JPS6037834A - 誤り訂正符号の復号方法および復号器 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明はディジタル情１１１の伝送のための装置に関す
る。特に、誤り訂正符号を復号する装置に関する。

〔従来の技術〕

ディジタル情報を伝送する場合には、雑音があるために
、幾つかのデジタル符号が誤って受信されることがある
。これを避けるために、「誤り訂正符号」がしばしば用
いられる。誤り訂正符号については、 「誤り訂正符号」 ピーダーリン、ウェルトン共著、 旧Ｔ出版１９７２年刊 （ｒｌＥｒｒｏｒ　Ｃｏｒｒｅｃｔｉｎｇ　Ｃｏｄｅｓ
Ｊｂｙ　Ｐｅｔｅｒｓｏｎ　ａｎｄ　Ｗｅｌｄｏｎ、Ｍ
ＩＴ　Ｐｒｅｓｓ、１９７２）に詳しく記述されている
。本発明に特に関係のある誤り訂正符号は、「畳込み符
号」と呼ばれる符号である。これらは、 「通信システムにおける畳込み符号とその性能」ニー・
ジェー・ヴイタビ、 ＩＥＥＥ通信技術会報　ＣＯＭ−第１９巻、第５号（ｒ
ｃｏｎｖｏｌｕｔｉｏｎａｌ　Ｃｏｄｅｓ　ａｎｄ　ｔ
ｌ＋ｅｉｒ　Ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅｉｎ　Ｃｏｍｍｕ
ｎｉｃａｔｉｏｎ　ＳｙｓｔｅｍｓＪ八　、Ｊ　Ｖｉｔ
ｅｒｂｉ　％ ＩＥＥＥ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎ　Ｃｏｍｍ
ｕｎｉｃａｔｉｏｎＴｅｃｈｎｏｌｏｇｙ、ｖｏｌｕｍ
ｅ　Ｃ０Ｍ−１９＋Ｎｕｍｂｅｒ　５　）という論文に
記載されている。

データが伝送される電気的通路は「チャネル」と呼ばれ
る。チャネルを通過して受信された信号が、実際に送信
された信号と異なる傾向がある場合に、チャネルは「雑
音が多い」という。雑音の多いチャネルに入力され、誤
りに対して保８Ｗされる必要のある通信内容を、ここで
は「データ」と呼ぶ。雑音からデータ信号を保護するた
めに畳込み誤り訂正符号を使用する場合には、この符号
は「符号化装置」により生成される。符号化装置は二つ
の機器、すなわち「符号器」と「復号器」とにより構成
される。雑音から保護されるべきデータは符号器に供給
され、「符号」と呼ばれる新しい信号に変換され、この
符号が雑音の多いチャネルに送信される。雑音の多いチ
ャネルを通過して受信された信号は符号に誤りが混ざっ
たものであり、この誤りの混ざった信号から、符号器に
供給された本来のデータに近い内容を得ることが、復号
器の目的である。

使用される符号が、記号の全ての可能な組合わせの中か
ら、注意深く系統だてられた小さな部分集合から構成さ
れている場合には、復号器により本来のデータを得るこ
とは可能である。

似た例として、ｒＭａｒｒｙ　ｈａｄ　ａ　Ｉｘｔｔｌ
ｅ　ｌａｍｂ　Ｊという記号の配列を受信したとする。

このときにば、ｒｌｘｔｔｌｅＪという英語の単語はな
いので、「］ｘｔＬ１ｅＪは「１ｉｔＬ１ｅＪの誤りで
あることが明白である。誤り訂正符号と同様に、英語は
、記号（すなわち文字）の全ての可能な組合せの中の、
小さな部分集合だけから構成されている。そして、「Ｉ
ｘｔｔｌｅＪのような任意の記号の組は、通常の英単語
ではない。雑音の多いチャネルは英語の織りの知識は有
していないので、この雑音による誤りは、容品に検出お
よび訂正の可能な非符号（すなわち英語でない単語）に
なる傾向がある。受信信号に「最も近い」符号語を見つ
けることにより、訂正が行われる。すなわち、上述の例
を用いると、受信した文字の組と最も似ている英語の言
葉により、誤りのあった言葉を置き換える。符号語であ
る記号の組は「適正」であり、他の記号の組ば「不適正
」であるという。復号器の役割は、受信した（不適正な
）信号に対して、最も近くて適正な符号語に対応するデ
ータを見つけることにある。

本発明は、畳込み誤り訂正符号の復号器の回路の改善に
関係するものであり、特に、ヴイタビ復号器として知ら
れている復号器の改善に関係するものである。特に重要
なのは、［パス履歴の取り扱い問題（ＰＡＴＨ−１１１
ｓＴＯＲＹ　ＭＡＮＡＧＥＭＥＮＴ　ＰＩ？ＯＢＬＩＥ
Ｍ）　Ｊに関する改善である。この問題については後で
説明する。

〔発明の背景〕

本発明の理解のために、符号器とヴイクビ復号器の技術
にとついて簡単に説明する。ここでは、［ハードデシジ
ョン符号復号器（ＩＩＡＲＤ　ＤＥＣＩＳＩＯＮＤＥＣ
ＯＤＥＲ）　Ｊと呼ばれる復号器について説明する。

復号器には、ハードデシジョン符号復号器の他に「ソフ
トデシジョン符号復号器（ＳＯＦＴ　ｌｌＥＣｌ５ＩＯ
ＮＤＥＣＯＤＥＲ）　Ｊと呼ばれる復号器もあり、これ
は、ハ−ドデシジョン符号復号器とは多くの点で異なっ
ている。しかし、これらの復号器は本発明の関係する部
分については同じであり、本発明は、ハードデシジョン
符号復号器にもソフトデシジョン符号復号器にも同様に
実施できる。図に示されたハードデシジョン符号復号器
は、説明のために単純化されている。また、図は伝送速
度２復号器と呼ばれる符号器の記述方法で示されている
。この限定は、ただ単に説明を簡単にするためであり、
本発明の範囲を限定するものではない。

第３図は符号器を示している。ただし、本発明は復号器
に関するものであり、符号器は本発明の関するところで
はない。

第３図に示す符号器は、単純な畳込み符号のための符号
器であり、２進データが一度に１ビツトずつシフトレジ
スタ１に供給される。この例では、シフトレジスタ１が
２段構成になっている。一般的には段数をＫで表し、第
３図の例ではＫは「２」である。一般的に、Ｋは「拘束
長（ＣＯＮＳＴＩＩＡＩＮＴＬＥＮＧＴＩＩ）　Ｊと呼
ばれる。第３図の拘束長を「３」とする文献もあるが、
これは用語の定義の違いによる。

モジュロ−２加算器２および３は、シフトレジスタ１の
データのある特定の部分集合に関してモジュロ−２加算
を行う。これらの二つのモジュロ−２加算の結果は、伝
送される二つの符号列となる。シフトレジスタＪの内容
を、符号器の「状態」とみなすことにする。これにより
、第１図では４個の可能な状態、すなわち、「００」、
「０１」、「１０」および「】１」がある。一般的には
、拘束長にの符号に対して、２Ｋ　（２のに乗）個の状
態が存在する。符号器に入力された個々のデータピント
に対して、 （１１符号器の状態および （２）　データビット に依存して２個の符号列が生成され、Ｐ「音の多いチャ
ネルに送信される。

この動作が終了した後の符号器の状態はまた、符号器の
状態およびデータビットに依存する。第１表は、第１図
の符号器の現在の状態、入力データ、送信符号列および
この符号器の次の状態を示す。

第１表 第１表から明らかなように、符号器の状態は、この符号
器に入力された最後のに個のデータビットとなる。符号
器が状態ｒ００Ｊでデータの符号化を開始し、さらに、
入力されたデータ系列がｒｌｏｌｌｏｌｏ　Ｊであると
仮定する。この場合のピント配列を第２表に示す。

第２表 このように、伝送される符号系列は、ｒｌｌ−１０−０
０〜１０−０１−００−１０−Ｊであり、これは、対応
するデータ「１（１１１０１０−−Ｊの二倍の記号で符
号化されており、したがって、この符号は伝送速度２符
号と呼ばれる。

受信した符号系列は誤りを含む可能性がある。

例えば、受信した符号系列がｒｌｌ−１０−００−１１
−０１−４１０−１０−Ｊであるとすると、 （１）実際に送信した符号系列と８番目の記号が買なっ
ており、 （２）不適正 である。

復号器の役割は、送信した可能性の最も高い符号系列に
対応するような、データ系列を見出すことにある。

よく知られた復号化技術の一つに、ヴイタビ・アルゴリ
ズムと呼ばれる技術がある。ヴイクビ・アルゴリズムを
用いた復号器は、次のような動作を行う。

符号を出力するための可能な状ＢＳ（これまでの例では
状態の数は４）のそれぞれに対して、復号器は、 （１）　それぞれの状ＪＩＳで終端するような、それま
での「最良の」データ系列（状態Ｓにいたる「最良のバ
ス」）と、 （２）受信した記号列（状態Ｓで終端する最良のバスに
対応した適正な符号語を得るための正しい記号）から得
られる状態Ｓの「メトリック」と呼ばれる数Ｍ　ｆｓｌ
と を記憶する。

可能なデータ系列とこれに対応する符号系列とは、共通
に「バス（ＰＡＴＨ５）　Ｊまたは「パス順バｔ（ＰＡ
ＴＩＩ　ｌｌｌ５ＴＯＲＩＥｓ）　Ｊと呼ばれる。それ
ぞれのデー・夕記号とそれに関係するコード記号とは、
「枝（ＢＲＡＮＣＩＩ）　Ｊと呼ばれる。

通常の用語では、状態Ｓに導くバスを技と呼び、（１）
符号器が状態Ｓで終了した時点での、データ系列中の記
号またはデータのディジットまたは、 （２）符号器が状態Ｓで終了した時点での、データ系列
に関連づけられた符号系列中の符号を表す記号 のどちらかを意味する。

どのような特別の状態により導かれたとしζも、最良の
バスが最も正しい枝を有する、すなわち最も誤りの個数
が少ないので、この最良のバスに対応する符号語が最も
値の大きいメトリックを有３−るデータ系列である。

符号のそれぞれの状態には、二つの可能な「先行（ＰＲ
ＥＤＥＣＨ５ＳＯＲ）　Ｊ状態、すなわち、現在の状態
の「０」先行状態と、現在の状態の「１」先行状態とが
ある。例えば、状’［ｒＯＬＪの「０」先行状態は「０
０」であり、おなじく「１」先行状態は状態「１０」で
ある。なぜなら、これらの二つの先行状態は、データピ
ントに「１」が入力されたときに状態ｒＯＩＪとなるか
らである。以下では、「０」先行状態をＰＯ（Ｓ）で表
し、「１」先行状態をＰＩ（３１で表す。例えば、ＰＯ
（０１）　＝００であり、Ｐｉ（０１）　＝１０である
。Ｋ＝４の場合の例としては、ＰＯ（１１０１）　＝Ｏ
１１０であり、ＰＬ　（１１０１）　＝　１１１０であ
る。

時間を記述するための用語を定義する。新しい記号の集
合が復号器に受信されたときには、その度に、一つの「
タイムスロット」だけ時間が進んだということにする。

１組（２個の）記号が受信される現在時刻をタイムスロ
ットＴとし、前の記号の組を受信していた時刻をタイム
スロソＩ−Ｔ−１とし、以下同様にして時刻を表す。こ
れにより、タイムスロットＴ＋１は次の記号の組を受信
する時刻を表す。

ヴイタビ・アルゴリズムにより受信した系列を復号する
ためには、状態Ｓで終端する最良のバスが、 （１）時刻Ｔ−１において状態ＰＯ（８１で終端してい
た最良のバスから、データの枝「０」で延長される（遡
行する）、または、 （２）時刻Ｔ−１において状態Ｐ　１　ｆｓｌで終端し
ていた最良のバスから、データの枝ｒｌＪで延長される のどちらか一方でなければならないことを手がかりとし
ている。

それぞれの新しいタイムスロットでは、復ぢ器は、次の
手順により記憶した情報を更新する。

「０００・・−０００」からｒｌｌｌ　−＋１１　Ｊま
での２に個の状態Ｓに対して、復号器は、 ＭＯ＝Ｍ（ＰＯ（３））　→−Ｅ（ＰＯ，Ｓ）Ｍ１＝Ｍ
（ＰＬ（５１）　＋Ｅ（ＰＬ、Ｓ）を計算する。ここで
Ｅ（ＰＯ，Ｓ）は、復号器の現在の状態がＳで先１行状
態がｐｏであるときに受信した記号から得られる数であ
る。これに対してＥ（Ｐｌ、、Ｓ）は、復号器の現在の
状態がＳで先行状態がＰｌであるときに受信した記号か
ら得られる数である。

間が旧より大きい場合には、復号器は、状態Ｓの新しい
メトリンクとしてＭＯを選択し、Ｐｏで終端している先
行の最良のパスに枝ｒＯＪを加えて、状態Ｓで終端する
新しい最良のパスを選択する。

これと逆に、旧が間より大きい場合には、復号器は、状
態Ｓの新しいメトリンクとしてＭｌを選択し、！〕１で
終端している先行の最良のパスに技「１」を加えて、状
ｍｓで終端する新しい最良のパスを選択する。

復刊器が状態Ｓで終端する新しい最良のパスを選択する
とき、復号器は、状態Ｓに対応してメＩ・リンクとして
記憶している値を更新し、また、状態Ｓに対応して最良
のパスとして記憶している内容を更新する。この理由に
より、復号器がそれぞれの状態で終端される最良のパス
の全てを記憶する必要はなく、長さしの枝（５本の枝）
の［セグメント」を記憶すればよい。ここで、長さしは
およそ３ＸＫと２５×にとの間である。Ｋ　＝　６に対
して、長さＬは１８ビツトと１５０ビツトとの間の■に
なる。記憶されるバス履歴のセグメントが長くなるほど
復号器の性能が良くなるが、ある程度以上にＬの値を増
加しても、それに比例して性能が良（なるわけではない
。

このようにして、復号器は記憶している情報をそれぞれ
のタイムスロットで更新できる。言い換えると、復号器
はそれぞれの状態において終端される最良のパスを常に
記憶している。ここで、それぞれの状態に対する最良の
パスが比較され、これらのパスは、通常は最後の数記号
だりが互いに異なっていることが判る。最良のパスに関
連する記号は先行する技の数りより大きく、またＬは約
１０ＸＫであり、通常は全ての状態で同じである。

これにより、復号器はどのような状態Ｓでもｊｘ択でき
、状態Ｓで終端する最良のパスにそって［−振り返る」
ことができ、所定の数りだけ先行するどの枝でも、すな
わち、時刻Ｔ−Ｌに入力されたデータビットのどの枝（
すなわちデータビット）でも、復号されたディジットと
して出力できる。Ｌの値は、上述の履歴セグメントの長
さであり、３ＸＫと２５×にとの間の値となる。一旦復
号器がビットを復号化する（すなわち、先行しているＬ
個の枝のパス履歴セグメントから受け取る）と、この情
報は復号器には必要ではないので、復号器はＬビットよ
り長いパス履歴セグメントを記憶しない。

Ｌの値が大きくなるにつれて、全ての状態に対する最良
のパスは、タイムスロットＴ−Ｌにおける最良のパスと
等価となる。これにより、記憶されるバス歴セグメント
が長いほど、漸近的なレベルに、復号器の性能が向上す
る。

〔発明が解決しようとする問題点〕

本発明は復号器を改善し、記憶されるパスの管理問題を
大幅に単純化することを目的とする。これまで述べたよ
うに、受信した信号の記号の新しい集合は、復号器に入
力され、全ての状態に対して、「０」先行状態またはｒ
ｌＪ先行状態で終端される最良のパスを複写し、このパ
スにｒＯＪまたは「１」を付加する。例えばに＝６の伝
送速度％復号器では、６４個の状態が存在し、常に２個
１組の枝記号が受信され、復号器は６４個のパスｌ１Ｔ
ｆ歴セグメントを複写しなければならず、個々のパス履
歴セグメントはＬ＝６４または１２８ビツトの長さを有
している（既に述べたように、パス履歴セグメントを長
く記号するほど復号器の性能が向］−する）。復号器が
処理する情報の量は設計の問題である。このため、復号
器の性能を向上させるためにＬの値を大きくとる必要と
、■、の値を大きくすることにより短時間に大量の情報
を取り扱う田ｆ＋ｔさが生じるという、相反する問題が
ある。この問題を［バス履歴の取り扱い問題」と呼ぶ。

本発明は、この問題を軽減することを目的とする。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明の誤り訂正符号の復号方法は、畳込めにより符号
化された誤り訂正のための情報を含む信号からデータを
復号する方法において、受信装；ｒが、各タイムスロッ
トの各終了状態に対してデシジョン符号を発生し、かつ
、そのデシジョン符号をデシジョン記１，９手段に記憶
し、その記り、９手段では、上記デシジョン符号がその
終了状態とタイムスロットにより番地指定可能な位置に
記憶されたことを特徴とする。

本発明によれば、それぞれの状ＢＳに対してＳで終端す
る最良のパスを記憶せず、その代わりに、「０」または
「１」で表現されるその状態に対し・て決定されたデシ
ジョン（ｃｌｅｃｉｓｉｏｎ）符号を記憶する。上述の
従来例の復号器とは異なり、これらのデシジョン符号は
一つの状態から他の状態に複写されることはない。その
代わりに、それぞれのタイムスロットでそれぞれの状態
のためのデシジョン符号のリストを付加する大量のディ
ジットを取り扱う必要はない。

本発明の方法と従来の方法との基本的な相違点は、本発
明では、デシジョン符号はバスに関連して記ｉＱされる
のではなく、状態に関連して記憶されるごとにある。状
態Ｓの最良の先行状態に関連して決定された全てのデシ
ジョン符号は、状態Ｓと関連して記憶される。従来の方
法では、デシジョン符号は、連続するタイムスロットで
状態から状態へ通過するバスに関連していた。

この問題を解決する他の試のがいくつかあり、例えば、
それぞれのバスに関連して印を設り、この印を状態から
状態へ通過させる方法がある。この方法は、パスへのア
クセスが初雑な間接番地指定を必要とするが、本発明の
方法は複り（（４な番地指定を必要としない。

〔作用〕

本発明の実施例によれば、状態ｓ’−ｔ’終端する最良
のバスは、記憶された複数の状態に対するデシジョン符
号の組により決定される。これは二つの部分に分けられ
る。第一に、最良のパスは−リーーチにより再生され、
第二にこのサーチは非常に経済的に実行される。

状態Ｓで終端する最良のパスを検査するために、復号器
は状態Ｓに対して記憶された最後のデシジョン符号（時
刻Ｔでなされたデシジョン符号）を検査する。もしこの
値が「０」なら、復号器は１−０」先行状態ＰＯ（ｓｌ
のタイムスロノＩ−Ｔ−１に幻するデシジョン符号をサ
ーチする。最後のデシジョン符号が「１」なら、復号器
は「１」先行状態Ｐ１ｆ５１のタイムスロットＴ−１に
対するデシジョン符号の勺−チを続ける。例えば、デシ
ジョン符号が「０」の場合には、復号器はタイムスロッ
トＴ−１にお＆Ｊる状態ＰＯ（５１に対して記憶された
デシジョン符号を検査する。このデシジョン符号がｒＯ
Ｊの場合には、復号器はタイムスロットＴ−２における
状態１’０（ＰＯ（Ｓ））をサーチし続け、さもなげれ
ば、タイムスロットＴ−２における状態ＰＩ（ＰＯ（ｓ
ｌ）をサーチし続ける。復号器はこのようにして、一段
階ずつ前のスロットを検査し続ける。

このような連続サーチにより、復号器は状態Ｓで終端さ
れる最良のバスを再生し、サーチに必要な深さがどれだ
けあろうと、復号器は必要なだけの最良のパスの技を再
生する。

状１１Ｍ５で終端する最良のバスからデータを取り出す
方法において、種々の状態のデシジョン符号を系統的に
検査するプロセスを、「デシジョン符号空間のサーチ」
と表現する。デシジョン符号空間のサーチの実際の機構
は、シフトレジスタとテシジョン符号履歴により、容易
にかつ迅速に実行できる。

このサーチは、次の観点から非常に経済的に実現できる
。復号器ば、それぞれのデシジョン符号空間をサーチす
る必要はなく、復号化されたデータとして出力するため
の技記号に必要な全てのタイムスロットに対してサーチ
する必要はない。それよりむしろ、全てのＭ個（Ｍは「
１」より大きな整数）のタイムスロットについてだけこ
のようなサーチを行い、Ｌ個の技を遡行してサーチし、
１回のサーチによる最良のパスから、１ビットではなく
Ｍビットのデータを同時に再生する。これらのＭビット
は一時的に蓄えられ、必要に応して】タイムスロットご
とに２個１組の復刊データとして復号器から出力される
。この方法により、リーチする回数を減らすことができ
、復号器は長いサーチを行うことができ、復号器の性能
が改善される。

〔実施例ジ 以１・に、本発明を実施例により説明する。

（実施例Ｉ） 復号化のプロセスを詳細に説明するために、パラメタが
、 １（−２ Ｍ＝５ Ｌ＝１６ である復号器の動作を例に説明する。復号器はトランス
ミッタで用いられている符号に従うことが基本であり、
トランスミッタは第１表で特徴づけられた符号を用いて
いると仮定する。Ｋ−２の値は実際の営業で用いられる
値より小さいが、説明に便利な４個の論理的状態を含ん
でいる。多くのパスが存在しているが、それぞれの論理
的パスは、４個の論理的状態のいずれかで終端すること
が重要である。

装置はディジタル化されているが、信号自身はアナログ
形式であり、本発明を理解するために、。

この状況を理解しておく必要がある。周波数シフトキー
イングを用いた伝送装置のために、それぞれのビットは
二つの周波数の一力を有する信号として表現され、この
信号は二つのイ１ηの一方をイｊする電圧として復調さ
れる。この電圧の二つのイ１１′ｉとして、説明に便利
なように、二つの値１＋１］と１−１」とを選択する（
前ｊホの表では、これらを「１」と「０」とで表してい
た）。完全な状態であり、干渉のない状況では、復調器
の出力する埴は全て「＋１」または「−１」のいずれか
一方ごあり、すなわち、ｌ−ランスミッタに適合する［
往゛しい」値である。しかし、ライタビ法では、例えば
干渉により、「＋１」と１−１」との間の値が発生し状
況が完全でないときに、これを補正して動作するように
設計されている。これに反して、「＋１」と「−１」と
の値が近くなり、区別がつかずに「０」となることがあ
る。復号の目的は、極端な場合を除き、混乱を避けるこ
とにある。

第１表に示したように、符号の二つのピッ；−が−組と
なって、それぞれデータの１ビットをｉＸ信する（なぜ
なら、この装置は伝送速度２である）。

これにより、受信器はデータのビットの個々のビットに
対してそれぞれ二つのパラメタを受信する。

説１９農こ便利なように、二つの受信した値を要素とす
る列マトリクスＴを定義する。

第１表は装置に存在する４個の（適正な）信号を示して
おり、これらの信号を、 Ａ＝　（＋１．−１） Ｂ＝　（＋１．−１） Ｃ＝　（−１，＋１） Ｄ＝　（−１，−１）　゛、 の（行）マトリクスで表す。ここで、マ゛トリクスＡ、
Ｂ、ＣおよびＤはそれぞれ符号「１１」、「１０」、「
０１」、「００」を示している。また、Ｃ＝−Ｂ、Ｄ＝
−Ａ であることに注意する。

受信器は、それぞれの適正な信号のメトリックを計算す
るために、マトリクスＴを利用する。４個のメトリック
の計算は、 Ｔ Ｔ Ｔ Ｔ で表される。

干渉のない完全な状態では、これらのメトリックの中の
一つ、すなわち、「正しい」メトリックは、「＋２」の
値となる。他のメトリックの中の二つは値が「０」とな
り、残りの一つは「−２」となる。干渉のある状況では
、「正しい」メトリンクを見つけることは困難になり、
特に、かなり大きな干渉により「正しいｊ値が最大値で
はない場合には、「正しい」メトリックを見つりること
は困難である。この場合でも、（もし、このかなり大き
な干渉の期間が長過ぎなければ）これから述べるパスの
トレースにより、「正しい」信月を再生することができ
る。

上述のように、多くのパスがあっても、適正な終了状態
は４個だけであり、全てのパスの終端は４個の終了状態
のどれか１個である。受信器は、４個のメトリック、す
なわち、終了状態のそれぞれに対するメトリックを記憶
する記憶手段を備え、これらのメトリックはそれぞれの
タイムスロッＩ・で更新される。

記憶されているメトリックをＭ　（００）、Ｍ　（０１
）、Ｍ（１０）およびＭ　（１１）で表し、これらを更
新する新しい値をＩ”（００）、Ｆ　（０１）、Ｆ　（
１０）およびＦ　（１１）で表す。それぞれのＦの値は
二つのＭの値により得られる。すなわぢ、「０」先行状
態のときには、Ｆ　（００）　＝　Ｍ　（００）　＋　
Ｄ　ＴＦ（旧）＝Ｍ（００）＋ＡＴ Ｆ（１０）　、＝　Ｍ　（０１）　＋　Ｂ　ＴＦ（１１
）　＝　Ｍ　（０１）　＋　ＣＴまた、「１」先行状態
のときには、 Ｆ　（００）　＝　Ｍ　（１０）　＋　Ａ　ＴＦ　（０
１）　＝　Ｍ　（１０）　＋　Ｄ　ＴＦ　（１０）　＝
　Ｍ　（１１）　＋　ＣＴＦ　（１１）　＝　Ｍ　（１
１）　＋　Ｂ　Ｔとなる。

受信装置は右辺の式を全て計算し、それぞれの場合の値
の大きい方を選択する。この選択は、更新されたメトリ
ックと、それぞれの状態に適合するバスとの双方を決定
する。選択された値は更新されたメトリンクとなり、全
て組の値が決定された場合には、選択された値は記憶装
置内のメ１−リンクを記憶するための適当な番地に転送
される。

選択は適正な終了状態のそれぞれに連結するバスを決定
する。すなわち、それぞれの状態の先行状態を設定する
。伝送速度〃装置の場合には、常に二つの先行状態の選
択があり、したがって、デシジョン符号を定義するため
には、唯一のビットで充分である。「「０」先行状態」
に続く場合にはデシジョンビットを「０」とする。この
他の場合にはデシジョンビットを「１」にする。

メトリックが更新される場合（および、新しい４個のデ
シジョン符号の組を生成する場合）には、メトリックは
次のタイムスロットまで記憶されている。デシジョンビ
ットは１６タイムスロソトの間記憶され、このデシジョ
ンビットを用いることによりバスを１６ビツトにわたり
トレースすることができる。これにより、必要な記憶容
量を削減している。すなわら、メトリックに４個、デシ
ジョンビットに６４個（すなわち４ビツト１６組）、そ
れに更新のときに使用される作業用の容量だけでよむ）
。

デシジョン符号を記憶する記憶装置はビ・ノドが残って
おり、この記憶装置はデシジョン符号を記憶するために
、 （１）　タイムスロットの識別コードと、（２）　状態
と を番地として使用する。デシジョン符号と状態との結合
は先行状態を定義し、この先行状態が次の遡行ステップ
を初期化するために必要な二つの番地を供給する。

この遡行ステップは、バスの一個のビ・ノドを用いるデ
シジョン符号を記憶する手段により生成される。連続的
に遡行することにより、連続的にバスの先行のビットを
生成する。

バスの最も前の部分は復号器の出力となる。

デシジョン符号を記憶する手段を用いたバスのトレース
について、任意に決めた数値によりさらに説明する。

第３表は記憶されたデシジョンビットの任意の状態（た
だし、スペースの節約のため、ＡからＦで示す６タイム
スロフトのみ）を示す。タイムスロットＡは最新のタイ
ムスロットであり、タイムスロットＢ−Ｆは遡行した時
間列におけるタイムスロットである。

第３表 第３表は、４個の可能な終了状態のどれからでも初期化
できる遡行トレースに用いるごとができる。第４表は状
態「００」により初期化されるトレースを示す。

第４表 第４表は次のような手順により得られた。状態「００」
はタイムスロット’Ａで初期化のために選択された。「
００」とｒＡＪとを番地として用い、第３表からパスピ
ッＩ−ｒｌＪを得て、この「１」が第４表に記入される
。状態「００」の「１」先行状態は状態「１０」であり
、第４表のタイムスロットＢの行に示されたように、状
態ｒｉｏ」は第二段階を初ルｊ化する。第４表は行毎に
作られている。「パスビットｊで示される値が、復号器
の出力となる。出力は時間系列の順にする必要があり、
第４表は時間を遡行して得られており、出力は列を調べ
ることにより得られる。（次の「状態」は現在の状態に
、左側にデシジョンビットを結合し、右側のビットを削
除することにより得られることに注意する。シフトレジ
スタはこのために用いられる。） 第５表は初期状態が１１０」である場合の、第４表と同
様の表である。

第５表 第４表と第５表とを比較すると、行Ａ−Ｄは異なってい
るが、行Ｅ以降ば同しである。言い換えると、二つのパ
スは行Ｅで収束している。（もし状態「０１」が初期状
態として選択された場合には第４表の行Ｂで収束が起き
、状態「１１」が初期状態として選択された場合には第
５表の行Ｂで収束が起きる。）これば、パスの多くが可
能であるような、不定の領域があることを示している。

幾つかの段階では、（干渉の量によっては）全て選択的
なパスは収束してしまい、−個だけの適正なパスが存在
する。

現実の装置では、収束が起きる補償はないが、長いパス
を有するために、はぼ確実に収束する（すなわち、確立
は「１」に非常に近い）。この方法は、記憶されるデシ
ジョン符号が記憶装置内の番地を移動することがないの
で、長いパスの場合に利用できるという利点がある。そ
れぞれのトレースに対していくらかのピントの出力を要
求できる。出力は１タイムスロットあたり１ビツトなの
で、トレースに対して得られるタイムスロットの数は、
それぞれのトレースで生成されるビット数に等しい。こ
のため、従来は、１６タイムスロソトに対してトレース
を行い、それぞれのトレースで４ビツトの受信データを
得ていたが、本実施例の場合には、それぞれのトレース
に対して４タイＪ、スロットでよい。

第３表は、デシジョンビットの記憶手段に通ずる構成を
示している。すなわち、それぞれのタイムスロットに必
要な領域と、それぞれの領域がそれぞれの状態に対して
１ビツトの記４．α容量を飾えていなければならないと
いうことを示している。

タイムスロットの領域は周期的な時間系列により動作し
、ポインタが周期の開始と終了とを定義する。新しい４
個のパスビットのそれぞれは、最も古いパスピントの上
に書込まれる。

ポインタは最も古い領域を定義するように設定され、ポ
インタにより決められた領域で書込めが行われる。書込
みが終了すると同時に、ポインタは最も新しい領域を定
義する（これにより、トレースの開始地点が決められる
）。ポインタに１を加え（必要なら「０」にリセットし
てノボインタを最も古い領域に再設定する。記憶された
デシジョンピノトは移動しないことが重要である。

これで本発明の詳細な説明を終えるが、終了メトリック
、すなわち、前述の説明で定義しておいたＭ　（００）
、Ｍ　（０１）、Ｍ　（１０）およびＭ　（Ｉｆ）　に
ついて説明を付は加える必要がある。値の間の相違だけ
が問題である。定義式により、二つの値の高い方を選択
した値であり、低い方のメトリックは寄与しない。値域
は「８」に制限され、記憶装置の容量が少ない場合でも
満足できる結果が得られる効果がある。記憶容量が充分
に用意されているので、オーバーフローが起こっても誤
りは生しない。

（実施例■） この実施例では実施例Ｉと同じ方法を用いた例であるが
、大きさが営業的に用いられている典型的な値（Ｋ−６
、Ｍ−１６およびＬ＝１２８）である場合について説明
する。装置は伝送速度〃なので、それぞれのタイムスロ
ットに４個の適正な信号がある。この特徴は伝送速度２
に関係するものであり、バス長には関係しない。

拘束長は６　（Ｋ＝６）であり、これにより、６４個の
終了状態があり、受信器はメトリックのために６４個の
記憶場所を必要とする。これに加えて、それぞれのタイ
ムスロットのデシジョンピノ１−のために、受信器は６
４ビツト（８バイト）の記・億容量を必要とする。受信
器は１２８（Ｌ　＝　１２８）のターイムスロットに対
してデシデョン情報を記憶するので、デシジョン符号を
記憶するためには１０２４ハイドの記憶容量が必要であ
る。以上のことから、作業用の記憶容量を含めても、記
憶容量は２キロハイ１あれば充分である。

本実施例の復号器は、２０４８バイトの記１，９容量を
有するランダムアクセスメモリ　（ＲＡＭ）で、デシジ
ョン符号を記憶する。このようなＲＡＭは１１個の番地
ビットと８個のデータビットを備えている。

６４個の状態があるので、デシジョン符号（１ヒツトに
８個記憶される）は８ハイドに記憶され、それぞれのバ
イトは３個の番地ビットを必要とする。残りの８個の番
地ビ・ノドはタイムスロ・ノドの番地指定に用いられる
。

タイムスロットに対して循環アトＩｚｙノシングが用い
られる。言い換えると、０から２５５まで計数できる計
数器が、現在のタイムスロ・ノドＴの番地を指定するた
めに用いられる。計数値が値Ｔのとき、ｔタイムスロッ
ト前のタイムスロ・ノド番よ、ｄ十数値Ｔ−ｔを２５６
で割った余りにより番地が１旨定されている。Ｔ−２５
５より以前のタイムスロ・ノドは必要なく、その番地の
データは書替えられてし）る。

このように、ＲＡＭの番地指定が容易に系統たてられる
ので、与えられたタイムスロ・ノドにおりる与えられた
状態と関係するデシジョン符号の番地指定が容易である
。

デシジョン符号を記憶する方法としては、直列並列シフ
トレジスタに一時的に記憶しながら、（例えば）８個の
デシジョン符号が得られた時点で、これらの８個のデシ
シロン符号の組を記憶装置の一つの番地に同時に記憶す
る方法が便利である。これにより、ＲＡＭにデシジョン
符号を書き込む必要がある場合には、一つのタイムスロ
ットの間に８個の「時間」がある。これらの１時間」を
「ブレーク」と呼ぶ。この用語は、時間的な中断を含む
ものではなく、排除するものでもない。

デシジョン符号空間にわたってサーチするだめの単純な
構成を第１図に示す。第１図では、第二の番地レジスタ
である６ビツトシフトレジスタ１０の６個の並列出力１
１は、記憶部１２の１４個の番地端子の６個に接続され
る。記憶部１２の残りの８個の番地端子１３は、第一の
番地レジスタである遡行タイムスロット計数器１５に接
続される。シフトレジスタ１０の入力端子１４は、記憶
部１２の単一出力Ω：）１；子に接続される。

８個のデータビットを備えた記憶素子を用いて、本発明
を実施するための簡単な構成を第２図にポす。この図で
は、６ビツトシフトレジスタ２０の３個の並列出力２４
が、８−１マルチプレクサ２１の人力に１妾続される。

８−１マルチプレクサ２２の１バイトに記憶された８個
のデシジョンλ，Ｔ兄２６の組から、ある特定の状態に
対するデシジョン符号と関係する特定のビット２５を再
生する。一方この８−１マルチプレクサ２１は、ＲＡＭ
２２のデータ出力に接続される。ＲＡＭ２２は、第一の
番地レジスタである遡行タイムスロット計数器２３の８
個の出力２７と、第二の番地レジスタであるシフトレジ
スタ２０の３個の出力２日とにより番地指定される。

シフトレジスタ２０は状態Ｓを記憶し、遡行タイムスロ
ット計数器２３はタイムスロットＴを記憶していると仮
定する。この番地指定により、ＲＡＭ２２からのシフト
レジスタ２０への入力２５は、タイムスロットＴにおけ
る状態Ｓの先行状態による正確なデシジョン符号である
。すなわち、最良のパスによる次のビットを再生するた
めに、シフトレジスタ２０ばクロックで駆動され、遡行
タイムスロット計数器２３はデクリメントされる。

この簡単な回路は、状態と先行状態との基本的に単純な
関係を反映している。連続的なシフトレジスタの内容の
移動と、遡行タイムスロット計数器２３のデクリメント
とにより、サーチが存効に行ねれる。

サーチを実行する時点は、上で定義したブレークの間に
行うことが都合がよい。ブレークの間に１タイムスロソ
ｌ−ＣＮｋｍのバスの１デシジヨンピント）遡行してサ
ーチすると仮定すると、それぞれのタイムスロットで８
デシジョン符号について遡ることができる。１６タイム
スロソ１−では、１２Ｂデシジョン符号について遡るこ
とができる。このサーチにより見出された最後の１６個
のデシジョン符号が、例えばシフトレジスタ２ｏに記憶
される。

これらのデシジョン符号が、次の１６タイムスｌ：Ｉ　
７トの間に１タイムスロツト毎に復号器の出力となる。

このように、このサーチは非常に安価な装置で実施でき
る。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明により、ヴイタヒ復号器の
記憶容量を削減することが可能であり、さらに、記憶装
置の番地の指定方法が単純になるため、回路構成を単純
化することができる。したかって、非常に安価にヴイタ
ビ復号器を実現できる効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明実施例復号器のブロック構成図。 第２図はデシジョン符号空間をサーチするための構成を
示すブロック構成図。 第３図は畳込み符号の符号器のブロック構成図。 １・・・シフトレジスタ、２・・・モジュロ−２加算器
、３・・・モジュロ−２加算器、ｌＯ・・・６ビソトシ
フトレジスタ、１２・・・記憶部、１５・・・遡行タイ
ムスロット計Ｂ器、２０・・・６ビソトシフトレジスタ
、２１・・・８−１マルチプレクサ、２２・・・ランダ
ムアクセスメモリ、２３′・・・遡行タイムスロット計
数器。 特許出願人代理人 弁理士井出直孝〜 治１　図 尼２２ 把３羽 一寸一゛−ノ入り

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 （１１畳込みにより符号化された誤り訂正のための情報
   を含む信号からデータを復号する方法において、 受信装置は、各タイムスロットの各終了状態に対してデ
   シジョン符号を発生し、かつ、そのデシジョン符号をデ
   シジョン記憶手段に記憶し、その記憶手段では、上記デ
   シジョン符号がその終了状態とタイムスロットにより番
   地指定可能な位置に記憶された ことを特徴とする誤り訂正符号の復号方法。 （２）タイムスロット毎に受信した受信信号と畳込み符
   号として適正な信号との相関を表すメトリックを計算す
   る過程と、 このメトリックの最大値により畳込み符号の終了状態を
   決定する過程と、 このメトリンクをタイムスロット毎に更新して記憶する
   過程と、 上記終了状態に対して、１タイムスロツト前に得られた
   終了状態である先行状態からデシジョン符号を生成する
   過程と、 上記終了状態とタイムスロットの識別コードとにより決
   定された記憶装置の番地に上記デシジョン符号を記憶す
   る過程と、 この記憶する過程により記憶されたデシジョン符号を段
   階的に遡行サーチを行うことにより出力を生成する過程
   と を含むことを特徴とする誤り訂正符号の復号力法。 （３）デシジョン符号の値は、 先行状態が°「０」のときｒＯＪであり、先行状態が「
   １」のとき「１」である 特許請求の範囲第（２）項に記載の誤り言１正符号の復
   号方法。 （４）デシジョン記憶手段への記憶は、記１．ａ番地を
   循環して記憶する過程と、現在の符号を最も古い符号の
   上に重ねて書込む過程と、 」二記記憶番地の循環の開始と終了とを定義する過程と を含む特許請求の範囲第（２）項に記載の誤り訂正筒ル
   Ｊの復号方法。 （５）　出力を生成する過程は、 タイムスロットの識別コードと、そのタイムスロットに
   おける符号の状態とにより識別される番地を用いてデシ
   ジョン符号を記憶している番地にアクセスする過程と、 このアクセスする過程を繰り返して、その終端が出力を
   定義する復号化のためのパスを生成する過程と を含む 特許請求の範囲第（２）項に記載の誤り訂正符号の復号
   方法。 （６）畳込め符号は、拘束長が６で復号化のためのバス
   が６４個の終了状態を有し、 遡行サーチは３２ないし２０４８の過程を含む特許請求
   の範囲第（２）項に記載の誤り８１正２．１＞−４の復
   号方法。 （７）タイムスロット毎に受信した受信信号古畳込み符
   号として適正な信号との相関を表すメトリンクを計算す
   る手段と、 このメ１〜リンクの最大値により畳込メ２９Ｖ′３の終
   了状態を決定する手段と、 このメトリックをタイムスロットσに更新し７て記憶す
   る手段と、 上記終了状態に対して、■タイムスロット毎曲に得られ
   た終了状態である先行状態からデシンぢン符号を生成す
   る手段と、 上記終了状態とタイムスロノＩ・の識別コー１゛とによ
   り決定された番地に上記デシジョン２１１号を記憶する
   手段と、 この記憶する手段により記憶されたデシジョン符号を段
   階的に遡行ザーチを行うことにより出力を生成する手段
   と を倫えたことを特徴とする誤り訂正符号の復号器。 （８）デシジョン符号を記憶する手段は、タイムスロッ
   トの識別コードを番地として保持する第一の番地レジス
   タと、 η号の状態を番地として保持する第二の番地レジスタと
   、 上記第一の番地レジスタの内容を先行するタイムスロッ
   トの識別コードにより更新する手段と、上記第二の番地
   レジスタの内容を、得られたデシジョン符号により定義
   された状態の値に更新する手段と を含む 特許請求の範囲第（７）項に記載の誤り訂正符号の復号
   器。 （９）第二の番地レジスタはデシジョン符号を記憶する
   手段から得られた符号を入力として受け取るように接続
   されたシフトレジスタである特許請求の範囲第（８）項
   に記載の誤り訂正符号の復号器。 （１０）更新して記憶する手段は、 先行する。４＋−リンクを得るために、それぞれの終了
   状態の全ての適正な先行状態と一致する値を番地として
   アクセスする手段と、 先行状態から終了状態への遷移に対応する信号メトリン
   クを加算してそれぞれの先行状態のメトリックを得るた
   めの加算手段と、 この加算手段の出力の最大の値とそれぞれの終了状態に
   対応する先行状態とを選択する選択手段と、 上記最大の値を終了状態により決定された番地に送出す
   る送出手段と を備えた １、Ｔ許請求の範囲第（７）項に記載の誤り訂正符号の
   復号器。