JPH0831808B2 - 誤り訂正方法とその装置及びその伝送システム - Google Patents

誤り訂正方法とその装置及びその伝送システム

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JPH0831808B2
JPH0831808B2 JP2120146A JP12014690A JPH0831808B2 JP H0831808 B2 JPH0831808 B2 JP H0831808B2 JP 2120146 A JP2120146 A JP 2120146A JP 12014690 A JP12014690 A JP 12014690A JP H0831808 B2 JPH0831808 B2 JP H0831808B2
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    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L1/00—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received
    • H04L1/004—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received by using forward error control
    • H04L1/0056—Systems characterized by the type of code used
    • H04L1/0057—Block codes

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  • Signal Processing (AREA)
  • Error Detection And Correction (AREA)
  • Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)

Description

【発明の詳細な説明】 ［産業上の利用分野］ 本発明はデジタル伝送の分野、特にブロック符号を用
いた誤り訂正の分野に関する。
［従来の技術］ デジタル伝送システムにおいて考慮される正確さの尺
度は誤り率（送信ビットに対して受信ビットが異なる割
合）である。誤り率はシステム設計のほぼすべての点の
影響を受けるが誤り訂正を利用することで直接誤り率を
変えることも可能である。誤り訂正により誤り率を大き
く改善すれば、増幅器、等化器、またスパン長といった
システムの他の特性に対する必要性を和らげることがで
きる。つまり、逆にビット／秒の観点から伝送技術能力
の現状を拡大することが可能である。
既知の誤り訂正システムはデータ以外の情報、すなわ
ちオーバーヘッド情報を必要とし、また訂正済みデータ
を得るために受信データとオーバーヘッド情報を用いた
何らかの計算を必要とする。有効な誤り訂正を与える要
因は、伝送に必要な帯域幅／時間、追加の計算を行うた
めに必要な時間量、および、装置の複雑さとコストから
の三者択一のトレードオフとなり得る。
例えば、デジタル無線システムのように帯域幅／時間
の優先度が非常に高いと考える場合はオーバーヘッド情
報の量を最小限に保つ必要がある。
既知の非常に効率の良い誤り訂正システムは、ハミン
グ符号のようなブロック符号と最尤デコーダ（解読器、
復号器）により伝送記号の最も重要なビットを符号化す
る多重レベル伝送を用いている。ハミング符号は一連の
データビット（情報ビット）の後に複数のチェックビッ
ト（検査ビット）が続くものである。チェックビットは
データビットのいくつかの組合せによるパリティ（偶奇
性）を示す。各符号化されたデータブロックに対しハミ
ング符号によって受信データビットからチェックビット
を再計算し、そのチェックビットと受信チェックビット
とを２を法とする加算により比較すれば、シンドローム
が得られる。もしシンドロームがゼロでなければ受信デ
ータビットと受信チェックビットからなる受信符号語は
正しくない。最尤デコーダは、受信符号語からそのシン
ドロームを生じるような、送信された可能性のあるすべ
ての正しい符号語を考慮する。最尤デコーダは、正しい
符号語と、実際の受信記号列の振幅との間のユークリッ
ド距離を計算し、最も近いものを訂正された符号語とし
て選ぶ。問題は比較的短いオーバーヘッドを持つ長い符
号では各シンドロームを作る異なる正しい符号語の数が
膨大になることである。
チェイスデコーダでは、各シンドロームを作るであろ
う正しい符号語のサブセットを仮定し、ユークリッド距
離の最低のものを選ぶ。しかし、既知のチェイスデコー
ダのアルゴリズムはより望まれるべき点をいくつか残し
ている。ただ１つの記号の誤りを考える（すなわち受信
符号語と正しい符号語がただ１つの記号において異な
る）場合、全体を誤り訂正することは効率が悪い。ま
た、複雑の記号での誤りパターンを考えるとき、計算量
は高速伝送システムでリアルタイムに終了することが不
可能な点まで急速に拡大してしまう。
本発明の目的は、小さなオーバーヘッド、かつ高速デ
ータスループットながら有効な誤り訂正が可能な誤り訂
正システムを実現することである。
［発明の概要］ 伝送時のデータ信号は全体パリティビットを持つブロ
ック符号により符号化される。受信器ではアナログ−デ
ジタル変換器が、受信記号を、受信データを表すハード
ビットと、検査ビットを表すソフトぶっとへと変換す
る。各受信記号に対してそのソフトビットから、実際の
受信記号とハードビット間のスライサレベルとの近接さ
の程度を示す信頼性距離が得られ、最低信頼記号が識別
される。符号化されたハードビットからブロックシンド
ロームが計算される。訂正により正しい符号語を作る複
数の誤りパターン候補（各候補は１つの記号、あるいは
記号の組合せと結び付く）が、ゼロでないシンドローム
に応答して検索される。ゼロでない偶シンドロームに対
しては、誤りパターン候補は二重誤りの完全なセットか
らなり、奇シンドロームに対しては、誤りパターン候補
は単一誤りまたは三重誤りの完全なセット（それぞれ最
低信頼記号を含む）からなる。記号の信頼性距離はその
検索による誤りパターン候補に対して評価され、その候
補の記号は受信記号値に最も近い正しい符号語を作るよ
うに訂正される。
［実施例の説明］ 第１図の誤り訂正可能デジタル無線伝送システムにお
いて、入力データストリームは誤り訂正エンコーダ12で
まず符号化される。エンコーダ12は２つの出力レイル、
ＩとＱに多ビット記号ブロックを生成可能である。各記
号の最下位ビットはブロック符号で符号化され、本発明
ではこのブロック符号の最後のビットは全体パリティビ
ットとなる。ブロックフレーミング情報も含まれてお
り、この情報は他のフレーミング情報に一般的な繰返し
パターンの形を取るだろう。
ＩとＱの各レイルにおいてデジタル−アナログ変換器
14は多ビット記号を直交振幅変調（以下、QAMとする）
のために離散アナログレベルに変換する。実施例では、
ＩレベルとＱレイルはそれぞれ４ビットのバスである。
これは、16個の離散レベルすなわち256QAMに変換される
４ビットの記号を意味する。当然、本発明は上記の選択
にとどまらず、これと異なるレベル数を必要とする他の
QAM値もまた使用可能であろう。実際、多重レベル信号
は直交変調される必要はなく、また他の多重レベル伝送
形式や、デジタル無線以外の伝送媒体が使用可能であ
る。全体パリティビットを有するブロック符号で符号化
された偶数２進データは本発明により効率よく訂正でき
る。実施例において送信器17は既知の技術による256QAM
無線伝送のために必要な変調とフィルタリングを行う。
受信器18は256QAM信号を受信し、ＩレイルとＱレイル
に対し多重レベルアナログ信号を構成するために既知の
技術による必要な変調、フィルタリング、等化、タイミ
ング再生などを行う。１対のアナログ−デジタル変換器
（A/D変換器）20は受信した各離散レベルに対応して８
ビットワードを作る。A/D変換器での８ビットの分解能
は必ずしも必要ではないが、後述するようにA/D変換器
は記号のビット数より少なくとも２ビット大きい分解能
がなければならない。これら８ビットのうち上位４ビッ
トは受信データとオーバーヘッドデータへと解読され、
“ハード”ビットと名付けられる。残る４ビットは単に
受信記号の正確さを示し、“ソフト”ビットと名付けら
れる。
誤り訂正デコーダ22は受信した４個のハードビットの
うちの１個の符号ビットと、各受信記号から４個のソフ
トビット、加えてブロック開始標識を再生する。この情
報をもとにデコーダは本発明により選出される候補のセ
ットの中から最尤誤りパターンを決定し訂正を行い訂正
済みデータストリームを出力する。
本発明で使用可能な誤り訂正エンコーダのブロック図
を第２図に示す。確実に伝送されるべきデータはプログ
ラムスイッチ24で２つに分割される。符号化されるべき
データはハミングエンコーダ26に送り込まれ、残りのビ
ットは記号アセンブラ30への出力28に出力される。ハミ
ングエンコーダは２符号ビットを１ボーとして（１ボー
あたり２符号ビット）、アセンブラ30に出力し、アセン
ブラ30で２符号ビットは非符号化ビットと結合し記号を
作る。そして伝送のために記号は離散アナログレベルに
変換される。
エンコーダ26は（16,11）ハミングコーダであるの
で、ブロックあたり11個のデータビットを受信し５個の
チェックビットを付加し、16ビットを出力するが、その
すべてを本明細書では符号化ビットと呼ぶ。11個のデー
タビットをｄnとし、チェックビットをｃnとすると、こ
のハミング符号は以下のようにチェックビットを生成す
る。
そこでスイッチ24は各ブロックの符号化用にデータス
トリームから11ビットを取り出す必要がある。効率のよ
い多重レベル伝送形式ではレベル２以上異なる誤りの確
率は無視できるので、各記号の最下位ビットのみ符号化
すればよい。256QAM伝送システムにおいては４ビットが
16レベルの記号を決定するが、各記号の上位３ビットは
符号化される必要はない。よって１ボーあたり６ビット
の速度で48ビットがアセンブラ30に送られる。２個の符
号化ビットは１ボーあたり２個の記号のそれぞれの最下
位ビットとなる。
スイッチ24がブロックあたり総計59データビットから
符号化すべき11ビットを選択する際のアルゴリズムは、
受信器内のデコーダがデータビットを常に正しい配列に
し、最後にチェックビットを除去する操作を行う限り必
要ではない。遅延を最小にする単純なアルゴリズムの１
つは各ブロック内の最初のビットとその後の４番目ごと
のビットを全部で11ビットが選ばれるまで選択すること
である。
出力符号語はd1,d2,d3,d4,d5,d6,d7,d8,d9,d10,d11,c
1,c2,c3,c4,c5になる。誤り訂正符号化を各伝送記号の
最下位ビットのみに制限しているので、伝送する必要の
あるオーバーヘッドビットの数が大いに減少している。
この場合、59個のデータビットに５個のみのオーバーヘ
ッドビットを加えて64個の伝送ビットのブロックを作っ
ている。しかし、多重信号伝送では誤り訂正の有効性に
大きな影響はない。
本発明は（16,11）ハミング符号の使用に限定される
ものではないことも注目すべきである。全体パリティビ
ットがあればどのようなブロック符号でも本発明が非常
に有効になる。上記の符号から奇シンドローム（すなわ
ち１で終わるシンドローム）は奇数個の誤りのみから生
成され、偶シンドロームは偶数個の誤りもしくは誤りの
ない場合に生成されることがわかる。
よって全体パリティビットを有するブロック符号を使
用することで各シンドロームに対して考えればならない
誤りパターン候補の数が大きく減少する。つまり、誤り
の数が奇数個の誤りパターンと偶数個の誤りパターンは
決して同じシンドロームの候補にはならないからであ
る。そこで、本発明によって、誤りが１個、２個、３個
の各場合のすべての最尤の誤りを考慮することができい
る。
第３図は誤り訂正デコーダのブロック図である。この
デコーダは本発明を実施するために第１図の256QAMシス
テムでのデコーダ22として使用可能なものである。
デコーダではA/D変換器からの８ビット出力レイル
（ＩとＱ）がリタイマ40に送り込まれる。リタイマ40
は、１ボーあたり16個の入力ビットという配布速度に同
期する。Ｉ、Ｑ各レイルからの４個の情報ビットと最上
位ソフトビット（誤り極性（EP）ビットとして知られ
る）とを併せた10ビットは出力41を経て遅延装置42へ送
られる。ＩレイルＱレイルからの４個のソフトビットは
各出力43、45を経て信頼性距離生成器へ送られる。受信
情報ビットの最下位ビットである２個の符号ビットは出
力47を経てシンドローム計算器60へ送られる。
信頼性距離生成器50は各レイルからのソフトビット情
報を記号の実際の受信アナログ値とそのデジタル記号と
の間の距離を示す２進数に変換する。直接２進A/D変換
を使用するときは上述の変換は、単にEPビットを除去
し、EPビットが１のときは残る３ビットを反転すること
で達成できる。よって、こうして求めた距離の２進数が
小さければ小さいほどよりスライスレベルに近く、受信
記号の信頼性はより低くなる。２個のレイルで受信した
記号に対する３ビットの信頼性距離は距離生成器50から
出力51、53へそれぞれ出力される。
シンドローム計算器60は受信した符号化データビット
からチェックビットを再計算し、受信チェックビットに
２を法として加算するという周知の方法でシンドローム
を計算する。（16,11）ハミング符号の場合、５個のチ
ェックビットがあるので５個のシンドロームビットであ
ることになる。この計算器の機能のためには各ブロック
の開始を認識する必要がある。この開始は制御回路70で
受信される。
シンドロームが計算されている間、最低信頼記号が最
低信頼記号ロケータ80によって見つけられる。この装置
は信頼性距離生成器50から各ボーで受信した２つの距離
を比較し、小さい距離の方を保持する。第２の比較器が
上記の保持した距離をそれぞれ次の距離と比較し、発信
元のボーを追跡しつつ、再び小さいほうの距離を記憶す
る。符号ブロックの８個すべてのボーからの距離を受信
すると最低信頼記号ロケータ80は３ビットバス81に最後
に記憶された距離を出力し、また４ビットバス83へその
距離の位置、ボーおよびレイルを出力する。この処理は
各ブロックに対して繰返されなければならないので、ブ
ロック開始標識を制御回路70から受信する。あるいは、
各入力バスごとの比較器がボーごとの比較を行い、記憶
あれている２つの距離を最後に比較することも可能であ
る。
本発明によって限定される候補誤りパターンは誤りパ
ターン生成器90から取得される。生成器90はプログラム
可能読み出し専用記憶装置（PROM）とするのが都合がよ
い。生成器90は、シンドローム計算器60からの５個のシ
ンドロームビットと最低信頼記号ロケータの出力83から
の４個の位置ビットによりアドレス指定される。２9個
の各アドレスには誤りパターン候補の２つの誤りまでの
位置を示す２つの４ビット語を記憶することが可能であ
る。
（16,11）ハミング符号を使用する場合、最大８個の
誤りパターン候補が各アドレスに対し作られる必要があ
り、これはPROM記憶装置の32768ビットのみの記憶容量
である。実際にはいくつかのシンドロームはより限られ
た誤りのセットにより生成されるので、もしさらに論理
回路を追加すれば必要なメモリはさらに少なくなる。し
かし、この適度のメモリ量による低コストはやや多いメ
モリを必要とするこの単純な方法に適していると思われ
る。（16,11）ハミング符号では、すべてゼロでないが
最下位ビットがゼロのシンドローム（すなわちゼロでな
い偶シンドローム）はそれぞれ単一誤りパターンや三重
誤りパターンではなく、８個の二重誤りパターンによっ
てのみ生成可能である。よって生成器90のPROMはゼロで
ない偶シンドロームを表す16個のアドレスのそれぞれに
記憶された同じ８個の８ビット語を保持可能である。こ
のようなシンドロームは15個なので、８個の２記号誤り
パターンは15個しかないことになる。当然、すべてゼロ
のシンドロームは受信時に訂正すべき誤りがないことを
示す。この具体例で、これら16個のアドレスに記憶され
た語は重要ではない。デコーダの後半部ですべてゼロの
シンドロームを識別するからである。
16個の可能な奇シンドロームそれぞれに対して、正確
には１個の単一誤りと７個の三重誤り（三重誤りの１つ
は特定の記号である）がある。そこで最低信頼記号の位
置に生成奇90にアドレス指定するシンドロームを加算す
ると、三重誤り候補を最低信頼記号を含む上記７個に限
定できる。16個の奇シンドロームアドレスに最初の出力
語として単一誤り候補の位置を記憶すれば、この情報を
後に利用することができる。加えて各三重誤りパターン
候補に最低信頼記号が含まれていることがわかっている
ので、他の２つの記号の位置のみを記憶すればよい。よ
って、奇シンドロームごとに16個の可能な最低信頼記号
アドレスのそれぞれに、さらに７個の８ビット語を記憶
する。
記憶されるべき特定の誤りパターンは各符号に対する
生成行列から生成される。（16,11）ハミング符号に対
する生成行列は第４図で例示される。
それぞれ５ビットの16個の列がある。各列は５ビット
シンドロームを示している。そしてその位置はこのシン
ドロームを生成する単一誤り記号の位置と同じである。
よってシンドローム11111は３番目（位置0010）の記号
の単一誤りによってできることがわかる。この位置、す
なわち４ビット語の0010はシンドローム11111によりア
ドレス指定されるすべての位置に記憶される最初の語で
ある。
生成行列は多重誤りパターンを決定するためにも使用
可能である。２を法として加算されるときに特定のシン
ドロームを形成する列の組合せはそのシンドロームを生
成する誤りの記号の組合せの各位置を示す。２番目の列
11011、６番目の列10101、12番目の列10001を２を法と
して加算するとシンドローム11111になるのでこの三重
誤りパターンもまたシンドロームで識別される。しか
し、本発明によれば、誤りパターン候補の数を手に負え
るものにするためには、それをシンドロームと３個の対
応する記号の位置で表される３個のアドレスに記憶する
だけでよい。８ビット語00010101（位置２と６からな
る）はアドレス111111011（シンドロームと最低信頼記
号位置12からなる）に記憶される８個の語の１つにな
る。同様に８ビット語00011011（位置２と12）はアドレ
ス111110101（シンドロームと最低信頼記号位置６）に
記憶される８個の語の１つになり、８ビット語01011011
（位置６と12）は位置111110001（シンドロームと位置
２）に記憶される。単一誤り記号は三重誤りパターンに
含まれることは得ないので単一誤り候補が最低信頼記号
にもなる場合は特別である。最低信頼記号を含む記憶さ
れる三重誤り候補はない。単一誤りの最低信頼記号は記
憶位置を１回繰返し、全８個の誤りパターン候補を８ビ
ット語で記憶するのが便利であることがわかっている。
例えばアドレス111110010（シンドローム11111、位置
３）に記憶された全８個の語は00100010になる。
偶シンドロームを生成する二重誤りパターンのそれぞ
れに対する二重誤り記号の位置を表す８個の８ビット語
は同様に生成器から得られる。例えば、３番目の記号
（位置0010）、５番目の記号（位置0100）の両方での誤
りを考える。生成行列の３番目の列（11111）と５番目
の列（01111）の２を法とする加算の結果はシンドロー
ム10000となる。よって10000で始まる各アドレスに記憶
される８ビット語の１つは00100100である。四重誤りあ
るいはそれ以上の多重誤りパターンは無視されているの
で（16,11）ハミング符号を使用するこの実施例は、各
偶数シンドロームに対しては８ビット語だけを記憶すれ
ばよい。
選ばれた誤りパターン候補の中から最尤パターンを決
定するには疑わしい記号に関する信頼性距離が必要とな
る。この目的のための距離セレクタ100は少なくとも１
つの並列６ビットアドレス指定可能シフトレジスタ（少
なくとも８ビット長）の形態をとる。距離生成器50の各
出力51と53のそれぞれからのボーごとに２個の記号の信
頼性距離を表す６ビットは順々に距離セレクタ100に記
憶される。誤りパターン生成器90からの各誤りパターン
候補の出力に対し、疑わしい２個の記号の符号化ブロッ
ク内の記憶位置を表す８ビットはセレクタ100内の特定
の記憶された距離をアドレス指定する。そして選択され
た距離は出力ポート101を通して誤りパターンセレクタ1
10に出力される。
最低信頼記号の探索と誤りパターン候補の検索による
遅延のため、距離セレクタ100は符号ブロック１つにつ
いて16個より多くの距離を記憶可能でなければならな
い。制御回路70からの信号は適当なブロックから距離を
記憶、検索するために使用され得る。よって通常の技術
設計者は単一の長いシフトレジスタを使用するか、ある
いは短めの複数のレジスタを制御信号に応答してレジス
タ間の入出力を適切に切り換えて使用して、セレクタ10
0を設計することができる。
各符号ブロックに対し、誤りパターンセレクタ110
は、出力81からの最低信頼記号距離に加えて８個の誤り
パターン候補のそれぞれに対する２個の信頼性距離を表
す６ビットを距離セレクタ100から受信する。最尤の正
しい符号語を決定するために誤りパターンセレクタ110
は受信記号列に最も近い符号語を発見することが必要で
ある。前述のようにゼロでないシンドロームを生成する
16ビット語は正しい符号語ではない。誤りパターン候補
は記号の組合せを識別する。記号の最下位ビットは正し
い符号語を作るように変えられる可能性もある。受信信
号列に最も近い正しい符号語を決定するための距離の使
用について第５図を利用してすぐに理解可能である。
第５図は受信アナログ記号振幅のA/D変換のデジタル
出力への変換を示す図である。ハードデジタル記号レベ
ルはそれぞれ点線401〜403で示され、スライサレベルは
実線404、405で示される。ハードデジタル記号レベル40
1とスライサレベル404の間のレベルＰ1と、レベル401と
スライサレベル405の間のＰ2での２つの代表的な受信記
号を考慮してみる。このとき、各受信記号の最下位ハー
ドビットの出力は０である。対応するソフトビットはＰ
1で1110、Ｐ2で0101である。受信記号と最も近いハード
ビット出力の間のユークリッド距離をそれぞれｍ1、ｍ2
で表示する。そこで次に近いハートビット出力からの距
離をｊ1、ｊ2とする。すると受信記号列とハードビット
出力列の間のユークリッド距離はｍ1＋ｍ2＋…＋ｍ16と
なる。これは予想される符号語に常に最も近い。
最も近い正しい符号語を発見するために誤りパターン
候補を考慮する上では、変化しない記号に対する寄与ｍ
nは同じままであることに注意する。ゆえに誤りパター
ン候補に識別される各記号に対する現在距離ｍnと次に
最も近いハードビット距離ｊnの違いのみを考慮し、最
小和を求める必要がある。各ｊnはＲ（スライサレベル
間隔の半分）にｋn（最も近いスライサレベルと受信記
号レベル間の距離）を加えたものの和であることに注意
する。同様にｍn＝Ｒ−ｋnである。誤りパターン候補の
誤りすべてについて距離ｊから距離ｍを引いたものの和
について、 Σ（ｊn−ｍn）＝Σ（Ｒ＋ｋn−［Ｒ−ｋn］）＝Σ2kn が成立する。よって最も近い正しい符号語の発見には誤
りパターンセレクタが各ブロックの誤りパターン候補の
記号に対して距離ｋの最小和を発見しさえすればよい。
さらに銘記すべきことは最上位ソフトビット、すなわ
ち誤り極性（EP）ビットがゼロのとき、残る３個のソフ
トビットは000とスライサレベルの間の最下位ビットの
半分の誤りを距離ｋから減算したものに２進数で等し
い。EPビットが１のときは残るソフトビットをそれぞれ
反転することで同じ結果を得る。このようにして信頼性
距離は距離生成器50で作られ、距離セレクタ100から取
得される。
本誤り訂正アルゴリズムを有効に実行するためには誤
りパターンセレクタ110が単一、二重、および三重誤り
パターンを区別可能でなければならない。この目的のた
めにセレクタ110は遅延装置130により対応する距離の受
信と一致するよう適度に遅延させた最終シンドロームビ
ットＳ5を受信する。Ｓ5がゼロ（二重誤りパターンを示
唆する）のとき、各誤りパターン候補に対し検索された
２個の距離が２進加算される。最小和を見つけるため、
新しい和が以前の和と比較され、次の比較のため小さい
ほうが保存される。ブロックにつき８個のパターンを含
む記憶位置が誤り記号識別器120に送られる。半分のレ
ベルの誤りは同じく各和の比較に含まれ、何ら影響なし
に無視可能である。
Ｓ5が１のとき、１個の単一誤りパターンと７個の三
重誤りパターンが候補である。しかし、前述のように、
単一誤りパターンは最初に記憶され取得される。そのそ
れぞれの単一誤り３ビットの距離は適切な和として使用
される。残る７個の誤りパターンではこの適切な和は、
最低信頼記号ロケータ80により適切に遅延された最低信
頼信号の距離に加えて２個の取得された３ビットの距離
を含んでいる。単一誤りの和は１つだけ半レベルの誤り
を含み、各三重誤りの和は３個の半レベル誤りを含むの
で最も近い正しい符号語に対する誤りパターンを選択す
る際にはより正確さを求めて各三重誤り和にさらに加算
することも考えられる。最低信頼記号がまた単一誤りパ
ターンとして認識されたとき、一回計算されたその距離
は３回計算された同じ距離より小さくなる。従って訂正
のために単一誤りとして認識される。また、８個の候補
中の３ビット位置が識別器120に送出される。
誤り記号識別器120は誤りパターン生成器と同様に参
照用テーブルになっている。しかしこの場合、５個のシ
ンドロームビット、４個の最低信頼記号位置ビット（遅
延装置130により適度に遅延される）に加えて、誤りパ
ターンセレクタ110からの３ビットによりアドレスを形
成する。各アドレスに記憶されるのは８個の２ビット語
であり、記号訂正器140に順に出力される。遅延装置42
は誤り記号識別器120からの対応する２ビット語に記号
訂正器140で一致するよう、各受信ボーで８ハードビッ
トと2EPビットを遅延させる。２ビット語はＩトレイ上
の記号、Ｑトレイ上の記号、もしくは両方の記号を変更
するか否かを表す。よってすべてがゼロのシンドローム
のすべてのアドレスではすべての２ビット語が１つの記
号も変更しないことを示している。
記号訂正器140は最も近い正しい符号語を作るため
に、最下位ハードビットだけではなく４ビット記号全体
を適切に交換する。EPビットは引き続き訂正済み記号と
受信記号との大小を示す。訂正済み記号は訂正済み出力
データストリームを構成するためのブロックデコーダ15
0での適切な処理のためにＩレイルとＱレイルに出力さ
れる。
デコーダ150は16個の記号のブロックから５個のチェ
ックビットを除去し、49ビットのデータストリームを再
構成する必要がある。第２図のエンコーダの逆の動作で
ある。
以上、200Mb/秒で3dB程度の送信能力方向可能な誤り
訂正データ伝送システムについて解説した。
熟練設計者ならば上述の256QAM実現はハード論理回路
やプログラムしたマイクロプロセッサの使用など、多く
の方法で実行可能であることがわかるであろう。同様に
QAM変調形式は信号を送信器、受信器両方のデジタル段
階で別のレイルに分離するので、各レイルに対するエン
コーダとデコーダの分離は本発明の着想の範囲内で使用
可能である。（16,11）ハミング符号を使用するような
具体例では例えば符号ブロックは16個の４ビットボーか
らなり、記号位置語はさらに４ビットから構成される。
各機能に対する全入力と処理の説明により発明は通常技
術で実現可能である。
（16,11）ハミング以外のブロック符号、256QAM以外
の伝送形式を使用しても本発明の精神、あるいは見地か
ら遠ざかることなく実施例を設計、実行可能であると考
えられる。
【図面の簡単な説明】
第１図は、本発明を具現可能にするデジタル無線伝送シ
ステムを示すブロック図、 第２図は、本発明の実施の際に有効なブロックコーダを
示すブロック図、 第３図は、本発明を具体化するブロックデコーダを示す
ブロック図、 第４図は、本発明の実施の際に有効な（16,11）ハミン
グ符号によるシンドローム生成表を示す図、 第５図は、本発明の操作を説明する際に有効なアナログ
−デジタル変換図である。
フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭53−87644（ＪＰ，Ａ) 特開 昭55−102057（ＪＰ，Ａ)

Claims (19)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】１つ以上の誤りを含む可能性のある、離散
    記号の形で受信したブロック符号化データを訂正する装
    置であって、 受信した記号を、データに対応するハードビットと、受
    信した記号の値と正しい記号の値の近さをソフトビット
    とに変換するアナログ−デジタル変換手段（20）と、 前記ハードビットに応答して、受信した各符号化ブロッ
    クのシンドロームを計算するシンドローム計算手段（6
    0）と、 前記ソフトビットに応答して、受信した各記号に対する
    信頼性距離を計算する信頼性距離生成手段（50）と、 前記シンドロームに応答して、それぞれ正しい記号ブロ
    ックを作るために訂正が必要な１個以上の記号からなる
    複数の誤りパターン候補を識別する誤りパターン取得手
    段（90）と、 前記誤りパターン候補および前記信頼性距離に応答し
    て、受信した記号の値に最も近い正しい記号ブロックを
    作るために、識別した誤りパターン候補のうちの１つの
    誤りパターン候補の記号を訂正する誤り訂正手段（10
    0、110、120、140）とからなる装置において、 前記データは全体パリティビットを有するブロック符号
    により符号化され、 前記装置は、前記信頼性距離に応答して、各符号化ブロ
    ックにおいてスライサベルに最も近い記号である最低信
    頼記号を識別する最低信頼記号識別手段（80）をさらに
    有し、 ゼロでない偶シンドロームに応答して、前記誤りパター
    ン候補取得手段は、その偶シンドロームを生じ得る二重
    記号誤り全部を識別し、 奇シンドロームに応答して、前記誤りパターン候補取得
    手段は、それぞれ前記最低信頼記号を含み当該奇シンド
    ロームを生じ得る１個の単一記号誤りと三重記号誤りの
    全部を識別することを特徴とする誤り訂正装置。
  2. 【請求項２】前記信頼性距離は、最も信頼できるソフト
    ビットが０のとき、残りのソフトビットからなり、最も
    信頼できるソフトビットが１のとき、残りのソフトビッ
    トの反転からなることを特徴とする請求項１の装置。
  3. 【請求項３】信頼性距離は３ビットからなることを特徴
    とする請求項２の装置。
  4. 【請求項４】前記ブロック符号が（16,11）ハミング符
    号であることを特徴とする請求項１の装置。
  5. 【請求項５】前記誤りパターン候補取得手段は、前記シ
    ンドロームと前記最低信頼記号の位置によりアドレス指
    定される第１記憶手段からなることを特徴とする請求項
    １の装置。
  6. 【請求項６】前記第１記憶手段は２つの記号の位置を表
    すワードを記憶することを特徴とする請求項５の装置。
  7. 【請求項７】単一誤り候補の位置を含む記憶されたワー
    ドは奇シンドロームを含むアドレスに対する最初の出力
    ワードであることを特徴とする請求項６の装置。
  8. 【請求項８】奇シンドロームを含むアドレスに記憶され
    た残りのワードが、そのアドレスを形成する最低信頼記
    号とともに三重誤りパターン候補からなる２つの記号の
    位置をそれぞれ表すことを特徴とする請求項７の装置。
  9. 【請求項９】前記誤り訂正手段は、 前記誤りパターン候補と前記信頼性距離に応答して、前
    記誤りパターン候補の中の記号の信頼性距離を取得する
    距離取得手段（100）と、 取得した距離に応答して前記誤りパターン候補に対して
    組合せ距離を生成する距離組合せ手段と、組合せ距離に
    応答して前記複数の誤りパターン候補から１つの誤りパ
    ターンを選択する比較手段とを有する誤りパターン選択
    手段（110）と、 前記誤りパターン選択手段と前記ハードビットに応答し
    て、選択した１つの誤りパターン内の各記号を隣接する
    値の記号で置換することにより、受信した記号の値に最
    も近い正しい記号ブロックを生成する記号置換手段（12
    0、140）とからなることを特徴とする請求項６の装置。
  10. 【請求項１０】前記距離組合せ手段は、各誤りパターン
    候補内の記号の信頼性距離を加算することにより前記組
    合せ距離を形成し、前記比較手段は、最小の組合せ距離
    を有する誤り誤りパターン候補を選択することを特徴と
    する請求項９の装置。
  11. 【請求項１１】各三重誤りパターン候補内の記号の信頼
    性距離の和を１だけ増加させて組合せ距離を形成するこ
    とを特徴とする請求項10の装置。
  12. 【請求項１２】前記距離取得手段は、ブロック内の位置
    を表すアドレスにブロックの各信号に対する信頼性距離
    を記憶しておく第２記憶手段を有することを特徴とする
    請求項９の装置。
  13. 【請求項１３】前記記号置換手段は、前記シンドロー
    ム、前記最低信頼記号の位置および前記最小の組合せ距
    離によってアドレス指定され、ボーの記号が選択した誤
    りパターンに含まれているか否かを表す複数のワードを
    アドレス可能性位置に記憶する第３記憶手段を有するこ
    とを特徴とする請求項10の装置。
  14. 【請求項１４】前記記号置換手段は、前記ソフトビット
    の最上位ビットに応答して、置換した記号の値が前記受
    信した記号の値より大きいかどうかを決定することを特
    徴とする請求項９の装置。
  15. 【請求項１５】第１地点と第２地点の間でデータ信号を
    確実に伝送する誤り訂正デジタル伝送システムにおい
    て、 第１地点にあり、全体パリティビットを有するブロック
    符号によりデータを符号化する符号化手段（12）を含む
    送電手段と、 第２地点にあり、請求項１の誤り訂正装置（22）を含む
    受信手段とからなることを特徴とする誤り訂正デジタル
    伝送システム。
  16. 【請求項１６】前記送信手段は、符号化したデータの多
    ビット群を、送信のために、対応する離散アナログレベ
    ルに変換するデジタル−アナログ変換手段をさらに有
    し、 各多ビット群の最下位ビットのみを前記ブロック符号に
    よって符号化することを特徴とする請求項15のシステ
    ム。
  17. 【請求項１７】データを256QAM形式で伝送することを特
    徴とする請求項16のシステム。
  18. 【請求項１８】前記送信手段が、デジタルレイルごとに
    別々の符号化手段を有し、前記受信手段が、デジタルレ
    イルごとに別々の誤り訂正装置を有することを特徴とす
    る請求項17のシステム。
  19. 【請求項１９】１つ以上の誤りを含む可能性のある、離
    散記号の形で受信したブロック符号化データを訂正する
    方法において、 受信した記号を、データに対応するハードビットと、受
    信した記号の値と正しい記号の値の近さを示すソフトビ
    ットとに変換するステップと、 前記ハードビットから、受信した各符号化ブロックのシ
    ンドロームを計算するステップと、 前記ソフトビットから、受信した各記号に対する信頼性
    距離を計算するステップと、 前記信頼性距離を比較することにより受信したブロック
    内で最低信頼記号を見出すステップと、 ゼロでない偶シンドロームのそれぞれに対して、正しい
    記号ブロックを生じる可能性のある２個の記号を識別す
    る第１の複数の誤りパターン候補を生成するステップ
    と、 奇シンドロームのそれぞれに対して、正しい記号ブロッ
    クを生じる可能性のある１個の記号を識別する１つの誤
    りパターン候補と、前期最低信頼記号とともに用いて正
    しい記号ブロックを生じる可能性のある２この記号を識
    別する複数の誤りパターン候補とからなる第２の複数の
    誤りパターン候補を生成するステップと、 生成した各誤りパターン候補に対して、識別した記号の
    信頼性距離から組み合わせ距離を計算するステップと、 前記組合せ距離を比較するステップと、 前記組合せ距離に従って、受信した記号の値に最も近い
    正しい符号語となる誤りパターン候補の識別した記号を
    変化させるステップとからなることを特徴とする、ブロ
    ック符号化データの訂正方法。
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