JPH114269A - デジタル伝送システムおよび方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 入力データを保護するために、パンクチャ
（抑止）された生成コードを直角振幅変調と結合して使
用するためのデジタル伝送システムと方法を提供する。 【解決手段】 デジタル伝送システムは、入力データ
に、パンクチャされた系統的重畳コードを適用すること
で、ブロック単位にて、生成コードを生成する。生成コ
ードのトレリスは、冗長データを加えることによって閉
鎖される。次に、こうして符号化されたデータが、直角
振幅変調シンボルに割当てられる。受信機端において、
復号手段は反復的復号を遂行する。復号手段は、ハード
判定の信頼性を計算し、出力シンボルに関するソフト判
定を供給する。本発明は、このようなシステム内で実現
されるデータ保護方法にも関し、その用途は、ケーブル
テレビジョンあるいは衛星テレビジョンに対するデジタ
ル伝送システムや地上データ放送あるいは電話回線を用
いての伝送のためのシステムなどである。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、入力データを保護
するための、前記入力データのための符号化手段および
反復的復号手段を含む、デジタル伝送システムに関す
る。ここで、前記符号化手段は、前記反復的復号を可能
にする目的で系統的重畳トレリス（convolutional trel
lis）符号化を遂行するための第一のサブセット、およ
び符号化されたデータをデジタル的に変調されたシンボ
ルに割当てるための第二のサブセットを含む。

【０００２】本発明は、また、このようなデジタル伝送
システム内で実現される入力データを保護するための方
法に関する。

【０００３】このシステムは、ケーブルテレビジョン、
衛星テレビジョン、あるいは、地上放送に対するデジタ
ル伝送、並びに電話回線その他を用いてのデジタル伝送
に利用することが可能である。

【０００４】

【従来の技術】重畳符号化(convolutional coding)とデ
ジタル変調とを組み合わせた選択的保護システムが知ら
れている。より詳細には、このようなシステムの性能を
ビットエラー率の観点から向上させるためのターボコー
ド(turbo codes)と呼ばれる新たなクラスの重畳コード
が“Near Shannon limit error-correcting coding and
decoding：Turbo-codes(1)”,C.BERROU,A.GLVIEUX,P.TH
ITIMAJHIMA，Proeedingof ICC'93,Geneva,May 1993,pp.
1064-1071 において説明されている。これらターボコー
ドは、ビットエラー率で表現した場合に、Shannonによ
って与えられる理論的限界に近い性能を持つ。これら
は、並列に連結された重畳コードである。これら重畳コ
ードは、系統的なパンクチャされた(punctured)帰納的
コード(recursive codes)に基づく。つまり、これら
は、１／２なるレートのコードから導出され、これに対
して入力ビットは、２個の出力ビットを与え、パンクチ
ャリング(puncturing)は、ビット自身に適用される。こ
のような連結は、情報を含むデータを適当にインタリー
ビング(interleaving)することによって実現される。

【０００５】受信側では、ターボ復号と呼ばれる反復的
復号が遂行される。この反復的復号は、受信されたシン
ボルを数回復号することで、ビットエラー率の観点から
システムの性能を向上させることから成る。この一連の
反復的復号は、単一のソフト判定(soft-decision)ビタ
ビ復号器(Viterbi decoder)によって遂行される。この
復号器は、ハード判定(hard decision)を生成する従来
のビタビ復号器とは異なる。上記の文献においては、復
号器の出力上のソフト判定は、ハード判定信頼性比、つ
まり、判定が正しい尤度を生成する。この復号器に続い
て出力データのインタリービングが行なわれる。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】ただし、この文献にお
いて説明されるターボコードを、これに続く反復的復号
と共に使用する方法では、１／２なるレートのコードか
ら来るパンクチャされた系統的コードの制約を、特に、
このコードが、これらと共に用いられるデジタル変調と
別個に加えられる場合は、抑制することはできない。よ
り詳細には、これらコードは、低いスペクトラル効率
（２ビット／秒／Ｈｚ以下）を持つ変調、例えば、ＭＤ
Ｐ２およびＭＤＰ４位相変調にしか使用できないという
短所を持つ。つまり、これらコードに対応するビットレ
ートは、最大でも使用される帯域の２倍である。固定さ
れた占拠帯域に対してビットレートを増加させるために
は、直角振幅変調（quadrature amplitude modulation:
ＱＡＭ）タイプの高いスペクトラル効率の変調を利用す
ることが求められる。ただし、上に説明のパンクチャさ
れた重畳コードを、ＱＡＭ変調と平置して使用する方法
では、これらコードが、この変調を考慮して設計されて
ないために、最適な性能を達成することが不可能であ
る。

【０００７】

【課題を解決するための手段】本発明の一つの目的は、
このようなデジタル伝送システムの性能を向上させるこ
と、最小のＳ／Ｎ比にてシステムが正しく機能すること
を保証すること、およびスペクトル効率を向上させるこ
とに関する。

【０００８】この目的が、本発明によるシステムによっ
て達成される。このシステムの第一のサブセットは、Ｍ
／２Ｍなる符号化レートを持つ系統的重畳トレリス符号
化を利用する。ここで、Ｍは、１より大きな整数であ
る。このシステムは、より高い符号化レートを得るため
に、前記シンボルにパンクチャリング（抑止）動作を施
す。こうして得られたパンクチャ（抑止）された系統的
重畳コードが、生成コードをブロック毎に生成するため
に使用される。この重畳コードのトレリスは、冗長デー
タを追加することによって閉鎖される。前記生成コード
は、前記パンクチャ（抑止）された系統的重畳コードを
介して符号化されたデータを集めるマトリックスのロウ
符号化およびカラム符号化によって生成された要素によ
って形成される。このシステムの第二のサブセットは、
前記生成コードを、２^2M個の状態を持つ直角振幅変調と
結合する。前記反復的復号としては、ブロック復号が用
いられる。

【０００９】符号器手段は、生成コードおよび追加の冗
長データを系統的重畳コードに基づいて生成するため
に、出力状態および冗長シンボルを入力状態およびデー
タシンボルに基づいて定義する状態マシーンと呼ばれる
手段から構成される。

【００１０】好ましくは、この状態マシーンは、系統的
重畳コードの冗長シンボルおよびトレリスを閉鎖するた
めに使用されるシンボルを決定するための読出テーブル
に結合される。

【００１１】本発明は、このようなデジタル伝送システ
ム内で実現される入力データを保護するための方法にも
関する。この方法は、前記入力データに対する符号化フ
ェーズおよび反復的復号フェーズを含む。前記符号化フ
ェーズは、前記反復的復号を可能にするための第一の系
統的重畳トレリス符号化ステップを含む。この第一のス
テップと組み合わせて、前記符号化されたデータを、デ
ジタル的に変調されたシンボルに割当てる第二のステッ
プが使用される。本発明は、前記第一のステップの際
に、前記系統的重畳トレリス符号化が、Ｍ／２Ｍなる符
号化レートを持つことを特徴とする。ここで、Ｍは１よ
り大きな整数である。前記符号化の過程において、より
高い符号化レートを得るために、前記シンボルにパンク
チャリング（抑止）動作が施される。こうして得られた
パンクチャ（抑止）された系統的重畳コードが、生成コ
ードをブロック毎に生成するために使用される。この重
畳コードのトレリスは、冗長データを追加することによ
って閉鎖される。前記生成コードは、前記パンクチャ
（抑止）された系統的重畳コードを介して符号化された
データを集めるマトリックスのロウ符号化およびカラム
符号化によって生成された要素によって形成される。前
記第二のステップは、前記生成コードを、２^2M個の状態
を持つ直角振幅変調と結合する。前記反復的復号として
ブロック復号が用いられる。

【００１２】ここでは、Ｍ／２Ｍ（好ましくは２／４）
なるレートを持つ系統的重畳符号化、および、より高い
レート（好ましくは、７／８なるレート）を得るため
に、これにパンクチャリング（抑止）を施すことについ
て述べられる。このコードが、２^2M−状態のデジタル変
調（１６−ＱＡＭ）と結合され、この符号化とパンクチ
ャリングード（抑止）の結合によって、最適性能が達成
される。この例（Ｍ＝２，レート＝７／８）によると、
このような符号化は、ビットストリームを処理すること
によって得られる。より詳細には、この処理において
は、入力ビットと呼ばれるビットが、ペアにて結合さ
れ、これらが、出力ビットと呼ばれる４個のビットに符
号化される。次に、４個の出力ビットにパンクチャリン
グ（抑止）動作を施すことによって、１４個の入力ビッ
トに対して、１６個の出力ビットが得られる。２Ｍ個の
出力ビット（それぞれ４ビット）は、２個の２^M−レベ
ルシンボル（｛＋１，−１，＋３，−３｝なる４レベル
シンボル）、つまり、２個の実数の２^M−レベル振幅変
調シンボルを選択し、シンボル当たり、Ｍ個の出力ビッ
トを得る（４−レベル４−ＡＭ変調の場合は、シンボル
当たり、２個の出力ビットを得る）。符号器の下流にお
いて、２^M−ＡＭ（４−ＡＭ）変調出力シンボルについ
て、パンクチャリング（抑止）動作が施される。このパ
ンクチャリング動作は、パンクチャリングマトリックス
によって定義される。生成コードは、パンクチャ（抑
止）された系統的重畳コードを、情報ビットを含むマト
リックスのロウとカラムに適用することによって実現さ
れる。トレリスを閉鎖するために、各ロウおよび各カラ
ムに冗長データが追加される。最後に、生成コードに従
ってマトリックスから来る４−ＡＭシンボルがペアにて
結合され、１６−ＱＡＭシンボルが生成される。符号化
されたデータは次に従来の方法によって搬送波を用いて
送信される。

【００１３】受信機端におけるターボ復号の遂行を可能
にするために、生成コードは、系統的であることを要求
される。従って、系統的重畳コードを使用することが必
要である。つまり、入力データシンボルを符号化した後
に、出力上に入力シンボルが変化することなく現われる
ことが必要とされる。

【００１４】後に説明されるＭ／２Ｍ、例えば、２／４
なるレートの重畳コードが、パンクチャリング（抑止）
の後に最適化されるように、つまり、ある与えられたＳ
／Ｎ比に対して、特に、４−ＡＭあるいは１６−ＱＡＭ
変調に対して、最小のエラー率を与えるように設計され
る。

【００１５】こうして、Ｓ／Ｎ比およびスペクトラル効
率の両方の観点から最適な性能を持つシステムが、２／
４なるレートの系統的重畳符号化を最適な方法にて実現
する符号器構造と、最適な方法にてパンクチャリングを
実現するパンクチャリングマトリックスの組合せによっ
て得られる。この符号器構造とパンクチャリングマトリ
ックスが、一緒に動作したとき、最適になるようにされ
る。最適なパンクチャリングマトリックスは、求められ
る最終的なレートに依存する。

【００１６】本発明においては、ここに開示される系統
的重畳コードを使用する生成コードは、直角振幅変調
と、並置されるのではなく、結合される。

【００１７】このシステムは、さまざまな長所を持つ。

【００１８】本発明のシステムは、パンクチャ（抑止）
された２進コードをＭＤＰ４位相変調と結合して利用す
る従来の技術によるシステムと比較して、２倍高い伝送
容量（２〜４ビット／秒／Ｈｚの間のスペクトラル効
率）を持つ。

【００１９】このシステムは、生成コードの反復的復号
を遂行するために単一のソフト判定復号器のみが必要と
されるために、ハードウエアがあまり複雑にならない。

【００２０】好ましくは、２／４なるレートの系統的重
畳コードが使用され、２個の入力ビットに対して、４個
の出力ビットが生成される。４個の出力ビットを、２個
の入力ビットと符号器の状態（メモリ）の関数として生
成するための関数が、１６−ＱＡＭ変調に対して最適化
される。

【００２１】パンクチャリングは、４−ＡＭシンボルに
対して、つまり、４つの可能な値（＋１，−１，＋３，
−３）を取る実数シンボルに対して適用され、従来の技
術によるパンクチャリングのようにビットには適用され
ない。

【００２２】好ましくは、７／８なるレートの系統的重
畳コードが選択され、これらコードのユークリッド距離
を最小にすることと、１６−ＱＡＭ変調を最大化するこ
とで、性能の向上が図られる。これは、より具体的に
は、符号化と変調を結合することに関する。

【００２３】本発明のこれらおよびその他の特徴が、以
下に説明される実施例を参照することで、明白となるも
のである。

【００２４】

【発明の実施の形態】図１は、本発明によるベースバン
ドデジタル伝送システムの略図である。ソース５から入
来する保護されるべき入力データは、例えば、これらを
別個にアドレスすることが可能なロウ(rows)とカラム(c
olumns)とによって形成されるメモリ１０に格納するこ
とによってマトリックスに編成される。このシステム
は、ロウ符号化手段１２、およびカラム符号化手段１４
を含む。これら二つの符号化手段は、４−ＡＭデジタル
変調シンボルに割当てられるデータを生成する。割当て
要素１６は、４−ＡＭシンボルを１６−ＱＡＭシンボル
に変換する。この１６−ＱＡＭシンボルは、４−ＡＭ生
成コード出力シンボルをペアにて結合することによって
得られる。

【００２５】これらシンボルは、チャネル１９を通じて
受信機手段に従来の技術に従って送信される。受信され
たデータは、一時メモリ手段２０（例えば、メモリ）に
パスされる。このメモリ手段は、後に詳細に説明される
ループ処理を遂行するために用いられる。メモリ手段２
０の出力から、データは、ビタビ復号器２２に入る。ビ
タビ復号器２２は、二つの出力を持つ。一つは、ハード
判定出力２１であり、これは、各反復に対して得られた
推定シンボルを供給し、もう一つは、ソフト判定出力２
３であり、これは、メモリ２０にデータインタリーバ(d
ata interleaver)２４を通じてループバックする。推定
シンボルの信頼性は、反復処理の反復につれて向上す
る。平均的には、エラー率で測った信頼性の向上は、４
〜５回の反復によって達成される。

【００２６】

【表１】 生成コードを得るために、マトリックスのロウの符号化
が以下に示される方法（図２）に従ってロウ符号器(row
coder)によって遂行される。ここでは、一例として、
符号器１３０による７／８なるレートのパンクチャされ
た系統的重畳コードの符号化について説明される。７個
の有効な情報シンボル（表１を参照）から、７個の有効
なシンボル（系統的重畳コード）に１個の冗長シンボル
が加えられた８個のシンボルが生成される。マトリック
スの第一のロウの符号化について考える。これは、以下
のように、７個の情報シンボル、つまり、１４ビットの
Ｎ個のブロックによって形成される： （Ｓ₁₁，．．．Ｓ₁₇）（Ｓ₁₈，．．．．
Ｓ_1,14），．．．，（Ｓ_1,7(N-1)+1，．．．Ｓ_1,7N） パンクチャ系統的重畳コードの各ブロックに対して、冗
長シンボル（つまり、２ビット）が計算される（図
２）。ブロック１によってＲ₁₁が生成され、ブロック２
によってＲ₁₂が生成され、これがブロックＮによってＲ
_1,Nが生成されるまで行なわれる。

【００２７】符号器の初期状態は０であるものと想定す
る。そして、Ｒ_1,Nの生成を終えた時点では、符号器
は、状態σ（Ｎ）となる。トレリスは、トレリスの状態
を０に強制することによって閉鎖される。より詳細に
は、１６−状態コードに対しては、重畳コードトレリス
内の２個の遷移に対応する２個の情報シンボルＴＲ₁₁お
よびＴＲ₁₂が生成され、これによって、これら２つの遷
移の後に状態σが０に到達するようにされる。より多く
の状態を持つコードに対しては、より多くのトレリス閉
鎖シンボルを使用することが必要である。これらシンボ
ルＴＲ₁₁およびＴＲ₁₂は、ロウの符号化の後のトレリス
状態σ（Ｎ）の関数であり、σ（Ｎ）にてアドレスされ
たテーブルによって生成される。

【００２８】ロウ符号器は、以下のように動作する（図
２）。７／８なるレートの入力シンボルｄ₀，ｄ₁が符号
器１３０に入ると、符号器１３０は、７個の情報シンボ
ルから成るブロックに対する冗長シンボルを供給する。
マルチプレクサ１２９は、これらシンボルをシリアル化
する。こうして、マルチプレクサ１２９は、その出力１
３１の所に、８個のシンボルからなるグループを順番に
生成する。ここで、各グループは、７個の情報シンボル
と、そのブロックに対応する一つの冗長シンボルによっ
て形成される。マルチプレクサ１２９は、８個の連続す
るシンボルから成る全てのグループを供給する。全ての
グループが抽出された時点で、マルチプレクサは、閉鎖
シンボルを決定するための要素１２４によって供給され
る２個のトレリス閉鎖シンボルを抽出する。

【００２９】シンボルＴＲ₁₁およびＴＲ₁₂は、おのおの
が２ビットを持つ２個のシンボルによって形成される。
以下に示す表２は、これら２ビットによって取られる値
を、２進表現にて、１６−状態コードに対する符号器の
状態の関数として与える。各シンボルのビットの値は、
テーブルの説明を容易にするために、１０進表記によっ
ても与えられている。

【００３０】

【表２】 シンボルＴＲ₁₁およびＴＲ₁₂は、符号器の状態によって
アドレスされる読出テーブル１２４内に格納される。

【００３１】他のロウについても同様に処理される。

【００３２】カラムに対しても、カラム符号器１４によ
って、同様な処理が実現される。第一のカラムの第一の
ブロックは、Ｓ₁₁，Ｓ₂₁．．．Ｓ_7N,1によって形成され
る。各ブロックに対して一つの冗長シンボルが対応す
る。例えば、シンボルＣ_1,1は、最初のブロックに対応
し、シンボルＣ_N,1は、最後のブロックに対応する。第
一のカラムに対するトレリス閉鎖冗長シンボルは、ＴＣ
₁₁およびＴＣ₂₁である。初期情報シンボル、ロウおよび
カラムの符号化冗長シンボル、並びにトレリス閉鎖シン
ボルから形成される全てのデータから生成コードが形成
される。図１の略図に従って実現される生成コードの符
号化の結果として、表１に示すようなマトリックスが形
成される。

【００３３】生成コードの一つのロウによって一つのシ
ンボルブロックが形成される。このシンボルブロック
が、４−ＡＭの変調を持つシンボルを符号化するために
用いられる。初期情報シンボルは、ロウ毎に読まれて
も、カラム毎に読まれても、生成コード内において変わ
らないために、生成コードのカラムの利用においては、
初期情報シンボルを再度使用する必要はない。このため
に、カラム符号器１４は、４−ＡＭ変調シンボルの符号
化のために、生成コードのカラムの冗長シンボルのみを
使用する。生成コードのロウおよびカラムからの４−Ａ
Ｍを用いて、割当て要素１６内で１６−ＱＡＭ変調が符
号化される。

【００３４】シンボルの性能を向上させるために、計算
された冗長シンボルについても符号化することも可能で
ある。この場合は、７Ｎ×７Ｎの情報マトリックスが、
ロウとカラムに従って符号化され、上に説明されたのと
同様にして、ロウ冗長（シンボルＲ_ijおよびＴＲ_ij）
と、カラム冗長（シンボルＣ_ijおよびＴＣ_ij）が得られ
る。次に、ロウ冗長をカラムについて符号化し、カラム
冗長をロウについて符号化することによってシンボルの
性能が向上される。例えば、７Ｎ個のシンボル
（Ｒ₁₁，．．．Ｒ_7N1）のブロックを符号化することに
よって、７／８なるコード冗長から来るＮ個のカラム冗
長シンボル（ＲＣ₁₁，．．．ＲＣ_N,1）と、２個のトレ
リス閉鎖冗長シンボル（ＲＣＴ₁₁，ＲＣＴ₂₁）が得られ
る。ロウ冗長の他のカラム（Ｒ_1,j，．．．Ｒ_7N,j）
（ｊ＝１，．．．Ｎ）、および２個のトレリス閉鎖カラ
ム（ＴＲ₁₁．．．ＴＲ_7N,1）および（ＴＲ₁₂，．．．Ｔ
Ｒ_7N,2）についても同様に符号化される。カラム冗長の
ロウ、つまり、ロウ（Ｃ_i,1，．．．Ｃ_{i ,7N}）（ｉ＝
１，．．．Ｎ）、および２個のトレリス閉鎖ロウ（ＴＣ
₁₁，．．．ＴＣ_1,7NおよびＴＣ₂₁，．．．ＴＣ_2,7N）に
ついても同様に符号化される。結果として、以下のマト
リックスが得られる：

【００３５】

【表３】 この二重冗長(double redundancy)符号化を行なうため
の符号器の略図を図７に示す。図１と同一の要素は、同
一の番号によって示す。ここに説明されるケースにおい
ては、メモリ１０は、４９Ｎ²個のシンボルを含む。も
う一つのメモリＭＲは、７Ｎ（Ｎ＋２）個のロウ冗長シ
ンボル（シンボルＲ_i,j，ＴＲ_i,j）を含む。もう一つの
メモリＭＣは、７Ｎ（Ｎ＋２）個のカラム冗長シンボル
（シンボルＣ_i,jおよびＴＣ_i,j）を含む。これらメモリ
ＭＲおよびＭＣは、メモリ１０の内容のロウおよびカラ
ム符号化を終えた後にロードされる。次に、ＭＲの内容
の符号化がカラムに従って遂行され、ＭＣの内容の符号
化がロウに従って遂行され、この結果として、それぞ
れ、（Ｎ＋２）²個の４−ＡＭシンボル（ＲＣ_ij，ＴＲ
Ｃ_ij，ＲＣＴ_ij，ＴＲＣＴ_ij）および（Ｎ＋２）²個の
４−ＡＭシンボル（ＣＲ_ij，ＣＲＴ_ij，ＴＣＲ_ij，ＴＣ
ＲＴ_ij）が生成される。スイッチ１３および１５の設計
によって、コントローラ１７の制御下で動作が正しく進
行することが確保される。

【００３６】最後に、表１あるいは表３の生成コードの
各コード語に対して形成された全ての４−ＡＭシンボル
がペアに再グループ化され、１６−ＱＡＭ星座の複合シ
ンボルの形式にてチャネルを通じて（整列順序にて）送
信される。

【００３７】冗長を符号化しない場合の生成コードのレ
ートは： ρ₁＝７Ｎ／（９Ｎ＋４） である。スペクトラル効率は、このレートの４倍に等し
い。このために、スペクトラル効率は、Ｎ＝１２に対し
ては、３ビット／秒／Ｈｚとなる。

【００３８】一方、冗長の二重符号化を行なった場合
は、生成コードのレートは： ρ₂＝４９Ｎ²／（６５Ｎ²＋３６Ｎ＋８） となる。従って、Ｎ＝１２の場合、２．８８ビット／秒
／Ｈｚなるスペクトラル効率が得られる。冗長の符号化
のために、スペクトラル効率が、０．１２ビット／秒／
Ｈｚだけ低下するが、ただし、システムの性能は向上す
る。

【００３９】本発明は、情報データの系統的重畳符号化
に関する。図３は、パンクチャされた系統的重畳符号器
の実施例を示す。これは、図１のロウおよびカラム符号
器の部分を構成する。図３は、２／４なるコードを縦続
し、コードをパンクチャリングすることによって、いか
にして、７／８なるコードを実現するかについて示す。
符号化されるべき入力情報シンボル（ｄ₀（ｋ），ｄ
₁（ｋ））が接続１１９を介して到着する。２／４なる
レートの系統的重畳コードを生成するために、処理が２
ビットのブロックにて行なわれる。これら２ビットは、
変調手段１２７による４−ＡＭ変調の符号化には、変化
されずに、Ｙ₃，Ｙ₂として用いられ、この結果として情
報シンボルＵ１（ｋ）が生成される。これらビット
Ｙ₃，Ｙ₂の４−ＡＭシンボルの割当てを表４に示す。

【００４０】

【表４】 他方において、同一の入力シンボルが、状態マシーン１
２２に入る。状態マシーン１２２は、先行する状態σ_k
に基づいて復号器の一連の状態σ_k+1を決定する。遅延
要素１２５は、１シンボル期間の時間シフトを確保す
る。状態マシーン１２２は、２個のビットＹ₀，Ｙ₁を生
成する。これらのビットは、４−ＡＭ変調を符号化する
ために用いられる（ブロック１２６）（表４）。この後
部に、コードをパンクチャリングして、シンボルＵ２
（ｋ）を生成するための手段１２８が入れられる。

【００４１】Ｍ／２Ｍより高いレートのコードを得るに
は、冗長シンボルＵ２をパンクチャリングすることが必
要である（図３）。パンクチャリング動作の際に、幾つ
かの冗長シンボルの伝送が、パンクチャリングマトリッ
クスと呼ばれるマトリックスの関数として周期的に抑止
される。パンクチャリングは、ある瞬間においてシンボ
ルＵ２の幾つかを送信しないことから成る。マトリック
スにおける０は、対応するシンボルが送信されなかった
ことを意味する。例えば、ここでは、一例として、２／
４なるレートのコードのパンクチャリングについて考え
るが、この結果として、出力上には、７／８なるレート
のパンクチャされたコードが得られる。２／４なるレー
トの重畳コードにおいては、７個の情報シンボル
（ｄ₁，ｄ₀）に基づいて、同一のシンボルＵ１（４−Ａ
Ｍシンボル）と共に、ブロックの７番目（最後）のシン
ボルの符号化の際に生成される冗長ビット（Ｙ₃，Ｙ₂）
に対応する１つの冗長シンボルＵ２が送信される。１６
−状態コードのパンクチャリングマトリックスは、以下
の通りである：

【００４２】

【数１】 このマトリックスの第一のロウは、シンボルＵ１と関係
し、第二のロウは、シンボルＵ２と関係する。

【００４３】マトリックスの各カラムについて４ビット
を送信する代わりに、マトリックスに０を含むカラムに
ついては、２ビットのみが送信される。こうして、マト
リックスＡを使用してのパンクチャリング（抑止）を行
なった場合、７周期において、２／４なるレートの母コ
ードによって生成された１４個のシンボルの内の８個の
シンボルのみが送信されることとなる。

【００４４】このために、パンクチャされたコードのレ
ートは、パンクチャしないコードのレートよりも高くな
る。つまり、符号器の入力上の同一の数の情報に対し
て、送信されるビットの数は、パンクチャしないコード
の場合より少なくなる。

【００４５】デバイス１２６，１２７内において、瞬間
ｋＴにおいて、ビット（Ｙ₀，Ｙ₁）（Ｙ₂，Ｙ₃）が、そ
れぞれ、４−ＡＭ振幅変調のシンボルＵ１およびＵ２を
選択するために用いられる。

【００４６】図４は、状態マシーン１２２と置換するこ
とが可能な２／４なるレートの系統的重畳符号器の略図
を示す。入力シンボルｄ₀（ｋ）およびｄ₁（ｋ）は、デ
バイス２１０に入る。デバイス２１０は、線形関数Ｆ２
を適用し、この結果として、２個のシンボルａ
₀（ｋ）、およびａ₁（ｋ）を生成する。これら２個のシ
ンボルは、二つのシフトセルの連鎖２２０₀，２２
０₁，．．．２２０_ν0、および２２２₀，２２
２₁，．．．２２２_ν1に入るが、これらは、これらの最
後のセルの出力上に、おのおのの遅延されたシンボルａ
₀（ｋ−ν０）およびａ₁（ｋ−ν１）を生成する。全て
の遅延されたセルの出力は、線形関数Ｆ２を適用するデ
バイス２１０、および線形関数Ｆ１を適用するディスク
２１５に入る。デバイス２１５は、シンボルａ₀（ｋ）
およびａ₁（ｋ）も受信する。デバイス２１５は、符号
化されたシンボルＹ₀（ｋ）およびＹ₁(ｋ）を生成す
る。これは、変調手段１２６に入り、変調手段１２６
は、シンボルＵ２を生成する。

【００４７】一例として、系統的重畳コードは、図４の
回路によって得られる。ここで、関数Ｆ１およびＦ２
は、以下の値を持つ： −関数Ｆ１：

【００４８】

【数２】 ここで、Σは、モジュロ−２総和（modulo−２ sum）を
表す。

【００４９】−関数Ｆ２：

【００５０】

【数３】 係数ｈ^l _ijは、二進係数であり、（ａ₀（ｋ−ｌ），ａ₁
（ｋ−ｌ’））（ここで、ｌ＝１，．．．，ν₀、ｌ’
＝１，．．．，ν₁）は、瞬間ｋにおける符号器の状態
σ_kを表す。

【００５１】図５は、遅延セルの数が、ν₀＝ν₁＝２に
制限された場合、つまり、２／４なるコードを１６状態
に変調するための特定のケースを示す。関数Ｆ１および
Ｆ２は、総和セル２３０₀，２３０₁，２３０₂，２３０₃
を用いて実現される。

【００５２】−総和セル２３０₀は、ｄ₀（ｋ），ａ
₁（ｋ−２）および総和セル２３０₁の出力を受信し、ａ
₀(ｋ）を供給する。

【００５３】−総和セル２３０₁は、ｄ₁（ｋ），ａ
₀（ｋ−１），ａ₀（ｋ−２）および２３０₂の出力を受
信し、ａ₁（ｋ）を供給する。

【００５４】−総和セル２３０₂は、ａ₁（ｋ−１）およ
びａ₁（ｋ−２）を受信する。

【００５５】−総和セル２３０₃は、ａ₀（ｋ），ａ
₀（ｋ−１），ａ₁（ｋ）および総和セル２３０₂の出力
を受信する。

【００５６】図５の回路に関する式は、以下の通りであ
る：

【００５７】

【数４】 図６は、上に説明された２／４なる系統的重畳コードの
トレリスを示す。これは、符号器の状態σ（ｋ）から状
態σ（ｋ＋１）への可能な遷移の全てを示す。これが以
下のように方法で分析される。

【００５８】状態σ（ｋ）＝［ａ₀（ｋ−１），ａ₀（ｋ
−２），ａ₁（ｋ−１），ａ₁（ｋ−２）］＝［０００
０］に基づいて、符号器は、４個の状態［００００］
［１０００］［００１０］［１０１０］に遷移すること
ができる。これら遷移に対して、それぞれ、有効なペア
（Ｕ₁，Ｕ₂）が生成される。これらは、１０進表記に
て、［００］［１２］［３２］［２０］として表現され
る。トレリスのアセンブリが同様にして分析される。

【００５９】図８は、本発明による二重判定ビタビ復号
手段２２の段を概略的に示す。この復号手段２２は、以
下を含む： −距離を計算するためのサブセット２２０ −ハード判定を生成する実際のビタビ復号器２２２ −判定の信頼性を計算するためのサブセット２２４ −ソフト判定を計算するためのサブセット２２６ パンクチャされた系統的重畳コードの復号は、ソフト判
定復号アルゴリズムを適用することから成る。説明を簡
単にするために、７／８なるレートのパンクチャされた
系統的重畳コードについて説明される。この例では、表
１において、インデックス１のロウに対して具体的に示
されるように、一連の生成コードは、送信端から送られ
てくる以下のシンボルによって形成される（書くのを簡
単にするために、ラインインデックス、ここでは、ｉ＝
１は、以下では省略される）： −７Ｎ個の情報シンボル： Ｓ＝Ｓ₁，．．．Ｓ_7N −Ｎ個のコード冗長シンボル： Ｒ＝Ｒ₁，．．．，Ｒ_N −２個のトレリス閉鎖シンボル： ＴＲ＝ＴＲ₁，ＴＲ₂ 送信チャネルの不完全さのために、受信されたシンボル
Ｄ⁽⁰⁾＝（Ｄ⁽⁰⁾ ₁，．．．Ｄ⁽⁰⁾ _8N+2）は、送信されたシ
ンボルとは差異を生ずる。

【００６０】受信機端で、チャネルを通じて送信された
１６−ＱＡＭシンボルに対応する複合シンボルが受信さ
れる。各複合シンボルは、２個の実数シンボルのシーケ
ンスであると見なされる。そして、これら実数シンボル
が、メモリ２０（図１）内に、送信機端に定義されるマ
トリックスと同一の構造を持つマトリックスに従って格
納される。これら受信された実数シンボルは、送信機端
で使用されたのと同一の順番を維持してマトリックスに
配列される。復号プロセスとしては、反復的プロセスが
用いられる。つまり、マトリックスのロウが最初に復号
され、次に、カラムが復号される。各反復に対して復号
されるべきロウあるいはカラムの数は、表１の場合（冗
長の符号化を行なわない場合）は、７Ｎに等しく、冗長
を符号化する場合（表３）は、８Ｎ＋２に等しい。

【００６１】最初に、マトリックスのロウ、つまり、実
数シンボルのブロック；Ｄ^(i-1)＝
（Ｄ^(i-1) ₁，．．．，Ｄ^(i-1) _8N+2）に対するｉ番目の
反復的復号が行なわれる。この復号によって、次の反復
に加えられる８Ｎ＋２個の実数シンボルであるブロッ
ク：Ｄ⁽ⁱ⁾＝（Ｄ⁽ⁱ⁾ ₁，．．．，Ｄ⁽ⁱ⁾ _8N+2）（ソフト出
力）と、最適判定＾Ｓ⁽ⁱ⁾＝（＾Ｓ⁽ⁱ⁾ ₁，．．．，＾Ｓ
⁽ⁱ⁾ _8N+2）が生成される。これら７Ｎ個のシンボルＤ
^(i-1) ₁，．．．Ｄ^(i-1) _7Nは、情報シンボルに対応し、
Ｎ個のシンボルＤ^{( i-1)} _7N+1，．．．，Ｄ^(i-1) _8Nは、７
／８なるコードの冗長シンボルに対応し、２個のシンボ
ルＤ^(i-1) _8N+1，およびＤ^(i-1) _8N+2は、トレリス閉鎖シ
ンボルであるものと想定する。これらシンボルが、以下
のような順番で処理される：

【００６２】

【数５】 復号は、６つのステップによって遂行される。以下に、
Ｄ⁽ⁱ⁾からＤ^(i-1)を導出する方法にて説明する。

【００６３】第一のステップにおいて、距離(metrics)
を計算するためのサブセット２２０（図８）が、各シン
ボルＤ^(i-1) _kに対して、４−ＡＭ変調の各シンボルＵに
対する距離(metric)であるＭＥＴ（Ｕ）の計算を以下の
ように行なう： ＭＥＴ（Ｄ^(i-1) _k，Ｕ）＝｜Ｄ^(i-1) _k−Ｕ｜² （ｋ＝
１，．．．８Ｎ＋２） こうして、ビタビ復号器に加えられる距離は以下の通り
となる。つまり： ａ）パンクチャリング（冗長パンクチャリング）が適用
されたトレリスの遷移に対しては、シンボル：

【００６４】

【数６】 がビタビ復号器に加えられる。

【００６５】この場合、各シンボルに対して、遷移１，
２．．．６，８．．．１４，７ｌ＋１，．．７ｌ＋
６，．．．７Ｎ−６，．．．７Ｎ−１，８Ｎ＋１，８Ｎ
＋２の際に、トレリスのブランチの４つの距離(metric
s)が計算される。

【００６６】ｂ）パンクチャリングが適用されないトレ
リスの遷移（全ての７個の遷移）に対しては、シンボ
ル：

【００６７】

【数７】 がビタビ符号器に加えられる。ここで、ＵおよびＶは、
２個の４−ＡＭシンボルである。

【００６８】これら距離は、遷移番号７，１４，．．．
７ｌ，．．．７Ｎの際のトレリスブランチの距離であ
る。

【００６９】第二のステップにおいて、サブセット２２
２が、受信されたシンボルシーケンスの従来のビタビ復
号を遂行する。この結果、ロウの最適復号（ハード判
定）シーケンス： ＾Ｓ⁽ⁱ⁾＝＾Ｓ⁽ⁱ⁾ ₁，．．．＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _7N，＾
Ｓ⁽ⁱ⁾ _7N+1，．．．＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _8N+2 が得られる。

【００７０】復号された状態に対応して、＾σ⁽ⁱ⁾＝＾
σ⁽ⁱ⁾ ₀，．．．＾σ⁽ⁱ⁾ _7N+2なる状態のシーケンスが得
られる。これは、７Ｎ＋２個の遷移あるいはブランチに
対応し、＾σ⁽ⁱ⁾ ₀＝＾σ⁽ⁱ⁾ _7N+2＝０であり、０の初期
状態と、０の最終状態を持つ。各状態σ＝０，．．．１
５について、各瞬間ｊ＝１，．．．Ｎ＋２に対して、状
態Ｍ⁽ⁱ⁾ _j（σ）の距離のベクトルがテーブル内に格納さ
れる。ビタビ復号器によって生成されるこれらの全ての
結果は、信頼性を計算するために用いられる。

【００７１】第三のステップにおいて、サブセット２２
４内で、シーケンスの各シンボル＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _kの信頼性が、
ｋ＝１，．．．８Ｎ＋２に対して計算される。この信頼
性は、復号されたシンボルの品質（正確さの確率）を特
性化する。この信頼性は、 Ｆ⁽ⁱ⁾＝Ｆ⁽ⁱ⁾ ₁，．．．Ｆ⁽ⁱ⁾ _8N+2 と書くことができる。

【００７２】オーダｋのシンボルの信頼性は以下のよう
に書くことができる：

【００７３】

【数８】 この最小は、単に、シンボル＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _kに隣接して位置す
る復号された４−ＡＭを生成するエラー経路(error pat
h)に対応する。

【００７４】信頼性の計算は、以下のアルゴリズム（図
９）に従って遂行される。ビタビ復号シーケンス＾Ｓ
⁽ⁱ⁾ _kは、長さ７Ｎ＋２のトレリス内のある経路に対応す
る。判定＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _kの信頼性Ｆ⁽ⁱ⁾ _kを、ｋ＝１，．．．８
Ｎ＋２について計算するためのアルゴリズムは以下の通
りである：つまり、このアルゴリズムは、＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _k，Ｍ
⁽ⁱ⁾ _k（σ），Ｄ^(i-1) _kの値を計算することから開始され
る。Ｆ⁽ⁱ⁾＝（Ｆ⁽ⁱ⁾ _k，ｋ＝１，．．．８Ｎ＋２）が、
無限に初期化される。実際には、Ｆ⁽ⁱ⁾（ｋ＝
１，．．．８Ｎ＋２）に十分に高い値が割当てられる。

【００７５】次に、ｋ＝７Ｎ＋２，．．．２（ステップ
３０２）に対して、以下の動作が遂行される（ここで、
ｋは、ある瞬間（遷移インデックス）に対応する）： ａ）復号経路内のｋ番目の遷移の後の符号器の状態＾σ
⁽ⁱ⁾kに基づいて、復号経路内の（ｋ−１）番目の遷移の
後の状態＾σ⁽ⁱ⁾ _k-1と、＾σ⁽ⁱ⁾ _kの３個の他の先駆状
態、つまり、σ⁽ⁱ⁾ _j,k-1（ｊ＝１，２，３）を見つける
（ステップ３０４）。この目的に対して、ビタビ復号器
によって、＾σ⁽ⁱ⁾ _kの値が、ｋを１から８Ｎ＋２まで変
えることによって生成され、＾σ⁽ⁱ⁾ _j,k-1がメモリ内に
格納される。

【００７６】ｂ）状態距離(state metrics)
σ⁽ⁱ⁾ _1,k-1，σ⁽ⁱ⁾ _2,k-1，σ⁽ⁱ⁾ _3,k-1，および＾σ⁽ⁱ⁾
に基づいて、以下が、ｋ＝１，．．．７Ｎ＋２に対して
計算され、ビタビ復号器内に格納される：

【００７７】

【数９】 状態＾σ⁽ⁱ⁾ _kの３個の累積距離が３個の状態σ⁽ⁱ⁾ _j,k-1
（ｊ＝１，２，３）から来る３個の経路に対して計算さ
れる。これら３個の累積距離(cumulated metrics)は、
瞬間ｋ−１から瞬間ｋへの遷移がパンクチャリング（７
の倍数ｋ）に対応する場合は：δ（ｊ）＝Ｍ⁽ⁱ⁾ _k-1（σ
⁽ⁱ⁾ _1,k-1）＋（Ｉ⁽ⁱ⁾ _j,k−Ｄ^(i-1) _k）²となり、瞬間ｋ
−１から瞬間ｋへの遷移に対してパンクチャリングが存
在しない場合（ステップ３０６）は：δ（ｊ）＝Ｍ⁽ⁱ⁾
_k-1（σ⁽ⁱ⁾ _1,k-1）＋（Ｉ⁽ⁱ⁾ _j,k−Ｄ^(i-1) _k）²＋（Ｄ
^(i-1) _lk−Ｒ⁽ⁱ⁾ _j,lk）²となる。

【００７８】これらの式において、シンボルＤ^(i-1) _k，
Ｄ^(i-1) _lkは、ｉ番目の反復の前に受信されたシンボル
である。これは、それぞれ、瞬間（ｋ−１）から瞬間ｋ
への遷移における情報シンボルと冗長シンボルに対応す
る。シンボルＩ⁽ⁱ⁾ _j,k，Ｒ^{(i )} _j,lkは、それぞれ、４−
ＡＭ情報シンボルＵ１と冗長シンボルＵ２であり、状態
σ⁽ⁱ⁾ _j,k-1から状態＾σ⁽ⁱ⁾ _kへの遷移に割当てられる
（図６参照）。これら状態σ⁽ⁱ⁾ _j,k-1から状態＾σ⁽ⁱ⁾ _k
への遷移に割当てられるシンボルＩ⁽ⁱ⁾ _j,k，Ｒ^{(i )} _j,lk
は、ビタビ復号の際にメモリ内に格納される。インデッ
クスｌ_kは、パンクチャリング（７の倍数ｋ）が行なわ
れない場合にのみ、以下のように計算される： ｌ_k＝７Ｎ＋Ｋ／７ ｃ）最適距離と各累積距離との間の差を計算する： Δ（ｊ）＝δ（ｊ）−Ｍ⁽ⁱ⁾ _k（＾σ⁽ⁱ⁾ _k）（ｊ＝１，
２，３） ここで、Ｍ⁽ⁱ⁾ _k（＾σ⁽ⁱ⁾ _k）は、状態＾σ⁽ⁱ⁾ _kの最適距
離(optimum metric)である。

【００７９】次に、状態＾σ⁽ⁱ⁾ _kの３個の生き残った先
駆状態について調べる。生き残った先駆状態について、
オーダｊが、＾σ⁽ⁱ⁾ _kからσ⁽ⁱ⁾ _j,k-1まで増加される。
その後、状態σ⁽ⁱ⁾ _j,k-1のｊ番目のオーダの各生き残っ
た状態が、初期状態σ＝０となるまで調べられる。これ
は、遷移のインデックスをｋから１まで変動することに
よって達成される。

【００８０】複雑さを低減するために、状態σ⁽ⁱ⁾ _j,k-1
の３個の生き残た状態を、瞬間１ではなく、瞬間ｋ−Ｌ
における生き残た状態まで調べ、こうして、遷移の回数
を固定することも可能である。Ｌ＝１０とした場合は、
性能の劣化は無視できる程度である。

【００８１】ｊ番目のオーダの生き残た状態のｋ’番目
の遷移に対して割当てられた４−ＡＭシンボルが、復号
されたシンボル＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _k'および＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _7N+k'/7に対し
て比較される。ここで、第一のケースにおいては、ｋ’
は、ｋから１まで変化され、第二のケースにおいては、
ｋから（ｋ−Ｌ）まで変化される。これらが隣接する場
合（２なる距離に位置する場合）は、ｍｉｎ（Δ^(j)，
Ｆ⁽ⁱ⁾ _k'）が計算され、この最小がＦ⁽ⁱ⁾ _k'に以下のよう
割当てられる。

【００８２】つまり：シンボル＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _k'が、生き残っ
た状態ｊのｋ’番目の遷移に割当てられた情報シンボル
と隣接する場合は、Ｆ⁽ⁱ⁾ _k'＝ｍｉｎ（Δ^(j)，
Ｆ⁽ⁱ⁾ _k'）とされる（ステップ３１２）。Ｆ⁽ⁱ⁾ _7N+k'/7
に対しても同様に割当てられる。ここで、ｋ’は、７の
倍数に等しい（パンクチャリングしない場合）。

【００８３】一方、シンボル＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _7N+k'/7が、ｊ番目
のオーダの生き残った状態のｋ’番目の遷移に割当てら
れた冗長シンボルと隣接する場合は、Ｆ⁽ⁱ⁾ _7N+k'/7＝ｍ
ｉｎ（Δ（ｊ），Ｆ⁽ⁱ⁾ _7N+k'/7）とされる（ステップ３
１２）。

【００８４】ｄ）最小と対応するシンボル＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _kに隣
接するシンボル^〜Ｓ⁽ⁱ⁾ _kのテーブルを、ｋを１から８Ｎ
＋２まで変化させることで計算する。信頼性Ｆ⁽ⁱ⁾ _k'を
更新する度に、シンボル^〜Ｓ⁽ⁱ⁾ _k'を、生き残った状態
ｊのｋ’番目のオーダの遷移と関連する４−ＡＭ情報シ
ンボルと置換することによって更新する。ｋ’が７なる
倍数である場合は、シンボル^〜Ｓ⁽ⁱ⁾ _7N+k'/7に対しても
同様にする。最終的に、復号されたシンボル＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _k、
並びに、対応する隣接するシンボル^〜Ｓ⁽ⁱ⁾ _kの信頼性Ｆ
⁽ⁱ⁾ _kが、ｋ＝１，．．．８Ｎ＋２に対して得られる（ス
テップ３２６）。

【００８５】第四のステップにおいて、ソフト判定^〜Ｄ
⁽ⁱ⁾ _kを計算するために信頼性が正規化される。正規化さ
れた信頼性Ｆ^norm(i) _kの計算には、３つの方法のいずれ
かを使用することが可能である。つまり： Ｆ^norm(i) _k＝Ｆ(i)_k／￣Ｆ あるいは Ｆ^norm(i) _k＝Ｆ(i)_k＋（１−￣Ｆ） あるいは Ｆ^norm(i) _k＝（Ｆ⁽ⁱ⁾ _k／β₁）＋β₂ のいずれかが計算される。

【００８６】ここで、￣Ｆは、全マトリックスについて
計算された信頼性Ｆ⁽ⁱ⁾ _kの平均に等しく、β₁およびβ₂
は、￣Ｆ＝β₁(１−β₂）を検証する定数である。

【００８７】第五のステップにおいて、重みの付けられ
てないソフト判定が計算される（サブセット２２６）。
ソフト判定^〜Ｄ⁽ⁱ⁾ _kは、ビタビ復号器によって生成され
た最適判定＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _k、その正規化された信頼性Ｆ
^norm(i) _k、および反復ステップ４および３において生成
された４−ＡＭシンボル^〜Ｓ⁽ⁱ⁾kのシーケンスに基づい
て計算される。この４−ＡＭシンボルは、シンボル＾Ｓ
⁽ⁱ⁾ _kに隣接するシンボルである。つまり、｜^〜Ｓ⁽ⁱ⁾ _k−
＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _k｜＝２であり、これは、シンボル＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _kの後
に発生する可能性が最も高い４−ＡＭシンボルに対応す
る。シンボル^〜Ｄ⁽ⁱ⁾ _kは、以下によって与えられる：^〜 Ｄ⁽ⁱ⁾ _k＝１／２（＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _k＋^〜Ｓ⁽ⁱ⁾ _k）＋ｓｇｎ（＾
Ｓ⁽ⁱ⁾ _k−^〜Ｓ⁽ⁱ⁾ _k）Ｆ^norm(i) _k ここで、関数ｓｇｎは、以下によって定義される： こうして、シンボル^〜Ｄ⁽ⁱ⁾ _kは、＾Ｓ⁽ⁱ⁾ _kと^〜Ｓ⁽ⁱ⁾ _kの
間の判定閾値から距離Ｆ^norm(i) _kの所に位置するシンボ
ルに対応する。Ｅ（Ｆ^norm(i) _k）＝１であるために、シ
ンボル^〜Ｄ⁽ⁱ⁾ _kは、４−ＡＭシンボルの中心に位置す
る。第六のステップにおいて、性能を向上させるため
に、チャネルＤ⁽⁰⁾ _kを通じて受信されメモリ２０内に格
納されたシンボルを用いて^〜Ｄ⁽ⁱ⁾ _kに重みが付けられ
る。次にこれを用いて、Ｄ⁽ⁱ⁾ _kが以下のように計算され
る： Ｄ⁽ⁱ⁾ _k＝α_i ^〜Ｄ⁽ⁱ⁾ _k＋（１−α_i）Ｄ⁽⁰⁾ _k ここで、α_iは重み係数である。例えば、α₁＝０．６；
α₂＝０．９；そしてｉが２より大きな場合はα_i＝１と
される。目的は、第一の反復の際のエラー伝搬効果を低
減することにある。ステップ５と６は、サブセット２２
６内で一緒に遂行される。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明によるベースバンドデジタル伝送システ
ムの略図を示す。

【図２】生成コードの生成を可能にする符号器の一般回
路図を示す。

【図３】４−ＡＭ変調と結合して用いられ、パンクチャ
リング（抑止）符号化を採用する、２／４なるレートの
系統的重畳符号器の一般回路図を示す。

【図４】２／４なるレートのコードに対する符号器の特
定な実施例の略図を示す。

【図５】２／４なるレートの系統的重畳符号化を達成す
るための１６−状態符号器の特定な実施例の略図を示
す。

【図６】７／８なるレートを達成するためにパンクチャ
（抑止）される２／４なるレートのコードのトレリスを
示す。

【図７】冗長シンボルを一様に符号化するための符号器
を示す。

【図８】本発明による復号器の一般回路図を示す。

【図９】さまざまな復号ステップの流れ図を示す。

【符号の説明】

５ ソース １０ メモリ １２ ロウ符号化手段 １４ カラム符号化手段 １６ 割当て要素 １９ チャネル ２０ 一時メモリ手段 ２１ ハード判定出力 ２２ ビタビ復号器 ２３ ソフト判定出力 ２４ データインタリーバ １１９ 接続 １２２ 状態マシーン １２５ 遅延要素 １２６ 変調手段 １２７ デバイス １２８ パンクチャリング手段 ２１０ デバイス ２２０、２２２ 二つのシフトセルの連鎖 ２３０ 総和セル

フロントページの続き (71)出願人 590000248 Ｇｒｏｅｎｅｗｏｕｄｓｅｗｅｇ １, 5621 ＢＡ Ｅｉｎｄｈｏｖｅｎ， Ｔｈ ｅ Ｎｅｔｈｅｒｌａｎｄｓ (72)発明者 アメリコ、ブラジャル フランス国ビルヌーブ‐ル‐ロワ、リュ、 ジャン‐ジャック、ルソー、54 (72)発明者 ダビッド、ジャヌラ フランス国ダヌマリー、リュ、デ、リラ、 10

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】入力データを保護するためにデジタル伝送
   システム内で実現されるデジタル伝送方法であって、 前記入力データについての符号化フェーズと反復的復号
   フェーズとを備え、 前記符号化フェーズは、前記反復的復号を可能にするた
   めの系統的重畳トレリス符号化を遂行する第１のステッ
   プと、前記第１のステップと組み合わせて用いられる、
   前記符号化されたデータを、デジタル的に変調されたシ
   ンボルに割当てる第２のステップとを含み、 前記第１のステップの際に、前記系統的重畳トレリス符
   号化がＭ／２Ｍなる符号化レートを持ち、ここで、Ｍは
   １より大きな整数であり、 前記符号化の過程において、より高い符号化レートを得
   るために、前記シンボルにパンクチャリングが適用さ
   れ、こうして得られたパンクチャされた系統的重畳コー
   ドが、生成コードをブロック毎に生成するために使用さ
   れ、トレリスが冗長データの追加によって閉鎖され、 前記生成コードは、前記パンクチャされた系統的重畳コ
   ードを介して符号化されたデータを集めたマトリックス
   のロウ符号化およびカラム符号化によって生成された要
   素によって形成され、 前記第２のステップは、前記生成コードを、２^2M個の状
   態を持つ直角振幅変調と結合し、 前記反復的復号はブロック復号であることを特徴とする
   方法。
2. 【請求項２】前記系統的重畳符号化は、線形結合によっ
   て、２個の入力ビットを４個の出力ビットに符号化する
   ことを特徴とする請求項１記載の方法。
3. 【請求項３】入力データの保護を有するデジタル伝送シ
   ステムであって、 前記データを符号化するための符号化手段と反復的復号
   手段とを備え、 前記符号化手段は： −前記反復的復号を可能にするための系統的重畳トレリ
   ス符号化を遂行するための第１のサブセットと、 −前記符号化されたデータをデジタル的に変調されたシ
   ンボルに割当てるための第２のサブセットとを含み、 前記第１のサブセットは、Ｍ／２Ｍなるレートの系統的
   重畳トレリス符号化を利用し、ここで、Ｍは１より大き
   な整数であり、 前記第１のサブセットは、より高い符号化レートを得る
   ために、前記シンボルにパンクチャリング動作を施し、
   こうして得られたパンクチャされた系統的重畳コード
   が、生成コードをブロック毎に生成するために使用さ
   れ、トレリスは冗長データの追加によって閉鎖され、 前記生成コードは、前記パンクチャされた系統的重畳コ
   ードを介して符号化されたデータを集めるマトリックス
   のロウ符号化およびカラム符号化によって生成された要
   素によって形成され、 前記第２のサブセットは、前記生成コードを、２^M個の
   状態を持つ直角振幅変調と結合し、 前記反復的復号は、ブロック復号であることを特徴とす
   るデジタル伝送システム。
4. 【請求項４】前記符号化手段は、符号器の一連の状態を
   定義し、トレリス閉鎖冗長シンボルを供給するための状
   態マシーンと呼ばれる手段を有することを特徴とする請
   求項３記載のシステム。
5. 【請求項５】前記系統的符号化手段は、２個の入力ビッ
   トを、２個の冗長ビットを加えることによって、４個の
   出力ビットに符号化し、前記符号化手段は２個のシフト
   セル段を含み、前記出力ビットは、前記シフトセルから
   来るデータを線形に組み合わせることによって得られる
   ことを特徴とする請求項３あるいは４に記載のシステ
   ム。