JPH08251038A - ビタビ復号器におけるトレースバック遂行装置 - Google Patents
ビタビ復号器におけるトレースバック遂行装置Info
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Abstract
けるトレ−スバック遂行装置を提供すること。 【解決手段】 VLSIからなるビタビ復号器の逆追跡
部において、後入力先出力1(1400)は最小経路値を入力
し先に入力したものは後に後に入力したものは先に出力
するように貯蔵する。トレ−ス論理1(1402)はこの出力
と最適状態検出手段の出力とを入力してトレ−スし第1
状態を発生し、先入力先出力(1404)は後入力先出力1(1
400)の出力を入力し先に入力したものは先に後に入力し
たものは後に出力するように貯蔵する。トレ−ス論理2
(1406)はこの出力と第1状態とを入力してトレ−スし第
2状態を発生し、後入力先出力2(1408)はこの第2状態
を入力し先に入力したものは後に後に入力したものは先
に出力するように貯蔵する。
Description
EC;Forward Error Correct 、以下FECという)復
号器の核心部分中の一つであるビタビ(Viterbi)復号器
に係り、特にビタビ復号器でメモリを管理するトレ−ス
バック遂行装置に関する。
に多量の映像信号を伝送することができるようにした。
これにより、以前よりさらに大事になったのは前方エラ
−訂正であって、これは送信側で信号に冗長符号を入れ
たのち、チャネルにエラ−が導入されたとき、受信端側
でエラ−を訂正する技術である。圧縮された信号の小さ
いエラ−が圧縮を復元させるとき、無視できないエラ−
となる恐れがあるので、圧縮信号の伝送時、非常に低い
ビットエラ−率が要求される。チップ領域の大部分を占
める逆追跡部のメモリ管理はビタビ復号器をシリコン上
に具現するに最も重要な要素中の一つとなる。
モリバンクのためのアドレス発生過程が非常に複雑であ
り、超大規模集積回路を具現するに適しない総体的な連
結が存在する問題点があった。かかる問題は特にメモリ
バンクがメモリ量と復号遅延とを低減するために多数個
に分けられた場合にさらに深刻になる。もし、剰余メモ
リバンクをさらに追加すると、アドレス発生過程が若干
簡単になる。しかしながら、メモリ大きさの増加にも係
わらず、単純なアドレス発生過程を得ることは容易でな
い。
ような従来の問題点を解消するために、総体的な連結が
なくてもメモリアドレス発生方法が簡単で、超大規模集
積回路を具現するに適合なビタビ復号器におけるトレ−
スバック遂行装置を提供するにある。
に本発明によるビタビ復号器は、ビットストリ−ムのエ
ラ−を訂正するために前記ビットストリ−ムを入力して
分岐メ−トル値を計算する分岐メ−トル手段と、前記分
岐メ−トル値と対応する現在の経路メ−トル値から新た
な経路メ−トル値を計算する加算比較選択手段と、前記
新たな経路メ−トル値のうち最小経路メ−トル値を計算
し、これを一時貯蔵する最小経路メ−トル手段と、前記
新たな経路メ−トル値及び最小経路メ−トル値とを入力
し生存経路を探索して復号されたビットを探すトレ−ス
バック手段とから構成され、一定の周期ごとに現在の状
態値を発生する最適状態検出手段を含む拘束長がKであ
り、メモリ動作グル−プの大きさがL/2である超大規
模集積化されたビタビデコ−ダ−において、前記トレ−
スバック手段は、前記新たな経路メ−トル値及び最小経
路メ−トル値とを入力して、先に入力したものは後に出
力し、後に入力したものは先に出力するように貯蔵する
第1貯蔵手段と、前記第1貯蔵手段の出力と前記最小経
路メ−トル値とを入力してトレ−スする次の状態の第1
状態を発生する第1トレ−ス論理手段と、前記第1貯蔵
手段の出力を入力して、先に入力したものは先に出力
し、後に入力したものは後に出力するように貯蔵する第
2貯蔵手段と、前記第2貯蔵手段の出力と前記第1状態
とを入力してトレ−スする次の状態の第2状態を発生す
る第2トレ−ス論理手段と、前記第2貯蔵手段の出力を
入力して、先に入力したものは先に出力し、後に入力し
たものは後に出力するように貯蔵する第3貯蔵手段と、
前記第3貯蔵手段の出力と前記第2状態とを入力してト
レ−スする次の状態の第3状態を発生する第3トレ−ス
論理手段と、復号されたビットを探すために前記第3状
態を入力して、先に入力したものは後に出力し、後に入
力したものは先に出力するように貯蔵する第4貯蔵手段
とを備えることを特徴とする。
で従来の逆追跡部の細部的な構成と動作を次のように詳
細に説明する。図5に示した一般的なビタビ復号器は、
分岐メ−トル部202(BUM:Branch Metric Uni
t)、加算比較選択部204、最小経路メ−トル部20
6及び逆追跡部208よりなる。
器の動作を図5を参照して次のように詳細に説明する。
分岐メ−トル部202は、ディジタル復調器(図示せ
ず)からPビットにソフト決めされたPビットの対、J
1 とJ2 とを入力して、BM0(t)、BM1(t)、BM
2(t)、BM3(t)の4類の分岐メ−トルを計算する。
る。符号化したビットの対が00,01,10,11で
ある各場合の分岐メ−トルは次の式(1)〜(4)のと
おりである。したがって、分岐メ−トル間の関係は次の
式(5)、(6)のように与えられる。 00:BM0(t)=(2P −1−J2 )+(2P −1−J1 ) …(1) 01:BM1(t)=(2P −1−J2 )+J1 …(2) 10:BM2(t)=J2 +(2P −1−J1 ) …(3) 11:BM3(t)=J2 +J1 …(4) BM3(t)=2P+1 −2−BM0(t) …(5) BM2(t)=2P+1 −2−BM1(t) …(6)
比較選択部204は四つの分岐メ−トルと現在の経路メ
−トルとを用いて新たな経路メ−トルを計算する。ここ
で、経路メ−トルの個数は拘束長または畳み込み符号の
メモリ数(以下、Mという)により次の式(7)のよう
に定められる。 経路メ−トルの数=2k-1 =2M …(7)
経路メ−トル部206は計算された経路メ−トル値を用
いて最小経路メ−トル値を求める。逆追跡部208は加
算比較選択部204からの2K-1 ビットのデ−タと最小
経路メ−トル部206で求めた最小経路とを貯蔵し、貯
蔵されたデ−タを用いて生存経路を探索して貯蔵し、逆
追跡により復号されたビットを探し出す役割を果たす。
即ち、逆追跡部208は主にデ−タをメモリに書き込ん
だり読み出す作用をする。この際、復号器を超大規模集
積回路として具現する際、コストを定めるのは逆追跡部
208のメモリである。
るビタビ復号部における逆追跡部208のメモリ管理に
関するものであり、本発明を容易に説明するために、次
のように仮定した。 仮定1.ビタビ復号器が一つのクロック周期ごとに一つ
の出力を供給する。 仮定2.一つのクロック周期の間、一つのメモリで一回
の読み出しと一回の書き込みのみが可能である。 仮定3.ラム(RAM: Random Access Memory)の入力
帯域幅と出力帯域幅とが同一である。
れている領域を示し、図6に示した各メモリ列400,
402,404,406,408及び410の縦軸は時
間Tを、横軸は拘束長がKの場合、2k-1 の状態Sを、
そして矢印はメモリにデ−タが貯蔵される方向を示す。
逆追跡過程はメモリ列400から410に進み、メモリ
列400は一回の書き込み、402は一回の逆追跡、4
04は一回の復号、406は一回の書き込み、408は
一回の逆追跡、410は一回の復号をそれぞれ示す。
における逆追跡部208の逆追跡の遂行過程と方法を、
図6を参照して詳細に説明する。まず、逆追跡の深さL
を有する低速ビタビ復号器における逆追跡遂行過程のた
めの基本的な動作は次のとおりである。 動作1(書き込み):最小経路メ−トル部206からデ
−タをメモリに書き込む動作である。 動作2(逆追跡):メモリから読み出したデ−タと現在
の状態アドレスとから次の状態アドレスを作成する動作
であって、最初の状態アドレスは外部から与えられる。 動作3(復号):復号された出力結果を供給すること以
外は、逆追跡と同一な動作である。
デ−タを貯蔵するために、書き込み動作が行われたのち
(図6の400)、L個の貯蔵されたデ−タと外部から
与えられた状態アドレスとを用いてL個の逆追跡を施す
(402)。最も古いデ−タを用いて復号し、復号され
た結果を得た(404)後、貯蔵されたデ−タはメモリ
で削除される。メモリ列406,408及び410はこ
のような動作の繰り返しを示す。
軸は状態Sを、矢印は動作の遂行方向をそれぞれ示し、
各メモリバンクは、L個のワ−ドを有する多数個のサブ
メモリバンクより構成される(1ワ−ドは2k-1 ビット
よりなる)。
ビ復号器における逆追跡遂行過程を次のように説明す
る。図6に示した低速ビタビ復号器における逆追跡過程
は、一つの出力のために過大なメモリ動作を行うので、
一つのクロックごとに一つの出力を提供することができ
ない。図7に示したように、メモリ動作を低減するため
に高速ビタビ復号器は、L個の動作グル−プを形成して
逆追跡処理(L個の逆追跡)を一つのブロックの出力
(L個の出力)に対して一回ずつ行う。図7に示したメ
モリ列600で、先ずL個の書き込みをし(608)、
L個の逆追跡をした後(610)、L個の復号を行う
(612)。このようになると、L個の出力に対してL
個の書き込み、L個の逆追跡及びL個の復号を行うこと
により、平均的に一つの出力に対して1個の書き込み、
1個の逆追跡及び1個の復号を行うようになる。参照符
号602及び604は後に続くクロックのうち、一つの
クロック当たり一つの出力を提供するために書き込み、
逆追跡及び復号が同時に行われることを示す。
らす場合、メモリ要求と復号遅延を次のように説明す
る。図7に示された逆追跡の遂行過程は、書き込みと復
号とが同一メモリバンクを共有できるので、3個のメモ
リバンクをもって具現することができる。メモリの大き
さはLIFOバッファ−を無視するとき3Lワ−ドであ
り、復号遅延の大きさは後入力先出力バッファ−を含ん
で4Lである。メモリと復号遅延の大きさは、メモリ動
作グル−プを小さくすることにより減らすことができ
る。メモリ動作グル−プを小さくすると、メモリ動作数
は増えるが、これは、メモリバンクの数は大とし、大き
さは小として並列を増加させることにより、同じ速度を
保つようになる。メモリバンクの大きさが小さくなる場
合、2個の逆追跡指示器(逆追跡によるメモリアクセス
時、アクセスするメモリのアドレスを指示する場所)が
必要であり、並列は増え、増えたメモリ動作を補償す
る。
3Lである。メモリバンクの大きさがL/nの場合、メ
モリ要求は(2n+1)L/nで、復号遅延は2(n+
1)L/nである。nの増加により、メモリ要求と復号
遅延は減るが、メモリの微細分化により、ハ−ドウエア
の具現時、間接コストが増える。
モリバンク0(1000)、メモリバンク1(100
2)、メモリバンク2(1004)、メモリバンク3
(1006)、メモリバンク4(1008)、逆追跡論
理1(1010)、逆追跡論理2(1012)、逆追跡
論理3(1014)及び後入力先出力(LIFO,10
16)とより構成される。
状態Sを示し、各列は5個のメモリバンクより構成さ
れ、D&Wは復号及び書き込みを示し、TBは逆追跡動
作を示す。前述した図9及び図10を参照して、逆追跡
遂行を遂行する低速、高速及び変換された高速ビタビ復
号器を超大規模集積回路として具現するときの問題点を
次のように説明する。
K-1 ビットの情報が、図9に示した入力端子IN1を通
して全てのメモリバンクに順に入力されるべきなので、
バスが全てのメモリバンクを連結しなければならいな
い。K=7の場合、64ビットバスがチップの多数個所
と連結される問題がある。逆追跡論理1(1010)及
び逆追跡論理2(1012)は逆追跡を遂行する論理で
あり、逆追跡論理3(1014)は復号するための論理
である。後入力先出力(1016)が逆追跡論理3(1
014)出力の手順を返して直した後、復号された情報
ビットが出力端(OUT)を通して出力される。
−タを読み出したり書き込むためにメモリバンクを指定
すべきである。これらメモリバンクを指定する方法を、
図10を参照して次のように説明する。図10の各列1
200,1202,1204,1206,1208,1
210,1212,1214,1216及び1218
は、五つのメモリバンクでアドレスが如何に変わるかを
示す。
ンク1220で復号と書き込みが左側から右側に行われ
る。三番目1222と五番目1224のメモリバンクに
は逆追跡が左側から右側に行われる。しかしながら、二
番目と四番目のメモリバンクでは何の変化も生じない。
第1列1200を実行するには、L/2ほどのクロック
時間が必要である。
のアドレス変換を示す。この場合、一番目のメモリバン
ク1226では逆追跡が右側から左側に行われる。即
ち、アドレスが一つのクロックごとに一つずつ減る。二
番目のメモリバンク1228では復号と書き込みが、四
番目のメモリバンク1230では逆追跡が、三番目と五
番目のメモリバンクでは動作が停止する。このように、
アドレスを発生させる周期は5Lであり、図10は一周
期間のアドレス発生を示す。各メモリバンクは時間に応
じて相異なる動作をすべきであり、このようなメモリア
ドレスを発生させることは簡単でない。これと共に、図
9の後入力先出力のためにアドレスも発生させるべきで
ある。
な連結が存在する理由は、各メモリバンクの役割が変わ
るからである。したがって、本発明による逆追跡遂行装
置は、メモリバンクの役割が固定されている点、デ−タ
がメモリバンクに応じて移動するという点から既存の逆
追跡遂行装置とは違いがある。
たが、これから本発明によるビタビ復号器の逆追跡部の
構成と動作を図面を参照して次のように詳細に説明す
る。図1に示された本発明による逆追跡部は、後入力先
出力(LIFO)1(1400)、トレ−ス論理1(1
402)、先入力先出力(FIFO)1404、トレ−
ス論理2(1406)及び後入力先出力(LIFO)2
(1408)よりなる。
1貯蔵部1600、第1トレ−ス論理部1602、第2
貯蔵部1604、第2トレ−ス論理部1606、第3貯
蔵部1608、第3トレ−ス論理部1610及び第4貯
蔵部1612とから構成される。
後入力先出力はデュアルポ−トラムを使用することを仮
定し、この場合に仮定したように一つのクロックで一回
の読み出しと一回の書き込みとを同時にすることが可能
である。まず、メモリ動作グル−プの大きさがLの場
合、前記構成を通した逆追跡部の動作をみると、図1を
参照して次のように説明する。
生されたデ−タは、図1に示した後入力先出力1(14
00)にIN1を通して入力されて順序が返された後、
先入力先出力1404とトレ−ス論理1(1402)と
に出力される。トレ−ス論理1(1402)はIN2か
ら現在の状態及び後入力先出力1(1400)の出力を
入力して逆追跡動作を遂行した後、第1状態を発生す
る。先入力先出力1404は後入力先出力1(140
0)の出力を入力して復号した後、その出力をトレ−ス
論理2(1406)に提供する。トレ−ス論理2(14
06)は先入力先出力1404の出力とトレ−ス論理1
(1402)の出力とを入力して第2状態を出力し、後
入力先出力2(1408)は第2状態を入力して一つの
バス線を通してエラ−の訂正された情報ビットを発生す
る。
り、拘束長がKの場合、加算比較選択部204から伝送
された2k-1 ビット情報は入力端子IN1を通して第1
貯蔵部1600に貯蔵される。後入力先出力LIFO動
作を行うメモリとして具現できる第1貯蔵部1600に
より手順が返された情報は、次の先入力後出力FIFO
動作を行うメモリとして具現できる第2貯蔵部1604
に伝送されると共に、第1トレ−ス論理部1602に入
力される。第1トレ−ス論理部1602は、一定の周期
ごとに最上状態検出部(BSBD:Best State Detecti
on Unit)からIN2を通して入力された現在の状態値と
第1貯蔵部1600から提供されたデ−タとを用いて次
の状態を計算する作用をする。
02,1606の入力と出力及び第3トレ−ス論理部1
610の入力はそれぞれK−1ビットである。第2貯蔵
部1604の出力は先入力先出力動作を行うメモリとし
て具現できる第3貯蔵部1608に伝送され、これと共
に、第2トレ−ス論理部1606は逆追跡動作を行うよ
うになる。第3トレ−ス論理部1610は、第3貯蔵部
1608と第2トレ−ス論理部1606の出力とを入力
して第3状態を出力する。
して後入力先出力LIFO動作を行うメモリとして具現
できる第4貯蔵部1612は、入力したビットの手順を
直して復号を完成するようになる。第4貯蔵部1612
はL/2+1個の1ビット情報を有するラムより構成さ
れる。図3及び図4に示したように、先入力先出力及び
後入力先出力のアドレス発生は非常に簡単である。先入
力先出力の場合、ただし計数器の値がモジュロ概念(最
大数字の次は0)を有しながら増えつつあるとよい。
のような量のメモリを使用して同様トレ−ス論理を必要
とするが、メモリのためのアドレス発生が簡単であり、
全体の相互連結がないので、全体的にチップの面積を縮
めて超大規模集積回路でビタビ復号器を具現するとき、
低コストかつ具現も容易にすることができる。
明による逆追跡部の細部的なブロック図である。
本発明による逆追跡部の細部的なブロック図である。
び先入力先出力のアドレス発生を説明するための図面で
ある。
び先入力先出力のアドレス発生を説明するための図面で
ある。
る。
逆追跡遂行過程を説明するための貯蔵動作の進行を示
す。
逆追跡遂行過程を説明するための貯蔵動作の進行を示
す。
グル−プとメモリバンクの大きさとを半分に縮めたとき
(L/2)の逆追跡遂行過程を説明するための貯蔵動作
の進行を示す図面である。
部的なブロック図である。
定する方法を説明するための図面である。
206…最小経路メ−トル部、 208…逆追跡部、1
400…後入力先出力(LIFO)1、 1402…ト
レ−ス論理1、1404…先入力先出力(FIFO)、
1406…トレ−ス論理2、1408…後入力先出力
(LIFO)2、 1600…第1貯蔵部、1602…
第1トレ−ス論理部、 1604…第2貯蔵部、160
6…第2トレ−ス論理部、 1608…第3貯蔵部、1
610…第3トレ−ス論理部、 1612…第4貯蔵部
Claims (2)
- 【請求項1】 ビットストリ−ムのエラ−を訂正するた
めに、前記ビットストリ−ムを入力して分岐メ−トル値
を計算する分岐メ−トル手段と、前記分岐メ−トル値と
対応する現在の経路メ−トル値から新たな経路メ−トル
値を計算する加算比較選択手段と、前記新たな経路メ−
トル値のうち最小経路メ−トル値を計算し、これを一時
貯蔵する最小経路メ−トル手段と、前記新たな経路メ−
トル値及び最小経路メ−トル値とを入力し生存経路を探
索して復号されたビットを探すトレ−スバック手段とか
ら構成され、一定の周期ごとに現在の状態値を発生する
最適状態検出手段を含む拘束長がKであり、メモリ動作
グル−プの大きさがLである超大規模集積化したビタビ
デコ−ダ−において、 前記トレ−スバック手段は、 前記新たな経路メ−トル値及び最小経路メ−トル値とを
入力して、先に入力したものは後に出力し、後に入力し
たものは先に出力するように貯蔵する第1貯蔵手段と、 前記第1貯蔵手段の出力と前記最小経路メ−トル値とを
入力してトレ−スする次の状態の第1状態を発生する第
1トレ−ス論理手段と、 前記第1貯蔵手段の出力を入力し、先に入力したものは
先に出力し、後に入力したものは後に出力するように貯
蔵する第2貯蔵手段と、 前記第2貯蔵手段の出力と前記第1状態とを入力してト
レ−スする次の状態の第2状態を発生する第2トレ−ス
論理手段と、 復号されたビットを探すために前記第2状態を入力し
て、先に入力したものは後に出力し、後に入力したもの
は先に出力するように貯蔵する第3貯蔵手段とを備える
ことを特徴とするビタビ復号器におけるトレ−スバック
遂行装置。 - 【請求項2】 ビットストリ−ムのエラ−を訂正するた
めに、前記ビットストリ−ムを入力して分岐メ−トル値
を計算する分岐メ−トル手段と、前記分岐メ−トル値と
対応する現在の経路メ−トル値から新たな経路メ−トル
値を計算する加算比較選択手段と、前記新たな経路メ−
トル値のうち最小経路メ−トル値を計算し、これを一時
貯蔵する最小経路メ−トル手段と、前記新たな経路メ−
トル値および最小経路メ−トル値とを入力し生存経路を
探索して復号されたビットを探すトレ−スバック手段と
から構成され、一定の周期ごとに現在の状態値を発生す
る最適状態検出手段を含む拘束長がKであり、メモリ動
作グル−プの大きさがL/2の超大規模集積化されたビ
タビデコ−ダ−において、 前記トレ−スバック手段は、 前記新たな経路メ−トル値及び最小経路メ−トル値とを
入力して、先に入力したものは後に出力し、後に入力し
たものは先に出力するように貯蔵する第1貯蔵手段と、 前記第1貯蔵手段の出力と前記最小経路メ−トル値とを
入力してトレ−スする次の状態の第1状態を発生する第
1トレ−ス論理手段と、 前記第1貯蔵手段の出力を入力して、先に入力したもの
は先に出力し、後に入力したものは後に出力するように
貯蔵する第2貯蔵手段と、 前記第2貯蔵手段の出力と前記第1状態とを入力してト
レ−スする次の状態の第2状態を発生する第2トレ−ス
論理手段と、 前記第2貯蔵手段の出力を入力して、先に入力したもの
は先に出力し、後に入力したものは後に出力するように
貯蔵する第3貯蔵手段と、 前記第3貯蔵手段の出力と前記第2状態とを入力してト
レ−スする次の状態の第3状態を発生する第3トレ−ス
論理手段と、 復号されたビットを探すために前記第3状態を入力し
て、先に入力したものは後に出力し、後に入力したもの
は先に出力するように貯蔵する第4貯蔵手段とを備える
ことを特徴とするビタビ復号器におけるトレ−スバック
遂行装置。
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