JPH10135850A - 誤り訂正符号を有する情報ビットの変換方法およびこの方法を実行する符号化器と復号化器 - Google Patents
誤り訂正符号を有する情報ビットの変換方法およびこの方法を実行する符号化器と復号化器Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 プログラマブルＢＴＣ回路の利用を可能にす
る情報ビットの伝送プロセスを提供すること。 【解決手段】 伝送されるビットが、少なくとも２つの
組織ブロック符号の積に従って符号化される。各符号ワ
ード探索ステップ毎に、後続のステップに用いられるデ
ータ行列（｛Ｒ｝）と決定行列（｛Ｄ｝）を決定するた
め、反復復号化が適用される。各ステップ毎に、入力行
列の行または列を復号化することによって、新たな決定
行列が決定され、各反復毎に復号化の信頼性を高める訂
正項を考慮して、新たなデータ行列が決定される。符号
化及び復号化回路は、符号化ブロック当たりの伝送ビッ
ト数の選択を可能にするパンクチャリング技法によって
プログラム可能になるが、パンクチャリングを施される
ビットは、行列の各次元に従って均一に分散された位置
を備えることが望ましい。
る情報ビットの伝送プロセスを提供すること。 【解決手段】 伝送されるビットが、少なくとも２つの
組織ブロック符号の積に従って符号化される。各符号ワ
ード探索ステップ毎に、後続のステップに用いられるデ
ータ行列（｛Ｒ｝）と決定行列（｛Ｄ｝）を決定するた
め、反復復号化が適用される。各ステップ毎に、入力行
列の行または列を復号化することによって、新たな決定
行列が決定され、各反復毎に復号化の信頼性を高める訂
正項を考慮して、新たなデータ行列が決定される。符号
化及び復号化回路は、符号化ブロック当たりの伝送ビッ
ト数の選択を可能にするパンクチャリング技法によって
プログラム可能になるが、パンクチャリングを施される
ビットは、行列の各次元に従って均一に分散された位置
を備えることが望ましい。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、送信器が、送信す
べき情報ビットから第１の２進行列を形成するステップ
と、基本組織ブロック符号（elementary systematic bl
ock codes）の積に相当する組織ブロック符号を適用す
ることによって、第１の２進行列を第２の２進行列に変
換するステップと、第２の２進行列から抽出されたビッ
トをチャネルに向けて送信するステップを実施し、受信
器が、前記チャネルによって受信した信号から、第２の
２進行列と同じサイズを備えており、その符号が第２の
２進行列におけるビットのそれぞれの初期推定値を表
し、その絶対値が、それぞれ、前記初期推定値に関連し
た信頼性の程度を示す、デジタル・サンプルから構成さ
れる入力行列を形成するステップと、それぞれ、積符号
に用いられる各基本ブロック符号に関する符号ワード探
索ステップから逐次構成される、いくつかの（ｍの）復
号化サイクルを含む入力行列の反復復号化を行うステッ
プを実施し、各符号ワード探索ステップ毎に、反復復号
化のための最初の探索ステップの前に、それぞれ、入力
行列と、その２進成分が入力行列のサンプルの符号に対
応する行列によって構成される、２進成分によるデータ
行列及び決定行列が受信され、後続の探索ステップのた
めに、その２進成分が第２の２進行列のビットの新たな
それぞれの推定値を表す、新たな決定行列が生成され、
そのサンプルの絶対値が、それぞれ、前記新たな推定値
に関連した信頼性の程度を示す、新たなデータ行列が生
成され、復号化情報ビットが、最後の符号ワード探索ス
テップ中に生成された決定行列から抽出され、各符号ワ
ード探索ステップに、受信したデータ行列を、それぞ
れ、基本符号の符号ワードに対応するデータ・ベクトル
に分割するステップと、相応じて、受信した決定行列を
決定ベクトルに分割するステップと、それぞれ、少なく
とも所定のデータ・ベクトル／決定ベクトル対に処理を
施すソフト決定による基本復号化のステップが含まれる
情報ビットの伝送プロセスに関するものである。
べき情報ビットから第１の２進行列を形成するステップ
と、基本組織ブロック符号（elementary systematic bl
ock codes）の積に相当する組織ブロック符号を適用す
ることによって、第１の２進行列を第２の２進行列に変
換するステップと、第２の２進行列から抽出されたビッ
トをチャネルに向けて送信するステップを実施し、受信
器が、前記チャネルによって受信した信号から、第２の
２進行列と同じサイズを備えており、その符号が第２の
２進行列におけるビットのそれぞれの初期推定値を表
し、その絶対値が、それぞれ、前記初期推定値に関連し
た信頼性の程度を示す、デジタル・サンプルから構成さ
れる入力行列を形成するステップと、それぞれ、積符号
に用いられる各基本ブロック符号に関する符号ワード探
索ステップから逐次構成される、いくつかの（ｍの）復
号化サイクルを含む入力行列の反復復号化を行うステッ
プを実施し、各符号ワード探索ステップ毎に、反復復号
化のための最初の探索ステップの前に、それぞれ、入力
行列と、その２進成分が入力行列のサンプルの符号に対
応する行列によって構成される、２進成分によるデータ
行列及び決定行列が受信され、後続の探索ステップのた
めに、その２進成分が第２の２進行列のビットの新たな
それぞれの推定値を表す、新たな決定行列が生成され、
そのサンプルの絶対値が、それぞれ、前記新たな推定値
に関連した信頼性の程度を示す、新たなデータ行列が生
成され、復号化情報ビットが、最後の符号ワード探索ス
テップ中に生成された決定行列から抽出され、各符号ワ
ード探索ステップに、受信したデータ行列を、それぞ
れ、基本符号の符号ワードに対応するデータ・ベクトル
に分割するステップと、相応じて、受信した決定行列を
決定ベクトルに分割するステップと、それぞれ、少なく
とも所定のデータ・ベクトル／決定ベクトル対に処理を
施すソフト決定による基本復号化のステップが含まれる
情報ビットの伝送プロセスに関するものである。
【０００２】
【従来の技術および発明が解決しようとする課題】情報
（音声、イメージ、データ等）のデジタル伝送の問題に
関して、情報源符号化とチャネル符号化とは、通常、弁
別される。情報源符号化は、伝送されるべき信号の２進
表現を形成する。それは、通常、伝送されるべき信号の
内容の関数として設計される。近年になって、良好な伝
送の質を保持したまま、デジタル・レートを低下させる
ために、情報源符号化の問題に対して多大の努力が費や
されるようになってきている。しかし、これらの新たな
情報源符号化技法は、伝送中の摂動からビットをより有
効に保護することが必要になる。さらに、高周波成分
（ノイズ要素、電力飽和）の物理的及び経済的制限、並
びに、伝送に許容される電力レベルに対する規制によっ
て、デジタル伝送システムのレンジが制限されることに
なる。
（音声、イメージ、データ等）のデジタル伝送の問題に
関して、情報源符号化とチャネル符号化とは、通常、弁
別される。情報源符号化は、伝送されるべき信号の２進
表現を形成する。それは、通常、伝送されるべき信号の
内容の関数として設計される。近年になって、良好な伝
送の質を保持したまま、デジタル・レートを低下させる
ために、情報源符号化の問題に対して多大の努力が費や
されるようになってきている。しかし、これらの新たな
情報源符号化技法は、伝送中の摂動からビットをより有
効に保護することが必要になる。さらに、高周波成分
（ノイズ要素、電力飽和）の物理的及び経済的制限、並
びに、伝送に許容される電力レベルに対する規制によっ
て、デジタル伝送システムのレンジが制限されることに
なる。
【０００３】このため、チャネル符号化の問題、とりわ
け、ブロック符号化の問題に関して、多大の労力が払わ
れてきた。このタイプのエラー訂正符号化は、情報源符
号化によって生じるｋの情報ビットにｎ−ｋの冗長ビッ
トを加え、いくつかの伝送エラーを訂正するため、受信
時にこれらの冗長ビットを用いることにある。比Ｒ＝ｋ
／ｎは、効率として知られ、符号化利得Ｇは、所定の２
進エラー・レート（ＢＥＲ）を実現するために符号化を
伴わない場合と、伴う場合の、受信器に対する入力に必
要な情報ビット当たりエネルギＥｂ間におけるデシベル
表示による比と定義される。一般的な目的は、（ｉ）符
号化利得Ｇが、できるだけ高くなり（ＢＥＲ＝１０-5の
場合、Ｇ＞５）、（ｉｉ）符号効率Ｒが、できるだけ高
くなり（Ｒ＞０．６）、（ｉｉｉ）復号化の複雑さが、
できるだけ低くなるように、コーダ、及び、特にそれに
関連したデコーダを創り出すことにある。
け、ブロック符号化の問題に関して、多大の労力が払わ
れてきた。このタイプのエラー訂正符号化は、情報源符
号化によって生じるｋの情報ビットにｎ−ｋの冗長ビッ
トを加え、いくつかの伝送エラーを訂正するため、受信
時にこれらの冗長ビットを用いることにある。比Ｒ＝ｋ
／ｎは、効率として知られ、符号化利得Ｇは、所定の２
進エラー・レート（ＢＥＲ）を実現するために符号化を
伴わない場合と、伴う場合の、受信器に対する入力に必
要な情報ビット当たりエネルギＥｂ間におけるデシベル
表示による比と定義される。一般的な目的は、（ｉ）符
号化利得Ｇが、できるだけ高くなり（ＢＥＲ＝１０-5の
場合、Ｇ＞５）、（ｉｉ）符号効率Ｒが、できるだけ高
くなり（Ｒ＞０．６）、（ｉｉｉ）復号化の複雑さが、
できるだけ低くなるように、コーダ、及び、特にそれに
関連したデコーダを創り出すことにある。
【０００４】デジタル情報の記憶は、伝搬チャネルに、
情報が可変長時間にわたって記憶された状態に保たれる
メモリが含まれ、送信器及び受信器は、同じであって
も、なくてもかまわない、伝送の特殊ケースとみなすこ
とが可能である。従って、一般に、チャネル符号化及び
関連する復号化の概念が、伝送と同じように、情報の記
憶分野にも適用可能であることは明らかであり、従っ
て、訂正すべきエラーは、メモリにおける読み取りまた
は書き込み、メモリの内容の変更、あるいは、メモリに
おける読み取り及び書き込みを行うための装置との通信
（遠隔であろうとなかろうと）にも起因するものであ
る。
情報が可変長時間にわたって記憶された状態に保たれる
メモリが含まれ、送信器及び受信器は、同じであって
も、なくてもかまわない、伝送の特殊ケースとみなすこ
とが可能である。従って、一般に、チャネル符号化及び
関連する復号化の概念が、伝送と同じように、情報の記
憶分野にも適用可能であることは明らかであり、従っ
て、訂正すべきエラーは、メモリにおける読み取りまた
は書き込み、メモリの内容の変更、あるいは、メモリに
おける読み取り及び書き込みを行うための装置との通信
（遠隔であろうとなかろうと）にも起因するものであ
る。
【０００５】既知のように、連結技法を利用することに
よって、エラー訂正符号の性能が向上する。特に、本発
明にとりわけ関連性の深い積符号技法を利用することに
よって、２つの単純なブロック符号（即ち、最短のハミ
ング距離ｄを備えた）から、その最短のハミング距離
が、用いられている基本符号のハミング距離の積に等し
い符号を得ることが可能になる（１９７０年９月の、Ｉ
ＥＥＥ Ｔｒａｎｓ．ｏｎ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ
ｔｈｅｏｒｙ，Ｖｏｌ．ＩＴ−１６，Ｎｏ．５、６２４
〜６２７ページにおける、Ｓ．Ｍ．Ｒｅｄｄｙによる
「Ｏｎ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｉｔｅｒａｔｅｄ ｃｏｄ
ｅｓ」を参照されたい）。
よって、エラー訂正符号の性能が向上する。特に、本発
明にとりわけ関連性の深い積符号技法を利用することに
よって、２つの単純なブロック符号（即ち、最短のハミ
ング距離ｄを備えた）から、その最短のハミング距離
が、用いられている基本符号のハミング距離の積に等し
い符号を得ることが可能になる（１９７０年９月の、Ｉ
ＥＥＥ Ｔｒａｎｓ．ｏｎ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ
ｔｈｅｏｒｙ，Ｖｏｌ．ＩＴ−１６，Ｎｏ．５、６２４
〜６２７ページにおける、Ｓ．Ｍ．Ｒｅｄｄｙによる
「Ｏｎ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｉｔｅｒａｔｅｄ ｃｏｄ
ｅｓ」を参照されたい）。
【０００６】パラメータ（ｎ1、ｋ1、ｄ1）を備えたブ
ロック符号が、Ｃ1によって指定され、パラメータ
（ｎ2、ｋ2、ｄ2）を備えたブロック符号が、Ｃ2によっ
て指定される場合、Ｃ1とＣ2の積符号の適用は、行列内
におけるｋ1×ｋ2の連続した情報ビットの順序づけ、及
び、符号Ｃ2による行列のｋ1行の符号化、さらに、符号
Ｃ1による結果生じた行のｎ２列の符号化において行わ
れる。積符号Ｐのパラメータは、従って、（ｎ＝ｎ1×
ｎ2；ｋ＝ｋ1×ｋ2；ｄ＝ｄ1×ｄ2）によって得られ
る。符号Ｐの効率Ｒは、Ｒ1×Ｒ2に等しい。事後最大尤
度（ＭＬＰ）に基づく符号Ｐの復号化によって、最適性
能に達することが可能になる。従って、関係式Ｇ＜１０
ｌｏｇ10（Ｒ，ｄ）によって最大漸近的符号化利得の
近似が可能になる。
ロック符号が、Ｃ1によって指定され、パラメータ
（ｎ2、ｋ2、ｄ2）を備えたブロック符号が、Ｃ2によっ
て指定される場合、Ｃ1とＣ2の積符号の適用は、行列内
におけるｋ1×ｋ2の連続した情報ビットの順序づけ、及
び、符号Ｃ2による行列のｋ1行の符号化、さらに、符号
Ｃ1による結果生じた行のｎ２列の符号化において行わ
れる。積符号Ｐのパラメータは、従って、（ｎ＝ｎ1×
ｎ2；ｋ＝ｋ1×ｋ2；ｄ＝ｄ1×ｄ2）によって得られ
る。符号Ｐの効率Ｒは、Ｒ1×Ｒ2に等しい。事後最大尤
度（ＭＬＰ）に基づく符号Ｐの復号化によって、最適性
能に達することが可能になる。従って、関係式Ｇ＜１０
ｌｏｇ10（Ｒ，ｄ）によって最大漸近的符号化利得の
近似が可能になる。
【０００７】積符号は、従って、極めて有益であるが、
ＭＬＰによる復号化は、短いブロック符号の場合を除け
ば、一般に、あまりにも複雑である。
ＭＬＰによる復号化は、短いブロック符号の場合を除け
ば、一般に、あまりにも複雑である。
【０００８】１９９３年５月のＰｒｏｃ．ＩＣＣ’９
３，Ｇｅｎｅｖａ、１７４０〜１７４５ページの「Ｓｅ
ｐａｒａｂｌｅ ＭＡＰ ｆｉｌｔｅｓ ｆｏｒ ｔｈ
ｅ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｏｆ ｐｒｏｄｕｃｔ ａｎｄ
ｃｏｎｃａｔｅｎａｔｅｄｃｏｄｅｓ」と題する論文
において、Ｊ．Ｌｏｄｇｅ他は、データ行から抽出され
た行ベクトル及び列ベクトルが、ビットに関する対数尤
度比（ＬＬＲ）を推定するＢａｈｌのアルゴリズム（１
９７４年３月のＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓ． ｏｎＩｎｆｏ
ｒｍａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ，Ｖｏｌ．ＩＴ−２０，
２４８〜２８７ページにおけるＬ．Ｒ．Ｂａｈｌ他によ
る「Ｏｐｔｉｍａｌ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｏｆ ｌｉｎ
ｅａｒ ｃｏｄｅｓ ｆｏｒ ｍｉｎｉｍｉｚｉｎｇ
ｓｙｍｂｏｌ ｅｒｒｏｒ ｒａｔｅｓ」を参照された
い）を利用して復号化される、序文において簡単に述べ
たタイプの反復復号化アルゴリズムを提案している。Ｂ
ａｈｌのアルゴリズムによれば、ＬＬＲによって表現さ
れるソフト決定が得られ、ＭＬＰに近い性能を実現する
ことが可能になる。しかし、いくつかの状態がｎ−ｋの
関数として指数関数的に増大する復号化トレリスが利用
される。結果として、Ｌｏｄｇｅ他のアルゴリズムは、
例えば、ハミングの符号（１６、１１、３）のような短
い符号には適しているが、例えば、ＢＣＨ符号（６３、
５１、５）のような効率の高い符号に実施する場合には
役に立たないことが立証されている。
３，Ｇｅｎｅｖａ、１７４０〜１７４５ページの「Ｓｅ
ｐａｒａｂｌｅ ＭＡＰ ｆｉｌｔｅｓ ｆｏｒ ｔｈ
ｅ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｏｆ ｐｒｏｄｕｃｔ ａｎｄ
ｃｏｎｃａｔｅｎａｔｅｄｃｏｄｅｓ」と題する論文
において、Ｊ．Ｌｏｄｇｅ他は、データ行から抽出され
た行ベクトル及び列ベクトルが、ビットに関する対数尤
度比（ＬＬＲ）を推定するＢａｈｌのアルゴリズム（１
９７４年３月のＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓ． ｏｎＩｎｆｏ
ｒｍａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ，Ｖｏｌ．ＩＴ−２０，
２４８〜２８７ページにおけるＬ．Ｒ．Ｂａｈｌ他によ
る「Ｏｐｔｉｍａｌ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｏｆ ｌｉｎ
ｅａｒ ｃｏｄｅｓ ｆｏｒ ｍｉｎｉｍｉｚｉｎｇ
ｓｙｍｂｏｌ ｅｒｒｏｒ ｒａｔｅｓ」を参照された
い）を利用して復号化される、序文において簡単に述べ
たタイプの反復復号化アルゴリズムを提案している。Ｂ
ａｈｌのアルゴリズムによれば、ＬＬＲによって表現さ
れるソフト決定が得られ、ＭＬＰに近い性能を実現する
ことが可能になる。しかし、いくつかの状態がｎ−ｋの
関数として指数関数的に増大する復号化トレリスが利用
される。結果として、Ｌｏｄｇｅ他のアルゴリズムは、
例えば、ハミングの符号（１６、１１、３）のような短
い符号には適しているが、例えば、ＢＣＨ符号（６３、
５１、５）のような効率の高い符号に実施する場合には
役に立たないことが立証されている。
【０００９】始めに簡単に述べたタイプのもう１つのプ
ロセスが、欧州特許出願第０ ６５４ ９１０号に提示
されており、その内容については、本解説に組み込まれ
ている。
ロセスが、欧州特許出願第０ ６５４ ９１０号に提示
されており、その内容については、本解説に組み込まれ
ている。
【００１０】後者のプロセスは、線形ブロックをなす符
号から構成され、代数デコーダが利用可能な、全ての積
符号の復号化に利用することが可能である。このプロセ
スによって得られる性能は、ほぼ最適である（Ｐｒｏ
ｃ．ＩＥＥＥ ＧＬＯＢＥＣＯＭ’９４ Ｃｏｎｆｅｒ
ｅｎｃｅ，Ｖｏｌ．１／３，Ｎｏｖ．−Ｄｅｃ．１９９
４，Ｓａｎ Ｆｒａｎｃｉｓｃｏ，３３９〜３４３ペー
ジのＲ．Ｐｙｎｄｉａｈ他による「Ｎｅａｒ ｏｐｔｉ
ｍｕｍ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｏｆ ｐｒｏｄｕｃｔ ｃ
ｏｄｅｓ」を参照されたい）。実際のところ、それを利
用すると、問題となる積符号に関する理論上のシャノン
限界を超える２．５ｄＢの領域におけるＳ／Ｎ比に関し
て、１０-5に等しいＢＥＲを得ることができる（所定の
積符号に関して、４回反復して）。さらに、このプロセ
スは、Ｌｏｄｇｅ他の提案した解決法に比べるとはるか
に単純で、はるかに信頼性が高い。従って、基本符号長
ｎ1、ｎ2が２５６までの極めて大きい積符号を復号化す
ることが可能である。
号から構成され、代数デコーダが利用可能な、全ての積
符号の復号化に利用することが可能である。このプロセ
スによって得られる性能は、ほぼ最適である（Ｐｒｏ
ｃ．ＩＥＥＥ ＧＬＯＢＥＣＯＭ’９４ Ｃｏｎｆｅｒ
ｅｎｃｅ，Ｖｏｌ．１／３，Ｎｏｖ．−Ｄｅｃ．１９９
４，Ｓａｎ Ｆｒａｎｃｉｓｃｏ，３３９〜３４３ペー
ジのＲ．Ｐｙｎｄｉａｈ他による「Ｎｅａｒ ｏｐｔｉ
ｍｕｍ ｄｅｃｏｄｉｎｇ ｏｆ ｐｒｏｄｕｃｔ ｃ
ｏｄｅｓ」を参照されたい）。実際のところ、それを利
用すると、問題となる積符号に関する理論上のシャノン
限界を超える２．５ｄＢの領域におけるＳ／Ｎ比に関し
て、１０-5に等しいＢＥＲを得ることができる（所定の
積符号に関して、４回反復して）。さらに、このプロセ
スは、Ｌｏｄｇｅ他の提案した解決法に比べるとはるか
に単純で、はるかに信頼性が高い。従って、基本符号長
ｎ1、ｎ2が２５６までの極めて大きい積符号を復号化す
ることが可能である。
【００１１】今後、ブロック・ターボ符号回路またはＢ
ＴＣ回路（１９９５年９月のＰｒｏｃ．ＧＲＥＴＳＩ’
９５ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ，Ｖｏｌ．２，９８１〜９
８４ページのＯ．Ｒａｏｕｌ他による「Ａｒｃｈｉｔｅ
ｃｔｕｒｅ ａｎｄ ｄｅｓｉｇｎ ｏｆ ａ ｔｕｒ
ｏｄｅｃｏｄｅｒ ｃｉｒｃｕｉｔ ｆｏｒ ｐｒｏｄ
ｕｃｔ ｃｏｄｅｓ」を参照されたい）と呼ばれる、序
文において述べたタイプの反復復号化を実施するのに適
した回路の創出を考慮すると、該回路の表面積は、いく
つかの基本デコーダを連結するのではなく、同じ基本デ
コーダを利用して、いくつかの反復を実施することによ
ってかなり縮小することができるのは明らかである。企
図されている用途に応じて、反復数は、基本デコーダの
複雑さの関数になる。基本デコーダの複雑さが低下する
ほど、反復数が増加し、従って、基本デコーダの複雑さ
を低下させる利点が増大する。
ＴＣ回路（１９９５年９月のＰｒｏｃ．ＧＲＥＴＳＩ’
９５ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ，Ｖｏｌ．２，９８１〜９
８４ページのＯ．Ｒａｏｕｌ他による「Ａｒｃｈｉｔｅ
ｃｔｕｒｅ ａｎｄ ｄｅｓｉｇｎ ｏｆ ａ ｔｕｒ
ｏｄｅｃｏｄｅｒ ｃｉｒｃｕｉｔ ｆｏｒ ｐｒｏｄ
ｕｃｔ ｃｏｄｅｓ」を参照されたい）と呼ばれる、序
文において述べたタイプの反復復号化を実施するのに適
した回路の創出を考慮すると、該回路の表面積は、いく
つかの基本デコーダを連結するのではなく、同じ基本デ
コーダを利用して、いくつかの反復を実施することによ
ってかなり縮小することができるのは明らかである。企
図されている用途に応じて、反復数は、基本デコーダの
複雑さの関数になる。基本デコーダの複雑さが低下する
ほど、反復数が増加し、従って、基本デコーダの複雑さ
を低下させる利点が増大する。
【００１２】経済的理由から、異なる数の冗長ビットを
備えた、多様なサイズのデータ・ブロックの処理を可能
にするプログラマブルＢＴＣ回路を備えることが望まし
い。従って、さまざまな用途に同じＢＴＣ回路の利用を
企図することが可能であり、これにより、開発コストに
関してかなりの節約が可能になる。
備えた、多様なサイズのデータ・ブロックの処理を可能
にするプログラマブルＢＴＣ回路を備えることが望まし
い。従って、さまざまな用途に同じＢＴＣ回路の利用を
企図することが可能であり、これにより、開発コストに
関してかなりの節約が可能になる。
【００１３】本発明の主たる目的は、この必要に応え
て、プログラマブルＢＴＣ回路の利用を可能にする情報
ビットの伝送プロセスを提供することにある。
て、プログラマブルＢＴＣ回路の利用を可能にする情報
ビットの伝送プロセスを提供することにある。
【００１４】
【課題を解決するための手段】従って、本発明では、序
文において簡単に述べたタイプのプロセスにおいて、そ
れぞれ、第２の２進行列にＹの決定位置を備えるＹビッ
トからなる集合は、チャネルに向かって送信してはなら
ないこと、及び、受信器が、第２の２進行列のＹの決定
位置に対応する入力行列の位置に、その絶対値が最高の
信頼性を表すサンプルを配置することが提案される。
文において簡単に述べたタイプのプロセスにおいて、そ
れぞれ、第２の２進行列にＹの決定位置を備えるＹビッ
トからなる集合は、チャネルに向かって送信してはなら
ないこと、及び、受信器が、第２の２進行列のＹの決定
位置に対応する入力行列の位置に、その絶対値が最高の
信頼性を表すサンプルを配置することが提案される。
【００１５】本発明では、畳み込み符号の分野において
よく用いられるパンクチャリング技法と同様の技法が利
用される。パンクチャリングによって、符号の効率が高
くなる。畳み込み符号の場合、その目的は、一般に、２
進符号、即ち、復号化トレリスが最も単純な符号を利用
しながら、１／２を超える符号化効率を実現することに
ある。一般に、パンクチャリングを施された畳み込み符
号は、同じ効率のパンクチャリングを施されていない符
号と同様の距離特性を備えている。
よく用いられるパンクチャリング技法と同様の技法が利
用される。パンクチャリングによって、符号の効率が高
くなる。畳み込み符号の場合、その目的は、一般に、２
進符号、即ち、復号化トレリスが最も単純な符号を利用
しながら、１／２を超える符号化効率を実現することに
ある。一般に、パンクチャリングを施された畳み込み符
号は、同じ効率のパンクチャリングを施されていない符
号と同様の距離特性を備えている。
【００１６】しかし、パンクチャリングは、通常、ブロ
ック符号には適用されない。実際、最適な距離特性を備
えた、効率の高いブロック符号が多数存在する。従っ
て、パンクチャリングによって、畳み込み符号の場合と
同程度に評価される複雑さの利得が得られずに、距離特
性が劣化することが予測される。発明者は、積符号の場
合、上述のように適用されたパンクチャリングにソフト
決定反復復号化プロセスを組み合わせると、コーデック
の性能があまり劣化しないことを観測して驚いた。
ック符号には適用されない。実際、最適な距離特性を備
えた、効率の高いブロック符号が多数存在する。従っ
て、パンクチャリングによって、畳み込み符号の場合と
同程度に評価される複雑さの利得が得られずに、距離特
性が劣化することが予測される。発明者は、積符号の場
合、上述のように適用されたパンクチャリングにソフト
決定反復復号化プロセスを組み合わせると、コーデック
の性能があまり劣化しないことを観測して驚いた。
【００１７】ｎ、ｋ、及び、ｄを下記の形式の積符号パ
ラメータとする。◎
ラメータとする。◎
【数６】 ここで、Ｌは、それぞれのパラメータが（ｎi、ｋi、ｄ
i）である基本符号の数である（一般性を制限すること
なく、Ｌ＝２のケースについて、以下で考察される）。
ｋ及びｎは、「第１」と「第２」の２進行列におけるそ
れぞれのビット数である。
i）である基本符号の数である（一般性を制限すること
なく、Ｌ＝２のケースについて、以下で考察される）。
ｋ及びｎは、「第１」と「第２」の２進行列におけるそ
れぞれのビット数である。
【００１８】本発明によれば、行列に含まれる冗長ビッ
ト数をｎ−ｋ以下の任意の数ｎ−ｋ−Ｙに適応させるこ
とが可能であり、受信器の復号化回路は、パンクチャリ
ングを施されるビットの数Ｙがいくらであろうと同じで
ある。
ト数をｎ−ｋ以下の任意の数ｎ−ｋ−Ｙに適応させるこ
とが可能であり、受信器の復号化回路は、パンクチャリ
ングを施されるビットの数Ｙがいくらであろうと同じで
ある。
【００１９】これらのＹビットの位置は、第２の行列の
各次元に従ってほぼ均一に分散し、反復復号化プロセス
の性能を最適に利用できるようにすることが望ましい。
この点に関して留意すべきは、１つ以上の符号にパンク
チャリングを施して、基本ブロックにすると、Ｙの値の
選択の幅が狭くなるので、とりわけ、いくつかの基本符
号化においてＢＥＲ利得が生じないという結果になるの
で、利点が弱まるという点である。
各次元に従ってほぼ均一に分散し、反復復号化プロセス
の性能を最適に利用できるようにすることが望ましい。
この点に関して留意すべきは、１つ以上の符号にパンク
チャリングを施して、基本ブロックにすると、Ｙの値の
選択の幅が狭くなるので、とりわけ、いくつかの基本符
号化においてＢＥＲ利得が生じないという結果になるの
で、利点が弱まるという点である。
【００２０】パンクチャリングを施される積符号のパラ
メータ（ｎ´、ｋ´、ｄ´）は、最終的に、ｎ´＝ｎ−
Ｙ、ｋ´＝ｋ、及び、ｄ´＝ｄになる。その効率Ｒ´
は、Ｒ´＝ｋ／（ｎ−Ｙ）≧ｋ／ｎになる。
メータ（ｎ´、ｋ´、ｄ´）は、最終的に、ｎ´＝ｎ−
Ｙ、ｋ´＝ｋ、及び、ｄ´＝ｄになる。その効率Ｒ´
は、Ｒ´＝ｋ／（ｎ−Ｙ）≧ｋ／ｎになる。
【００２１】有利な実施形態の場合、第１の２進行列
は、情報ビット以外に、第１の２進行列の各次元に従っ
てほぼ均一に分散され、組織符号化の後、前記Ｙの指定
位置とは別個の、前記第２の２進行列のＸの指定位置に
配置され、チャネルに向かって送信されない、事前に受
信器に分かっている値を備えたＸビットからなる集合か
ら構成され、受信器が、第２の２進行列の前記Ｘの指定
位置に対応する入力行列の位置に、その符号がそれぞ
れ、前記集合のビットの事前に分かっている値に対応
し、その絶対値が最高の信頼性を表すサンプルを配置す
る。
は、情報ビット以外に、第１の２進行列の各次元に従っ
てほぼ均一に分散され、組織符号化の後、前記Ｙの指定
位置とは別個の、前記第２の２進行列のＸの指定位置に
配置され、チャネルに向かって送信されない、事前に受
信器に分かっている値を備えたＸビットからなる集合か
ら構成され、受信器が、第２の２進行列の前記Ｘの指定
位置に対応する入力行列の位置に、その符号がそれぞ
れ、前記集合のビットの事前に分かっている値に対応
し、その絶対値が最高の信頼性を表すサンプルを配置す
る。
【００２２】次に、Ｘのパラメータを利用して、符号化
すべきブロック当たりの情報ビット数、及び、全符号化
効率をプログラムすることが可能である。短縮され、パ
ンクチャリングが施された積符号のパラメータ（ｎ″、
ｋ″、ｄ″）は、最終的に、ｎ″＝ｎ−Ｘ−Ｙ、ｋ″＝
ｋ−Ｘ、及び、ｄ″＝ｄになる。その効率Ｒ″は、Ｒ″
＝（ｋ−Ｘ）／（ｎ−Ｘ−Ｙ）になる。
すべきブロック当たりの情報ビット数、及び、全符号化
効率をプログラムすることが可能である。短縮され、パ
ンクチャリングが施された積符号のパラメータ（ｎ″、
ｋ″、ｄ″）は、最終的に、ｎ″＝ｎ−Ｘ−Ｙ、ｋ″＝
ｋ−Ｘ、及び、ｄ″＝ｄになる。その効率Ｒ″は、Ｒ″
＝（ｋ−Ｘ）／（ｎ−Ｘ−Ｙ）になる。
【００２３】データ・ベクトル／決定ベクトル対を処理
するためのソフト決定基本復号化は、特に、ＥＰ−Ａ−
０ ６５４ ９１０に記載のタイプとすることが可能で
ある。従って、それは、データ・ベクトル成分の信頼性
が最も低いいくつかの（ｐの）指標を決定するステップ
と、前記ｐの指標及び決定ベクトルから復号化すべきい
くつかの（ｑの）２進ワードを構成するステップと、決
定ベクトル、及び、復号化すべきｑの２進ワードの代数
的復号化に基づいて、ｑ´の符号ワードを得るステップ
と、得られたｑ´の符号ワードから、データ・ベクトル
に関するユークリッド距離が最も短い符号ワードを選択
するステップと、その各成分Ｗjが、選択された符号ワ
ードとは異なるｊ番目の成分を備えたオプションのコン
カレント・ワードを決定し、コンカレント・ワードが決
定されると、Ｍd及びＭcが、それぞれ、選択された符号
ワード及びコンカレント・ワードの、データ・ベクトル
に関連したユークリッド距離を表し、Ｃj d及びＲ´
jが、それぞれ、選択された符号ワード及びデータ・ベ
クトルのｊ番目の成分を表すことになる公式、即ち、◎
するためのソフト決定基本復号化は、特に、ＥＰ−Ａ−
０ ６５４ ９１０に記載のタイプとすることが可能で
ある。従って、それは、データ・ベクトル成分の信頼性
が最も低いいくつかの（ｐの）指標を決定するステップ
と、前記ｐの指標及び決定ベクトルから復号化すべきい
くつかの（ｑの）２進ワードを構成するステップと、決
定ベクトル、及び、復号化すべきｑの２進ワードの代数
的復号化に基づいて、ｑ´の符号ワードを得るステップ
と、得られたｑ´の符号ワードから、データ・ベクトル
に関するユークリッド距離が最も短い符号ワードを選択
するステップと、その各成分Ｗjが、選択された符号ワ
ードとは異なるｊ番目の成分を備えたオプションのコン
カレント・ワードを決定し、コンカレント・ワードが決
定されると、Ｍd及びＭcが、それぞれ、選択された符号
ワード及びコンカレント・ワードの、データ・ベクトル
に関連したユークリッド距離を表し、Ｃj d及びＲ´
jが、それぞれ、選択された符号ワード及びデータ・ベ
クトルのｊ番目の成分を表すことになる公式、即ち、◎
【数７】 を適用することによって、それぞれ、計算される、訂正
ベクトルを計算するステップと、前記選択された符号ワ
ードに等しいとみなされる新たな決定ベクトルを得るス
テップと、訂正ベクトルに第１の信頼係数を掛けた値
を、入力行列から抽出した対応する入力ベクトルに加算
するするステップから構成される。
ベクトルを計算するステップと、前記選択された符号ワ
ードに等しいとみなされる新たな決定ベクトルを得るス
テップと、訂正ベクトルに第１の信頼係数を掛けた値
を、入力行列から抽出した対応する入力ベクトルに加算
するするステップから構成される。
【００２４】望ましい実施形態の場合、訂正ベクトルの
計算ステップにおいて、選択された符号ワードのｊ番目
の成分に関するオプションのコンカレント・ワードの決
定には、選択された符号ワードのｊ番目の成分と、選択
された符号ワードを除く、得られたｑ´の符号ワードの
中から、データ・ベクトルに関して最短のユークリッド
距離を有する候補符号ワードのｊ番目の成分との比較が
含まれており、前記候補符号ワードのｊ番目の成分が、
選択された符号ワードのｊ番目の成分と異なる場合に
は、前記候補符号ワードがコンカレント・ワードとみな
され、異ならない場合には、コンカレント・ワードが決
まらない。
計算ステップにおいて、選択された符号ワードのｊ番目
の成分に関するオプションのコンカレント・ワードの決
定には、選択された符号ワードのｊ番目の成分と、選択
された符号ワードを除く、得られたｑ´の符号ワードの
中から、データ・ベクトルに関して最短のユークリッド
距離を有する候補符号ワードのｊ番目の成分との比較が
含まれており、前記候補符号ワードのｊ番目の成分が、
選択された符号ワードのｊ番目の成分と異なる場合に
は、前記候補符号ワードがコンカレント・ワードとみな
され、異ならない場合には、コンカレント・ワードが決
まらない。
【００２５】本発明の第２の態様は、伝送すべき情報ビ
ットから第１の２進行列を形成するための手段と、基本
組織ブロック符号の積に相当する組織ブロック符号を用
いて、第１の２進行列を第２の２進行列に変換するよう
に命令されている基本符号化手段と、第２の２進行列か
ら抽出されたビットをチャネルに向けて送信するための
手段から構成され、さらに、チャネルに向かって送信さ
れる第２の２進行列のビット数をプログラムするために
供給される数Ｙから、第２の２進行列におけるＹの位置
を決定するために、プログラミング手段が含まれてお
り、前記Ｙの位置に配置される第２の２進行列のビット
が、チャネルに向かって送信されないようになってい
る、プログラマブル冗長コーダに関するものである。
ットから第１の２進行列を形成するための手段と、基本
組織ブロック符号の積に相当する組織ブロック符号を用
いて、第１の２進行列を第２の２進行列に変換するよう
に命令されている基本符号化手段と、第２の２進行列か
ら抽出されたビットをチャネルに向けて送信するための
手段から構成され、さらに、チャネルに向かって送信さ
れる第２の２進行列のビット数をプログラムするために
供給される数Ｙから、第２の２進行列におけるＹの位置
を決定するために、プログラミング手段が含まれてお
り、前記Ｙの位置に配置される第２の２進行列のビット
が、チャネルに向かって送信されないようになってい
る、プログラマブル冗長コーダに関するものである。
【００２６】本発明の第３の態様は、伝送チャネルによ
って受信した信号から、その符号が、基本組織ブロック
符号の積に相当する組織ブロック符号を用いて、冗長コ
ーダによって形成される２進行列のビットのそれぞれの
初期推定値を表し、その絶対値が、それぞれ、前記初期
推定値に関連した信頼性の程度を示す、デジタル・サン
プルから構成される入力行列を形成するための手段と、
それぞれ、積符号に用いられる各基本ブロック符号に関
する符号ワード探索ステップから逐次構成される、逐次
復号化サイクルに従って入力行列の復号化を行うように
命令されている反復復号化手段から構成され、各符号ワ
ード探索ステップ毎に、復号化手段が、最初の探索ステ
ップの前に、それぞれ、入力行列と、その２進成分が入
力行列のサンプルの符号に対応する行列によって構成さ
れる、２進成分によるデータ行列及び決定行列を受信
し、後続の探索ステップのために、その２進成分が第２
の２進行列のビットの新たなそれぞれの推定値を表す、
新たな決定行列が生成され、そのサンプルの絶対値が、
それぞれ、前記新たな推定値に関連した信頼性の程度を
示す、新たなデータ行列が生成され、復号化情報ビット
が、最後の符号ワード探索ステップ中に生成された決定
行列から抽出されるようになっており、各符号ワード探
索ステップに、受信したデータ行列を、それぞれ、基本
符号の符号ワードに対応するデータ・ベクトルに分割す
るステップと、相応じて、受信した決定行列を決定ベク
トルに分割するステップと、それぞれ、少なくとも所定
のデータ・ベクトル／決定ベクトル対に処理を施すソフ
ト決定による基本復号化のステップが含まれており、さ
らに、受信した信号から得られる入力行列のサンプル数
をプログラムするために供給される数Ｙから、入力行列
におけるＹの位置を決定するためのプログラミング手段
と、前記Ｙの位置にその絶対値が最低の信頼性を表すデ
ジタル・サンプルを配置するように設計された、入力行
列を形成するための手段が含まれている、プログラマブ
ル・エラー訂正デコーダに関するものである。
って受信した信号から、その符号が、基本組織ブロック
符号の積に相当する組織ブロック符号を用いて、冗長コ
ーダによって形成される２進行列のビットのそれぞれの
初期推定値を表し、その絶対値が、それぞれ、前記初期
推定値に関連した信頼性の程度を示す、デジタル・サン
プルから構成される入力行列を形成するための手段と、
それぞれ、積符号に用いられる各基本ブロック符号に関
する符号ワード探索ステップから逐次構成される、逐次
復号化サイクルに従って入力行列の復号化を行うように
命令されている反復復号化手段から構成され、各符号ワ
ード探索ステップ毎に、復号化手段が、最初の探索ステ
ップの前に、それぞれ、入力行列と、その２進成分が入
力行列のサンプルの符号に対応する行列によって構成さ
れる、２進成分によるデータ行列及び決定行列を受信
し、後続の探索ステップのために、その２進成分が第２
の２進行列のビットの新たなそれぞれの推定値を表す、
新たな決定行列が生成され、そのサンプルの絶対値が、
それぞれ、前記新たな推定値に関連した信頼性の程度を
示す、新たなデータ行列が生成され、復号化情報ビット
が、最後の符号ワード探索ステップ中に生成された決定
行列から抽出されるようになっており、各符号ワード探
索ステップに、受信したデータ行列を、それぞれ、基本
符号の符号ワードに対応するデータ・ベクトルに分割す
るステップと、相応じて、受信した決定行列を決定ベク
トルに分割するステップと、それぞれ、少なくとも所定
のデータ・ベクトル／決定ベクトル対に処理を施すソフ
ト決定による基本復号化のステップが含まれており、さ
らに、受信した信号から得られる入力行列のサンプル数
をプログラムするために供給される数Ｙから、入力行列
におけるＹの位置を決定するためのプログラミング手段
と、前記Ｙの位置にその絶対値が最低の信頼性を表すデ
ジタル・サンプルを配置するように設計された、入力行
列を形成するための手段が含まれている、プログラマブ
ル・エラー訂正デコーダに関するものである。
【００２７】本発明の他の特徴及び利点については、付
属の図面と併せて読むべき、非制限的実施形態に関する
以下の説明から明らかになるであろう。
属の図面と併せて読むべき、非制限的実施形態に関する
以下の説明から明らかになるであろう。
【００２８】
【発明の実施の形態】発明者は、ＥＰ−Ａ−０ ６５４
９１０に記載の積符号に関する反復復号化プロセス
の、良好な性能／複雑さの妥協点をもたらす、有利な改
変案を開発した。以下では、本発明による積符号の構造
に関するより詳細な説明の前に、図１〜５に関連してこ
の改変案の説明を行うことにする。一方では、前記改変
案は、任意のタイプの積符号の反復復号化に適用可能で
あり、他方では、本発明による伝送プロセスは、例え
ば、ＥＰ−Ａ−０ ６５４ ９１０や、あるいは、前述
のＪ．Ｌｏｄｇｅ他による論文にも記載されているよう
な他の反復復号化方法に適合することが可能であること
が分かる。
９１０に記載の積符号に関する反復復号化プロセス
の、良好な性能／複雑さの妥協点をもたらす、有利な改
変案を開発した。以下では、本発明による積符号の構造
に関するより詳細な説明の前に、図１〜５に関連してこ
の改変案の説明を行うことにする。一方では、前記改変
案は、任意のタイプの積符号の反復復号化に適用可能で
あり、他方では、本発明による伝送プロセスは、例え
ば、ＥＰ−Ａ−０ ６５４ ９１０や、あるいは、前述
のＪ．Ｌｏｄｇｅ他による論文にも記載されているよう
な他の反復復号化方法に適合することが可能であること
が分かる。
【００２９】図１に示す伝送連鎖の場合、伝送すべき情
報ビットａｊが、送信器１０のチャネル・コーダに対す
る入力にアドレス指定された信号Ｘ（ｔ）に含まれる。
◎
報ビットａｊが、送信器１０のチャネル・コーダに対す
る入力にアドレス指定された信号Ｘ（ｔ）に含まれる。
◎
【数８】 この信号Ｘ（ｔ）は、アナログ信号Ｓ（ｔ）から情報源
コーダ１１によって形成される。情報源コーダ１１によ
って、普通、ａｊｓは、独立したビットとなり、等しい
確率で０か１の値をとることになる。ｈ（ｔ）は、２つ
の連続したビットを分離する時間間隔である継続時間ゲ
ートＴを表している。チャネル・コーダ１２は、ブロッ
ク符号化を用いて、信号Ｙ（ｔ）を発生する。◎
コーダ１１によって形成される。情報源コーダ１１によ
って、普通、ａｊｓは、独立したビットとなり、等しい
確率で０か１の値をとることになる。ｈ（ｔ）は、２つ
の連続したビットを分離する時間間隔である継続時間ゲ
ートＴを表している。チャネル・コーダ１２は、ブロッ
ク符号化を用いて、信号Ｙ（ｔ）を発生する。◎
【数９】 ここで、ｃjは符号化ビットであり、Ｔ´は、２つの符
号化ビットを分離する時間間隔である（Ｔ´＜Ｔ）。変
調器１３は、シーケンスＹ（ｔ）を伝搬チャネルに適合
する信号シーケンスに変換する。無線チャネルに関連し
た２状態移相打鍵の場合、送り出される信号例は、下記
によって示される。◎
号化ビットを分離する時間間隔である（Ｔ´＜Ｔ）。変
調器１３は、シーケンスＹ（ｔ）を伝搬チャネルに適合
する信号シーケンスに変換する。無線チャネルに関連し
た２状態移相打鍵の場合、送り出される信号例は、下記
によって示される。◎
【数１０】 ここで、ｆ0は、搬送波の周波数であり、ｅｊ＝２、ｃ
ｊ−１である。受信器１５のアンテナで受信された信号
は、係数αだけ減衰する。復調器１６は、各ビット毎
に、下記のように表すことが可能な確率比を導き出す。 Ｒj＝ｅj＋Ｂj ここで、サンプルＢｊは、伝搬チャネルによって導入さ
れるノイズ・サンプルであり、ビットｃｊとは無関係で
あり、互いに相関せず、平均が０で、標準偏差σは、Ｓ
／Ｎ比によって決まる。従って、復調器１６の出力にお
ける信号は、下記に等しい。◎
ｊ−１である。受信器１５のアンテナで受信された信号
は、係数αだけ減衰する。復調器１６は、各ビット毎
に、下記のように表すことが可能な確率比を導き出す。 Ｒj＝ｅj＋Ｂj ここで、サンプルＢｊは、伝搬チャネルによって導入さ
れるノイズ・サンプルであり、ビットｃｊとは無関係で
あり、互いに相関せず、平均が０で、標準偏差σは、Ｓ
／Ｎ比によって決まる。従って、復調器１６の出力にお
ける信号は、下記に等しい。◎
【数１１】
【００３０】チャネル・デコーダ１７は、次に、エラー
を最小限に抑えるため、送信に用いられるチャネル符号
化を利用して、送信されるビットに関連した決定を行
う。その出力は、下記によって示される。◎
を最小限に抑えるため、送信に用いられるチャネル符号
化を利用して、送信されるビットに関連した決定を行
う。その出力は、下記によって示される。◎
【数１２】 ここで、◎
【数１３】 は、チャネル・デコーダによって行われた決定である。
情報源デコーダ１８は、次に、チャネル・デコーダ１７
によって供給されるビットからアナログ信号Ｓ（ｔ）を
再構成する。
情報源デコーダ１８は、次に、チャネル・デコーダ１７
によって供給されるビットからアナログ信号Ｓ（ｔ）を
再構成する。
【００３１】本発明は、主として、チャネル・コーダ１
２及びチャネル・デコーダ１７に属する。従って、云う
までもなく、さまざまなタイプの情報源符号化／復号
化、変調／復調、及び、伝搬チャネルに適合する。とり
わけ、本発明は、デジタル・テレビジョンに関連して適
用することが可能である。コーダ１１及びデコーダ１８
は、例えば、ＭＰＥＧ（動画像圧縮方式の標準化作業グ
ループ）規格に基づいて作製することが可能であり、変
調器１３及び復調器１６は、用いられている伝搬チャネ
ル（無線、電線等）に適合する。もう１つの応用例は、
ファクシミリ伝送である。
２及びチャネル・デコーダ１７に属する。従って、云う
までもなく、さまざまなタイプの情報源符号化／復号
化、変調／復調、及び、伝搬チャネルに適合する。とり
わけ、本発明は、デジタル・テレビジョンに関連して適
用することが可能である。コーダ１１及びデコーダ１８
は、例えば、ＭＰＥＧ（動画像圧縮方式の標準化作業グ
ループ）規格に基づいて作製することが可能であり、変
調器１３及び復調器１６は、用いられている伝搬チャネ
ル（無線、電線等）に適合する。もう１つの応用例は、
ファクシミリ伝送である。
【００３２】チャネル１２によって用いられるブロック
符号は、基本組織符号から得られる積符号である。後述
の実施形態の場合、それは、それぞれ、パラメータ（ｎ
1、ｋ1、ｄ1）及び（ｎ2、ｋ2、ｄ2）を備えた２つの線
形ブロック符号Ｃ1、Ｃ2の積である。
符号は、基本組織符号から得られる積符号である。後述
の実施形態の場合、それは、それぞれ、パラメータ（ｎ
1、ｋ1、ｄ1）及び（ｎ2、ｋ2、ｄ2）を備えた２つの線
形ブロック符号Ｃ1、Ｃ2の積である。
【００３３】図２には、従来の符号化回路で実施される
符号化手順が示されている。情報源コーダ１１から逐次
受信するビットａｊは、まず第１に、ｋ1行及びｋ2列か
らなる行列｛ａ｝に従って、ｋ1×ｋ2ビットのグループ
によって保持される（ステップ２１）。次に、ブロック
符号Ｃ2が、行列｛ａ｝のｋ1行に適用され、これによっ
て、ｋ1行とｎ2列からなる行列｛ｂ｝が得られる（ステ
ップ２２）。符号Ｃ2は、組織的であるので、行列
｛ｂ｝のｎ2列のｋ2は、行列｛ａ｝の、例えば、最初の
ｋ2列と同じである。次に（ステップ２３）、ブロック
符号Ｃ1が、行列｛ｂ｝のｎ2列のそれぞれに適用され、
これによって、ｎ1行とｎ2列からなる行列｛ｃ｝が得ら
れるが、そのｃｊ成分は、信号Ｙ（ｔ）の形で変調器１
３に逐次伝送されるビットである（ステップ２４）。符
号Ｃ1は、組織的であるので、行列｛ｃ｝のｎ1行のｋ1
は、行列｛ｂ｝の、例えば、最初のｋ1行と同じであ
る。従って、行列｛ｃ｝のｋ1行とｋ2列の上方左側部分
は、行列｛ａ｝と同じであり、行列｛ｃ｝の他の成分
は、冗長ビットである。行列｛ｃ｝の全ての列が、符号
Ｃ1の符号ワードである。同様に、基本符号が線形であ
れば、行列｛ｃ｝の全ての行が、符号Ｃ2の符号ワード
である。
符号化手順が示されている。情報源コーダ１１から逐次
受信するビットａｊは、まず第１に、ｋ1行及びｋ2列か
らなる行列｛ａ｝に従って、ｋ1×ｋ2ビットのグループ
によって保持される（ステップ２１）。次に、ブロック
符号Ｃ2が、行列｛ａ｝のｋ1行に適用され、これによっ
て、ｋ1行とｎ2列からなる行列｛ｂ｝が得られる（ステ
ップ２２）。符号Ｃ2は、組織的であるので、行列
｛ｂ｝のｎ2列のｋ2は、行列｛ａ｝の、例えば、最初の
ｋ2列と同じである。次に（ステップ２３）、ブロック
符号Ｃ1が、行列｛ｂ｝のｎ2列のそれぞれに適用され、
これによって、ｎ1行とｎ2列からなる行列｛ｃ｝が得ら
れるが、そのｃｊ成分は、信号Ｙ（ｔ）の形で変調器１
３に逐次伝送されるビットである（ステップ２４）。符
号Ｃ1は、組織的であるので、行列｛ｃ｝のｎ1行のｋ1
は、行列｛ｂ｝の、例えば、最初のｋ1行と同じであ
る。従って、行列｛ｃ｝のｋ1行とｋ2列の上方左側部分
は、行列｛ａ｝と同じであり、行列｛ｃ｝の他の成分
は、冗長ビットである。行列｛ｃ｝の全ての列が、符号
Ｃ1の符号ワードである。同様に、基本符号が線形であ
れば、行列｛ｃ｝の全ての行が、符号Ｃ2の符号ワード
である。
【００３４】チャネル・デコーダ１７は、反復復号化手
順を適用するが、その概要フローチャートが、図３に示
されている。チャネル・コーダ１２によって形成された
符号化ブロックの送信に相応じた、復調器１６から受信
する信号Ｒ（ｔ）のｎ1×ｎ2のサンプルＲj1,j2（１≦
ｊ1≦ｎ1，１≦ｊ2≦ｎ2）からなるブロックの受信後、
これらのサンプルは、ｎ1行及びｎ2列からなる入力行列
｛Ｒ｝に保持される（ステップ３９）。
順を適用するが、その概要フローチャートが、図３に示
されている。チャネル・コーダ１２によって形成された
符号化ブロックの送信に相応じた、復調器１６から受信
する信号Ｒ（ｔ）のｎ1×ｎ2のサンプルＲj1,j2（１≦
ｊ1≦ｎ1，１≦ｊ2≦ｎ2）からなるブロックの受信後、
これらのサンプルは、ｎ1行及びｎ2列からなる入力行列
｛Ｒ｝に保持される（ステップ３９）。
【００３５】このｎ1×ｎ2のサンプルからなるブロック
の復号化は、計数変数ｉを０に初期設定し、その成分が
当初入力行列｛Ｒ｝の成分と同じである、ｎ1行及びｎ2
列からなるデータ行列｛Ｒ´｝を形成し、その成分が、
２進数（−１または＋１）であり、当初、それぞれ、入
力行列｛Ｒ｝の対応する成分の符号、即ち、Ｄj1、j2＝
ｓｇｎ（Ｒj1,j2）＝″１を表す、ｎ1行及びｎ2列から
なる決定行列｛Ｄ｝を形成することによって初期化され
る（ステップ３１）。
の復号化は、計数変数ｉを０に初期設定し、その成分が
当初入力行列｛Ｒ｝の成分と同じである、ｎ1行及びｎ2
列からなるデータ行列｛Ｒ´｝を形成し、その成分が、
２進数（−１または＋１）であり、当初、それぞれ、入
力行列｛Ｒ｝の対応する成分の符号、即ち、Ｄj1、j2＝
ｓｇｎ（Ｒj1,j2）＝″１を表す、ｎ1行及びｎ2列から
なる決定行列｛Ｄ｝を形成することによって初期化され
る（ステップ３１）。
【００３６】この初期化後、反復復号化には、いくつか
の（ｍの）復号化サイクルが含まれている。各復号化サ
イクルには、逐次、データ行列の列内において符号Ｃ1
のワードを探索するステップ３２、データ行列の行内に
おいて符号Ｃ2のワードを探索するステップ３３が含ま
れる。
の（ｍの）復号化サイクルが含まれている。各復号化サ
イクルには、逐次、データ行列の列内において符号Ｃ1
のワードを探索するステップ３２、データ行列の行内に
おいて符号Ｃ2のワードを探索するステップ３３が含ま
れる。
【００３７】各探索ステップ３２または３３において、
決定行列｛Ｄ｝及びデータ行列｛Ｒ´｝の成分の新たな
値が計算され、後続の探索ステップに用いられる。各探
索ステップ３２または３３は、この行列の成分Ｒ´
j1,j2におけるノイズ・サンプルＢj1,j2の生起を低減す
るため、データ行列｛Ｒ´｝に施されるフィルタリング
とみなすことが可能である。
決定行列｛Ｄ｝及びデータ行列｛Ｒ´｝の成分の新たな
値が計算され、後続の探索ステップに用いられる。各探
索ステップ３２または３３は、この行列の成分Ｒ´
j1,j2におけるノイズ・サンプルＢj1,j2の生起を低減す
るため、データ行列｛Ｒ´｝に施されるフィルタリング
とみなすことが可能である。
【００３８】ステップ３２及び３３は、行列の行と列の
役割を交換すると、ほぼ同じになる。探索ステップ３２
の初期化時には、計数変数が、１単位だけインクリメン
トされ、列指標ｊ2は、１に初期設定される。行列｛Ｒ
´｝のｊ2番目の列に対応するデータ・ワードの復号化
が、符号Ｃ1に基づいて実施され（ステップ３７）、こ
れによって、行列｛Ｄ｝及び｛Ｒ´｝の成分Ｄj,j2及び
Ｒ´j,j2の新たな値が得られる（１≦ｊ≦ｎ１）。復号
化ステップ３７に後続して、列指標ｊ2と列ｎ2の数との
比較３８が行われる。ｊ2がｎ2未満のままであれば、指
標ｊ2が１単位だけインクリメントされ（ステップ３
９）、復号化ステップ３７が繰り返される。ｊ2がｎ2に
等しくなると、全て列の処理が済んだことになり、進行
中の復号化サイクルの他の符号ワード探索ステップ３３
が開始される。探索ステップ３３の初期化時には、計数
変数が、１単位だけインクリメントされ、行指標ｊ
1は、１に初期設定される。行列｛Ｒ´｝のｊ1番目の列
に対応するデータ・ワードの復号化が、符号Ｃ2に基づ
いて実施され（ステップ４２）、これによって、行列
｛Ｄ｝及び｛Ｒ´｝の成分Ｄj1,j及びＲ´j1,jの新たな
値が得られる。復号化ステップ４２に後続して、符号Ｃ
1の行指標ｊ1とパラメータｎ1の比較４３が行われる。
ｊ1がｎ1未満のままであれば、指標ｊ1が１単位だけイ
ンクリメントされ（ステップ４４）、復号化ステップ４
２が繰り返される。ｊ1がｎ1に等しくなると、符号ワー
ド探索ステップ３３が終了し、計数変数ｉが２ｍと比較
される（テスト４５）。ｉが２ｍ未満のままであれば、
探索ステップ３２に再入し、後続の復号化サイクルを開
始する。ｉが２ｍに等しくなると、ｍの復号化サイクル
が実施されたことになり、ｋ1×ｋ2の復号化情報ビット
◎
役割を交換すると、ほぼ同じになる。探索ステップ３２
の初期化時には、計数変数が、１単位だけインクリメン
トされ、列指標ｊ2は、１に初期設定される。行列｛Ｒ
´｝のｊ2番目の列に対応するデータ・ワードの復号化
が、符号Ｃ1に基づいて実施され（ステップ３７）、こ
れによって、行列｛Ｄ｝及び｛Ｒ´｝の成分Ｄj,j2及び
Ｒ´j,j2の新たな値が得られる（１≦ｊ≦ｎ１）。復号
化ステップ３７に後続して、列指標ｊ2と列ｎ2の数との
比較３８が行われる。ｊ2がｎ2未満のままであれば、指
標ｊ2が１単位だけインクリメントされ（ステップ３
９）、復号化ステップ３７が繰り返される。ｊ2がｎ2に
等しくなると、全て列の処理が済んだことになり、進行
中の復号化サイクルの他の符号ワード探索ステップ３３
が開始される。探索ステップ３３の初期化時には、計数
変数が、１単位だけインクリメントされ、行指標ｊ
1は、１に初期設定される。行列｛Ｒ´｝のｊ1番目の列
に対応するデータ・ワードの復号化が、符号Ｃ2に基づ
いて実施され（ステップ４２）、これによって、行列
｛Ｄ｝及び｛Ｒ´｝の成分Ｄj1,j及びＲ´j1,jの新たな
値が得られる。復号化ステップ４２に後続して、符号Ｃ
1の行指標ｊ1とパラメータｎ1の比較４３が行われる。
ｊ1がｎ1未満のままであれば、指標ｊ1が１単位だけイ
ンクリメントされ（ステップ４４）、復号化ステップ４
２が繰り返される。ｊ1がｎ1に等しくなると、符号ワー
ド探索ステップ３３が終了し、計数変数ｉが２ｍと比較
される（テスト４５）。ｉが２ｍ未満のままであれば、
探索ステップ３２に再入し、後続の復号化サイクルを開
始する。ｉが２ｍに等しくなると、ｍの復号化サイクル
が実施されたことになり、ｋ1×ｋ2の復号化情報ビット
◎
【数１４】 が、最後の符号ワード探索ステップ３３中に生成された
決定行列｛Ｄ｝から抽出される。図２に関連して上述の
やり方で組織符号Ｃ1、Ｃ2を適用すると、◎
決定行列｛Ｄ｝から抽出される。図２に関連して上述の
やり方で組織符号Ｃ1、Ｃ2を適用すると、◎
【数１５】 は、行列｛Ｄ｝の最初のｋ1行と第１のｋ2列において簡
単に回復することができる。即ち、◎
単に回復することができる。即ち、◎
【数１６】 である。これらの◎
【数１７】 は、値が−１または＋１であり、値０または１をとるよ
うに簡単に変換することが可能である。
うに簡単に変換することが可能である。
【００３９】本発明の最初の実施形態における、データ
行列の列に対応するデータ・ワードの復号化のステップ
３７が、図４のフローチャートに詳細に示されている。
このステップ３７において、長さｎ1のデータ・ベクト
ル［Ｒ´］及び決定ベクトル［Ｄ］に処理を施して、そ
れぞれ、データ行列｛Ｒ´｝及び決定行列｛Ｄ｝の細分
化部、即ち、Ｒ´j＝Ｒ´j,j2及びＤj＝Ｄj,j2（１≦ｊ
≦ｎ1）が構成される。最初に（ステップ５１）、ベク
トル［Ｒ´］の最も信頼性の低いｐの成分、即ち、２進
決定しきい値（ゼロ）に最も近い［Ｒ´］の成分にマー
クが付けられる。これら最も信頼性の低いｐの成分に対
応する指標が、ｒ１、ｒ２、．．．、ｒｐで表され、一
例として、下記のようになる。◎
行列の列に対応するデータ・ワードの復号化のステップ
３７が、図４のフローチャートに詳細に示されている。
このステップ３７において、長さｎ1のデータ・ベクト
ル［Ｒ´］及び決定ベクトル［Ｄ］に処理を施して、そ
れぞれ、データ行列｛Ｒ´｝及び決定行列｛Ｄ｝の細分
化部、即ち、Ｒ´j＝Ｒ´j,j2及びＤj＝Ｄj,j2（１≦ｊ
≦ｎ1）が構成される。最初に（ステップ５１）、ベク
トル［Ｒ´］の最も信頼性の低いｐの成分、即ち、２進
決定しきい値（ゼロ）に最も近い［Ｒ´］の成分にマー
クが付けられる。これら最も信頼性の低いｐの成分に対
応する指標が、ｒ１、ｒ２、．．．、ｒｐで表され、一
例として、下記のようになる。◎
【数１８】
【００４０】これらｐの指標が識別されると、長さｎ1
のｑの２進テスト・シーケンスが構成され、さらに、ｑ
のテスト・シーケンスのそれぞれと決定ベクトル［Ｄ］
を組み合わせて、長さｎ1の復号化すべきｑの２進ワー
ド［Ｕ1］、．．．、［Ｕq］が構成される（ステップ５
２）。各ワード［Ｕs］は、ｐの指標ｒ１、．．．、ｒ
ｐに対応する成分以外のその全ての成分が決定ベクトル
［Ｄ］の対応する成分に等しくなるように構成される。 Ｕj s＝Ｄj（ｊ≠ｒ１、．．．、ｒｐの場合） それは、一般に、ベクトル［Ｄ］の対応する成分とは異
なる１つまたは２つの成分だけしか備えないワード「Ｕ
s」を考慮すると、十分である。ｑ＝ｐ（ｐ＋１）／２
の場合、これら全てのワードが考慮される。例えば、ｐ
＝６で、ｑ＝２１の場合、シーケンス［Ｔs］及び
［Ｕs］（１≦ｓ≦ｑ）は、下記のようにして構成する
ことが可能である。 ＊ ｐ＝６の最初のテスト・シーケンス［Ｔs］は、位
置ｒｓに＋１に等しいビットを備え、他の位置に−１に
等しいビットを備える。即ち、Ｔrs s＝＋１及びＴj s＝
−１（１≦ｓ≦６及びｊ≠ｒｓの場合）である。◎
のｑの２進テスト・シーケンスが構成され、さらに、ｑ
のテスト・シーケンスのそれぞれと決定ベクトル［Ｄ］
を組み合わせて、長さｎ1の復号化すべきｑの２進ワー
ド［Ｕ1］、．．．、［Ｕq］が構成される（ステップ５
２）。各ワード［Ｕs］は、ｐの指標ｒ１、．．．、ｒ
ｐに対応する成分以外のその全ての成分が決定ベクトル
［Ｄ］の対応する成分に等しくなるように構成される。 Ｕj s＝Ｄj（ｊ≠ｒ１、．．．、ｒｐの場合） それは、一般に、ベクトル［Ｄ］の対応する成分とは異
なる１つまたは２つの成分だけしか備えないワード「Ｕ
s」を考慮すると、十分である。ｑ＝ｐ（ｐ＋１）／２
の場合、これら全てのワードが考慮される。例えば、ｐ
＝６で、ｑ＝２１の場合、シーケンス［Ｔs］及び
［Ｕs］（１≦ｓ≦ｑ）は、下記のようにして構成する
ことが可能である。 ＊ ｐ＝６の最初のテスト・シーケンス［Ｔs］は、位
置ｒｓに＋１に等しいビットを備え、他の位置に−１に
等しいビットを備える。即ち、Ｔrs s＝＋１及びＴj s＝
−１（１≦ｓ≦６及びｊ≠ｒｓの場合）である。◎
【数１９】 ここで、ｒは、２つのベクトル間における成分毎の排他
的ＯＲ演算を表す。◎
的ＯＲ演算を表す。◎
【数２０】
【００４１】後続ステップ５３において、決定ベクトル
［Ｄ］及びｑのワード［Ｕs］の代数的復号化が実施さ
れる。この代数的復号化に関して、ＢＣＨ符号の場合に
は、例えば、ブロック符号化の分野において周知のＢｅ
ｒｌｅｋａｍｐデコーダが用いられる（１９６８年、ニ
ューヨークのマグローヒル社から出版されたＥ．Ｒ．Ｂ
ｅｒｌｅｋａｍｐによる「Ａｌｇｅｂｒｉｃ Ｃｏｄｉ
ｎｇ Ｔｈｅｏｒｙ」を参照されたい）。ｑ＋１の基本
復号化によって、符号Ｃ1のｑ´の符号ワード
［Ｃ1］、．．．、［Ｃq］が得られる。一般的な場合、
一方では、所定の符号ワードが、復号化結果に数回にわ
たって現れることもあり、他方では、信号がかなり歪ん
でいると、代数デコーダが所定の符号ワードを見つける
ことができないこともあるので、ｑ´≦ｑ＋１になる。
従って、代数的復号化の結果として得られるワードをチ
ェックして、符号Ｃ1のワードを構成するか否かを判定
しなければならない。このチェックは、符号Ｃ1に関す
るパリティ検査行列によって得られた各ワードの乗算を
行い、乗算結果がゼロでない場合、そのワードを消去す
ることによって、簡単に実施することが可能である。し
かし、符号Ｃ1が完全な場合（即ち、とりわけ、ハミン
グ符号の場合に当てはまることであるが、ｎ1ビットの
どのワードも、可能性のある全ての符号ワードからの間
隔が（ｄ1−１）／２を超えない場合）、代数デコーダ
からの結果をチェックするステップは、無駄である。
［Ｄ］及びｑのワード［Ｕs］の代数的復号化が実施さ
れる。この代数的復号化に関して、ＢＣＨ符号の場合に
は、例えば、ブロック符号化の分野において周知のＢｅ
ｒｌｅｋａｍｐデコーダが用いられる（１９６８年、ニ
ューヨークのマグローヒル社から出版されたＥ．Ｒ．Ｂ
ｅｒｌｅｋａｍｐによる「Ａｌｇｅｂｒｉｃ Ｃｏｄｉ
ｎｇ Ｔｈｅｏｒｙ」を参照されたい）。ｑ＋１の基本
復号化によって、符号Ｃ1のｑ´の符号ワード
［Ｃ1］、．．．、［Ｃq］が得られる。一般的な場合、
一方では、所定の符号ワードが、復号化結果に数回にわ
たって現れることもあり、他方では、信号がかなり歪ん
でいると、代数デコーダが所定の符号ワードを見つける
ことができないこともあるので、ｑ´≦ｑ＋１になる。
従って、代数的復号化の結果として得られるワードをチ
ェックして、符号Ｃ1のワードを構成するか否かを判定
しなければならない。このチェックは、符号Ｃ1に関す
るパリティ検査行列によって得られた各ワードの乗算を
行い、乗算結果がゼロでない場合、そのワードを消去す
ることによって、簡単に実施することが可能である。し
かし、符号Ｃ1が完全な場合（即ち、とりわけ、ハミン
グ符号の場合に当てはまることであるが、ｎ1ビットの
どのワードも、可能性のある全ての符号ワードからの間
隔が（ｄ1−１）／２を超えない場合）、代数デコーダ
からの結果をチェックするステップは、無駄である。
【００４２】見つかったｑ´の符号ワードの中から、デ
ータ・ベクトル［Ｒ´］に関して最短のユークリッド距
離Ｍd＝‖［Ｃd］−［Ｒ´］‖2を示すもの［Ｃd］が選
択される（ステップ５４）。このワード［Ｃd］は、次
の決定ベクトルを構成する。さらに、ワード［Ｃd］を
除くｑの符号ワードの中から、候補符号ワード［Ｃc］
として、データ・ベクトル［Ｒ´］からのユークリッド
距離Ｍc＝‖［Ｃc］−［Ｒ´］‖2が最短のものが選択
される。この候補ワードは、ワード［Ｃd］の個々のビ
ットに関連した信頼度の計算のためのコンカレント・ワ
ードとして利用することが可能な唯一のワードになる。
ータ・ベクトル［Ｒ´］に関して最短のユークリッド距
離Ｍd＝‖［Ｃd］−［Ｒ´］‖2を示すもの［Ｃd］が選
択される（ステップ５４）。このワード［Ｃd］は、次
の決定ベクトルを構成する。さらに、ワード［Ｃd］を
除くｑの符号ワードの中から、候補符号ワード［Ｃc］
として、データ・ベクトル［Ｒ´］からのユークリッド
距離Ｍc＝‖［Ｃc］−［Ｒ´］‖2が最短のものが選択
される。この候補ワードは、ワード［Ｃd］の個々のビ
ットに関連した信頼度の計算のためのコンカレント・ワ
ードとして利用することが可能な唯一のワードになる。
【００４３】次に、訂正ベクトル［Ｗ］（１≦Ｊ≦
ｎ1）の成分Ｗｊを計算するためのループが実施され
る。このループの開始時に（ステップ５５）、成分指標
ｊが１に初期設定される。このループの各反復毎に、テ
スト・ステップ５６を実施して、候補ワード［Ｃc］の
ｊ番目の成分が、選択された符号ワード［Ｃd］のｊ番
目の成分と異なるか否かの判定が行われる（Ｃj c≠
Ｃj d）。異なる場合、候補符号ワード［Ｃc］は、ｊ番
目の成分に関するコンカレント・ワードになる。次に、
ステップ５８で、下記の公式に従って成分Ｗｊの計算が
行われる。◎
ｎ1）の成分Ｗｊを計算するためのループが実施され
る。このループの開始時に（ステップ５５）、成分指標
ｊが１に初期設定される。このループの各反復毎に、テ
スト・ステップ５６を実施して、候補ワード［Ｃc］の
ｊ番目の成分が、選択された符号ワード［Ｃd］のｊ番
目の成分と異なるか否かの判定が行われる（Ｃj c≠
Ｃj d）。異なる場合、候補符号ワード［Ｃc］は、ｊ番
目の成分に関するコンカレント・ワードになる。次に、
ステップ５８で、下記の公式に従って成分Ｗｊの計算が
行われる。◎
【数２１】
【００４４】この公式に生じる量Ｍc−Ｍdは、常に正で
あり、従って、｜Ｍc−Ｍd｜＝Ｍc−Ｍdになることが分
かる。テスト・ステップ５６によって、Ｃj c＝Ｃj dにな
ることが明らかになると、即ち、コンカレント・ワード
を決定することができなければ、ステップ５９におい
て、下記公式に基づいて成分Ｗｊの計算が行われる。◎
あり、従って、｜Ｍc−Ｍd｜＝Ｍc−Ｍdになることが分
かる。テスト・ステップ５６によって、Ｃj c＝Ｃj dにな
ることが明らかになると、即ち、コンカレント・ワード
を決定することができなければ、ステップ５９におい
て、下記公式に基づいて成分Ｗｊの計算が行われる。◎
【数２２】 ここで、βｉは、正の信頼係数を表している。訂正成分
Ｗｊの計算後、成分指標ｊがベクトル［Ｒ´］の長さｎ
1と比較される（ステップ６０）。ｊがｎ1未満のままで
あれば、指標ｊは１単位だけインクリメントされ（ステ
ップ６１）、後続の反復プロセスが、テスト５６から始
めて、実施される。
Ｗｊの計算後、成分指標ｊがベクトル［Ｒ´］の長さｎ
1と比較される（ステップ６０）。ｊがｎ1未満のままで
あれば、指標ｊは１単位だけインクリメントされ（ステ
ップ６１）、後続の反復プロセスが、テスト５６から始
めて、実施される。
【００４５】ｊがｎ1に等しくなると、ループが終了
し、復号化ステップ３７が、データ・ベクトル［Ｒ´］
及び決定ベクトル［Ｄ］の更新６２によって終了する。
新たなベクトル［Ｒ´］は、入力ベクトル［Ｒ］（その
各成分Ｒjが入力行列｛Ｒ｝から抽出される、即ち、Ｒj
＝Ｒj,j2）と、訂正ベクトル［Ｗ］に別の信頼係数α1
を掛けた値との和に等しいとみなされる。即ち、［Ｒ
´］＝［Ｒ］＋α1［Ｗ］である。新たな決定ベクトル
［Ｄ］は、ステップ５４において選択された符号ワード
［Ｃd］に等しいとみなされる。
し、復号化ステップ３７が、データ・ベクトル［Ｒ´］
及び決定ベクトル［Ｄ］の更新６２によって終了する。
新たなベクトル［Ｒ´］は、入力ベクトル［Ｒ］（その
各成分Ｒjが入力行列｛Ｒ｝から抽出される、即ち、Ｒj
＝Ｒj,j2）と、訂正ベクトル［Ｗ］に別の信頼係数α1
を掛けた値との和に等しいとみなされる。即ち、［Ｒ
´］＝［Ｒ］＋α1［Ｗ］である。新たな決定ベクトル
［Ｄ］は、ステップ５４において選択された符号ワード
［Ｃd］に等しいとみなされる。
【００４６】改変実行案の場合、ステップ５９において
適合する場合に用いられる公式（２）が、次のように置
き換えられる。◎
適合する場合に用いられる公式（２）が、次のように置
き換えられる。◎
【数２３】 これによって、新たな決定Ｃj dの符号に正比例する訂正
Ｗjが得られる。コンカレント・ワードが識別されなけ
れば、信頼係数を利用する他の公式を利用することも可
能である。
Ｗjが得られる。コンカレント・ワードが識別されなけ
れば、信頼係数を利用する他の公式を利用することも可
能である。
【００４７】データ行列の行に対応するデータ・ワード
の復号化ステップ４２は、符号Ｃ1を符号Ｃ2に置き換
え、長さｎ1を長さｎ2に置き換え、行列｛Ｒ´｝、
｛Ｄ｝、｛Ｒ｝を列ベクトル［Ｒ´］、［Ｄ］、［Ｒ］
に分割せず、行ベクトルに分割すれば、図４に関連して
上で詳述のステップ３７と同様である。
の復号化ステップ４２は、符号Ｃ1を符号Ｃ2に置き換
え、長さｎ1を長さｎ2に置き換え、行列｛Ｒ´｝、
｛Ｄ｝、｛Ｒ｝を列ベクトル［Ｒ´］、［Ｄ］、［Ｒ］
に分割せず、行ベクトルに分割すれば、図４に関連して
上で詳述のステップ３７と同様である。
【００４８】信頼係数αi及びβiは、図３のフローチャ
ートに示す計数変数ｉに対応する指標が割り当てられ
る。実際、該係数αi及びβiは、探索ステップ３２、３
３の一方ともう一方の間で変化する可能性がある。αi
及びβiの値は、符号ワード探索ステップ３２、３３の
進行につれて増大し、復号化の信頼性の向上を反映する
のが望ましい。
ートに示す計数変数ｉに対応する指標が割り当てられ
る。実際、該係数αi及びβiは、探索ステップ３２、３
３の一方ともう一方の間で変化する可能性がある。αi
及びβiの値は、符号ワード探索ステップ３２、３３の
進行につれて増大し、復号化の信頼性の向上を反映する
のが望ましい。
【００４９】上記復号化プロセスの性能の例示として、
図５には、２つの同じ基本符号ＢＣＨ（６４、５７、
４）の積の場合に、シミュレーションによって得られる
Ｓ／Ｎ比ＥＢ／ｎ０の関数としての曲線ＢＥＲが示され
ている。この場合、行及び列の復号化（ステップ３７、
４２）に用いられる基本デコーダは、復号化がＥＰ−Ａ
−０ ６９４ ９１０に解説の最適バージョンに従う場
合、約４３０００の論理ゲートを必要とする。これら４
３０００のゲートの中から、２５０００のゲート、即
ち、回路の５９％が、訂正ベクトル［Ｗ］の計算に用い
られる。図４に示す基本復号化の場合、［Ｗ］の計算に
用いられるゲート数を１０で割る。従って、基本デコー
ダは、４３０００ではなく約２０５００のゲートによっ
て実施される。図５の結果は、直角移相打鍵（ＱＰＳ
Ｋ）及び加法性のガウス性ホワイト・ノイズ・チャネル
によって変調された場合に得られたものであり、データ
は４ビットで定量化されている。データ・ベクトル［Ｒ
´］のｐ＝４の再弱成分から構成されるｑ＝１６のテス
ト・シーケンスに関して、ｍ＝４の復号化サイクルが適
用された。２ｍ＝８の符号ワード探索ステップ中、係数
αiの連続した値は、０．４，０．４、０．５、０．
５、０．６、０．６、０．６５、０．６５であり、係数
βiは、一定のままであった。即ち、βi＝７である。曲
線ＩＩには、ＥＰ−Ａ−０ ６９４ ９１０に従って、
最適バージョンの復号化プロセスを適用することによっ
て得られる結果が示されている。比較のため、曲線Ｉに
は、チャネル符号化がない場合に観測される性能が示さ
れている。基本復号化の単純化によって生じる性能の劣
化が、１０-5のＢＥＲの場合、０．１５ｄＢ未満に留ま
るのは明白である。回路の複雑さに関連して、５０％の
利得と比較考量すると、この劣化はわずかなものであ
る。同じ基本回路を利用して、より多くの回数にわたる
反復の実施を企図することが可能であるが、こうした場
合、回路全体の複雑さをさらに低減することが必要にな
る。
図５には、２つの同じ基本符号ＢＣＨ（６４、５７、
４）の積の場合に、シミュレーションによって得られる
Ｓ／Ｎ比ＥＢ／ｎ０の関数としての曲線ＢＥＲが示され
ている。この場合、行及び列の復号化（ステップ３７、
４２）に用いられる基本デコーダは、復号化がＥＰ−Ａ
−０ ６９４ ９１０に解説の最適バージョンに従う場
合、約４３０００の論理ゲートを必要とする。これら４
３０００のゲートの中から、２５０００のゲート、即
ち、回路の５９％が、訂正ベクトル［Ｗ］の計算に用い
られる。図４に示す基本復号化の場合、［Ｗ］の計算に
用いられるゲート数を１０で割る。従って、基本デコー
ダは、４３０００ではなく約２０５００のゲートによっ
て実施される。図５の結果は、直角移相打鍵（ＱＰＳ
Ｋ）及び加法性のガウス性ホワイト・ノイズ・チャネル
によって変調された場合に得られたものであり、データ
は４ビットで定量化されている。データ・ベクトル［Ｒ
´］のｐ＝４の再弱成分から構成されるｑ＝１６のテス
ト・シーケンスに関して、ｍ＝４の復号化サイクルが適
用された。２ｍ＝８の符号ワード探索ステップ中、係数
αiの連続した値は、０．４，０．４、０．５、０．
５、０．６、０．６、０．６５、０．６５であり、係数
βiは、一定のままであった。即ち、βi＝７である。曲
線ＩＩには、ＥＰ−Ａ−０ ６９４ ９１０に従って、
最適バージョンの復号化プロセスを適用することによっ
て得られる結果が示されている。比較のため、曲線Ｉに
は、チャネル符号化がない場合に観測される性能が示さ
れている。基本復号化の単純化によって生じる性能の劣
化が、１０-5のＢＥＲの場合、０．１５ｄＢ未満に留ま
るのは明白である。回路の複雑さに関連して、５０％の
利得と比較考量すると、この劣化はわずかなものであ
る。同じ基本回路を利用して、より多くの回数にわたる
反復の実施を企図することが可能であるが、こうした場
合、回路全体の複雑さをさらに低減することが必要にな
る。
【００５０】図６には、用いられる基本符号が同じであ
る特定の場合に、上述のようなアルゴリズムに従って積
符号の復号化を実施するのに適したＢＴＣ回路１７のア
ーキテクチャが示されている。図４による基本復号化ス
テップは、それぞれ、ＢＴＣ回路の制御プロセッサ６６
による制御を受ける、専用の演算及び論理回路６５によ
って実行される（いくつかの回路６５を利用して、いく
つかの基本復号化を並列に実施することも可能であ
る）。ＲＡＭメモリ６７は、行列｛Ｒ｝、｛Ｒ´｝、及
び、｛Ｄ｝のサンプルの記憶に用いられる。
る特定の場合に、上述のようなアルゴリズムに従って積
符号の復号化を実施するのに適したＢＴＣ回路１７のア
ーキテクチャが示されている。図４による基本復号化ス
テップは、それぞれ、ＢＴＣ回路の制御プロセッサ６６
による制御を受ける、専用の演算及び論理回路６５によ
って実行される（いくつかの回路６５を利用して、いく
つかの基本復号化を並列に実施することも可能であ
る）。ＲＡＭメモリ６７は、行列｛Ｒ｝、｛Ｒ´｝、及
び、｛Ｄ｝のサンプルの記憶に用いられる。
【００５１】プロセッサ６６は、図３の概要フローチャ
ートによる復号化を監視する。信号Ｒ（ｔ）のサンプル
を受信すると、プロセッサ６６は、入力行列｛Ｒ｝を形
成して（ステップ３０）、適合するアドレスに記憶し、
行列｛Ｒ´｝及び｛Ｄ｝を作成して（ステップ３１）、
適合するアドレスに記憶するため、メモリ６７に対する
書き込みの順序付けを行う。各基本復号化３７または４
２において、プロセッサは、ベクトル［Ｒ´］、
［Ｄ］、及び、［Ｒ］に関する適合するサンプルを基本
デコーダ６５に供給するため、メモリ６７からの読み取
り操作の順序付けを行い、次に、これらのベクトル［Ｒ
´］及び［Ｄ］に関する新たな値を記録するため、書き
込み操作の順序付けを行う。ｍサイクルの最後に、プロ
セッサ６６は、ステップ４５を実行し、デコーダ１７の
出力信号ｚ（ｔ）を送り出すため、メモリ６７の適合す
るアドレス（行列｛Ｄ｝）における読み取り操作の順序
付けを行う。
ートによる復号化を監視する。信号Ｒ（ｔ）のサンプル
を受信すると、プロセッサ６６は、入力行列｛Ｒ｝を形
成して（ステップ３０）、適合するアドレスに記憶し、
行列｛Ｒ´｝及び｛Ｄ｝を作成して（ステップ３１）、
適合するアドレスに記憶するため、メモリ６７に対する
書き込みの順序付けを行う。各基本復号化３７または４
２において、プロセッサは、ベクトル［Ｒ´］、
［Ｄ］、及び、［Ｒ］に関する適合するサンプルを基本
デコーダ６５に供給するため、メモリ６７からの読み取
り操作の順序付けを行い、次に、これらのベクトル［Ｒ
´］及び［Ｄ］に関する新たな値を記録するため、書き
込み操作の順序付けを行う。ｍサイクルの最後に、プロ
セッサ６６は、ステップ４５を実行し、デコーダ１７の
出力信号ｚ（ｔ）を送り出すため、メモリ６７の適合す
るアドレス（行列｛Ｄ｝）における読み取り操作の順序
付けを行う。
【００５２】本発明によれば、復号化のために同じＢＴ
Ｃ回路１７を利用しながら、さまざまな積符号パラメー
タを変更することが可能である。即ち、必要なことは、
プロセッサ６６のステップ３０における入力行列｛Ｒ｝
の形成に関連したプログラムの部分に、また、オプショ
ンにより、ステップ４６における情報ビットの抽出に関
連した部分に適合するパラメータが供給されることだけ
である。
Ｃ回路１７を利用しながら、さまざまな積符号パラメー
タを変更することが可能である。即ち、必要なことは、
プロセッサ６６のステップ３０における入力行列｛Ｒ｝
の形成に関連したプログラムの部分に、また、オプショ
ンにより、ステップ４６における情報ビットの抽出に関
連した部分に適合するパラメータが供給されることだけ
である。
【００５３】プログラミングは、図７に用いられる基本
符号が同じである特定の場合におけるブロック図が示さ
れているコーダ１２に関しても行われる。従来の演算回
路６８は、伝送すべきビット行列の行及び列の逐次基本
符号化に利用される（図２のステップ２２及び２３）。
基本コーダ６８は、コーダの制御プロセッサ６９によっ
て制御される。ＲＡＭメモリ７０は、行列｛ｃ｝のサン
プルを記憶するために利用される。
符号が同じである特定の場合におけるブロック図が示さ
れているコーダ１２に関しても行われる。従来の演算回
路６８は、伝送すべきビット行列の行及び列の逐次基本
符号化に利用される（図２のステップ２２及び２３）。
基本コーダ６８は、コーダの制御プロセッサ６９によっ
て制御される。ＲＡＭメモリ７０は、行列｛ｃ｝のサン
プルを記憶するために利用される。
【００５４】信号Ｘ（ｔ）の２進サンプルのブロックを
受信すると（ｋ＝ｋ1．ｋ2のとき、ｕ＝１、
２、．．．、ｋ−Ｘに関して、ここではａuと表示され
る）、プロセッサ６９は、組織符号化のため、行列
｛ｃ｝の部分行列である、ｋ1行及びｋ2列からなる行列
｛ａ｝を形成するため、メモリ７０における書き込み操
作の順序付けを行う（ステップ２１）。各基本符号化毎
に、プロセッサ６９は、コーダ６８に符号化すべき行ま
たは列の適合するサンプルを供給するために、メモリ７
０における読み取り操作の順序付けを行い、得られた冗
長ビットの値を記憶するために、書き込み操作の順序付
けを行う。ｎ1＋ｎ2の基本符号化後、最終行列｛ｃ｝の
ビットがメモリ７０で得られるようになり、プロセッサ
６９は、変調器に信号Ｙ（ｔ）を供給するため、このメ
モリの適合するアドレスにおける読み取り操作の順序付
けを行う。信号Ｙ（ｔ）の２進サンプルは、ｎ＝ｎ1．
ｎ2のとき、ｖ＝１、２、．．．、ｎ−Ｘ−Ｙに関し
て、ここではｃvと表示される。
受信すると（ｋ＝ｋ1．ｋ2のとき、ｕ＝１、
２、．．．、ｋ−Ｘに関して、ここではａuと表示され
る）、プロセッサ６９は、組織符号化のため、行列
｛ｃ｝の部分行列である、ｋ1行及びｋ2列からなる行列
｛ａ｝を形成するため、メモリ７０における書き込み操
作の順序付けを行う（ステップ２１）。各基本符号化毎
に、プロセッサ６９は、コーダ６８に符号化すべき行ま
たは列の適合するサンプルを供給するために、メモリ７
０における読み取り操作の順序付けを行い、得られた冗
長ビットの値を記憶するために、書き込み操作の順序付
けを行う。ｎ1＋ｎ2の基本符号化後、最終行列｛ｃ｝の
ビットがメモリ７０で得られるようになり、プロセッサ
６９は、変調器に信号Ｙ（ｔ）を供給するため、このメ
モリの適合するアドレスにおける読み取り操作の順序付
けを行う。信号Ｙ（ｔ）の２進サンプルは、ｎ＝ｎ1．
ｎ2のとき、ｖ＝１、２、．．．、ｎ−Ｘ−Ｙに関し
て、ここではｃvと表示される。
【００５５】コーダ及びデコーダのプログラミングによ
って、積符号に対する短縮技法及び／またはパンクチャ
リング技法の適用が可能になる。
って、積符号に対する短縮技法及び／またはパンクチャ
リング技法の適用が可能になる。
【００５６】短縮の場合、プログラミングは、積符号が
適用される行列｛ａ｝のビット数ｋと符号化すべきブロ
ック当たりのビットａuの数ｋ−Ｘとの差を表した数Ｘ
をコーダ及びデコーダに供給することである。コーダ
は、この数Ｘから、各ブロックの処理時には行列｛ｃ｝
の対応する位置に配置され、伝送されるビットｃvから
は排除されることになる、決定された値のビット（例え
ば、０）に関して、行列｛ａ｝内におけるＸの位置を決
定する。コーダは、また、各ブロックのビットａuが、
行列｛ａ｝の他の位置に記憶されることになる順序も決
定する。
適用される行列｛ａ｝のビット数ｋと符号化すべきブロ
ック当たりのビットａuの数ｋ−Ｘとの差を表した数Ｘ
をコーダ及びデコーダに供給することである。コーダ
は、この数Ｘから、各ブロックの処理時には行列｛ｃ｝
の対応する位置に配置され、伝送されるビットｃvから
は排除されることになる、決定された値のビット（例え
ば、０）に関して、行列｛ａ｝内におけるＸの位置を決
定する。コーダは、また、各ブロックのビットａuが、
行列｛ａ｝の他の位置に記憶されることになる順序も決
定する。
【００５７】これらの位置を決定するため、コーダ及び
デコーダのプロセッサ６９、６６は、例えば、図８にそ
のフローチャートが示されている手順のような、既定の
手順を適用する。この例の場合、ｋ1行及びｋ2列からな
る行列｛ｈ｝は、ｈi,jによって既知ビットの位置ｉ、
ｊを指定する。当初、指標ｉ，ｊ及びｎｘである、行列
｛ｈ｝の全ての成分は０である（ステップ８０）。指標
ｎｘは、ステップ８１においてＸと比較され、ｎｘ＜Ｘ
の場合、指標ｉ及びｊは、ステップ８２において、それ
ぞれ、ｋ1及びｋ2を法として、１ずつインクリメントさ
れる（本書で用いられる表記法の場合、インクリメント
が、図８のブロック８２に示す公式に従って実施される
ように、指標ｉ及びｊは、それぞれ、１とｋ1の間、及
び、１とｋ2の間に含まれる）。ステップ８２の後、ｈ
i,j≠０の場合（テスト８３）、テスト８３の反復前
に、列指標ｊは、ステップ８４においてｋ2を法として
１だけインクリメントされる。テスト８３によって、ｈ
i,j＝０であることが分かると、ステップ８５におい
て、この成分ｈi,jに値１が割り当てられ、比較８１ス
テップに戻る前に、指標ｎｘが１だけインクリメントさ
れる。比較ステップ８１によってｎｘ＝Ｘであることが
分かると、全ての位置が割り当てられる。
デコーダのプロセッサ６９、６６は、例えば、図８にそ
のフローチャートが示されている手順のような、既定の
手順を適用する。この例の場合、ｋ1行及びｋ2列からな
る行列｛ｈ｝は、ｈi,jによって既知ビットの位置ｉ、
ｊを指定する。当初、指標ｉ，ｊ及びｎｘである、行列
｛ｈ｝の全ての成分は０である（ステップ８０）。指標
ｎｘは、ステップ８１においてＸと比較され、ｎｘ＜Ｘ
の場合、指標ｉ及びｊは、ステップ８２において、それ
ぞれ、ｋ1及びｋ2を法として、１ずつインクリメントさ
れる（本書で用いられる表記法の場合、インクリメント
が、図８のブロック８２に示す公式に従って実施される
ように、指標ｉ及びｊは、それぞれ、１とｋ1の間、及
び、１とｋ2の間に含まれる）。ステップ８２の後、ｈ
i,j≠０の場合（テスト８３）、テスト８３の反復前
に、列指標ｊは、ステップ８４においてｋ2を法として
１だけインクリメントされる。テスト８３によって、ｈ
i,j＝０であることが分かると、ステップ８５におい
て、この成分ｈi,jに値１が割り当てられ、比較８１ス
テップに戻る前に、指標ｎｘが１だけインクリメントさ
れる。比較ステップ８１によってｎｘ＝Ｘであることが
分かると、全ての位置が割り当てられる。
【００５８】上記手順によって、行列｛ａ｝の行及び列
における既知ビットの位置の均一な分散が可能になる。
Ｘがｋ1及びｋ2の倍数である場合、均一性は完全であ
る。即ち、全ての行が、全ての列と同じ数のｈi,j＝１
の位置を備えることになる。そうでない場合、均一性か
らの偏差が最小限に抑えられる。図９には、ｋ1＝ｋ2＝
１０で、Ｘ＝３０の（空のボックスはｈi,j＝０に対応
する）特定の場合における行列｛ｈ｝の１つの形式が示
されている。
における既知ビットの位置の均一な分散が可能になる。
Ｘがｋ1及びｋ2の倍数である場合、均一性は完全であ
る。即ち、全ての行が、全ての列と同じ数のｈi,j＝１
の位置を備えることになる。そうでない場合、均一性か
らの偏差が最小限に抑えられる。図９には、ｋ1＝ｋ2＝
１０で、Ｘ＝３０の（空のボックスはｈi,j＝０に対応
する）特定の場合における行列｛ｈ｝の１つの形式が示
されている。
【００５９】ｈi,j＝１の場合におけるＸの位置の決定
後、プロセッサ６９、６６は、それぞれ、符号化すべき
各ブロックの連続したビットａuが記憶されることにな
る、行列｛ａ｝の位置に関する行指標及び列指標をそれ
ぞれ与える、２つのテーブルｘ（ｕ）、ｙ（ｕ）（１≦
ｕ≦ｋ−Ｘ）を計算する。これらのテーブルは、ステッ
プ８６において、特定の順序で、例えば、１行ずつ（ｉ
＝１、２．．．、ｋ1）、そして、各行毎に、列指標の
昇順に（ｊ＝１、２、．．．、ｋ2）、ｈi,j≠１といっ
た行列｛ａ｝の位置ｉ、ｊを割り当てることによって得
られる。
後、プロセッサ６９、６６は、それぞれ、符号化すべき
各ブロックの連続したビットａuが記憶されることにな
る、行列｛ａ｝の位置に関する行指標及び列指標をそれ
ぞれ与える、２つのテーブルｘ（ｕ）、ｙ（ｕ）（１≦
ｕ≦ｋ−Ｘ）を計算する。これらのテーブルは、ステッ
プ８６において、特定の順序で、例えば、１行ずつ（ｉ
＝１、２．．．、ｋ1）、そして、各行毎に、列指標の
昇順に（ｊ＝１、２、．．．、ｋ2）、ｈi,j≠１といっ
た行列｛ａ｝の位置ｉ、ｊを割り当てることによって得
られる。
【００６０】図８の手順は、コーダ及びデコーダのプロ
グラミング時に１回実施されるので、テーブルｘ（ｕ）
及びｙ（ｕ）と行列｛ｈ｝は、メモリに保持されてい
る。ビットａuの各ブロック毎に、コーダ１２のプロセ
ッサ６９は、ステップ２１において下記に従って行列
｛ａ｝を作成する。 ａi,j＝０ （ｈi,j＝１の場合） ａx(u),y(u)＝ａu （１≦ｕ≦ｋ−Ｘ）
グラミング時に１回実施されるので、テーブルｘ（ｕ）
及びｙ（ｕ）と行列｛ｈ｝は、メモリに保持されてい
る。ビットａuの各ブロック毎に、コーダ１２のプロセ
ッサ６９は、ステップ２１において下記に従って行列
｛ａ｝を作成する。 ａi,j＝０ （ｈi,j＝１の場合） ａx(u),y(u)＝ａu （１≦ｕ≦ｋ−Ｘ）
【００６１】その出力信号がブロックに相当する場合、
コーダ１２には、ｈi,j＝１のようなビットｃi,jは含ま
れない（ステップ２４）。ステップ３０における行列
｛Ｒ｝の作成において、デコーダ１７のプロセッサ６６
は、これらの位置に、その符号がビットａi,jの既知の
値に相当し（例えば、ａi,j＝０の場合の−１）、その
絶対値Ｍが最高の信頼性（一般に、デコーダの定量化値
の最大値）を表すサンプルＲi,jを配置する。
コーダ１２には、ｈi,j＝１のようなビットｃi,jは含ま
れない（ステップ２４）。ステップ３０における行列
｛Ｒ｝の作成において、デコーダ１７のプロセッサ６６
は、これらの位置に、その符号がビットａi,jの既知の
値に相当し（例えば、ａi,j＝０の場合の−１）、その
絶対値Ｍが最高の信頼性（一般に、デコーダの定量化値
の最大値）を表すサンプルＲi,jを配置する。
【００６２】ブロック復号化の最後に（ステップ４
５）、プロセッサ６６は、◎
５）、プロセッサ６６は、◎
【数２４】 に従って、ビットａuの推定値◎
【数２５】 を抽出する。
【００６３】パンクチャリングに関して、プログラミン
グは、積符号（符号の短縮が実施されない場合、Ｘ＝
０）を適用することによって生じる行列｛ｃ｝の未知の
ビット数ｎ−Ｘと各情報ブロック毎にコーダによって送
り出されるビット数ｎ−Ｘ−Ｙの差を表した数Ｙをコー
ダ及びデコーダに供給することである。コーダは、この
数Ｙ化ら、伝送されるビットｃvから排除されることに
なるビットに関して、行列｛ｃ｝におけるＹの位置を決
定する。
グは、積符号（符号の短縮が実施されない場合、Ｘ＝
０）を適用することによって生じる行列｛ｃ｝の未知の
ビット数ｎ−Ｘと各情報ブロック毎にコーダによって送
り出されるビット数ｎ−Ｘ−Ｙの差を表した数Ｙをコー
ダ及びデコーダに供給することである。コーダは、この
数Ｙ化ら、伝送されるビットｃvから排除されることに
なるビットに関して、行列｛ｃ｝におけるＹの位置を決
定する。
【００６４】これらの位置を決定するため、コーダ及び
デコーダのプロセッサ６９、６６は、図８における手順
と同様の、そのフローチャートが図１０に示されている
手順のような、既定の手順を適用する。この例の場合、
行列｛ｈ｝の次元は、ｎ1行及びｎ2列に拡張され、パン
クチャリングを施されるビットのＹの位置ｉ、ｊは、ｈ
i ,j＝２によって指定される。当初、Ｘ≠０で、指標
ｉ、ｊ、及び、ｎｙの場合に、図８の手順によって１に
設定される成分を除き、行列｛ｈ｝の全ての成分は０で
ある（ステップ１００）。指標ｎｙは、ステップ１０１
においてＹと比較され、ｎｙ＜Ｙの場合、指標ｉ及びｊ
は、ステップ１０２において、それぞれ、ｎ1及びｎ2を
法として１ずつインクリメントされる（本書で用いられ
る表記法の場合、指標ｉ及びｊは、それぞれ、インクリ
メントが図１０のブロック１０２に示す公式に従って実
施されるように、１とｎ1の間、及び、１とｎ2の間で構
成される）。ステップ１０２の後、ｈi,j≠０の場合
（テスト１０３）、テスト１０３の反復前に、列指標ｊ
は、ステップ１０４においてｎ2を法として１だけイン
クリメントされる。テスト１０３によって、ｈi,j＝０
であることが分かると、ステップ１０５において、この
成分ｈi,jに値２が割り当てられ、比較１０１ステップ
に戻る前に、指標ｎｘが１だけインクリメントされる。
比較ステップ１０１によってｎｙ＝Ｙであることが分か
ると、全ての位置が割り当てられる。
デコーダのプロセッサ６９、６６は、図８における手順
と同様の、そのフローチャートが図１０に示されている
手順のような、既定の手順を適用する。この例の場合、
行列｛ｈ｝の次元は、ｎ1行及びｎ2列に拡張され、パン
クチャリングを施されるビットのＹの位置ｉ、ｊは、ｈ
i ,j＝２によって指定される。当初、Ｘ≠０で、指標
ｉ、ｊ、及び、ｎｙの場合に、図８の手順によって１に
設定される成分を除き、行列｛ｈ｝の全ての成分は０で
ある（ステップ１００）。指標ｎｙは、ステップ１０１
においてＹと比較され、ｎｙ＜Ｙの場合、指標ｉ及びｊ
は、ステップ１０２において、それぞれ、ｎ1及びｎ2を
法として１ずつインクリメントされる（本書で用いられ
る表記法の場合、指標ｉ及びｊは、それぞれ、インクリ
メントが図１０のブロック１０２に示す公式に従って実
施されるように、１とｎ1の間、及び、１とｎ2の間で構
成される）。ステップ１０２の後、ｈi,j≠０の場合
（テスト１０３）、テスト１０３の反復前に、列指標ｊ
は、ステップ１０４においてｎ2を法として１だけイン
クリメントされる。テスト１０３によって、ｈi,j＝０
であることが分かると、ステップ１０５において、この
成分ｈi,jに値２が割り当てられ、比較１０１ステップ
に戻る前に、指標ｎｘが１だけインクリメントされる。
比較ステップ１０１によってｎｙ＝Ｙであることが分か
ると、全ての位置が割り当てられる。
【００６５】上記手順によって、行列｛ｃ｝の行及び列
におけるパンクチャリングを施されたビットのＹの位置
の均一な分散が可能になる。短縮がなければ、Ｙがｎ1
及びｎ2の倍数である場合、均一性は完全である。そう
でないならば、均一性からの偏差が最小限に抑えられ
る。図１１には、ｎ1＝ｎ2＝１２で、Ｙ＝２４（空のボ
ックスはｈi,j＝０に対応する）の場合における行列
｛ｈ｝の１つの形式が示されている。
におけるパンクチャリングを施されたビットのＹの位置
の均一な分散が可能になる。短縮がなければ、Ｙがｎ1
及びｎ2の倍数である場合、均一性は完全である。そう
でないならば、均一性からの偏差が最小限に抑えられ
る。図１１には、ｎ1＝ｎ2＝１２で、Ｙ＝２４（空のボ
ックスはｈi,j＝０に対応する）の場合における行列
｛ｈ｝の１つの形式が示されている。
【００６６】短縮がパンクチャリングに関連して用いら
れると（Ｘ≠０、Ｙ≠０）、行列｛ｃ｝の行及び列にお
けるＹの位置の均一性は、Ｙがｎ1の倍数であれば、正
方行列（ｋ1＝ｋ2及びｎ1＝ｎ2）の場合に完全である。
そうでないらば、均一性の偏差は、極めてわずかなまま
である。図１２には、ｋ1＝ｋ2＝１０、ｎ1＝ｎ2＝１
２、Ｘ＝３０、及び、Ｙ＝２４の場合における行列
｛ｈ｝の１つの形式が示されている。図１２の空のボッ
クスに配置されるｎ−Ｘ−Ｙ−９０のビットｃi,jだけ
が、コーダによって送り出される。
れると（Ｘ≠０、Ｙ≠０）、行列｛ｃ｝の行及び列にお
けるＹの位置の均一性は、Ｙがｎ1の倍数であれば、正
方行列（ｋ1＝ｋ2及びｎ1＝ｎ2）の場合に完全である。
そうでないらば、均一性の偏差は、極めてわずかなまま
である。図１２には、ｋ1＝ｋ2＝１０、ｎ1＝ｎ2＝１
２、Ｘ＝３０、及び、Ｙ＝２４の場合における行列
｛ｈ｝の１つの形式が示されている。図１２の空のボッ
クスに配置されるｎ−Ｘ−Ｙ−９０のビットｃi,jだけ
が、コーダによって送り出される。
【００６７】ｎ−Ｘ−Ｙのビットｃvの伝送は、例え
ば、行毎に特定の順序で実施され、従って、ステップ２
４は、コーダに関して、下記を実施することになる。 ｃv＝ｃx´(v),y´(v) １≦ｖ≦ｎ−Ｘ−Ｙの場合 行及び列指標ｘ´（ｖ），ｙ´（ｖ）は、ステップ１０
６におけるコーダ及びデコーダのプログラミングの際に
決定され、記憶される（図１０）。相応じて、デコーダ
１７のプロセッサ６６は、ステップ３０において、行列
｛Ｒ｝の適合する位置に受信信号ブロックのｎ−Ｘ−Ｙ
のサンプルＲvを配置する。 Ｒx´(v),y´(v)＝Ｒv １≦ｖ≦ｎ−Ｘ−Ｙの場合 他の位置には、プロセッサ６６は、 Ｒi,j＝−Ｍ （前述のようにｈi,j＝１であれば） Ｒi,j＝±ε （ｈi,j＝２であれば） を配置する。
ば、行毎に特定の順序で実施され、従って、ステップ２
４は、コーダに関して、下記を実施することになる。 ｃv＝ｃx´(v),y´(v) １≦ｖ≦ｎ−Ｘ−Ｙの場合 行及び列指標ｘ´（ｖ），ｙ´（ｖ）は、ステップ１０
６におけるコーダ及びデコーダのプログラミングの際に
決定され、記憶される（図１０）。相応じて、デコーダ
１７のプロセッサ６６は、ステップ３０において、行列
｛Ｒ｝の適合する位置に受信信号ブロックのｎ−Ｘ−Ｙ
のサンプルＲvを配置する。 Ｒx´(v),y´(v)＝Ｒv １≦ｖ≦ｎ−Ｘ−Ｙの場合 他の位置には、プロセッサ６６は、 Ｒi,j＝−Ｍ （前述のようにｈi,j＝１であれば） Ｒi,j＝±ε （ｈi,j＝２であれば） を配置する。
【００６８】数εは、Ｙの推定値における最高の信頼度
（一般に、デコーダの定量化値の最低値）を表してい
る。
（一般に、デコーダの定量化値の最低値）を表してい
る。
【００６９】反復復号化中、ｈi,j＝１のようなビット
の推定値Ｄi,jは、極めて低いままである。パンクチャ
リングを施されたビット（ｈi,j＝２）に関連した推定
値から分かるように、その信頼性は、基本復号化の進行
につれて増すことになる。
の推定値Ｄi,jは、極めて低いままである。パンクチャ
リングを施されたビット（ｈi,j＝２）に関連した推定
値から分かるように、その信頼性は、基本復号化の進行
につれて増すことになる。
【００７０】２つの同じ基本符号ＢＣＨ（３２，２６，
４）の積、及び、直角移相打鍵（ＱＰＳＫ）による変調
の場合に、本発明による積符号に適用される短縮及びパ
ンクチャリング技法の性能が、それぞれ、図１３及び１
４に示されている。積符号のパラメータは、従って、 ・ｋ＝６７６ ・ｎ＝１０２４ ・ｄ＝１６ ・初期効率 ０．６６０ である。
４）の積、及び、直角移相打鍵（ＱＰＳＫ）による変調
の場合に、本発明による積符号に適用される短縮及びパ
ンクチャリング技法の性能が、それぞれ、図１３及び１
４に示されている。積符号のパラメータは、従って、 ・ｋ＝６７６ ・ｎ＝１０２４ ・ｄ＝１６ ・初期効率 ０．６６０ である。
【００７１】図１３及び１４において、曲線Ｉは、チャ
ネル符号化が行われない場合のＳ／Ｎ比Ｅｂ／Ｎ０の関
数としての２進エラー・レート（ＢＥＲ）の進展を示
し、積符号に関する曲線ＩＶは、短縮またはパンクチャ
リング（Ｘ＝Ｙ＝０）が行われず、反復復号化がｍ＝４
サイクルで行われる場合に適用される。
ネル符号化が行われない場合のＳ／Ｎ比Ｅｂ／Ｎ０の関
数としての２進エラー・レート（ＢＥＲ）の進展を示
し、積符号に関する曲線ＩＶは、短縮またはパンクチャ
リング（Ｘ＝Ｙ＝０）が行われず、反復復号化がｍ＝４
サイクルで行われる場合に適用される。
【００７２】図１３は、Ｘ＝３１２、Ｙ＝０の場合に相
当する、即ち、符号化すべき各ブロックが、ｋ−Ｘ＝３
６４情報ビットから構成され、符号化効率が（ｋ−Ｘ）
／（ｎ−Ｘ）＝０．５１１であり、従って、理論上のシ
ャノン限界は、０．０４ｄＢである。曲線Ｖ．１〜Ｖ．
４は、それぞれ、ｍ＝１、ｍ＝２、ｍ＝３、及び、ｍ＝
４の復号化サイクル後に得られた性能を示している。４
サイクル後の曲線の勾配は、ブロック毎にｋ情報ビット
が伝送される場合（曲線ＩＶ）に対してほぼ変化のない
ことが分かる。４サイクル後にＢＥＲ＝１０-5を得るの
に必要なＳ／Ｎ比は、２．９１ｄＢに等しく、これは、
シャノン限界を約２．０ｄＢ超える値に相当する。この
解決法によって、理論上のシャノン限界に対してコーデ
ックの性能をあまり劣化させることなく、ｋ1以下の任
意のサイズのデータ・ブロックを伝送可能なＢＴＣ回路
が利用可能になる。
当する、即ち、符号化すべき各ブロックが、ｋ−Ｘ＝３
６４情報ビットから構成され、符号化効率が（ｋ−Ｘ）
／（ｎ−Ｘ）＝０．５１１であり、従って、理論上のシ
ャノン限界は、０．０４ｄＢである。曲線Ｖ．１〜Ｖ．
４は、それぞれ、ｍ＝１、ｍ＝２、ｍ＝３、及び、ｍ＝
４の復号化サイクル後に得られた性能を示している。４
サイクル後の曲線の勾配は、ブロック毎にｋ情報ビット
が伝送される場合（曲線ＩＶ）に対してほぼ変化のない
ことが分かる。４サイクル後にＢＥＲ＝１０-5を得るの
に必要なＳ／Ｎ比は、２．９１ｄＢに等しく、これは、
シャノン限界を約２．０ｄＢ超える値に相当する。この
解決法によって、理論上のシャノン限界に対してコーデ
ックの性能をあまり劣化させることなく、ｋ1以下の任
意のサイズのデータ・ブロックを伝送可能なＢＴＣ回路
が利用可能になる。
【００７３】図１４は、同じＢＴＣ回路が、Ｘ＝０、Ｙ
＝１０４になるようにプログラムされた場合に相当す
る、即ち、各符号化ブロックが、３４８ビットではな
く、ｎ−ｋ−Ｙ冗長ビットから構成され、符号化効率が
ｋ／（ｎ−Ｙ）＝０．７３５であり、従って、理論上の
シャノン限界は、０．８１ｄＢである。曲線Ｖ．１〜
Ｖ．４は、それぞれ、パンクチャリングを施されたビッ
トが、組織積符号によって加えられた冗長ビットから選
択される場合の、ｍ＝１、ｍ＝２、ｍ＝３、及び、ｍ＝
４の復号化サイクル後に得られた性能を示している。４
サイクル後の曲線の勾配は、行列のｎビットが伝送され
る場合（曲線ＩＶ）に対してほぼ変化のないことが分か
る。４サイクル後にＢＥＲ＝１０-5を得るのに必要なＳ
／Ｎ比は、３．７１ｄＢに等しく、これは、シャノン限
界を約２．９ｄＢ超える値に相当する。この解決法によ
って、理論上のシャノン限界に対してコーデックの性能
をあまり劣化させることなく、ｎ−ｋ以下の任意の数の
冗長ビットを用いることが可能なＢＴＣ回路が利用可能
になる。
＝１０４になるようにプログラムされた場合に相当す
る、即ち、各符号化ブロックが、３４８ビットではな
く、ｎ−ｋ−Ｙ冗長ビットから構成され、符号化効率が
ｋ／（ｎ−Ｙ）＝０．７３５であり、従って、理論上の
シャノン限界は、０．８１ｄＢである。曲線Ｖ．１〜
Ｖ．４は、それぞれ、パンクチャリングを施されたビッ
トが、組織積符号によって加えられた冗長ビットから選
択される場合の、ｍ＝１、ｍ＝２、ｍ＝３、及び、ｍ＝
４の復号化サイクル後に得られた性能を示している。４
サイクル後の曲線の勾配は、行列のｎビットが伝送され
る場合（曲線ＩＶ）に対してほぼ変化のないことが分か
る。４サイクル後にＢＥＲ＝１０-5を得るのに必要なＳ
／Ｎ比は、３．７１ｄＢに等しく、これは、シャノン限
界を約２．９ｄＢ超える値に相当する。この解決法によ
って、理論上のシャノン限界に対してコーデックの性能
をあまり劣化させることなく、ｎ−ｋ以下の任意の数の
冗長ビットを用いることが可能なＢＴＣ回路が利用可能
になる。
【図１】 本発明によるプロセスの実施に利用可能なデ
ジタル伝送連鎖のブロック図である。
ジタル伝送連鎖のブロック図である。
【図２】 積符号の適用を示すフローチャートである。
【図３】 本発明に従って利用可能な反復復号化段階の
概要フローチャートである。
概要フローチャートである。
【図４】 行または列に関する基本復号化ステップの詳
細を示すフローチャートである。
細を示すフローチャートである。
【図５】 図３及び４による反復復号化の性能を示すグ
ラフである。
ラフである。
【図６】 本発明によるチャネル復号化回路及びチャネ
ル符号化回路のそれぞれのブロック図である。
ル符号化回路のそれぞれのブロック図である。
【図７】 本発明によるチャネル復号化回路及びチャネ
ル符号化回路のそれぞれのブロック図である。
ル符号化回路のそれぞれのブロック図である。
【図８】 積符号の短縮に用いることが可能な割り当て
手順のフローチャートである。
手順のフローチャートである。
【図９】 図８の手順の結果を示すダイヤグラムであ
る。
る。
【図１０】 積符号のパンクチャリングに用いることが
可能な割り当て手順のフローチャートである。
可能な割り当て手順のフローチャートである。
【図１１】 １０８の手順の結果を示すダイヤグラムで
ある。
ある。
【図１２】 １０８の手順の結果を示すダイヤグラムで
ある。
ある。
【図１３】 短縮された積符号及びパンクチャリングを
施された積符号に適用される反復復号化の性能を示すグ
ラフである。
施された積符号に適用される反復復号化の性能を示すグ
ラフである。
【図１４】 短縮された積符号及びパンクチャリングを
施された積符号に適用される反復復号化の性能を示すグ
ラフである。
施された積符号に適用される反復復号化の性能を示すグ
ラフである。
１０……送信器 １１……情報源コーダ １２……チャネル・コーダ １３……変調器 １５……受信器 １６……復調器 １７……チャネル・デコーダ １８……情報源デコーダ ６５……基本デコーダ ６６，６９……プロセッサ ６７，７０……メモリ ６８……基本コーダ
Claims (13)
- 【請求項１】 送信器（１０）が、 送信されるべき情報ビット（ａu）から第１の２進行列
（｛ａ｝）を形成するステップと、 基本組織ブロック符号（ｃ1、ｃ2）の積に対応する組織
ブロック符号を適用することによって、第１の２進行列
を第２の２進行列（｛ｃ｝）に変換するステップと、 第２の２進行列から抽出されたビット（ｃv）をチャネ
ルに向けて送信するステップとを実施し、 受信器（１５）が、 前記チャネルによって受信された信号（Ｒ（ｔ））か
ら、第２の２進行列と同じサイズであり、かつ、デジタ
ル・サンプルから構成される入力行列（｛Ｒ｝）を形成
するステップと、 ｍ個の復号化サイクルを具備する入力行列の反復復号化
を行うステップとを実施し、 前記デジタルサンプルの符号がそれぞれ第２の２進行列
におけるビットの初期評価を示し、前記デジタルサンプ
ルの絶対値がそれぞれ前記初期評価に関連した信頼性の
程度を示し、各復号化サイクルは、積符号で用いられる
各基本ブロック符号に関する符号ワード探索ステップ
（３２、３３）から逐次構成され、 各符号ワード探索ステップ（３２、３３）毎に、２進数
を成分とするデータ行列（｛Ｒ´｝）と決定行列
（｛Ｄ｝）とが受信され、前記データ行列と決定行列と
は、入力行列（｛Ｒ｝）とその２進成分が入力行列のサ
ンプルの符号に対応する行列とによって、反復復号化の
ための最初の探索ステップの前に構成され、後続する探
索ステップのために、その２進成分が第２の２進行列の
ビットの新たなそれぞれの評価を表す新たな決定行列
（｛Ｄ｝）が生成され、そのサンプルの絶対値が、それ
ぞれ、前記新たな評価に関連した信頼性の程度を示す新
たなデータ行列（｛Ｒ´｝）が生成され、 復号化情報ビット◎ 【数１】 が、最後の符号ワード探索ステップ中に生成された決定
行列から抽出され、 各符号ワード探索ステップ（３２、３３）が、受信され
たデータ行列を基本符号の符号ワードにそれぞれ対応す
るデータ・ベクトル（［Ｒ´］）に分割するステップ
と、この分割に対応して、受信された決定行列を決定ベ
クトル（［Ｄ］）に分割するステップと、少なくとも所
定のデータ・ベクトル／決定ベクトル対に個々に処理を
施すソフト決定（３７、４２）による基本復号化ステッ
プとを含む情報ビットの伝送プロセスにおいて、 それぞれ、第２の２進行列（｛ｃ｝）にＹの指定された
位置を備える、Ｙビットからなる集合が、チャネルに向
かって送信されないことと、受信器（１５）が、第２の
２進行列の前記Ｙの指定位置に対応する入力行列
（｛Ｒ｝）の位置に、その絶対値が最低の信頼性を表す
サンプルを配置することを特徴とする伝送プロセス。 - 【請求項２】 前記Ｙの指定位置が、第２の２進行列
（｛ｃ｝）の各次元に従ってほぼ均一に分散されること
を特徴とする請求項１記載の伝送プロセス。 - 【請求項３】 第１の２進行列（｛ａ｝）が、情報ビッ
ト（ａu）以外に、第１の２進行列の各次元に従ってほ
ぼ均一に分散され、組織符号化の後、前記Ｙの指定位置
とは別個の、前記第２の２進行列（｛ｃ｝）のＸの指定
位置に配置され、チャネルに向かって送信されない、事
前に受信器に分かっている値を備えたＸビットからなる
集合から構成されることと、受信器（１５）が、第２の
２進行列の前記Ｘの指定位置に対応する入力行列
（｛Ｒ｝）の位置に、その符号がそれぞれ、前記集合の
ビットの事前に分かっている値に対応し、その絶対値が
最高の信頼性を表すサンプルを配置することを特徴とす
る請求項１または請求項２のいずれかに記載の伝送プロ
セス。 - 【請求項４】 データ・ベクトル／決定ベクトル対の処
理を行うソフト決定基本復号化（３７、４２）が、 データ・ベクトル成分（［Ｒ´］）の信頼性が最も低い
ｐ個の指標（ｒ１，．．．ｒｐ）を決定するステップ
と、 前記ｐ個の指標と決定ベクトル（［Ｄ］）とから復号化
すべきｑ個の２進ワード（［Ｕs］）を構成するステッ
プと、 決定ベクトルと復号化すべきｑ個の２進ワードとの代数
的復号化に基づいて、ｑ´個の符号ワード（［Ｃs］）
を得るステップと、 得られたｑ´個の符号ワードから、データ・ベクトル
（［Ｒ´］）に関するユークリッド距離が最も短い符号
ワード（［Ｃd］）を選択するステップと、 選択された符号ワード（［Ｃd］）の成分とは異なるｊ
番目の成分を備えたオプションのコンカレント・ワード
（［Ｃc］）を決定することによって、かつ、コンカレ
ント・ワードが決定されると、ＭdとＭcとが、それぞ
れ、選択された符号ワード（［Ｃd］）とコンカレント
・ワード（［Ｃc］）との、データ・ベクトル（［Ｒ
´］）に関連したユークリッド距離を表し、Ｃj dとＲ´
jとが、それぞれ、選択された符号ワードとデータ・ベ
クトルとのｊ番目の成分を表す公式、即ち、◎ 【数２】 を適用することによって、その各成分Ｗjが、それぞ
れ、計算される訂正ベクトル（［Ｗ］）を計算するステ
ップと、 前記選択された符号ワード（［Ｃd］）に等しいとみな
される新たな決定ベクトル（［Ｄ］）を得るステップ
と、 訂正ベクトル（［Ｗ］）に第１の信頼係数（αi）を乗
算した値を、入力行列（｛Ｒ｝）から抽出された対応す
る入力ベクトル（［Ｒ］）に加算することによって、新
たなデータ・ベクトル（［Ｒ´］）を計算するステップ
とを具備することを特徴とする請求項１ないし請求項３
のいずれかに記載の伝送プロセス。 - 【請求項５】 訂正ベクトルの計算ステップにおいて、
選択された符号ワード（［Ｃd］）のｊ番目の成分に関
するオプションのコンカレント・ワード（［Ｃc］）の
決定に、選択された符号ワード（［Ｃd］）のｊ番目の
成分と、選択された符号ワードを除く、得られたｑ´の
符号ワードの中から、データ・ベクトル（［Ｒ´］）に
関して最短のユークリッド距離を有する候補符号ワード
のｊ番目の成分との比較が含まれることと、前記候補符
号ワードのｊ番目の成分が、選択された符号ワードのｊ
番目の成分と異なる場合には、前記候補符号ワードがコ
ンカレント・ワードとみなされ、異ならない場合には、
コンカレント・ワードが決まらないことを特徴とする請
求項４記載の伝送プロセス。 - 【請求項６】 訂正ベクトル（［Ｗ］）の各成分Ｗjの
計算が、該成分に関連したコンカレント・ワードが決定
されない場合、βiが第２の信頼係数を表している公
式、即ち、◎ 【数３】 に従って実施されることを特徴とする請求項４または５
に記載の伝送プロセス。 - 【請求項７】 訂正ベクトル（［Ｗ］）の各成分Ｗjの
計算が、該成分に関連したコンカレント・ワードが決定
されない場合、βiが第２の信頼係数を表している公
式、即ち、◎ 【数４】 に従って実施されることを特徴とする請求項４または請
求項５のいずれかに記載の伝送プロセス。 - 【請求項８】 伝送すべき情報ビット（ａu）から第１
の２進行列（｛ａ｝）を形成する手段（６９）と、 基本組織ブロック符号（Ｃ1、Ｃ2）の積に相当する組織
ブロック符号を適用して、第１の２進行列を第２の２進
行列（｛Ｃ｝）に変換するように命令されている基本符
号化手段（６８）と、 第２の２進行列から抽出されたビット（ｃv）をチャネ
ルに向けて送信する手段とから構成され、 さらに、チャネルに向かって送信される第２の２進行列
のビット数をプログラムするために供給される数Ｙか
ら、第２の２進行列（｛Ｃ｝）におけるＹの位置を決定
するために、プログラミング手段（６９）が含まれてい
ることと、前記Ｙの位置に配置される第２の２進行列の
ビットが、チャネルに向かって送信されないこととを特
徴とする冗長コーダ（１２）。 - 【請求項９】 プログラミング手段（６９）が、第２の
２進行列（｛Ｃ｝）に従って、前記Ｙの位置をほぼ均一
に分散することを特徴とする請求項８記載の冗長コー
ダ。 - 【請求項１０】 プログラミング手段（６９）が、各第
１の２進行列に含まれる情報ビット数をプログラムする
ために供給される数Ｘから、第１の２進行列の各次元に
従って均等に分散されるＸの位置を決定するように設計
されていることと、第１の２進行列を形成する手段が、
前記Ｘの位置に既知の値のビットを配置するように設計
されていることと、前記既知の値のビットが、第２の２
進行列の指定の位置における組織符号化の後で配置さ
れ、チャネルに向かって送信されないことを特徴とする
請求項８または請求項９のいずれかに記載の冗長コー
ダ。 - 【請求項１１】 伝送チャネルによって受信された信号
（Ｒ（ｔ））から、デジタル・サンプルから構成される
入力行列（｛Ｒ｝）を形成する手段（６６）と、 逐次復号化サイクルに従って入力行列を復号化するよう
に命令されている反復復号化手段（６５）とから構成さ
れ、 前記デジタルサンプルの符号が、基本組織ブロック符号
（Ｃ1、Ｃ2）の積に対応する組織ブロック符号を適用す
る冗長コーダ（１２）によって形成される２進行列のビ
ットのそれぞれの初期評価を示し、前記デジタルサンプ
ルの絶対値が、それぞれ、前記初期評価に関連した信頼
性の程度を示し、各復号化サイクルが、積符号で用いら
れる各基本ブロック符号に関する符号ワード探索ステッ
プ（３２、３３）から逐次構成され、 各符号ワード探索ステップ（３２、３３）毎に、復号化
手段（６５）が、２進数を成分とするデータ行列（｛Ｒ
´｝）と決定行列（｛Ｄ｝）とを受信し、前記データ行
列と決定行列とは、入力行列（｛Ｒ｝）とその２進成分
が入力行列（｛Ｒ｝）のサンプルの符号に対応する行列
とによって、反復復号化のための最初の探索ステップの
前に構成され、後続の探索ステップのために、新たな決
定行列（｛Ｄ｝）が生成され、その決定行列の２進成分
が第２の２進行列のビットの新たなそれぞれの評価を示
し、そのサンプルの絶対値が、それぞれ、前記新たな評
価に関連した信頼性の程度を示す新たなデータ行列
（｛Ｒ´｝）が生成され、復号化情報ビット◎ 【数５】 が、最後の符号ワード探索ステップ中に生成された決定
行列から抽出され、 各符号ワード探索ステップ（３２、３３）が、受信され
たデータ行列を基本符号の符号ワードにそれぞれ対応す
るデータ・ベクトル（［Ｒ´］）に分割するステップ
と、この分割に対応して、受信された決定行列を決定ベ
クトル（［Ｄ］）に分割するステップと、少なくとも所
定のデータ・ベクトル／決定ベクトル対に個々に処理を
施すソフト決定（３７、４２）による基本復号化ステッ
プとを含むエラー訂正デコーダ（１７）であって、 さらに、受信した信号から得られる入力行列のサンプル
数をプログラムするために供給される数Ｙから、入力行
列におけるＹの位置を決定するためのプログラミング手
段（６６）と、前記Ｙの位置にその絶対値が最低の信頼
性を表すデジタル・サンプルを配置するように設計され
た、入力行列を形成するための手段が含まれることを特
徴とするエラー訂正デコーダ。 - 【請求項１２】 プログラミング手段（６６）が、入力
行列（｛Ｒ｝）の各次元に従って前記Ｙの位置をほぼ均
一に分散することを特徴とする請求項１１記載のエラー
訂正デコーダ。 - 【請求項１３】 プログラミング手段（６６）が、決定
行列から抽出される復号化情報ビット数をプログラムす
るために供給される数Ｘから、前記２進行列の非冗長部
分行列（｛ａ｝）の各次元に従って均一に分散されるＸ
の位置を決定するように設計されていることと、入力行
列（｛Ｒ｝）を形成するための手段が、前記Ｘの位置に
対応する位置に、決定された符号を備え、その絶対値が
最高の信頼性を表すデジタル・サンプルを配置するよう
に設計されていることを特徴とする請求項１１または請
求項１２のいずれかに記載のエラー訂正デコーダ。
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| EP (1) | EP0827284B1 (ja) |
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| FR (1) | FR2753025B1 (ja) |
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