JPH0730439A

JPH0730439A - 巡回ビタビ復号器の操作方法

Info

Publication number: JPH0730439A
Application number: JP6036401A
Authority: JP
Inventors: Richard V Cox; バンダーボートコックスリチャード; Carl-Erik Wilhelm Sundberg; ウィルヘルムサンドバーグカール−エリック
Original assignee: American Telephone and Telegraph Co Inc; AT&T Corp
Current assignee: AT&T Corp
Priority date: 1993-02-11
Filing date: 1994-02-10
Publication date: 1995-01-31
Anticipated expiration: 2014-07-26
Also published as: EP0611098A2; TW269086B; JP2923430B2; EP0611098A3; CA2111544A1; US5355376A; KR940020710A; CA2111544C

Abstract

(57)【要約】【目的】Ｎ個の受信枝ワード信号を復号する受信器を
提供する。【構成】枝ワード信号は、末尾食い畳込み符号器によ
り生成される。本発明の受信器は、受信枝ワード信号が
論理的巡回列としてアクセスされうるように、受信枝ワ
ード信号をメモリ内に記憶する。ついで、枝ワードの論
理的巡回列にビタビ更新を施す。この論理的巡回列は、
Ｎ個より多い枝ワードからなる。各ビタビ更新は、決定
ベクトル集合を供給する。受信器は、ビタビ更新決定が
繰返しとなったという表示に応答して、ビタビ更新の遂
行を中止する。ついで、前記表示に応答して、ビタビ更
新から生じた生成済決定ベクトル集合が変更される。復
号信号は、変更済決定ベクトル集合を使用してビタビ戻
り追跡手順を行うことにより、生成される。前記表示
は、ビタビ更新の所定の回数により供給されうる。この
回数は、更新決定が繰返しとなりそうな時点の推定値を
表わす。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、末尾食付き(tailbitin
g)畳込み符号のようなチャネル符号の復号に関する。

【０００２】

【従来の技術】情報信号が通信チャネルを介して送信器
から受信器へ伝送されるとき、このような情報信号は、
通信チャネルに伴うノイズにより損なわれる虞がある。
このようなノイズが受信情報を損なうのを防止するのを
助けるため、チャネル符号化技法を採用しうる。一般的
に、チャネルノイズの影響を緩和するのを助ける符号化
法は、伝送されるべき情報に冗長性を導入することによ
り、目的を達する。この冗長性により、ノイズが伝送情
報を損なう確率は、低くなる。

【０００３】畳込み符号は、情報伝送でのチャネルノイ
ズの影響を緩和するのに使用される種類のチャネル符号
である。畳込み符号は、当業者に周知であり、あるタイ
プの通信システムの標準として採用されている。このよ
うな標準の一範例は、ＩＳ−５４（北米ディジタルセル
ラ無線の標準）である。ＩＳ−５４は、当業者に末尾食
付き畳込み符号として知られているタイプの畳込み符号
を採用する。

【０００４】末尾食付き畳込み符号を使用すれば、情報
フレームまたは情報ブロックは、ブロック毎に符号化さ
れ伝送される。「末尾食付き」の語は、符号器が同一符
号器状態で始まり終了する事実をいうのに使用される。
復号器は、符号器が同一状態で始まり終了することを認
識するが、この状態の値自体を認識しない。

【０００５】畳込み符号用最尤復号器は、当業者にビタ
ビ復号器として公知である。周知の通り、ビタビ復号器
は、損なわれた実受信記号列が与えられると、受信記号
列の復号問題を最尤無損記号列の発見問題として処理す
る。畳込み符号を末尾食付きする最尤復号器は、ビタビ
復号法を使用するが、多量のコンピュータ資源を必要と
する。これは、復号器が符号器の出発状態を認識せず、
ありうる全ての状態についてビタビ復号を行わなければ
ならないという事実のためである。このため、より少な
い計算負担で良好水準の誤り保護を行う次善の末尾食付
き畳込み符号復号技法が望まれる。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】本発明は、末尾食付き
畳込み符号のような畳込み符号の復号法および装置を提
供する。

【０００７】

【課題を解決するための手段】本発明の実施例にかかる
受信器は、Ｎ個の枝ワードを表す復号すべき信号ｃ
（ｍ）（ただし、１≦ｍ≦Ｎ）を受信する。これらの枝
ワードは、ｎ個の記号（例えば、２値化された記号）か
らなる。枝ワードは、従来通り、例えば、２のγ乗個
（ただし、γは、枝ワードを生成するため、符号器によ
り使用される記憶セルの数である）の符号器状態を有す
る率１／ｎの畳込み符号器により生成される。符号器
は、例えば、末尾食付き畳込み符号を使用する。実施例
が復号すべき符号は、従来通り、状態遷移トレリスによ
り表現することができる。したがって、各枝ワードは、
トレリス枝を介して一のトレリス状態から他のトレリス
状態への符号器遷移を表す符号器の出力に対応する。

【０００８】実施例は、Ｍ個の枝ワード信号ｃ（ｍ）
（ただし、１≦ｍ≦Ｍ，Ｍ＞Ｎ。信号ｃ（ｍ）は、Ｎ＜
ｍ≦Ｍについて、信号（１＋（ｍ−１）mod Ｎ）に等し
い）のそれぞれにビタビ更新を施すことにより、受信枝
ワードブロックを復号する。施されたビタビ更新の回数
（ただし、ｍ＝Ｍ）は、追加ビタビ更新（ただし、ｍ＞
Ｍ）が復号過程を助ける追加情報を与えない確率を表
す。各ビタビ更新は、とりわけ、更新時におけるトレリ
ス中の各状態の先の状態を表す複数の標識信号を含む決
定ベクトルν（ｍ）を生じる。Ｍ回のビタビ更新が施さ
れると、実施例は、決定ベクトルν（ｍ）（ただし、１
≦ｍ≦Ｍ−Ｎ）を決定ベクトルν（ｍ）（ただし、Ｎ＜
ｍ≦Ｍ）に置換える。Ｎ個の受信枝ワードについての復
号信号は、時点Ｍで始まり時点１で終る、決定ベクトル
ν（ｍ）に対するビタビ戻り追跡手順を行うことによ
り、生成される。復号ビットは、時点ｍ＝Ｎで始まり時
点ｍ＝１で終る戻り追跡手順の間に放出される。

【０００９】

【実施例】概説図１は、本発明の実施例に使用される率１／２の畳込み
符号器を示す。「率１／２」は、符号器が符号化される
べき全ての情報ビットについて２ビット出力（すなわ
ち、２ビット枝ワード）を生じる、ことを意味する。符
号器は、２個の１ビット記憶セル１および２と、２個の
加算器３および４とからなる。記憶セル１と加算器３お
よび４とは、符号化されるべき情報ビットｓ（ｉ）列を
受信する。記憶セル１は、受信する各新情報とともに、
その内容を記憶セル２に供給する。符号器は、「上側」
パスと「下側」パスとからなる、と見ることができる。
各パスは、加算回路と、情報ビットストリームおよび一
方または両方の記憶セル１および２への接続部とからな
る。

【００１０】符号器の上側パス（すなわち、加算器３を
含むパス）の出力は、生成された枝ワードの第１番目ビ
ットからなる。この出力は、現時ビットと２個の先行ビ
ットとを加算することにより、生成される。生じた和が
奇数のときは、加算器３は、論理的１を出力し、生じた
和が偶数のときは、加算器３は、論理的０を出力する。
「下側」パス（すなわち、加算器４を含むパス）の出力
は、生成された枝ワードの第２番目ビットからなる。こ
の出力は、現時ビットと、現時ビットより２個前のビッ
トとを加算することにより生成される。また、生じた和
が奇数のときは、加算器４は、論理的１を出力する。他
方、生じた和が偶数のときは、加算器４は、論理的０を
出力する。出力枝ワードを確定するのに３個のビットが
使用されるだけなので、この符号器は、３の「制約長」
を有するといわれる。符号器のメモリは、２である。入
力ビット当りの出力ビットの数が多くなればなるほど、
また、制約長が長くなればなるほど、符号は、強力とな
る。すなわち、符号は、チャネルノイズに対して、より
頑強となる。

【００１１】図１に示された畳込み符号器の動作は、従
来通り、図２に示されたようなトレリス図によって表現
しうる。トレリスは、符号器の状態が一の情報ビット時
点から次の情報ビット時点へ変化する仕方を記述する。
符号器状態は、状態「語（ワード）」として読込まれた
一の時点の符号器記憶セルの内容のみからなる。トレリ
スの左右両側において、符号器の許容状態は、００，０
１，１０，１１である。トレリスの左側の状態は、符号
器の現時状態を表現する。トレリスの右側の状態は、符
号器の次の状態を表現する。

【００１２】したがって、例えば、現時ビットの値にか
かわらず、（記憶セル１および２の内容が共に０となる
ように）２個の先行ビットの両方が０のときは、符号器
は、（トレリスの左側上端のトレリス節である）００の
状態であるといわれる。現時ビットが１のときは、次の
ビットの到着は、符号器が状態１０へ遷移することを意
味する。すなわち、次のビットが到着すれば、記憶セル
２内のビットは、記憶セル１内のビット（０）に置換え
られ、記憶セル１内のビットは、現時ビット（１）に置
換えられる。この遷移は、トレリスの左側上端の現時状
態で始まり、（トレリスの右側の下端から２番目の状態
である）右側の次の状態１０へ右下りに延びる斜線によ
って示される。この状態遷移によれば、符号器の出力枝
ワードの（カッコ内の）表示は、本実施例の場合、１１
である。

【００１３】現時ビットが、０でなく１であるとすれ
ば、次のビットの到着は、符号器が同一状態００へ「遷
移」することを意味する（トレリス上端の水平線参
照）。示された通り、符号器の出力は、００となる。

【００１４】トレリス図は、符号器によって許容されう
る全ての状態遷移を示す。このトレリス図によれば、例
えば、符号器は、状態００から状態１１へ遷移すること
ができない（左側の状態００を右側の状態１１に結合す
る線が存在しない）。これは、状態が一時に１ビット変
化するという事実から直ちに理解しうる。

【００１５】図２に示されたタイプの多重トレリスは、
（従来通り）鎖状連結されることにより、時間全体に亘
る符号器状態遷移列を表示するトレリスを形成する。図
３に示されたトレリスは、状態００で出発する符号器に
よる情報ビット列１０１１００−−−の符号化を表す。
トレリスは、図２に示されたタイプの６個のトレリス区
分からなる。図３に示された範例によれば、入力ビット
ストリームは、状態００から出発する１０，０１，１
０，１１，０１，００，−−−の実線により表示された
状態変化を生じる。離散時点ｉは、トレリスの上端縁を
横断して表示されている。符号器は、カッコ内に示され
た枝ワード１１，０１，００，１０，１０，１１−−−
を出力する。トレリス区分を横断する実線により表示さ
れた各状態遷移は、与えられた状態と符号化すべき情報
ビットとに対応する合法的遷移である。ありうる他の合
法的状態遷移は、点線で示されている。これらの点線
は、図３に示された範例が特定の出発状態と符号化すべ
き特定のビット列とを基にして予測されているので、こ
の範例には関係がない。しかし、これらの点線は、図２
に示されたトレリス全体の完全さと連続性とを表すため
に示されている。

【００１６】図３は、トレリスによる符号器の表現に関
する２個の突出点を図解する。初めに、特定の時点ｉで
の、与えられたトレリス状態に対して、この与えられた
状態への遷移が生じうる２個の先行状態が存在する。こ
れは、トレリス区分の右側の状態が２本の遷移パスによ
ってトレリス区分の左側の２個の状態と結付けられた図
２または図３から理解できる。２番目に、特定の出発状
態が与えられると、符号化されるべき特定の情報ビット
ストリームは、トレリスを通る唯一のパスとなる。前記
２個の突出点は、畳込み符号器により出力された枝ワー
ドに対するビタビ復号法の適用の基礎となる。

【００１７】図１に示された符号器が生成する符号語
は、通信チャネルを通じて復号器に伝送される。復号器
のジョブは、符号器が符号化した情報ビット列を確定す
ることである。この確定は、復号器が受信した枝ワード
に基づく。完全な通信チャネルと、符号器の出発状態の
知識とを仮定すれば、前記ジョブは、精確に行われる。
復号器は、符号器の状態遷移を記述するタイプのトレリ
スを使用するとともに、出発状態を知って、符号化時に
符号器がとる状態遷移を指図する受信枝ワードを使用す
る。これらの状態遷移に基づいて、このような状態遷移
を生じるビット列が決定される。

【００１８】一般的に、完全な通信チャネルは、現実世
界には見出されない。したがって、実復号器は、受信枝
ワードの幾つかがビット誤りを含むという事実に対処で
きなければならない。例えば、符号器が枝ワード００を
発信する一方、復号器が枝ワード０１を受信することも
ある。この結果、復号器は、符号器がとった状態列につ
いて誤解することもある。また、復号器は、符号器の出
発状態を識別しないかも知れない。符号器の出発状態
と、その後の状態列とについての知識が不完全なとき
は、復号器は、符号器情報ビットの確定において、誤る
虞がある。

【００１９】当業者に周知の通り、チャネル誤りの問題
は、その厳しさがビタビ復号器の使用により緩和され
る。ビタビ復号器は、ビット誤りを含む虞のある枝ワー
ドが与えられると、符号器トレリス内の最尤パスを選定
する。ビタビ復号器は、（復号器が出発状態について何
も知らないと仮定して）数多くの出発状態のいずれかか
ら、最尤パスの選定を行うことができる。最尤パスの選
定は、一時に１個の受信枝ワードについて、順次行われ
る。ビタビ技法が逐次的に各受信枝ワードに適用された
結果として、一のパス距離を有するパスが符号器のとる
実パスである確率を表すそのパス距離が維持される。

【００２０】符号器がとる最良推定パスの確定の一部と
して、（与えられた離散時点での）各状態に対して、こ
の状態となる２本のありうるパスのうちいずれがより良
いパスであるかを表す決定ベクトルが生成される。この
決定ベクトルは、トレリス内で各状態について「より良
いパス」決定を記録する。より良いパスとして選択され
なかったパスは、「刈り込まれた」と言われる。刈り込
まれたパスは、枝ワードの最終復号に影響しない。

【００２１】率１／ｎの２値符号化の場合には、一の状
態になりうる、最大２本のパスが存在する。したがっ
て、いずれのパスが維持され、いずれのパスが刈り込ま
れるかの決定は、従来通り、１ビットで表される。図１
および図２に示された実施例によれば、各離散時点で、
４個の状態が存在する。このため、前記のような各離散
時点ｉにおいて、４ビットの決定ベクトルが確定され、
メモリ内に保管される。ビタビ技法が受信枝ワードに適
用されると、保管された決定ベクトルは、従来通りのビ
タビ戻り追跡手順の基礎となる。受信枝ワードを復号す
るのは、このビタビ戻り追跡手順である。

【００２２】通常のビタビ復号法のさらに詳細な説明
は、クラーク（Clark）およびケイン（Cain）の「ディ
ジタル通信用誤り訂正符号化法」の第６章、特に、６．
２節，６．５節および６．６節（１９８１年発行）に示
されている。

【００２３】上述した通り、一の状態となる２つのパス
間での復号器の選択は、パス距離の値に基づいて予測さ
れる。これらのパス距離は、復号器トレリス内の与えら
れたパスが復号器トレリス内の他のパスに対して、符号
器がとる実パスである確率を反映する。パス距離は、各
新枝ワードの到着により更新される。この更新の仕方を
理解するため、図２のトレリスの上端右隅部の状態００
を考慮する。左側上端の状態００が上端右隅部の状態０
０の実先行状態であったときは、チャネル誤りが無かっ
たと仮定すると、チヤネルを通じて伝送されたビット
は、００であったことになる。状態０１が先行状態であ
ったときは、再び、誤りが無かったと仮定すると、伝送
された枝ワードビットは、１１であったことになる。

【００２４】左側の状態００および０１のパス距離のよ
うなパス距離を更新する一の従来技法は、ハミング距離
である。チャネルから実際に受信された枝ワードが与え
られたとき、ハミング距離は、例えば、左側の状態００
および０１と右側上端の状態との間の符号器遷移を適切
に説明するため、どの程度の数の（ノイズの多いチャネ
ルが生じる）ビット誤りを仮定しなければならないかを
決定する。左側の状態００のパス距離がＲ1 であり、左
側の状態０１のパス距離がＲ2 であると仮定する。枝ワ
ード００が受信されたときは、左側の状態００と右側の
状態００との間で遷移するパスの距離の更新量は、０で
ある（すなわち、Ｒ₁ ＝Ｒ₁ ＋０）。これは、符号器に
よる、状態００と００との間のパス遷移を適切に説明す
るために、ビット誤り０を仮定する必要があるからであ
る。換言すれば、符号器が状態００と００との間のパス
遷移を行ったときは、００の受信枝ワードが期待される
ことになる。

【００２５】他方、左側の状態０１と右側の状態００と
の間で遷移するパスの距離の更新量は、２（すなわち、
Ｒ₂ ＝Ｒ₂ ＋２）である。これは、符号器による、状態
０１と００との間のパス遷移を適切に説明するために、
２個のビット誤りを仮定する必要があるからである。符
号器が状態０１と００との間のパス遷移を行ったとき
は、１１の受信枝ワードが期待されることになる。００
が受信されているので、状態０１と００との間のパス遷
移について２個のビット誤りを仮定しなければならな
い。

【００２６】更新されたパス距離Ｒ₁ およびＲ2 に基づ
いて、トレリス区分の右側の状態００になる２本のパス
のうち一方のパスは、符号器がとる実パスを表す確率が
より高いパスである、と定めうる。これは、本実施例の
場合、より小さい距離値を有するパスを選定することに
より、なされる。他方のパスは、刈り込まれる。右側上
端の状態００でのパスの選択は、１ビットで表現され
る。例えば、２本のパスのうち上側パスがより低い合計
距離評点を有した（すなわち、Ｒ₁ ＜Ｒ₂ ）ときは、ビ
ットは、０に設定されうる。他方、下側パスがより低い
合計距離評点を有した（すなわち、Ｒ₂ ＜Ｒ₁ ）とき
は、ビットは、１に設定されうる。パス距離が等しいと
きは、上側パスまたは下側パスを必ず選定することを必
要とする固定決定規則が適用される。

【００２７】右側上端の状態００について上述された過
程は、トレリス区分内の他の右側の状態のそれぞれにつ
いて繰返される。右側の状態００について上述の通りな
されたように、より良いパスについて、前記のような各
状態で選択が行われる。決定の結果は、トレリス区分に
おける決定を表す４ビットのベクトルである。これが上
述された決定ベクトルである。上述された手順がトレリ
ス区分内の右側の各状態に適用された後、次の受信チャ
ネル枝ワードが審査される。右側上端の状態００につい
て上述された過程がチャネルから受信された各枝ワード
について繰返される。

【００２８】実施例の詳説本発明の実施例は、符号器の出発状態に関する復号器の
知識にかかわらず、トレリス内の見込みのないパスは、
刈り込まれることを認識する。これは、大多数の伝送枝
ワードがチャネルにより損なわれることなく受信され、
損なわれていない枝ワードは、損なわれた枝ワードが生
じるパス距離に対して有利なパス距離を生じるからであ
る。

【００２９】本実施例は、受信枝ワードブロックを復号
するため、従来ビタビ復号法を使用する。本実施例は、
複数の等しい出発状態距離を仮定し、各受信枝ワードに
ついてビタビ更新を施すことにより、受信枝ワードブロ
ックを復号する。各ビタビ更新は、更新済パス距離と、
この更新済パス距離に基づく決定ベクトルとを生じる。
本実施例が枝ワードブロックの終端に達したとき、本実
施例は、（１）「初期」距離集合として、末尾の枝ワー
ドを通じて更新された距離を使用し、（２）新枝ワード
ブロックとして、先行受信ブロックを処理することによ
りビタビ更新を続行する。このように、枝ワードブロッ
クは、巡回として処理される。この処理の利点は、初期
距離集合が最尤符号器出発状態を表す以上に、枝ワード
ブロックの末尾の距離集合が最尤符号器出発状態を良く
表すことである。このようにビタビ更新法を拡張するこ
とにより、本実施例は、他の方法の場合に復号に利用可
能である以上に、刈り込まれることのないパスにより多
くの時間を割当てる。

【００３０】図４および図９は、メモリ（ＲＡＭ２３）
内の受信枝ワードブロックの記憶の２つの等価表現を表
す。図４は、枝ワードブロックを繰返し「通過する」こ
とを容易にするのに必要なだけ、枝ワードブロックＡが
幾度でも再現されうることを示す。ビタビ更新から生じ
た決定ベクトルは、同様な方法で記憶されうる。図９
は、同一概念の他の表現を示す。図９によれば、枝ワー
ドブロックＡは、巡回として示される。すなわち、枝ワ
ードブロックＡの末尾の枝ワードは、枝ワードブロック
Ａの先頭の枝ワードと接触させられる。ブロックに対す
る再「通過」は、図９の表現から当然に生じる。

【００３１】受信枝ワードブロックのビタビ更新を無限
回数行うことは、可能かもしれないが、本実施例は、こ
れを行わない。むしろ、本実施例は、継続されたビタビ
更新が復号過程に何らの追加情報をも加えないという判
定に応答して、ビタビ更新過程を中止する。この判定
は、繰返されたビタビ更新決定の検出に基づく。本実施
例によれば、これらのビタビ更新決定は、先行枝ワード
ブロック通過から生じた、同一枝ワードの決定ベクトル
列と全く同一の（受信枝ワードブロックに対する１回通
過から生じた）ビタビ更新決定ベクトル列に関する。こ
のような同一列が見出されると、この点以降、全ての決
定ベクトルが繰返すことになることを意味する。ビタビ
更新が継続されても、復号過程に何らの新情報を加えな
い。したがって、本実施例は、巡回更新過程を中止し、
受信ビットを復号するための戻り追跡を行う。

【００３２】本実施例の戻り追跡手順は、第１回目ブロ
ック通過から生じた決定ベクトルを後のブロック通過
（例えば、第２回目ブロック通過）から生じた決定ベク
トルと置換えることにより、追加ビタビ更新（すなわ
ち、第１回目枝ワードブロック通過中の更新外の更新）
を利用する。この置換は、前記後の通過の決定ベクトル
が、トレリス内の最良パスに関して、より信頼できる決
定を表すので、行われるものである。本実施例は、第２
回目ブロック通過の開始から前記後の通過の決定ベクト
ルが置換え用ベクトルとして再び現れる時点まで、前記
後の通過の決定ベクトルを使用する。これらの後の通過
の決定ベクトルは、第１回目通過の第１ベクトルから始
まる同一数の決定ベクトルを置換えることになる。つい
で、戻り追跡が第２回目通過の再現された決定ベクトル
の第１ベクトルから始まり、従来通り、戻り方向へ進
む。戻り追跡手順が受信枝ワードブロックに対する第１
回目通過から生じた末尾の決定ベクトルに達するまで、
ビットは、放出されない。戻り追跡は、原ベクトルと置
換されたベクトルとを通して継続され受信枝ワードブロ
ックのベクトルの始まりに達する。この点で、復号は、
完了する。

【００３３】図５は、無線受信器システムの文脈での本
発明の実施例２０を示す。本実施例２０は、アナログ無
線信号ｘ（ｔ）を受信し、離散時点ｃ（ｉ）において、
本実施例２０にディジタル枝ワードを供給する、アンテ
ナ８と無線受信器１０とのシステムに結合されている。

【００３４】本実施例２０は、読出し専用メモリ（ＲＯ
Ｍ）２１とランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）２３とに
結合されたディジタル信号プロセッサ（ＤＳＰ）２２か
らなる。一例として、ディジタル信号プロセッサ２２
は、ＡＴ＆ＴＤＳＰ１６である。読出し専用メモリ２１
は、とりわけ、ディジタル信号プロセッサ２２の動作を
制御するソフトウェアを格納する。読出し専用メモリ２
１に格納されたソフトウェアの流れ図が図６に示されて
いる。ランダムアクセスメモリ２３は、ビタビ更新の結
果と同様に、とりわけ、本発明に使用される受信枝ワー
ドのバッファを格納する。

【００３５】本実施例２０は、無線通信チャネルから受
信された枝ワードｃ（ｉ）を復号するように動作する。
この枝ワードは、末尾食付き畳込み符号を使用する符号
器により生成される。このような符号器は、図１および
図２に関連して上述されたものであってもよい。チャネ
ルは、ノイズが多いので、枝ワードは、不完全な形で伝
送される。すなわち、枝ワードは、１個以上のビット誤
りを含むことがある。本実施例２０の復号動作は、これ
らの枝ワードから伝送情報を抽出しようと試みる。

【００３６】図４、図５、図６および図９を参照すれば
分かるように、本実施例２０は、無線受信器１０からＮ
個の枝ワードｃ（ｍ）（ただし、１≦ｍ≦Ｎ）からなる
枝ワード列を受信する。図６に示されたステップ３０に
よれば、これらの枝ワードは、ディジタル信号プロセッ
サ２２によりランダムアクセスメモリ２３内に記憶され
る。枝ワードが記憶されると、ディジタル信号プロセッ
サ２２がビタビ更新を行う。従来通り、初期パス距離Ｓ
（１）〜Ｓ（４）（各復号器トレリス状態について１
つ）からなるベクトルが、ビタビ更新に使用するため読
出し専用メモリ２１から受信される。

【００３７】本実施例によれば、各パスもしくは状態の
初期距離は、同一である。この距離同一性は、受信器が
伝送用枝ワードを生成する符号器の実出発状態を知らな
いという事実を表す。全ての状態より短い距離をロード
する方法のような他の初期距離ロード技法も可能であ
る。ディジタル信号プロセッサ２２は、距離を初期化す
るほかに、ステップ３５に明記されたように、指標 cou
ntおよびｍを初期化する。指標 countは、ビタビ更新か
ら生成された逐次的繰返し決定ベクトルの数を追跡する
のに使用される（後述する）。他方、指標ｍは、複数の
受信枝ワード、および、これらの受信枝ワードに対応す
る決定ベクトルの離散時点指標である。定数ｋも初期化
される。

【００３８】ステップ４０内に示されているように、指
標ｍは、増分追加されることにより、与えられた受信枝
ワードｃ（ｍ）（および、ビタビ更新）に割当てられ
る。この点で、ディジタル信号プロセッサ２２は、ステ
ップ４１，４２および４５によって表されているよう
に、表示された枝ワードｃ（ｍ）に従来通りのビタビ更
新を施す。図６によれば、このビタビ更新は、指標ｊの
枝ワードに実際に施される。しかし、ステップ４１およ
び４２内に示されているように、ｍ≦Ｎの値について、
指標ｊは、ｍに等しい。

【００３９】ステップ４５のビタビ更新は、図２に関連
して上述されたタイプのトレリス区分に基づいて予測さ
れる。ステップ４５のビタビ更新の一部として、パス距
離Ｓ（１）〜Ｓ（４）からなるベクトルは、上述したよ
うな従来方法で更新される。また、決定ベクトルν
（ｍ）は、ありうる２つの状態遷移のうちいずれがトレ
リス内の時点ｍでの各状態についてより良いかを表すよ
うに、従来通りの方法で構成される。ステップ４５内に
示されているように、更新済状態距離ベクトルＳと時点
ｍにおける決定ベクトルν（ｍ）との両方は、ランダム
アクセスメモリ２３内に記憶される。判断ステップ５０
によれば、（従来通りのビタビ更新のための）ステップ
４０，４１，４２および４５は、Ｎ個の受信枝ワードｃ
（ｍ）（ただし、１≦ｍ≦Ｎ）のそれぞれについて、デ
ィジタル信号プロセッサ２２により、順次、繰返され
る。

【００４０】結局、ディジタル信号プロセッサ２２は、
ｍ＝Ｎについて、ステップ５０を行うことになる。先行
ビタビ更新の場合と同様に、ステップ５０は、指標ｍを
増分追加する目的のためにプログラム制御の流れをステ
ップ４０に向けることになる。この、ステップ４０の実
行の結果として、指標ｍは、Ｎ＋１に等しく設定され
る。値がｍ＞Ｎとなるときは、ステップ４１は、（上述
の通り）ステップ４２でなく、ステップ４３に制御の流
れを向ける。ステップ４３の動作により、指標ｊは、ｍ
mod Ｎに設定される。ステップ４５のビタビ更新は、
枝ワードｃ（ｊ）に施されるので、ステップ４５は、ｃ
（１）（ｍ＝Ｎ＋１について、１＋（ｍ−１） mod Ｎ
＝１なので）に基づいて、トレリス状態距離ベクトルＳ
を更新し、決定ベクトルν（ｍ）を構成することにな
る。

【００４１】ちなみに、ステップ４４ａおよび４４ｂ
は、ステップ４３が記憶誤写像をしないようにするた
め、含まれている。

【００４２】追加ビタビ更新は、ｍ＞Ｎについて、ｃ
（ｍ）＝ｃ（１＋（ｍ−１） mod Ｎ）となるように、受信枝ワードの再使用に基づいて行われ
る。ここで、図４と、明細書本分の関連個所とを参照し
てほしい。しかし、前と違って、ステップ５０は、制御
の流れをステップ４０に直接向けることがない。むし
ろ、制御の流れは、ステップ５５に向けられる。

【００４３】ステップ５５は、現時決定ベクトルν
（ｍ）が先行決定ベクトルν（ｍ−Ｎ）と同一であるか
否かを判定する。現時決定ベクトルν（ｍ）が先行決定
ベクトルν（ｍ−Ｎ）と同一でないときは、指標 count
は、（ステップ６０により明記されている通り）０に設
定され、制御は、ステップ４０に渡される。現時決定ベ
クトルν（ｍ）が先行決定ベクトルν（ｍ−Ｎ）に等し
いときは、ステップ５５は、制御の流れを指標 countを
増分追加するステップ６５に渡す。したがって、値coun
tは、ν（ｍ）＝ν（ｍ−Ｎ）である逐次回数を「表
示」する。ついで、指標 countの値は、ν（ｍ）＝ν
（ｍ−Ｎ）である逐次回数が定数Ｋに等しいか否かを判
定するため、検査される。一例として、定数Ｋは、使用
中の符号器記憶セルの数より大きいか、等しい。例え
ば、本実施例の場合のように、記憶セルの数が２に等し
いときは、定数Ｋは、４または５に等しくなるように設
定してもよい。上述の通り、定数Ｋの値は、読出し専用
メモリ２１内に記憶し、ステップ３５で初期化されう
る。指標 countが定数Ｋに等しくないときは、制御の流
れは、ステップ４０に戻され、本過程は、上述の通り進
行する。

【００４４】ステップ５５および６０は、指標 countが
ν（ｍ）＝ν（ｍ−Ｎ）である逐次生起の回数を表すの
を保証する。これは、いずれの時刻ν（ｍ）もステップ
５５によりν（ｍ−Ｎ）に等しくないと判定され、指標
countの値がステップ６０により０と設定されるからで
ある。

【００４５】指標 countの値が、ステップ７０で判定さ
れた通り、定数Ｋに等しいときは、制御の流れは、ステ
ップ７５に向けられる。ステップ７５は、決定ベクトル
ν（Ｍ−Ｎ），…，ν（１）を決定ベクトルν（Ｍ），
…，ν（Ｍ＋１）（ただし、Ｍは、更新がステップ７０
に応答して中止されたときの指標ｍの値である）に置換
える。決定ベクトルのこの置換えは、最良パスを表す見
込みのない距離に基づいて行われた先のパス刈り込み決
定を表すベクトルを置換えるために、行われる。複数の
初期状態距離が複数の出発状態を効果的に区別しなかっ
たことを想起してほしい。

【００４６】図７は、本実施例による決定ベクトルν
（ｍ）の置換えを図解する。図７は、（Ｎ個の受信枝ワ
ードが存在する）受信枝ワードブロックを通る、ビタビ
更新の第１回目通過に伴う、ランダムアクセスメモリ２
３に記憶された決定ベクトルν（１），…，ν（Ｎ）集
合を示す。図７は、さらに、受信枝ワードブロックを通
る、第２回目通過に伴う決定ベクトルν（Ｎ＋１），
…，Ｎ（Ｍ）の第２集合を示す。Ｍの値は、更新過程が
ステップ７０に従って中止されたときの指標ｍの値であ
る。矢印で表示されているように、ベクトルν（１）
は、ベクトルν（Ｎ＋１）に置換えられ、ベクトルν
（２）は、ベクトルν（Ｎ＋２）に置換えられ、以降、
このようにして、ν（Ｍ−Ｎ）は、ν（Ｍ）に置換えら
れる。決定ベクトルの置換（すなわち、ステップ７５）
を実行するＦＯＲＴＲＡＮプログラムの一例は、以下の
通りである。

【００４７】

【表１】

【００４８】ｌは、置換指標である。

【００４９】決定ベクトルがステップ７５に従って置換
えられると、決定ベクトルに対する従来ビタビ戻り追跡
手順が受信枝ワードを復号するために行われる。戻り追
跡は、最良距離を有する状態でのベクトルν（ｍ）から
始まり、従来通り、戻り方向へ進行する。復号ビット
は、戻り追跡手順がν（Ｎ）に達するまで放出されな
い。このように、復号ビットは、ｍ＝Ｎからｍ＝１まで
の期間に亘る戻り追跡に基づいて、決定される。戻り追
跡手順の、ｍ＝Ｎとなる時点まで、戻り追跡は、トレリ
ス内の最良パスを通る確率が高いので、戻り追跡手順
は、ビットを放出するのを待つ。

【００５０】枝ワードブロックを通る種々の通過から生
じる複数の決定ベクトル間の関係に関するビタビ更新中
止規則は、追加ビタビ更新が復号過程を助ける追加情報
を提供する確率を表す中止規則の例示にすぎない。他の
中止規則も、同一または同様の結果を達成するのに使用
してもよい。

【００５１】例えば、各ビタビ更新の後で、パス距離ベ
クトルＳがランダムアクセスメモリ２３に保管されたと
きは、これらのパス距離ベクトルＳは、中止規則の基礎
として使用しうる。上述された実施例は、Ｓ（ｍ）およ
びＳ（ｍ−Ｎ）のパス距離要素間の関係を検査するため
変更してもよい。詳細に言えば、前記のような２個の距
離ベクトルの全ての対応要素間の距離値の差は、算出す
ることができる。「複数の対応要素」の語は、同一状態
の複数の距離値をいう。Ｓ（ｍ）およびＳ（ｍ−Ｎ）の
（例えば）４個の対応要素のそれぞれの間の差が同一の
とき、および、この同一差集合が列内の種々の距離ベク
トルについて繰返されたときは、ビタビ更新過程は、中
止されうる。本発明の原理は、「ソフト決定」を採用す
る復号器に適用されうる。この中止規則を、ソフト決定
を採用する復号器に適用するときは、「同一差」の語
は、所定許容範囲内の差を意味する、と解釈すべきであ
る。

【００５２】中止規則の他の実施例は、前記２つの規則
を１つに結合することである。すなわち、ビタビ更新
は、前記２つの規則の両方が満されるまで、続行される
ことになる。中止規則の更に他の実施例は、追加ビタビ
更新が受信枝ワードの復号について追加情報を供給する
見込みがない点まで近接するように、行われるべきビタ
ビ更新の回数Ｍを定めることである。したがって、例え
ば、固定でない複数の中止規則の１つは、与えられた符
号器と与えられたチャネルとについて、複数回適用して
もよい。これらの適用の試みに基づいて、必要な更新の
回数の固定推定値が決定される。例えば、最悪ケースの
Ｍ値は、固定中止点として選定されてもよい。

【００５３】本実施例による決定ベクトルの置換は、ビ
タビ更新法により生成された決定ベクトル集合が本発明
に従って変更されうる方法の例示にすぎないことも理解
されよう。上述の議論に鑑み、当業者は、この決定ベク
トル集合に対する他の変更も可能であることを理解しよ
う。例えば、第１回目目通過から生じた（図７に示され
た）決定ベクトルを置換えるため、第２回目目通過から
「戻り方向」への決定ベクトルをコピーするよりも、第
１回目目通過の後半部からの更新から生じ第２回目通過
の始まり内へ延びた同一数のベクトルが、更新が中止さ
れた点後のベクトルを供給するため、「前方向」へコピ
ーされてもよい。

【００５４】ベクトルのこのような他の変更例が図８に
示されている。本実施例で使用されているように、「変
更」の語は、他の場合には、枝ワードブロックを通る第
２回目目または第３回目目の通過中、確定されなければ
ならない決定情報を供給するために、決定ベクトルをコ
ピーすることを意味する。上述した場合と同様に、第２
回目目通過の決定ベクトルν（Ｎ＋１），…，ν（Ｍ）
は、「良」決定を表す。また、第１回目目通過の終端か
らのベクトルν（Ｍ−（Ｎ−１）），…，ν（Ｎ）も、
「良」決定を表す。（第１回目目通過の終端におけるベ
クトルから始まり第２回目目通過の「良」ベクトルに至
る）（Ｍ−Ｎ）個の「良」ベクトルは、ビタビ更新中止
点Ｍの後に生成された決定ベクトル集合を展開するの
に、使用してもよい（図８参照）。このようにして、戻
り追跡は、ν（２Ｍ−Ｎ）から始まり、ν（Ｍ−（Ｎ−
１））まで戻ることができる。この間、戻り追跡中にベ
クトルν（Ｍ）から始まる復号ビットが放出される。

【００５５】上述された中止規則は、余分のビタビ更新
の回避に向けられることを理解すべきである。このよう
な回避は、復号処理時間および電力消費を低減する。し
たがって、ビタビ更新は、通常、枝ワードブロックの境
界間のどこかで中止される。

【００５６】本発明の実施例は、２個の記憶セルを有す
る符号器が供給する末尾食付き畳込み符号の復号に関す
るが、当業者であれば、（３２個の状態を備えた率１／
４の符号である）ＩＳ−５４により明記されたような末
尾食付き畳込み符号の他の符号器に適用可能であること
を理解しよう。また、本発明は、（非２進、最適高レー
ト、穴開き等の）他のタイプの畳込み符号と疑似周期的
ブロック符号のようなブロック符号とに適用可能であ
る。

【００５７】本発明の原理は、いわゆる「汎用末尾食付
き」畳込み符号に適用可能である、ことを理解すべきで
ある。上述した末尾食付き畳込み符号と同様に、汎用末
尾食付き符号は、同一状態で始まり終了する符号器によ
り生成される。復号器は、このような同一状態の同一性
を識別しないが、このような同一状態が全ての復号器状
態の既知の部分集合中に存在することを識別する。

【００５８】

【発明の効果】本発明によれば、符号器の出発状態に関
する復号器の知識にかかわらず、トレリス内の見込みの
ないパスは、刈り込まれる。本発明は、複数の等しい出
発状態距離を仮定し、各受信枝ワードについてビタビ更
新を施すことにより、受信枝ワードブロックを復号す
る。ビタビ更新が枝ワードブロックの終端に達したと
き、本発明は、初期距離集合として、末尾の枝ワードを
通じて更新された距離を使用し、新枝ワードブロックと
して、先行受信ブロックを処理することによりビタビ更
新を続行する。このように、枝ワードブロックは、巡回
として処理されるため、初期距離集合が最尤符号器出発
状態を表す以上に、枝ワードブロックの末尾の距離集合
が最尤符号器出発状態を良く表す。本発明によれば、ビ
タビ更新法を拡張することにより、他の方法の場合に復
号に利用可能である以上に、刈り込まれることのないパ
スにより多くの時間を割当てる。これにより、より少な
い計算負担で良好水準の誤り保護を行う末尾食付き畳込
み符号復号技法が得られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】従来の率１／２畳込み符号器のブロック線図で
ある。

【図２】図１に示された符号器に対する操作を表す１個
の状態遷移トレリス区分図である。

【図３】符号化について特定の開始状態と情報ビットと
が与えられたときの、図１に示された符号器の動作を表
す状態遷移トレリス図である。

【図４】本発明の実施例に使用される、受信枝ワードの
論理バッファの等価図である。

【図５】本発明の一実施例のブロック線図である。

【図６】図５に示されたプロセッサの動作を明記する流
れ図である。

【図７】本発明の実施例の決定ベクトル置換え技法を示
す図である。

【図８】図７に示されたのと異なる決定ベクトル置換え
技法を示す図である。

【図９】本発明の実施例に使用される、受信枝ワードの
論理バッファの等価図である。

【符号の説明】

８アンテナ１０無線受信器２０本発明の実施例２１読出し専用メモリ２２ディジタル信号プロセッサ２３ランダムアクセスメモリ

フロントページの続き (72)発明者カール−エリックウィルヘルムサンドバーグアメリカ合衆国、07928 ニュージャージー、チャタム、エー11 ヒッコリープレイス 25

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】Ｎ個の受信枝ワード信号ｃ（ｊ）（ただ
し、１≦ｊ≦Ｎ）を復号する巡回ビタビ復号器を操作す
る方法において、ａ．前記受信枝ワード信号が論理的巡回列としてアクセ
スされうるように、前記受信枝ワード信号をメモリ内に
記憶するステップと、ｂ．Ｎ個より多くの枝ワードからなる論理的巡回列にビ
タビ更新を施し、決定ベクトル集合を生成するステップ
と、ｃ．ビタビ更新決定が繰返しとなったという表示に応答
して、前記ビタビ更新の遂行を中止するステップと、ｄ．前記表示に応答して、生成済の決定ベクトル集合を
変更するステップと、ｅ．変更済の決定ベクトル集合を使用して、ビタビ戻り
追跡手順を行うことにより、復号信号を生成するステッ
プとからなることを特徴とする巡回ビタビ復号器の操作
方法。
【請求項２】符号が、畳込み符号であることを特徴と
する請求項１の方法。
【請求項３】前記畳込み符号が、末尾食付き畳込み符
号であることを特徴とする請求項２の方法。
【請求項４】ビタビ更新決定が繰返しとなったという
前記表示は、ビタビ更新の所定の回数からなり、この回
数は、前記更新決定が繰返しとなりそうな時点の推定値
を表すことを特徴とする請求項１の方法。
【請求項５】ビタビ更新決定が繰返しとなったという
前記表示は、記憶された同一枝ワードに対するビタビ更
新により生成された複数の決定ベクトルが実質的に等し
いか否かを判定するため、これらの決定ベクトルを比較
することにより、供給されることを特徴とする請求項１
の方法。
【請求項６】各ビタビ更新は、さらに、パス距離信号
ベクトルを供給し、このパス距離信号ベクトルは、複数
のトレリス状態のそれぞれのパス距離信号を含み、前記
繰返しビタビ更新決定表示は、前記パス距離ベクトルの
繰返しトレリス状態対の距離信号間の差が実質的に等し
いか否かを判定するため、記憶された同一枝ワードに対
するビタビ更新により生成された１対のパス距離ベクト
ルを比較するステップに基づくことを特徴とする請求項
１の方法。
【請求項７】ビタビ更新決定が繰返しとなったという
前記表示は、記憶された同一枝ワードに対するビタビ更
新により生成された複数の決定ベクトルが等しいか否か
を判定するため、さらに、これらの決定ベクトルを比較
するステップに基づくことを特徴とする請求項６の方
法。
【請求項８】前記ステップｄは、前記集合の１個以上
の決定ベクトルを、後で確定された、前記集合の１個以
上の決定ベクトルに置換えるステップを含むことを特徴
とする請求項１の方法。
【請求項９】前記ステップｄは、先行して確定され
た、前記集合の決定ベクトルを再現することにより、前
記決定ベクトル集合を拡張するステップを含むことを特
徴とする請求項１の方法。