JPH11234142A - たたみ込み符号のためのソフト決定シンドロームベースのデコーダ - Google Patents
たたみ込み符号のためのソフト決定シンドロームベースのデコーダInfo
- Publication number
- JPH11234142A JPH11234142A JP10186879A JP18687998A JPH11234142A JP H11234142 A JPH11234142 A JP H11234142A JP 10186879 A JP10186879 A JP 10186879A JP 18687998 A JP18687998 A JP 18687998A JP H11234142 A JPH11234142 A JP H11234142A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- syndrome
- vector
- decision
- error
- pattern
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- 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
- H04L1/0059—Convolutional codes
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
- H03M13/03—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words
- H03M13/23—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words using convolutional codes, e.g. unit memory codes
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
- H03M13/37—Decoding methods or techniques, not specific to the particular type of coding provided for in groups H03M13/03 - H03M13/35
- H03M13/45—Soft decoding, i.e. using symbol reliability information
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- Probability & Statistics with Applications (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Error Detection And Correction (AREA)
- Detection And Correction Of Errors (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 大きな拘束長のたたみ込み符号および低ＢＥ
Ｒの通信チャネルのための低電流およびＭＩＰＳ処理要
求を有するソフト決定デコーダを提供する。 【解決手段】 シンボルごとのハード決定検出器２１０
が復調受信信号ベクトルからハード決定ベクトルを決定
する。ハード決定ベクトルをスカラーパリティチェック
マトリクスで乗算してシンドロームベクトルを計算す
る。シンドローム変更器２３０はハード決定ベクトルに
おける分離されたエラーに対応する所定のシンドローム
パターンに対するシンドロームベクトルを調べる。シン
ドロームパターンがシンドロームベクトルから除去され
て変更されたシンドロームベクトルを生成し、かつハー
ド決定ベクトルにおける対応するエラーが推定エラーベ
クトルに記録される。変更されたシンドロームベクトル
を使用して残りのエラーベクトルを生成するために単純
化したエラートレリスを作成する。
Ｒの通信チャネルのための低電流およびＭＩＰＳ処理要
求を有するソフト決定デコーダを提供する。 【解決手段】 シンボルごとのハード決定検出器２１０
が復調受信信号ベクトルからハード決定ベクトルを決定
する。ハード決定ベクトルをスカラーパリティチェック
マトリクスで乗算してシンドロームベクトルを計算す
る。シンドローム変更器２３０はハード決定ベクトルに
おける分離されたエラーに対応する所定のシンドローム
パターンに対するシンドロームベクトルを調べる。シン
ドロームパターンがシンドロームベクトルから除去され
て変更されたシンドロームベクトルを生成し、かつハー
ド決定ベクトルにおける対応するエラーが推定エラーベ
クトルに記録される。変更されたシンドロームベクトル
を使用して残りのエラーベクトルを生成するために単純
化したエラートレリスを作成する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は一般的には通信シ
ステムに関し、かつより特定的には、たたみ込み符号
（ｃｏｎｖｏｌｕｔｉｏｎａｌ ｃｏｄｅ）通信システ
ムの受信機において使用するための複雑さが低減された
ソフト決定（ｓｏｆｔ−ｄｅｃｉｓｉｏｎ）デコーダに
関する。
ステムに関し、かつより特定的には、たたみ込み符号
（ｃｏｎｖｏｌｕｔｉｏｎａｌ ｃｏｄｅ）通信システ
ムの受信機において使用するための複雑さが低減された
ソフト決定（ｓｏｆｔ−ｄｅｃｉｓｉｏｎ）デコーダに
関する。
【０００２】
【関連出願の相互参照】この出願は発明者、ルーベン・
メイダン（Ｒｅｕｖｅｎ Ｍｅｉｄａｎ）およびメアー
・エリール（Ｍｅｉｒ Ａｒｉｅｌ）による米国特許出
願シリアル番号第０８／８５８，２８０号（代理人整理
番号ＣＥ０１４２３Ｒ）に関連している。該関連出願は
本件出願に対応する米国特許出願と同じ日に出願され、
本件出願と同じ譲受人に譲渡され、かつ参照のためその
全体を本明細書に導入する。
メイダン（Ｒｅｕｖｅｎ Ｍｅｉｄａｎ）およびメアー
・エリール（Ｍｅｉｒ Ａｒｉｅｌ）による米国特許出
願シリアル番号第０８／８５８，２８０号（代理人整理
番号ＣＥ０１４２３Ｒ）に関連している。該関連出願は
本件出願に対応する米国特許出願と同じ日に出願され、
本件出願と同じ譲受人に譲渡され、かつ参照のためその
全体を本明細書に導入する。
【０００３】
【従来の技術】たたみ込み符号はしばしばデジタル通信
システムにおいて使用されて送信情報をエラーから保護
する。送信機において、発信（ｏｕｔｇｏｉｎｇ）符号
ベクトルはその複雑さがエンコーダの拘束長（ｃｏｎｓ
ｔｒａｉｎｔ ｌｅｎｇｔｈ）により決定されるトレリ
ス図（ｔｒｅｌｌｉｓ ｄｉａｇｒａｍ）を使用して記
述することができる。拘束長の増大と共に計算機的な複
雑さは増大するが、拘束長と共に符号化の頑健さ（ｒｏ
ｂｕｓｔｎｅｓｓ）もまた増大する。
システムにおいて使用されて送信情報をエラーから保護
する。送信機において、発信（ｏｕｔｇｏｉｎｇ）符号
ベクトルはその複雑さがエンコーダの拘束長（ｃｏｎｓ
ｔｒａｉｎｔ ｌｅｎｇｔｈ）により決定されるトレリ
ス図（ｔｒｅｌｌｉｓ ｄｉａｇｒａｍ）を使用して記
述することができる。拘束長の増大と共に計算機的な複
雑さは増大するが、拘束長と共に符号化の頑健さ（ｒｏ
ｂｕｓｔｎｅｓｓ）もまた増大する。
【０００４】受信機においては、ビタビデコーダのよう
な、実用的なソフト決定デコーダは最尤送信符号ベクト
ルのための最適のサーチを行うためトレリス構造を使用
する。
な、実用的なソフト決定デコーダは最尤送信符号ベクト
ルのための最適のサーチを行うためトレリス構造を使用
する。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、前記ビ
タビアルゴリズム（Ｖｉｔｅｒｂｉ ａｌｇｏｒｉｔｈ
ｍ）は計算機的に複雑であり、かつその複雑さは拘束長
の増大と共に指数関数的に増大する。これは本質的にビ
ダビデコーダは大きな拘束長を備えたたたみ込み符号を
処理するために多量の電流および途方もないミップス
（ｍｉｌｌｉｏｎｓｏｆ ｉｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎｓ
ｐｅｒ ｓｅｃｏｎｄ：ＭＩＰＳ）能力を必要とするこ
とを意味する。
タビアルゴリズム（Ｖｉｔｅｒｂｉ ａｌｇｏｒｉｔｈ
ｍ）は計算機的に複雑であり、かつその複雑さは拘束長
の増大と共に指数関数的に増大する。これは本質的にビ
ダビデコーダは大きな拘束長を備えたたたみ込み符号を
処理するために多量の電流および途方もないミップス
（ｍｉｌｌｉｏｎｓｏｆ ｉｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎｓ
ｐｅｒ ｓｅｃｏｎｄ：ＭＩＰＳ）能力を必要とするこ
とを意味する。
【０００６】ダイレクトシーケンス符号分割多元接続
（ＤＳ−ＣＤＭＡ）標準ＩＳ−９５および移動通信のた
めのグローバルシステム（ＧＳＭ）のような、種々の通
信システムのためのボコーダはそのような大きな拘束長
を有する。例えば、ＧＳＭハーフレートの拘束長Ｋ＝７
でありかつＩＳ−９５の拘束長Ｋ＝９である。
（ＤＳ−ＣＤＭＡ）標準ＩＳ−９５および移動通信のた
めのグローバルシステム（ＧＳＭ）のような、種々の通
信システムのためのボコーダはそのような大きな拘束長
を有する。例えば、ＧＳＭハーフレートの拘束長Ｋ＝７
でありかつＩＳ−９５の拘束長Ｋ＝９である。
【０００７】ビタビデコーダの他の不都合は、送信の間
に生じたエラーの実際の数にかかわりなく、各々の符号
ベクトルに対して固定数の計算を行わなければならない
ことである。従って、ビダビデコーダは数多くのエラー
を有する受信信号と同じ数の計算を使用してほとんど送
信エラーのないまたはまったくエラーのない受信信号を
処理する。従って、大きな拘束長を備えたたたみ込み符
号および低いエラーレートを備えた通信チャネルのため
の低減された電流およびＭＩＰＳ処理要求を有するソフ
ト決定デコーダの必要性が存在する。
に生じたエラーの実際の数にかかわりなく、各々の符号
ベクトルに対して固定数の計算を行わなければならない
ことである。従って、ビダビデコーダは数多くのエラー
を有する受信信号と同じ数の計算を使用してほとんど送
信エラーのないまたはまったくエラーのない受信信号を
処理する。従って、大きな拘束長を備えたたたみ込み符
号および低いエラーレートを備えた通信チャネルのため
の低減された電流およびＭＩＰＳ処理要求を有するソフ
ト決定デコーダの必要性が存在する。
【０００８】
【課題を解決するための手段】本発明の一態様では、復
調された受信信号をデコードするためのソフト決定シン
ドロームベースのデコーダ（１７０）が提供され、該デ
コーダは、復調された受信信号ベクトル（ｒ）からハー
ド決定ベクトル（ｖ）を生成するためのハード決定検出
器（２１０）、前記ハード決定検出器（２１０）に結合
され、パリティチェックマトリクス（Ｈ）および前記ハ
ード決定ベクトル（ｖ）からシンドロームベクトル
（ｓ）を計算するためのシンドローム計算機（２２
０）、そして前記シンドローム計算機（２２０）に結合
され、前記シンドロームベクトル（ｓ）からシンドロー
ムパターン（ｐ）を突きとめかつ除去して変更されたシ
ンドロームベクトル（ｓ′）を生成するためのシンドロ
ーム変更器（２３０）、を具備することを特徴とする。
調された受信信号をデコードするためのソフト決定シン
ドロームベースのデコーダ（１７０）が提供され、該デ
コーダは、復調された受信信号ベクトル（ｒ）からハー
ド決定ベクトル（ｖ）を生成するためのハード決定検出
器（２１０）、前記ハード決定検出器（２１０）に結合
され、パリティチェックマトリクス（Ｈ）および前記ハ
ード決定ベクトル（ｖ）からシンドロームベクトル
（ｓ）を計算するためのシンドローム計算機（２２
０）、そして前記シンドローム計算機（２２０）に結合
され、前記シンドロームベクトル（ｓ）からシンドロー
ムパターン（ｐ）を突きとめかつ除去して変更されたシ
ンドロームベクトル（ｓ′）を生成するためのシンドロ
ーム変更器（２３０）、を具備することを特徴とする。
【０００９】前記シンドローム変更器（２３０）は前記
シンドロームパターン（ｐ）に基づき推定されたエラー
ベクトル（ё）を計算するよう構成してもよい。
シンドロームパターン（ｐ）に基づき推定されたエラー
ベクトル（ё）を計算するよう構成してもよい。
【００１０】さらに、前記シンドローム増幅器（２３
０）に結合され、前記シンドロームパターン（ｐ）を記
憶するためのシンドロームパターンメモリ（２４０）を
設けると好都合である。
０）に結合され、前記シンドロームパターン（ｐ）を記
憶するためのシンドロームパターンメモリ（２４０）を
設けると好都合である。
【００１１】前記シンドロームパターンメモリ（２４
０）はまた推定されたエラーベクトル（ё）を計算する
ために使用される、前記シンドロームパターン（ｐ）に
関連する、ハード決定ベクトルエラーパターン（ｅＦ）
をも記憶するよう構成してもよい。
０）はまた推定されたエラーベクトル（ё）を計算する
ために使用される、前記シンドロームパターン（ｐ）に
関連する、ハード決定ベクトルエラーパターン（ｅＦ）
をも記憶するよう構成してもよい。
【００１２】さらに、前記シンドローム変更器（２３
０）に結合され、前記変更されたシンドロームベクトル
（ｓ′）を使用して残りのエラーベクトル（ｅ′）を計
算するためのシンドロームベースのデコーダ（２５０）
を設けることもできる。
０）に結合され、前記変更されたシンドロームベクトル
（ｓ′）を使用して残りのエラーベクトル（ｅ′）を計
算するためのシンドロームベースのデコーダ（２５０）
を設けることもできる。
【００１３】前記シンドロームベースのデコーダ（２５
０）は前記ハード決定ベクトルから前記推定されたエラ
ーベクトル（ё）および前記残りのエラーベクトル
（ｅ′）を減算して推定された送信符号ベクトル
（ｃｓ）を生成することができる。
０）は前記ハード決定ベクトルから前記推定されたエラ
ーベクトル（ё）および前記残りのエラーベクトル
（ｅ′）を減算して推定された送信符号ベクトル
（ｃｓ）を生成することができる。
【００１４】本発明の別の態様では、復調された受信信
号に対しソフト決定シンドロームベースのデコードを行
なう方法が提供され、該方法は、復調された受信信号ベ
クトルをハード決定検出してハード決定ベクトル（ｖ）
を生成する段階、前記ハード決定ベクトル（ｖ）をパリ
ティチェックマトリクス（Ｈ）で乗算してシンドローム
ベクトル（ｓ）を計算する段階、そして前記シンドロー
ムベクトル（ｓ）がゼロベクトルであるか否かを確認す
る段階（３１０）、を具備することを特徴とする。
号に対しソフト決定シンドロームベースのデコードを行
なう方法が提供され、該方法は、復調された受信信号ベ
クトルをハード決定検出してハード決定ベクトル（ｖ）
を生成する段階、前記ハード決定ベクトル（ｖ）をパリ
ティチェックマトリクス（Ｈ）で乗算してシンドローム
ベクトル（ｓ）を計算する段階、そして前記シンドロー
ムベクトル（ｓ）がゼロベクトルであるか否かを確認す
る段階（３１０）、を具備することを特徴とする。
【００１５】さらに、前記シンドロームベクトル（ｓ）
がゼロベクトルでなければ、前記シンドロームベクトル
（ｓ）からシンドロームパターン（ｐ）を突きとめかつ
除去して（３５３）変更されたシンドロームベクトル
（ｓ′）および推定されたエラーベクトル（ё）を生成
する段階を具備すると好都合である。
がゼロベクトルでなければ、前記シンドロームベクトル
（ｓ）からシンドロームパターン（ｐ）を突きとめかつ
除去して（３５３）変更されたシンドロームベクトル
（ｓ′）および推定されたエラーベクトル（ё）を生成
する段階を具備すると好都合である。
【００１６】さらに、前記変更されたシンドロームベク
トル（ｓ′）から残りのエラーベクトル（ｅ′）を計算
する段階（３２５）、そして前記ハード決定ベクトル
（ｖ）、前記推定されたエラーベクトル（ё）、および
前記残りのエラーベクトル（ｅ′）から推定された送信
符号ベクトル（ｃｓ）を計算する段階（３１５）を設け
ることもできる。
トル（ｓ′）から残りのエラーベクトル（ｅ′）を計算
する段階（３２５）、そして前記ハード決定ベクトル
（ｖ）、前記推定されたエラーベクトル（ё）、および
前記残りのエラーベクトル（ｅ′）から推定された送信
符号ベクトル（ｃｓ）を計算する段階（３１５）を設け
ることもできる。
【００１７】さらに、前記シンドロームベクトル（ｓ）
がゼロベクトルでなければ、前記ハード決定ベクトル
（ｖ）から推定された送信符号ベクトル（ｃｓ）を計算
する段階を設けると好都合である。
がゼロベクトルでなければ、前記ハード決定ベクトル
（ｖ）から推定された送信符号ベクトル（ｃｓ）を計算
する段階を設けると好都合である。
【００１８】
【発明の実施の形態】ソフト決定デコーダはたたみ込み
符号通信システムにおいて伝送または送信エラーの存在
を検出するためシンドロームベクトルを使用する。ｒが
復調された受信信号ベクトルであるものとする。その場
合、ベクトルｒは次元またはディメンションＮの実数の
ベクトルである。ｖが復調された受信信号ベクトルｒの
シンボルごとの（シンボル−バイ−シンボル）検出によ
り得られたベクトルを示すものとする。もし有効なハー
ド決定シンボルが２進であれば、ｖは０または１の要素
値（ｅｌｅｍｅｎｔ ｖａｌｕｅｓ）を有する次元Ｎの
ベクトルである。ｖ＝ｃ＋ｅと表現するものとし、この
場合ｃは送信符号ベクトルである。この場合、ｅは送信
エラーベクトルである。たたみ込み符号Ｃに対して、構
成要素として０および１の２進シンボルを有するＭ列
（ｃｏｌｕｍｎｓ）およびＮ行（ｒｏｗｓ）のスカラパ
リティチェックマトリクスＨが存在する。送信符号ベク
トルｃを満たすパリティチェック条件は関係Ｈｃｔ＝０
で表現され、この場合上付き文字ｔはベクトル転置（ｖ
ｅｃｔｏｒ ｔｒａｎｓｐｏｓｉｔｉｏｎ）を示す。言
い換えれば、もしｃがたたみ込み符号Ｃに属する符号ベ
クトル（すなわち、ｃが送信符号ベクトルでありかつｃ
はＣの要素）であれば、Ｈｃｔ＝０であり、この場合Ｈ
はＭ行およびＮ列を有するマトリクスＭであり、ｃは長
さＮの行ベクトル（ｒｏｗ ｖｅｃｔｏｒ）であり、か
つ上付き文字ｔはベクトル転置を示す。
符号通信システムにおいて伝送または送信エラーの存在
を検出するためシンドロームベクトルを使用する。ｒが
復調された受信信号ベクトルであるものとする。その場
合、ベクトルｒは次元またはディメンションＮの実数の
ベクトルである。ｖが復調された受信信号ベクトルｒの
シンボルごとの（シンボル−バイ−シンボル）検出によ
り得られたベクトルを示すものとする。もし有効なハー
ド決定シンボルが２進であれば、ｖは０または１の要素
値（ｅｌｅｍｅｎｔ ｖａｌｕｅｓ）を有する次元Ｎの
ベクトルである。ｖ＝ｃ＋ｅと表現するものとし、この
場合ｃは送信符号ベクトルである。この場合、ｅは送信
エラーベクトルである。たたみ込み符号Ｃに対して、構
成要素として０および１の２進シンボルを有するＭ列
（ｃｏｌｕｍｎｓ）およびＮ行（ｒｏｗｓ）のスカラパ
リティチェックマトリクスＨが存在する。送信符号ベク
トルｃを満たすパリティチェック条件は関係Ｈｃｔ＝０
で表現され、この場合上付き文字ｔはベクトル転置（ｖ
ｅｃｔｏｒ ｔｒａｎｓｐｏｓｉｔｉｏｎ）を示す。言
い換えれば、もしｃがたたみ込み符号Ｃに属する符号ベ
クトル（すなわち、ｃが送信符号ベクトルでありかつｃ
はＣの要素）であれば、Ｈｃｔ＝０であり、この場合Ｈ
はＭ行およびＮ列を有するマトリクスＭであり、ｃは長
さＮの行ベクトル（ｒｏｗ ｖｅｃｔｏｒ）であり、か
つ上付き文字ｔはベクトル転置を示す。
【００１９】シンドロームベクトルｓはｓ＝Ｈｖｔとし
て定義される次元Ｍの２進ベクトルである。ｖ＝ｃ＋ｅ
であり、ｓ＝Ｈ（ｃ＋ｅ）ｔであり、かつＨｃｔ＝０で
あるから、ｓ＝Ｈｅｔである。シンドロームベクトルｓ
＝０である場合、送信エラーベクトルｅ＝０であり、か
つ何らのソフト決定最尤デコードも要求されない。言い
換えれば、シンボルごとに検出されたベクトルｖは最尤
ソフト決定デコードされた送信符号ベクトルｃｓであ
り、かつ受信信号ベクトルｒのソフト決定デコードは不
必要である。
て定義される次元Ｍの２進ベクトルである。ｖ＝ｃ＋ｅ
であり、ｓ＝Ｈ（ｃ＋ｅ）ｔであり、かつＨｃｔ＝０で
あるから、ｓ＝Ｈｅｔである。シンドロームベクトルｓ
＝０である場合、送信エラーベクトルｅ＝０であり、か
つ何らのソフト決定最尤デコードも要求されない。言い
換えれば、シンボルごとに検出されたベクトルｖは最尤
ソフト決定デコードされた送信符号ベクトルｃｓであ
り、かつ受信信号ベクトルｒのソフト決定デコードは不
必要である。
【００２０】ゼロ送信エラーはありそうもないから、シ
ンドロームベクトルｓは通常０に等しくない。たたみ込
み符号に対するソフト決定シンドロームベースのデコー
ダは始めに最尤送信エラーベクトル＾ｅを計算すること
により最尤推定送信符号ベクトルｃｓを計算する。該ソ
フト決定デコーダはシンボルごとの（ｓｙｍｂｏｌ−ｂ
ｙ−ｓｙｍｂｏｌ）検出器、シンドローム計算機、シン
ドローム変更器（ｓｙｎｄｒｏｍｅ ｍｏｄｉｆｉｅ
ｒ）、およびシンドロームを基礎としたまたはシンドロ
ームベースの（ｓｙｎｄｒｏｍｅ−ｂａｓｅｄ）デコー
ダを含む。シンボルごとの検出器は復調された受信信号
ベクトルｒから、シンボルごとに、ハード決定ベクトル
ｖを決定するハード決定検出器（ｈａｒｄ−ｄｅｃｉｓ
ｉｏｎ ｄｅｔｅｃｔｏｒ）である。ハード決定ベクト
ルｖはスカラパリティチェックマトリクスＨによって乗
算されてシンドロームベクトルｓを生成する。
ンドロームベクトルｓは通常０に等しくない。たたみ込
み符号に対するソフト決定シンドロームベースのデコー
ダは始めに最尤送信エラーベクトル＾ｅを計算すること
により最尤推定送信符号ベクトルｃｓを計算する。該ソ
フト決定デコーダはシンボルごとの（ｓｙｍｂｏｌ−ｂ
ｙ−ｓｙｍｂｏｌ）検出器、シンドローム計算機、シン
ドローム変更器（ｓｙｎｄｒｏｍｅ ｍｏｄｉｆｉｅ
ｒ）、およびシンドロームを基礎としたまたはシンドロ
ームベースの（ｓｙｎｄｒｏｍｅ−ｂａｓｅｄ）デコー
ダを含む。シンボルごとの検出器は復調された受信信号
ベクトルｒから、シンボルごとに、ハード決定ベクトル
ｖを決定するハード決定検出器（ｈａｒｄ−ｄｅｃｉｓ
ｉｏｎ ｄｅｔｅｃｔｏｒ）である。ハード決定ベクト
ルｖはスカラパリティチェックマトリクスＨによって乗
算されてシンドロームベクトルｓを生成する。
【００２１】メモリがありそうなまたはあり得る（ｌｉ
ｋｅｌｙ）送信エラーパターンに関連するシンドローム
パターンを記憶する。例えば、ｅｐが、単一ビット送信
エラーまたはダブルビット送信エラーのような、ハード
決定ベクトルｖにおけるあり得る送信エラーパターンを
示すものとする。スカラパリティチェックマトリクスの
構造のため、単一シンボルのハード決定ベクトルエラー
に対応する限られた数のシンドロームパターンがある。
ｋｅｌｙ）送信エラーパターンに関連するシンドローム
パターンを記憶する。例えば、ｅｐが、単一ビット送信
エラーまたはダブルビット送信エラーのような、ハード
決定ベクトルｖにおけるあり得る送信エラーパターンを
示すものとする。スカラパリティチェックマトリクスの
構造のため、単一シンボルのハード決定ベクトルエラー
に対応する限られた数のシンドロームパターンがある。
【００２２】ｓｐ＝Ｈｅｐ ｔとすれば、ｓｐは長さＭの
完全なシンドロームベクトルである。シンドロームパタ
ーンｐがｓｐにおける最初の非ゼロ要素またはエレメン
トからスタートしかつｓｐの最後の非ゼロ要素またはエ
レメントで終了するｓｐのセグメントであるものとす
る。最適のデコードを保証するため、前記シンドローム
パターンは両側のゼロビットによって一括しまたはかこ
むことができる（ｂｒａｃｋｅｔｅｄ）。シンドローム
パターンをかこむゼロの数を低減することは計算の速度
を増大するが、より最適でない解を生じる結果となる可
能性がある。前記シンドローム変更器がシンドローム計
算機によって計算されたシンドロームベクトルｓを隔離
されたハード決定ベクトルエラーによって引き起こされ
る知られたシンドロームパターンｐと比較する。もし知
られたシンドロームパターンが検出されれば、シンドロ
ーム変更器は推定（ｅｓｔｉｍａｔｅｄ）エラーベクト
ルёを更新しかつシンドロームベクトルからシンドロー
ムパターンを減算することにより単純化されたシンドロ
ームベクトルを生成する。変更されたシンドロームベク
トルはそれがもとのシンドロームベクトルよりも多くの
ゼロを含むという意味で単純化されている。
完全なシンドロームベクトルである。シンドロームパタ
ーンｐがｓｐにおける最初の非ゼロ要素またはエレメン
トからスタートしかつｓｐの最後の非ゼロ要素またはエ
レメントで終了するｓｐのセグメントであるものとす
る。最適のデコードを保証するため、前記シンドローム
パターンは両側のゼロビットによって一括しまたはかこ
むことができる（ｂｒａｃｋｅｔｅｄ）。シンドローム
パターンをかこむゼロの数を低減することは計算の速度
を増大するが、より最適でない解を生じる結果となる可
能性がある。前記シンドローム変更器がシンドローム計
算機によって計算されたシンドロームベクトルｓを隔離
されたハード決定ベクトルエラーによって引き起こされ
る知られたシンドロームパターンｐと比較する。もし知
られたシンドロームパターンが検出されれば、シンドロ
ーム変更器は推定（ｅｓｔｉｍａｔｅｄ）エラーベクト
ルёを更新しかつシンドロームベクトルからシンドロー
ムパターンを減算することにより単純化されたシンドロ
ームベクトルを生成する。変更されたシンドロームベク
トルはそれがもとのシンドロームベクトルよりも多くの
ゼロを含むという意味で単純化されている。
【００２３】もし変更されたシンドロームベクトルがオ
ールゼロに等しければ、デコードは完了しかつ推定エラ
ーパターンёはベクトルｖから減算されて最尤ソフト決
定デコードされた符号ベクトルｃｓを形成する。もし変
更されたシンドロームベクトルがオールゼロでなけれ
ば、上で述べたシンドローム変更または修正（ｍｏｄｉ
ｆｉｃａｔｉｏｎ）プロセスが反復されかつ新しいシン
ドロームパターンがメモリからフェッチされて変更され
たシンドロームベクトルと比較される。このプロセスは
メモリにあるすべてのシンドロームパターンがシンドロ
ームベクトルと比較されるまであるいはオールゼロの変
更されたシンドロームベクトルに到達するまで反復され
る。
ールゼロに等しければ、デコードは完了しかつ推定エラ
ーパターンёはベクトルｖから減算されて最尤ソフト決
定デコードされた符号ベクトルｃｓを形成する。もし変
更されたシンドロームベクトルがオールゼロでなけれ
ば、上で述べたシンドローム変更または修正（ｍｏｄｉ
ｆｉｃａｔｉｏｎ）プロセスが反復されかつ新しいシン
ドロームパターンがメモリからフェッチされて変更され
たシンドロームベクトルと比較される。このプロセスは
メモリにあるすべてのシンドロームパターンがシンドロ
ームベクトルと比較されるまであるいはオールゼロの変
更されたシンドロームベクトルに到達するまで反復され
る。
【００２４】推定エラーベクトルёは最尤送信符号ベク
トルｃｓを計算するために使用することができ、ｃｓ＝
ｖ−＾ｅであり、この場合ｖはシンボルごとの検出器の
ベクトル出力であり、かつ＾ｅは最尤送信エラーベクト
ルである。もし変更されたシンドロームベクトルｓ′＝
Ｈ（ｖ−ё）ｔ＝０であれば、＾ｅ＝ёである。もし変
更されたシンドロームベクトルｓ′＝Ｈ（ｖ−ё）ｔ≠
０であれば、最尤送信エラーベクトル＾ｅ＝ё＋ｅ′で
あり、この場合ｅ′は単純化したエラートレリスを通る
サーチによって識別される必要がある非ゼロの残りのエ
ラーベクトルである。この場合、前記シンドロームをベ
ースとしたデコーダはシンドローム変更器から変更され
たシンドロームベクトルｓ′をとりかつそれを残りのエ
ラーベクトルｅ′を決定するために単純化したエラート
レリスを作成するのに使用する。単純化されたエラート
レリスｅ′の出力と推定されたエラーベクトルёを加え
たものは最尤送信エラーベクトル＾ｅに等しい。
トルｃｓを計算するために使用することができ、ｃｓ＝
ｖ−＾ｅであり、この場合ｖはシンボルごとの検出器の
ベクトル出力であり、かつ＾ｅは最尤送信エラーベクト
ルである。もし変更されたシンドロームベクトルｓ′＝
Ｈ（ｖ−ё）ｔ＝０であれば、＾ｅ＝ёである。もし変
更されたシンドロームベクトルｓ′＝Ｈ（ｖ−ё）ｔ≠
０であれば、最尤送信エラーベクトル＾ｅ＝ё＋ｅ′で
あり、この場合ｅ′は単純化したエラートレリスを通る
サーチによって識別される必要がある非ゼロの残りのエ
ラーベクトルである。この場合、前記シンドロームをベ
ースとしたデコーダはシンドローム変更器から変更され
たシンドロームベクトルｓ′をとりかつそれを残りのエ
ラーベクトルｅ′を決定するために単純化したエラート
レリスを作成するのに使用する。単純化されたエラート
レリスｅ′の出力と推定されたエラーベクトルёを加え
たものは最尤送信エラーベクトル＾ｅに等しい。
【００２５】いったん最尤送信エラーベクトル＾ｅが識
別されると、最尤送信符号ベクトルｃｓ＝ｖ−＾ｅとな
る。シンドロームベクトルを単純化しかつそれを最尤送
信エラーベクトル＾ｅを計算するために使用するこの手
法はビタビデコーダに比較して処理要求が低減される結
果となる。
別されると、最尤送信符号ベクトルｃｓ＝ｖ−＾ｅとな
る。シンドロームベクトルを単純化しかつそれを最尤送
信エラーベクトル＾ｅを計算するために使用するこの手
法はビタビデコーダに比較して処理要求が低減される結
果となる。
【００２６】図１は、好ましい実施形態に係わるソフト
決定デコーダ（ｓｏｆｔ−ｄｅｃｉｓｉｏｎ ｄｅｃｏ
ｄｅｒ）１７０を有する受信機１３０を備えた通信シス
テム１００のブロック図を示す。受信機１３０はセルラ
無線電話加入者ユニット１０１の一部として示されてい
るが、受信機はあるいはファクシミリマシン、変調器−
復調器（ＭＯＤＥＭ）、２方向無線機、またはたたみ込
み符号化された信号を受信する他の通信装置の一部とす
ることができる。加入者ユニット１０１においては、マ
イクロホン１０５がオーディオ信号をピックアップし、
該オーディオ信号は次に送信機１１０によって変調され
てデュプレクサ（ｄｕｐｌｅｘｅｒ）１２５を通りアン
テナ１２０によって放送される。アンテナ１２０はまた
セルラベースステーションのような送受信機１９９にお
ける相補的な送信機から無線周波（ＲＦ）信号を受信す
る。ＲＦフロントエンド１４０は受信したＲＦ信号をア
ナログベースバンド信号へとステップダウンまたは逓降
する。アナログ−デジタル（Ａ／Ｄ）変換器１４６は前
記アナログベースバンド信号をデジタル信号に変換す
る。デジタル復調器１５０は該デジタル信号を処理して
復調された受信信号ベクトルｒを生成する。
決定デコーダ（ｓｏｆｔ−ｄｅｃｉｓｉｏｎ ｄｅｃｏ
ｄｅｒ）１７０を有する受信機１３０を備えた通信シス
テム１００のブロック図を示す。受信機１３０はセルラ
無線電話加入者ユニット１０１の一部として示されてい
るが、受信機はあるいはファクシミリマシン、変調器−
復調器（ＭＯＤＥＭ）、２方向無線機、またはたたみ込
み符号化された信号を受信する他の通信装置の一部とす
ることができる。加入者ユニット１０１においては、マ
イクロホン１０５がオーディオ信号をピックアップし、
該オーディオ信号は次に送信機１１０によって変調され
てデュプレクサ（ｄｕｐｌｅｘｅｒ）１２５を通りアン
テナ１２０によって放送される。アンテナ１２０はまた
セルラベースステーションのような送受信機１９９にお
ける相補的な送信機から無線周波（ＲＦ）信号を受信す
る。ＲＦフロントエンド１４０は受信したＲＦ信号をア
ナログベースバンド信号へとステップダウンまたは逓降
する。アナログ−デジタル（Ａ／Ｄ）変換器１４６は前
記アナログベースバンド信号をデジタル信号に変換す
る。デジタル復調器１５０は該デジタル信号を処理して
復調された受信信号ベクトルｒを生成する。
【００２７】復調された受信信号ベクトルｒはソフト決
定デコーダ１７０へと結合される。ソフト決定デコーダ
１７０の出力において、デジタル−アナログ（Ｄ／Ａ）
変換器１８０は最尤ソフト決定デコード信号をアナログ
領域へと変換し、かつオーディオ増幅器１８５は演算増
幅器を使用してオーディオスピーカ１９０による再生の
ために前記復元された信号の利得を増大する。
定デコーダ１７０へと結合される。ソフト決定デコーダ
１７０の出力において、デジタル−アナログ（Ｄ／Ａ）
変換器１８０は最尤ソフト決定デコード信号をアナログ
領域へと変換し、かつオーディオ増幅器１８５は演算増
幅器を使用してオーディオスピーカ１９０による再生の
ために前記復元された信号の利得を増大する。
【００２８】図２は、好ましい実施形態に係わる図１に
示されたソフト決定デコーダ１７０のブロック図を示
す。復調された受信信号ベクトルｒはシンボル・バイ・
シンボル検出器またはシンボルごとの検出器（ｓｙｍｂ
ｏｌ−ｂｙ−ｓｙｍｂｏｌ ｄｅｔｅｃｔｏｒ）２１０
に入り、該検出器２１０はハード決定ベクトルｖを生成
する。シンボルごとの検出器は単に到来信号を調べかつ
それを周囲の値にかまわず最も近い有効な（例えば、２
進）シンボルに変換する。シンボルごとの検出器２１０
の出力ハード決定ベクトルｖは必ずしも有効な符号ベク
トルではない。シンドローム計算機２２０はスカラパリ
ティチェックマトリクスＨにより前記ハード決定ベクト
ルｖを乗算してシンドロームベクトルｓを生成する。シ
ンドロームベクトルｓ＝０である状況では、ハード決定
ベクトルｖは最尤推定送信符号ベクトルｃｓであり、か
つハード決定ベクトルｖはビタビデコーダのようなソフ
ト決定デコーダの出力と同じになることが保証される。
示されたソフト決定デコーダ１７０のブロック図を示
す。復調された受信信号ベクトルｒはシンボル・バイ・
シンボル検出器またはシンボルごとの検出器（ｓｙｍｂ
ｏｌ−ｂｙ−ｓｙｍｂｏｌ ｄｅｔｅｃｔｏｒ）２１０
に入り、該検出器２１０はハード決定ベクトルｖを生成
する。シンボルごとの検出器は単に到来信号を調べかつ
それを周囲の値にかまわず最も近い有効な（例えば、２
進）シンボルに変換する。シンボルごとの検出器２１０
の出力ハード決定ベクトルｖは必ずしも有効な符号ベク
トルではない。シンドローム計算機２２０はスカラパリ
ティチェックマトリクスＨにより前記ハード決定ベクト
ルｖを乗算してシンドロームベクトルｓを生成する。シ
ンドロームベクトルｓ＝０である状況では、ハード決定
ベクトルｖは最尤推定送信符号ベクトルｃｓであり、か
つハード決定ベクトルｖはビタビデコーダのようなソフ
ト決定デコーダの出力と同じになることが保証される。
【００２９】もしシンドロームベクトルｓ≠０であれ
ば、シンドローム修正器またはシンドローム変更器（ｓ
ｙｎｄｒｏｍｅ ｍｏｄｉｆｉｅｒ）２３０は計算され
たシンドロームベクトルを通ってサーチを行い受信ハー
ド決定ベクトルｖにおける、単一エラーシンドロームパ
ターンまたはダブルエラーシンドロームパターンのよう
な、特定のエラーパターンｅｐに対応する、シンドロー
ムパターンメモリ２４０に記憶された所定のシンドロー
ムパターンｐを検出する。もしシンドロームパターンｐ
がシンドロームベクトルにおいて検出されれば、シンド
ローム変換器２３０はシンドロームパターンｐを減算す
ることによりシンドロームベクトルを単純化しかつ前記
サーチ結果に従って推定エラーベクトルёにおける検出
されたエラーパターンｅｐを記録する。変更されたシン
ドロームベクトルｓ′はそれがもとのシンドロームベク
トルｓより多くのゼロを有する意味において単純化され
ている。もしｓ′＝０であれば、最尤送信エラーベクト
ル＾ｅ＝ёであり、かつ最尤推定送信符号ベクトルｃｓ
＝ｖ−＾ｅである。もし検出されたシンドロームパター
ンｐを減算した後に変更されたシンドロームベクトル
ｓ′＝Ｈ（ｖ−ё）≠０であれば、シンドローム変更器
２３０はシンドロームパターンメモリ２４０におけるす
べてのシンドロームパターンが変更されたシンドローム
ベクトルｓ′と比較されるまであるいは変更されたシン
ドロームベクトルｓ′＝０となるまでシンドロームパタ
ーンのサーチを続ける。
ば、シンドローム修正器またはシンドローム変更器（ｓ
ｙｎｄｒｏｍｅ ｍｏｄｉｆｉｅｒ）２３０は計算され
たシンドロームベクトルを通ってサーチを行い受信ハー
ド決定ベクトルｖにおける、単一エラーシンドロームパ
ターンまたはダブルエラーシンドロームパターンのよう
な、特定のエラーパターンｅｐに対応する、シンドロー
ムパターンメモリ２４０に記憶された所定のシンドロー
ムパターンｐを検出する。もしシンドロームパターンｐ
がシンドロームベクトルにおいて検出されれば、シンド
ローム変換器２３０はシンドロームパターンｐを減算す
ることによりシンドロームベクトルを単純化しかつ前記
サーチ結果に従って推定エラーベクトルёにおける検出
されたエラーパターンｅｐを記録する。変更されたシン
ドロームベクトルｓ′はそれがもとのシンドロームベク
トルｓより多くのゼロを有する意味において単純化され
ている。もしｓ′＝０であれば、最尤送信エラーベクト
ル＾ｅ＝ёであり、かつ最尤推定送信符号ベクトルｃｓ
＝ｖ−＾ｅである。もし検出されたシンドロームパター
ンｐを減算した後に変更されたシンドロームベクトル
ｓ′＝Ｈ（ｖ−ё）≠０であれば、シンドローム変更器
２３０はシンドロームパターンメモリ２４０におけるす
べてのシンドロームパターンが変更されたシンドローム
ベクトルｓ′と比較されるまであるいは変更されたシン
ドロームベクトルｓ′＝０となるまでシンドロームパタ
ーンのサーチを続ける。
【００３０】もし、シンドロームパターンメモリ２４０
のすべてのシンドロームパターンがモディファイドまた
は変更された（ｍｏｄｉｆｉｅｄ）シンドロームパター
ンｓ′と比較された後に、変更されたシンドロームベク
トルｓ′＝Ｈ（ｖ−ё）が依然としてオールゼロに等し
くなければ、変更されたシンドロームベクトルｓ′は次
にソフト決定原理に基づき残りのエラーベクトルｅ′を
計算するために使用される単純化したエラートレリスを
構築する上で使用するためにシンドロームをベースとし
たデコーダ２５０に送られる。最尤送信エラーベクトル
は＾ｅ＝ё＋ｅ′である。いったん最尤エラーベクトル
＾ｅが計算されると、最尤推定送信符号ベクトルｃｓ＝
ｖ−＾ｅである。
のすべてのシンドロームパターンがモディファイドまた
は変更された（ｍｏｄｉｆｉｅｄ）シンドロームパター
ンｓ′と比較された後に、変更されたシンドロームベク
トルｓ′＝Ｈ（ｖ−ё）が依然としてオールゼロに等し
くなければ、変更されたシンドロームベクトルｓ′は次
にソフト決定原理に基づき残りのエラーベクトルｅ′を
計算するために使用される単純化したエラートレリスを
構築する上で使用するためにシンドロームをベースとし
たデコーダ２５０に送られる。最尤送信エラーベクトル
は＾ｅ＝ё＋ｅ′である。いったん最尤エラーベクトル
＾ｅが計算されると、最尤推定送信符号ベクトルｃｓ＝
ｖ−＾ｅである。
【００３１】シンドロームベクトルｓを生成する最尤送
信エラーベクトル＾ｅのサーチは最小の累算重みを備え
たパスに対するエラートレリス図を通ってのサーチによ
って記述することができる。メアー・エリールおよびヤ
コブ・シンダーズの、「２進たたみ込み符号のソフトシ
ンドロームデコード（Ｓｏｆｔ ＳｙｎｄｒｏｍｅＤｅ
ｃｏｄｉｎｇ ｏｆ Ｂｉｎａｒｙ Ｃｏｎｖｏｌｕｔ
ｉｏｎａｌ Ｃｏｄｅｓ）」、通信に関する４３ ＩＥ
ＥＥ紀要、２８８−２９７（１９９５年）はエラートレ
リスをどのように構築しかつデコードするかに関し詳細
な例および綿密な説明を与えている。
信エラーベクトル＾ｅのサーチは最小の累算重みを備え
たパスに対するエラートレリス図を通ってのサーチによ
って記述することができる。メアー・エリールおよびヤ
コブ・シンダーズの、「２進たたみ込み符号のソフトシ
ンドロームデコード（Ｓｏｆｔ ＳｙｎｄｒｏｍｅＤｅ
ｃｏｄｉｎｇ ｏｆ Ｂｉｎａｒｙ Ｃｏｎｖｏｌｕｔ
ｉｏｎａｌ Ｃｏｄｅｓ）」、通信に関する４３ ＩＥ
ＥＥ紀要、２８８−２９７（１９９５年）はエラートレ
リスをどのように構築しかつデコードするかに関し詳細
な例および綿密な説明を与えている。
【００３２】シンボルごとのまたはシンボル・バイ・シ
ンボルベクトルｖが属するたたみ込み符号の同じコセッ
ト（ｃｏｓｅｔ）を記述するエラートレリスが残りのエ
ラーベクトルｅ′をサーチするために使用される。エラ
ートレリスの形状は計算されたシンドロームベクトルの
値にのみ依存し、かつ変更されたシンドロームベクトル
は単純化されたエラートレリスを生成する。その不規則
な構造のため単純化されたエラートレリスを通る加速さ
れたサーチが可能である。低いビットエラー率の条件の
もとでは、エラートレリスはデコード手順の最適性に影
響を与えることなく実質的に単純化することができる。
言い換えれば、シンドローム変更器２３０はゼロの長い
つながりを促進するためにシンドロームベクトルを単純
化し、これはシンドロームをベースとしたデコーダ２５
０によるエラートレリスの構築および処理をより効率的
なものとすることができるようにする。
ンボルベクトルｖが属するたたみ込み符号の同じコセッ
ト（ｃｏｓｅｔ）を記述するエラートレリスが残りのエ
ラーベクトルｅ′をサーチするために使用される。エラ
ートレリスの形状は計算されたシンドロームベクトルの
値にのみ依存し、かつ変更されたシンドロームベクトル
は単純化されたエラートレリスを生成する。その不規則
な構造のため単純化されたエラートレリスを通る加速さ
れたサーチが可能である。低いビットエラー率の条件の
もとでは、エラートレリスはデコード手順の最適性に影
響を与えることなく実質的に単純化することができる。
言い換えれば、シンドローム変更器２３０はゼロの長い
つながりを促進するためにシンドロームベクトルを単純
化し、これはシンドロームをベースとしたデコーダ２５
０によるエラートレリスの構築および処理をより効率的
なものとすることができるようにする。
【００３３】図３は、好ましい実施形態に係わる図２に
示されるシンドローム変更器２３０およびシンドローム
をベースとしたデコーダ２５０の動作のフローチャート
を示す。シンドローム変更器２３０は引き続くゼロビッ
トの長いつながりの存在を促進するためにシンドローム
ベクトルを単純化する。開始ステップ３０１において、
推定された送信エラーベクトルёはゼロにリセットされ
る。ステップ３０５において、シンドロームベクトルｓ
がシンドローム計算機２２０（図２に示されている）か
ら得られる。ステップ３１０によって判定されて、もし
シンドロームベクトルがゼロに等しければ、ステップ３
１２に示されるように最尤送信エラーベクトルは＾ｅ＝
ё＝０であり、かつハード決定ベクトルｖはステップ３
１５に示されるように最尤推定送信符号ベクトルｃｓで
ある。いったん最尤推定送信符号ベクトルｃｓが決定さ
れると、処理はステップ３３０において終了する。しか
しながら、この場合は処理手順の最初の段階では実際の
システムにおいて起こる可能性は少ない。
示されるシンドローム変更器２３０およびシンドローム
をベースとしたデコーダ２５０の動作のフローチャート
を示す。シンドローム変更器２３０は引き続くゼロビッ
トの長いつながりの存在を促進するためにシンドローム
ベクトルを単純化する。開始ステップ３０１において、
推定された送信エラーベクトルёはゼロにリセットされ
る。ステップ３０５において、シンドロームベクトルｓ
がシンドローム計算機２２０（図２に示されている）か
ら得られる。ステップ３１０によって判定されて、もし
シンドロームベクトルがゼロに等しければ、ステップ３
１２に示されるように最尤送信エラーベクトルは＾ｅ＝
ё＝０であり、かつハード決定ベクトルｖはステップ３
１５に示されるように最尤推定送信符号ベクトルｃｓで
ある。いったん最尤推定送信符号ベクトルｃｓが決定さ
れると、処理はステップ３３０において終了する。しか
しながら、この場合は処理手順の最初の段階では実際の
システムにおいて起こる可能性は少ない。
【００３４】もしシンドロームベクトルｓ≠０であれ
ば、シンドローム変更器２３０はシンドロームベクトル
を通り知られたシンドロームパターンｐをサーチする。
このサーチは、もし必要であれば、いくつかの反復で行
われる。シンドロームベクトルはスカラパリティチェッ
クマトリクスＨの列（ｃｏｌｕｍｎｓ）のリニアな組合
せでありかつ、２進の場合は、単にマトリクスＨの列の
和であることに注目されたい。ハード決定ベクトルｖに
おける単一のエラーはスカラパリティチェックマトリク
スＨの対応する列に等しいシンドロームベクトルを生成
する。これに対し、もし複数のハード決定ベクトルエラ
ーが群集すれば、それらの対応する単一エラーシンドロ
ームパターンは重複してもはや容易に識別できない複合
シンドロームパターンを発生することになる。
ば、シンドローム変更器２３０はシンドロームベクトル
を通り知られたシンドロームパターンｐをサーチする。
このサーチは、もし必要であれば、いくつかの反復で行
われる。シンドロームベクトルはスカラパリティチェッ
クマトリクスＨの列（ｃｏｌｕｍｎｓ）のリニアな組合
せでありかつ、２進の場合は、単にマトリクスＨの列の
和であることに注目されたい。ハード決定ベクトルｖに
おける単一のエラーはスカラパリティチェックマトリク
スＨの対応する列に等しいシンドロームベクトルを生成
する。これに対し、もし複数のハード決定ベクトルエラ
ーが群集すれば、それらの対応する単一エラーシンドロ
ームパターンは重複してもはや容易に識別できない複合
シンドロームパターンを発生することになる。
【００３５】スカラパリティチェックマトリクスの構造
により、単一シンボルのハード決定ベクトルエラーに対
応する限られた数のシンドロームパターンがある。例え
ば、レートハーフの（ｒａｔｅ ｈａｌｆ）２進たたみ
込み符号のスカラパリティチェックマトリクスは単一シ
ンボルのハード決定ベクトルエラーに対応する２つのタ
イプのシンドロームパターンのみを含む。言い換えれ
ば、このタイプのスカラパリティチェックマトリクスの
すべての列は始めの２つの列のシフトされたものであ
る。パンクチャド（ｐｕｎｃｔｕｒｅｄ）たたみ込み符
号に対しては、単一シンボルのハード決定ベクトルエラ
ーに対応する異なるシンドロームパターンの数はノンパ
ンクチャド（ｎｏｎ−ｐｕｎｃｔｕｒｅｄ）符号よりも
大きいが、依然として通常それはシンドローム変更器の
比較的簡単な構成を可能にするのに十分小さい。
により、単一シンボルのハード決定ベクトルエラーに対
応する限られた数のシンドロームパターンがある。例え
ば、レートハーフの（ｒａｔｅ ｈａｌｆ）２進たたみ
込み符号のスカラパリティチェックマトリクスは単一シ
ンボルのハード決定ベクトルエラーに対応する２つのタ
イプのシンドロームパターンのみを含む。言い換えれ
ば、このタイプのスカラパリティチェックマトリクスの
すべての列は始めの２つの列のシフトされたものであ
る。パンクチャド（ｐｕｎｃｔｕｒｅｄ）たたみ込み符
号に対しては、単一シンボルのハード決定ベクトルエラ
ーに対応する異なるシンドロームパターンの数はノンパ
ンクチャド（ｎｏｎ−ｐｕｎｃｔｕｒｅｄ）符号よりも
大きいが、依然として通常それはシンドローム変更器の
比較的簡単な構成を可能にするのに十分小さい。
【００３６】ステップ３４０はαビットを有するシンド
ロームパターンｐおよびその対応するハード決定ベクト
ルエラーパターンｅｐをシンドロームパターンメモリ２
４０（図２に示されている）の所定のリストからロード
する。ステップ３５０はシンドロームベクトルの一部に
おいてシンドロームパターンｐをサーチする。もしシン
ドロームパターンｐがシンドロームベクトルの一部にお
いて識別されれば、ステップ３５３はエラーパターンｅ
ｐを推定されたエラーベクトルёに加えることにより対
応する隔離された（ｉｓｏｌａｔｅｄ）ハード決定ベク
トルのロケーションの記録を保持し、シンドロームパタ
ーンｐをシンドロームベクトルから減算し、かつ前記シ
ンドロームパターンを右にαビット移動し、これはシン
ドロームパターンｐの長さである。もしシンドロームパ
ターンｐがシンドロームベクトルの部分と整合しなけれ
ば、ステップ３５５はシンドロームパターンを１ビット
右にシフトする。
ロームパターンｐおよびその対応するハード決定ベクト
ルエラーパターンｅｐをシンドロームパターンメモリ２
４０（図２に示されている）の所定のリストからロード
する。ステップ３５０はシンドロームベクトルの一部に
おいてシンドロームパターンｐをサーチする。もしシン
ドロームパターンｐがシンドロームベクトルの一部にお
いて識別されれば、ステップ３５３はエラーパターンｅ
ｐを推定されたエラーベクトルёに加えることにより対
応する隔離された（ｉｓｏｌａｔｅｄ）ハード決定ベク
トルのロケーションの記録を保持し、シンドロームパタ
ーンｐをシンドロームベクトルから減算し、かつ前記シ
ンドロームパターンを右にαビット移動し、これはシン
ドロームパターンｐの長さである。もしシンドロームパ
ターンｐがシンドロームベクトルの部分と整合しなけれ
ば、ステップ３５５はシンドロームパターンを１ビット
右にシフトする。
【００３７】シフト段階３５３，３５５の後に、ステッ
プ３６０はシフトがシンドロームベクトルの長さＭを超
えたかを見るためチェックを行う。シフトが長さＭを超
えない限り、シンドロームパターンｐはシンドロームベ
クトルの引き続く部分と比較される。シンドロームパタ
ーンｐがシンドロームベクトル全体の各部分と比較され
ているときに、シンドローム変更器は変更されたシンド
ロームベクトルがゼロに等しくなるか、あるいはシンド
ロームベクトルにおけるすべての知られたシンドローム
パターンが除去されるまでステップ３１０に戻る。
プ３６０はシフトがシンドロームベクトルの長さＭを超
えたかを見るためチェックを行う。シフトが長さＭを超
えない限り、シンドロームパターンｐはシンドロームベ
クトルの引き続く部分と比較される。シンドロームパタ
ーンｐがシンドロームベクトル全体の各部分と比較され
ているときに、シンドローム変更器は変更されたシンド
ロームベクトルがゼロに等しくなるか、あるいはシンド
ロームベクトルにおけるすべての知られたシンドローム
パターンが除去されるまでステップ３１０に戻る。
【００３８】もし、ステップ３１０，３２０によって判
定されて前記反復サーチの終りに、変更されたシンドロ
ームベクトルｓ′≠０であれば、シンドロームをベース
としたデコーダ２５０はステップ３２５において残りの
エラーベクトルｅ′を計算するためにエラートレリスを
構築するのに変更されたシンドロームベクトルｓ′を使
用する。最尤送信エラーは＾ｅ＝ё＋ｅ′である。シン
ドロームをベースとしたデコーダはステップ３１５を実
行しかつハード決定ベクトルｖから最尤送信エラーベク
トル＾ｅを減算することにより最尤推定送信符号ベクト
ルｃｓを計算し、かつ終了ステップ３３０が行われる。
定されて前記反復サーチの終りに、変更されたシンドロ
ームベクトルｓ′≠０であれば、シンドロームをベース
としたデコーダ２５０はステップ３２５において残りの
エラーベクトルｅ′を計算するためにエラートレリスを
構築するのに変更されたシンドロームベクトルｓ′を使
用する。最尤送信エラーは＾ｅ＝ё＋ｅ′である。シン
ドロームをベースとしたデコーダはステップ３１５を実
行しかつハード決定ベクトルｖから最尤送信エラーベク
トル＾ｅを減算することにより最尤推定送信符号ベクト
ルｃｓを計算し、かつ終了ステップ３３０が行われる。
【００３９】変更されたシンドロームベクトルｓ′はも
とのシンドロームベクトルｓよりも効率的なエラートレ
リスの構築のために適している。言い換えれば、知られ
たシンドロームパターンの除去により、残りの非ゼロシ
ンドロームベクトルビットのパターンはハード決定ベク
トルｖにおける群集する（ｃｌｕｓｔｅｒｅｄ）エラー
に対応することになる。しかしながら、所望の状況にお
いては、知られたシンドロームパターンのサーチおよび
除去は結果としてステップ３１０においてオールゼロの
変更されたシンドロームベクトルを生じることになり、
かつステップ３２５におけるエラートレリスの構築は不
必要になるであろう。
とのシンドロームベクトルｓよりも効率的なエラートレ
リスの構築のために適している。言い換えれば、知られ
たシンドロームパターンの除去により、残りの非ゼロシ
ンドロームベクトルビットのパターンはハード決定ベク
トルｖにおける群集する（ｃｌｕｓｔｅｒｅｄ）エラー
に対応することになる。しかしながら、所望の状況にお
いては、知られたシンドロームパターンのサーチおよび
除去は結果としてステップ３１０においてオールゼロの
変更されたシンドロームベクトルを生じることになり、
かつステップ３２５におけるエラートレリスの構築は不
必要になるであろう。
【００４０】もし、いずれかのときに、前記変更された
シンドロームベクトルｓ′がステップ３１０によって判
定されてゼロに等しくなれば、最尤送信エラーベクトル
＾ｅはステップ３１２に示されるように評価または推定
されたエラーベクトルёに等しくなる。ステップ３１５
において、シンドロームをベースとしたデコーダ２５０
はハード決定ベクトルｖから最尤送信エラーベクトル＾
ｅを減算することにより最尤推定送信符号ベクトルｃｓ
を計算し、かつ終了ステップ３３０が行われる。
シンドロームベクトルｓ′がステップ３１０によって判
定されてゼロに等しくなれば、最尤送信エラーベクトル
＾ｅはステップ３１２に示されるように評価または推定
されたエラーベクトルёに等しくなる。ステップ３１５
において、シンドロームをベースとしたデコーダ２５０
はハード決定ベクトルｖから最尤送信エラーベクトル＾
ｅを減算することにより最尤推定送信符号ベクトルｃｓ
を計算し、かつ終了ステップ３３０が行われる。
【００４１】一般に、元のシンドロームベクトルｓから
シンドロームパターンｐを除去することは最適状態に及
ばない（ｓｕｂｏｐｔｉｍｕｍ）デコードを生じる結果
となる。それにもかかわらず、デコーダの性能に関する
損失は、最適の場合と比較して、制御可能でありかつ無
（ｎｏｔｈｉｎｇ）へと低減できる。シンドローム変更
器（ｓｙｎｄｒｏｍｅ ｍｏｄｉｆｉｅｒ）のビットエ
ラー率（ＢＥＲ）はα、シンドロームパターンｐのビッ
ト長さ、に依存する。元のシンドロームパターンｐにゼ
ロビットを加えることによりαを増大することは（ビッ
トでの）考慮中のハード決定ベクトルエラーパターンｅ
ｐとその可能性ある近傍のハード決定ベクトルのエラー
との間の距離を増大する。その結果、識別されたシンド
ロームパターンｐが真にハード決定ベクトルエラーパタ
ーンｅｐによって生成された確率はαの増大と共に増大
する。αを前記符号の拘束長の数倍に対応するように
し、しかしながらシンドロームベクトルの長さＭより小
さくすることは、符号化利得における実際の損失がない
こと、すなわち、ＢＥＲ性能が最適のビタビデコーダの
ものと同じであること、を保証するために通常充分なも
のである。
シンドロームパターンｐを除去することは最適状態に及
ばない（ｓｕｂｏｐｔｉｍｕｍ）デコードを生じる結果
となる。それにもかかわらず、デコーダの性能に関する
損失は、最適の場合と比較して、制御可能でありかつ無
（ｎｏｔｈｉｎｇ）へと低減できる。シンドローム変更
器（ｓｙｎｄｒｏｍｅ ｍｏｄｉｆｉｅｒ）のビットエ
ラー率（ＢＥＲ）はα、シンドロームパターンｐのビッ
ト長さ、に依存する。元のシンドロームパターンｐにゼ
ロビットを加えることによりαを増大することは（ビッ
トでの）考慮中のハード決定ベクトルエラーパターンｅ
ｐとその可能性ある近傍のハード決定ベクトルのエラー
との間の距離を増大する。その結果、識別されたシンド
ロームパターンｐが真にハード決定ベクトルエラーパタ
ーンｅｐによって生成された確率はαの増大と共に増大
する。αを前記符号の拘束長の数倍に対応するように
し、しかしながらシンドロームベクトルの長さＭより小
さくすることは、符号化利得における実際の損失がない
こと、すなわち、ＢＥＲ性能が最適のビタビデコーダの
ものと同じであること、を保証するために通常充分なも
のである。
【００４２】図４は、伝統的なビタビデコーダの複雑さ
の割合として図２に示されるソフト決定デコーダの計算
機的な複雑さのチャートを示す。縦軸４１０は伝統的な
ビタビデコーダに対するソフト決定デコーダの複雑さの
割合を示す。水平軸４２０は雑音指数（ｎｏｉｓｅ ｆ
ｉｇｕｒｅ）を示す。複雑さの尺度はデコードのために
必要とされる実際の加算および比較の数である。この場
合、シンドロームパターンｐのビット長さαは１６とな
るよう選択され、すなわち、近傍のエラーからの距離が
少なくとも３２ビットのハード決定シンボルエラーが検
出されかつ除去された。このビット長さαはＢＥＲ性能
がビタビデコーダのものと同じであることを保証するの
に充分であったが、実質的に低減された計算機的な複雑
さを有している。１６より短い短縮されたビット長さα
により、ＢＥＲ性能は最適ではないかもしれないが、計
算機的な複雑さはさらに低減されるであろう。
の割合として図２に示されるソフト決定デコーダの計算
機的な複雑さのチャートを示す。縦軸４１０は伝統的な
ビタビデコーダに対するソフト決定デコーダの複雑さの
割合を示す。水平軸４２０は雑音指数（ｎｏｉｓｅ ｆ
ｉｇｕｒｅ）を示す。複雑さの尺度はデコードのために
必要とされる実際の加算および比較の数である。この場
合、シンドロームパターンｐのビット長さαは１６とな
るよう選択され、すなわち、近傍のエラーからの距離が
少なくとも３２ビットのハード決定シンボルエラーが検
出されかつ除去された。このビット長さαはＢＥＲ性能
がビタビデコーダのものと同じであることを保証するの
に充分であったが、実質的に低減された計算機的な複雑
さを有している。１６より短い短縮されたビット長さα
により、ＢＥＲ性能は最適ではないかもしれないが、計
算機的な複雑さはさらに低減されるであろう。
【００４３】中庸の（ｍｏｄｅｒａｔｅ）ＢＥＲ状態の
下では、シンドローム変更器２３０（図２に示されてい
る）は最適性の喪失なしにシンドロームを基礎としたデ
コード手順の計算機的な複雑さおよび電流消費を大幅に
低減する。一例として、モトローラＯＮＹＸデジタル信
号プロセッサによるＧＳＭハーフレートボコーダに対し
ては、シンドローム変更器およびシンドロームを基礎と
したデコーダは、受信信号のＢＥＲがポイント４５５で
示されるように１パーセントである場合に伝統的なビタ
ビデコードと比較してマシンサイクルを９２パーセント
低減し、かつポイント４７５によって示されるように受
信信号のＢＥＲが０．１パーセントである場合に前記シ
ンドローム変更器およびシンドロームを基礎としたデコ
ーダはビタビデコードに比較してマシンサイクルを９７
パーセント低減する。
下では、シンドローム変更器２３０（図２に示されてい
る）は最適性の喪失なしにシンドロームを基礎としたデ
コード手順の計算機的な複雑さおよび電流消費を大幅に
低減する。一例として、モトローラＯＮＹＸデジタル信
号プロセッサによるＧＳＭハーフレートボコーダに対し
ては、シンドローム変更器およびシンドロームを基礎と
したデコーダは、受信信号のＢＥＲがポイント４５５で
示されるように１パーセントである場合に伝統的なビタ
ビデコードと比較してマシンサイクルを９２パーセント
低減し、かつポイント４７５によって示されるように受
信信号のＢＥＲが０．１パーセントである場合に前記シ
ンドローム変更器およびシンドロームを基礎としたデコ
ーダはビタビデコードに比較してマシンサイクルを９７
パーセント低減する。
【００４４】
【発明の効果】以上のように、シンドロームを基礎とし
たデコーダと組合わせたシンドローム変更器はエラート
レリスの構造を除去しまたは単純化し、かつ復調された
受信信号ベクトルのシンドロームを基礎としたデコード
の計算機的な複雑さを低減する。低い送信または伝送エ
ラーの状況では、前記シンドローム変更器およびシンド
ロームをベースとしたデコーダはビタビデコーダと比較
して大幅に低減された計算機的な複雑さを有する。
たデコーダと組合わせたシンドローム変更器はエラート
レリスの構造を除去しまたは単純化し、かつ復調された
受信信号ベクトルのシンドロームを基礎としたデコード
の計算機的な複雑さを低減する。低い送信または伝送エ
ラーの状況では、前記シンドローム変更器およびシンド
ロームをベースとしたデコーダはビタビデコーダと比較
して大幅に低減された計算機的な複雑さを有する。
【００４５】上においてはたたみ込み符号のためのソフ
ト決定シンドロームベースのデコーダの特定の構成要素
および機能を説明したが、本発明の真の精神および範囲
内で当業者によってより少ないまたは付加的な機能を採
用することができる。本発明は添付の特許請求の範囲に
よってのみ限定されるべきである。
ト決定シンドロームベースのデコーダの特定の構成要素
および機能を説明したが、本発明の真の精神および範囲
内で当業者によってより少ないまたは付加的な機能を採
用することができる。本発明は添付の特許請求の範囲に
よってのみ限定されるべきである。
【図１】本発明の好ましい実施形態に係わるソフト決定
デコーダを有する受信機を備えた通信システムを示すブ
ロック図である。
デコーダを有する受信機を備えた通信システムを示すブ
ロック図である。
【図２】本発明の好ましい実施形態に係わる図１に示さ
れるソフト決定デコーダのブロック図である。
れるソフト決定デコーダのブロック図である。
【図３】本発明の好ましい実施形態に係わる図２に示さ
れるシンドローム変更器の動作を示すフローチャートで
ある。
れるシンドローム変更器の動作を示すフローチャートで
ある。
【図４】図２に示されるソフト決定デコーダの計算機的
な複雑さを伝統的なビタビデコーダの複雑さの割合とし
て示す説明的グラフである。
な複雑さを伝統的なビタビデコーダの複雑さの割合とし
て示す説明的グラフである。
１００ 通信システム １０１ 加入者ユニット １０５ マイクロホン １１０ 送信機 １２０ アンテナ １２５ デュプレクサ １３０ 受信機 １４０ ＲＦフロントエンド １４６ Ａ／Ｄ変換器 １５０ デジタル復調器 １７０ ソフト決定デコーダ １８０ Ｄ／Ａ変換器 １８５ オーディオ増幅器 １９０ オーディオスピーカ ２１０ シンボル・バイ・シンボル検出器 ２２０ シンドローム計算機（Ｈ） ２３０ シンドローム変更器 ２４０ シンドロームパターンメモリ ２５０ シンドロームを基礎としたデコーダ
Claims (10)
- 【請求項１】 復調された受信信号をデコードするため
のソフト決定シンドロームベースのデコーダ（１７０）
であって、 復調された受信信号ベクトル（ｒ）からハード決定ベク
トル（ｖ）を生成するためのハード決定検出器（２１
０）、 前記ハード決定検出器（２１０）に結合され、パリティ
チェックマトリクス（Ｈ）および前記ハード決定ベクト
ル（ｖ）からシンドロームベクトル（ｓ）を計算するた
めのシンドローム計算機（２２０）、そして前記シンド
ローム計算機（２２０）に結合され、前記シンドローム
ベクトル（ｓ）からシンドロームパターン（ｐ）を突き
とめかつ除去して変更されたシンドロームベクトル
（ｓ′）を生成するためのシンドローム変更器（２３
０）、 を具備することを特徴とする復調された受信信号をデコ
ードするためのソフト決定シンドロームベースのデコー
ダ（１７０）。 - 【請求項２】 前記シンドローム変更器（２３０）は前
記シンドロームパターン（ｐ）に基づき推定されたエラ
ーベクトル（ё）を計算することを特徴とする請求項１
に記載のソフト決定シンドロームベースのデコーダ（１
７０）。 - 【請求項３】 さらに、 前記シンドローム増幅器（２３０）に結合され、前記シ
ンドロームパターン（ｐ）を記憶するためのシンドロー
ムパターンメモリ（２４０）、 を具備することを特徴とする請求項２に記載のソフト決
定シンドロームベースのデコーダ（１７０）。 - 【請求項４】 前記シンドロームパターンメモリ（２４
０）はまた推定されたエラーベクトル（ё）を計算する
ために使用される、前記シンドロームパターン（ｐ）に
関連する、ハード決定ベクトルエラーパターン（ｅＦ）
をも記憶することを特徴する請求項３に記載のソフト決
定シンドロームベースのデコーダ（１７０）。 - 【請求項５】 さらに、 前記シンドローム変更器（２３０）に結合され、前記変
更されたシンドロームベクトル（ｓ′）を使用して残り
のエラーベクトル（ｅ′）を計算するためのシンドロー
ムベースのデコーダ（２５０）、 を具備することを特徴とする請求項２に記載のソフト決
定シンドロームベースのデコーダ（１７０）。 - 【請求項６】 前記シンドロームベースのデコーダ（２
５０）は前記ハード決定ベクトルから前記推定されたエ
ラーベクトル（ё）および前記残りのエラーベクトル
（ｅ′）を減算して推定された送信符号ベクトル
（ｃｓ）を生成することを特徴とする請求項５に記載の
ソフト決定シンドロームベースのデコーダ（１７０）。 - 【請求項７】 復調された受信信号に対しソフト決定シ
ンドロームベースのデコードを行なう方法であって、 復調された受信信号ベクトルをハード決定検出してハー
ド決定ベクトル（ｖ）を生成する段階、 前記ハード決定ベクトル（ｖ）をパリティチェックマト
リクス（Ｈ）で乗算してシンドロームベクトル（ｓ）を
計算する段階、そして前記シンドロームベクトル（ｓ）
がゼロベクトルであるか否かを確認する段階（３１
０）、 を具備することを特徴とする復調された受信信号に対し
ソフト決定シンドロームベースのデコードを行なう方
法。 - 【請求項８】 さらに、 前記シンドロームベクトル（ｓ）がゼロベクトルでなけ
れば、前記シンドロームベクトル（ｓ）からシンドロー
ムパターン（ｐ）を突きとめかつ除去して（３５３）変
更されたシンドロームベクトル（ｓ′）および推定され
たエラーベクトル（ё）を生成する段階、 を具備することを特徴とする請求項７に記載の復調され
た受信信号に対しソフト決定シンドロームベースのデコ
ードを行なう方法。 - 【請求項９】 さらに、 前記変更されたシンドロームベクトル（ｓ′）から残り
のエラーベクトル（ｅ′）を計算する段階（３２５）、
そして前記ハード決定ベクトル（ｖ）、前記推定された
エラーベクトル（ё）、および前記残りのエラーベクト
ル（ｅ′）から推定された送信符号ベクトル（ｃｓ）を
計算する段階（３１５）、 を具備することを特徴とする請求項８に記載の復調され
た受信信号に対しソフト決定シンドロームベースのデコ
ードを行なう方法。 - 【請求項１０】 さらに、 前記シンドロームベクトル（ｓ）がゼロベクトルでなけ
れば、前記ハード決定ベクトル（ｖ）から推定された送
信符号ベクトル（ｃｓ）を計算する段階、 を具備することを特徴とする請求項７に記載の復調され
た受信信号に対しソフト決定シンドロームベースのデコ
ードを行なう方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US08/877,845 US6009552A (en) | 1997-06-18 | 1997-06-18 | Soft-decision syndrome-based decoder for convolutional codes |
| US08/877,845 | 1997-06-18 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH11234142A true JPH11234142A (ja) | 1999-08-27 |
| JP3255884B2 JP3255884B2 (ja) | 2002-02-12 |
Family
ID=25370844
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP18687998A Expired - Fee Related JP3255884B2 (ja) | 1997-06-18 | 1998-06-17 | たたみ込み符号のためのソフト決定シンドロームベースのデコーダ |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6009552A (ja) |
| JP (1) | JP3255884B2 (ja) |
| CN (1) | CN1149741C (ja) |
| FR (1) | FR2765749B1 (ja) |
| GB (1) | GB2328594B (ja) |
Families Citing this family (24)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6738389B1 (en) * | 1997-10-01 | 2004-05-18 | Globespanvirata, Inc. | Circuit and method for performing partial parallel data transfer in a communications system |
| FR2776873B1 (fr) * | 1998-03-25 | 2000-06-02 | Matra Communication | Procede de detection d'une sequence de symboles discrets a partir d'un signal d'observation, et processeur de viterbi mettant en oeuvre un tel procede |
| US6108810A (en) * | 1998-03-27 | 2000-08-22 | Usa Digital Radio, Inc. | Digital audio broadcasting method using puncturable convolutional code |
| US6226318B1 (en) * | 1998-03-31 | 2001-05-01 | Zenith Electronics Corporation | Detection of code vectors in single frequency, multiple transmitter networks |
| US6381726B1 (en) * | 1999-01-04 | 2002-04-30 | Maxtor Corporation | Architecture for soft decision decoding of linear block error correcting codes |
| FR2794584B1 (fr) * | 1999-06-02 | 2001-09-14 | France Telecom | Procede de detection en aveugle du mode de codage de donnees numeriques |
| IT1313315B1 (it) * | 1999-07-30 | 2002-07-17 | Telital S P A Ora Telit Mobile | Metodo ed apparato per la correzione di errore nei codici di fireutilizzati nei canali di controllo gsm. |
| US20020108090A1 (en) * | 2001-02-05 | 2002-08-08 | Cute Ltd. | Blind transport format detection of turbo-coded data |
| US7243295B2 (en) * | 2001-06-12 | 2007-07-10 | Intel Corporation | Low complexity channel decoders |
| US7315576B1 (en) * | 2002-02-05 | 2008-01-01 | Qualcomm Incorporated | System for soft symbol decoding with MIMO log-map detection |
| JP4695814B2 (ja) * | 2002-02-08 | 2011-06-08 | 株式会社日立グローバルストレージテクノロジーズ | データ復号方法・回路及びこれを用いた情報記録再生装置 |
| EP1511178A1 (en) | 2003-09-01 | 2005-03-02 | Alcatel | A method of decoding a data word |
| US7490284B2 (en) * | 2005-02-03 | 2009-02-10 | Broadcom Corporation | Meta-Viterbi algorithm for use in communication systems |
| US7469373B2 (en) * | 2005-02-17 | 2008-12-23 | Broadcom Corporation | Application of a Meta-Viterbi algorithm for communication systems without intersymbol interference |
| US7765458B1 (en) * | 2005-09-29 | 2010-07-27 | Marvell International Ltd. | Error pattern generation for trellis-based detection and/or decoding |
| CN1991973B (zh) * | 2005-12-29 | 2011-03-30 | 展讯通信（上海）有限公司 | 一种动态调整midi和弦数的音乐合成方法 |
| US7627064B2 (en) * | 2006-06-30 | 2009-12-01 | Intel Corporation | System and method for enhanced symbol generation |
| US7949927B2 (en) * | 2006-11-14 | 2011-05-24 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Error correction method and apparatus for predetermined error patterns |
| EP2194648A1 (en) * | 2008-12-03 | 2010-06-09 | Electronics and Telecommunications Research Institute | MPE-FEC RS decoder and decoding method thereof |
| KR101317179B1 (ko) * | 2008-12-03 | 2013-10-15 | 한국전자통신연구원 | Ｍｐｅ-ｆｅｃ ｒｓ 디코더 및 이의 복호 방법 |
| US8819527B2 (en) * | 2011-07-19 | 2014-08-26 | Lsi Corporation | Systems and methods for mitigating stubborn errors in a data processing system |
| FR2983372B1 (fr) * | 2011-11-29 | 2015-08-28 | Sagem Defense Securite | Decodeur de faible complexite pour codage convolutif |
| KR102045437B1 (ko) * | 2018-09-07 | 2019-12-02 | 고려대학교 산학협력단 | 저복잡도 신드롬 기반 복호 장치 및 그 방법 |
| KR102092476B1 (ko) * | 2018-10-26 | 2020-03-23 | 고려대학교 산학협력단 | 블록 터보 부호의 신드롬 기반 복호 방법 및 장치 |
Family Cites Families (11)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US3909721A (en) * | 1972-01-31 | 1975-09-30 | Signatron | Signal processing system |
| NL7907141A (nl) * | 1979-09-26 | 1981-03-30 | Philips Nv | Inrichting voor het behandelen van een informatiestroom met behulp van een foutenkorrigerende konvolutiekode en inrichting voor het detekteren van een daarbij alsnog onherstelbare fout. |
| BE890280A (fr) * | 1981-09-09 | 1982-03-09 | Belge Lampes Mat Electr Mble | Dispositif de codage et de decodage base sur un code de convolution |
| FR2609659B1 (fr) * | 1987-01-20 | 1993-09-17 | Framatome Sa | Procede de soudage semi-automatique commande a distance de deux pieces symetriques de revolution |
| JP2605271B2 (ja) * | 1987-02-10 | 1997-04-30 | ソニー株式会社 | エラー訂正及びチエツク装置 |
| DE3707152C2 (de) * | 1987-03-06 | 1995-06-14 | Blaupunkt Werke Gmbh | RDS-Empfänger |
| US4998253A (en) * | 1988-03-11 | 1991-03-05 | Kokusai Denshin Denwa Co., Ltd. | Syndrome sequential decoder |
| EP0439649B1 (de) * | 1990-01-30 | 1995-07-05 | Siemens Aktiengesellschaft | Einrichtung zur Fehlermustergenerierung bei Soft-Decision-Decodierung von Blockcodes |
| US5598422A (en) * | 1990-04-30 | 1997-01-28 | Dell Usa, L.P. | Digital computer having an error correction code (ECC) system with comparator integrated into re-encoder |
| US5278871A (en) * | 1992-03-19 | 1994-01-11 | Motorola, Inc. | Method and apparatus for estimating signal weighting parameters in a receiver |
| DE4214015C2 (de) * | 1992-04-29 | 1996-12-19 | Blaupunkt Werke Gmbh | RDS-Empfänger |
-
1997
- 1997-06-18 US US08/877,845 patent/US6009552A/en not_active Expired - Lifetime
-
1998
- 1998-05-28 FR FR9806762A patent/FR2765749B1/fr not_active Expired - Fee Related
- 1998-06-12 GB GB9812589A patent/GB2328594B/en not_active Expired - Fee Related
- 1998-06-17 JP JP18687998A patent/JP3255884B2/ja not_active Expired - Fee Related
- 1998-06-18 CN CNB981149723A patent/CN1149741C/zh not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP3255884B2 (ja) | 2002-02-12 |
| GB2328594A (en) | 1999-02-24 |
| US6009552A (en) | 1999-12-28 |
| CN1149741C (zh) | 2004-05-12 |
| CN1208997A (zh) | 1999-02-24 |
| FR2765749B1 (fr) | 2003-09-26 |
| GB2328594B (en) | 2002-11-06 |
| FR2765749A1 (fr) | 1999-01-08 |
| GB9812589D0 (en) | 1998-08-12 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JP3255884B2 (ja) | たたみ込み符号のためのソフト決定シンドロームベースのデコーダ | |
| US5918204A (en) | Speech frame disabling circuitry for protection against burst errors of interleaved TDMA frames | |
| US7607053B2 (en) | Method and device for calculating bit error rate of received signal | |
| KR100491910B1 (ko) | 비동일 에러 보호를 갖는 통신 신호를 검출하는 방법 및 장치 | |
| US7555071B2 (en) | Method and apparatus for non-linear scaling of log likelihood ratio (LLR) values in a decoder | |
| JP3260697B2 (ja) | シンドロームをベースとしたチャネル品質またはメッセージ構造決定器 | |
| JPH0846663A (ja) | トレリス符号化直角振幅変調（ｑａｍ）信号復号化システム及びその方法 | |
| US6269124B1 (en) | Data transmission system, receiver, and recording medium | |
| CA2179082A1 (en) | Viterbi decoder with l=2 best decoding paths | |
| JP2001501055A (ja) | 同一チャンネル信号のジョイント検出による干渉緩和 | |
| CA2108494C (en) | A frequency hopping code division multiple access radio communication unit | |
| KR20020018643A (ko) | 고속 ｍａｐ 디코딩을 위한 방법 및 시스템 | |
| US20110069795A1 (en) | Method and System For Decoding Single Antenna Interference Cancellation (SAIC) and Redundancy Processing Adaptation Using Frame Process | |
| US7339910B2 (en) | Power saving in communication terminals | |
| JPH09214361A (ja) | データ復号装置 | |
| CA2275643C (en) | Receiver decoder circuitry, and associated method, for decoding a channel encoded signal | |
| RU2214679C2 (ru) | Способ квантования для итеративного декодера в системе связи | |
| US7340670B2 (en) | Decoding apparatus, communication apparatus and decoding method | |
| US6542559B1 (en) | Decoding method and apparatus | |
| JP2002501328A (ja) | 情報を、ソース制御チャネルデコーディングを使用してコーディング、デコーディングおよび伝送するための方法および装置 | |
| CA2354466A1 (en) | Device and method for normalizing metric value of component decoder in mobile communication system | |
| JP2008141312A (ja) | 符号化装置、復号装置、送信機及び受信機 | |
| US7386779B2 (en) | Systems and methods for correcting errors in a received frame | |
| EP0655843B1 (en) | Digital receiver with minimum cost index register | |
| WO2002021784A1 (en) | Soft-output error-trellis decoder for convolutional codes |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
| R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
| R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20081130 Year of fee payment: 7 |
|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |