する完全トレリスを移
   行させ、Ｌ−１次最良候補の距離値を決定し、及び 該最良パスの該距離が、該（Ｌ−１）次最 良候補のいずれかのものからのあらかじめ決められた量
   より小さい量だけ違いがあるときはいつでも、該最良候
   補は、信頼できない、という指示を生成することを特徴
   とする受信符号化情報シーケンスの処理方法。 １７、請求項１６に記載された方法において、さらに、 最良候補の信頼できないものであると指示 されたときはいつでも伝送されたシーケンスを再評価す
   ることを特徴とする受信符号化情報シーケンスの処理方
   法。 １８、請求項１６に記載された方法においてさらに、 伝送されたシーケンスを再送せよと要求す ることを特徴とする受信符号化情報シーケンスの処理方
   法。 １９、請求項１６に記載された方法において、Ｌ＝２で
   あることを特徴とする受信符号化 情報シーケンスの処理方法。 ２０、請求項１３に記載された方法において、反復評価
   の該ステップが、 最高距離を持つパスを決定すること、及び ｌ＝２、３、…、Ｌのそれぞれに対し、第ｌ番目の最良
   パスが、最良パスと合流するトレリスステージを決定す
   ることを含むことを特徴とする受信符号化情報シーケン
   スの処理方法。 ２１、請求項１３に記載された方法において、Ｌ＝２で
   あることを特徴とする受信符号化 情報シーケンスの処理方法。 ２２、請求項８に記載された方法において、該符号化さ
   れた情報が、音声情報を含むことを特徴とする受信符号
   化情報シーケンスの処理方法。 ２３、請求項８に記載された方法において、該符号化さ
   れた情報が、視覚イメージ情報を含むことを特徴とする
   受信符号化情報シーケンスの処理方法。