JPS6077528A

JPS6077528A - たたみ込み符号の復号器

Info

Publication number: JPS6077528A
Application number: JP58184988A
Authority: JP
Inventors: Masahiro Furuya; 古谷　正博; Yoshizumi Eto; 江藤　良純
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1983-10-05
Filing date: 1983-10-05
Publication date: 1985-05-02
Also published as: JPH0510850B2

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】〔発明の利用分野〕本発明はたたみ込み符号の復号器、更に詳しく言えば、
伝送データの符号誤シを少なくするため伝送すべきデー
タ符号をコンポリューショナル（たたみ込み）符号のよ
うな冗長な符号にして伝送して得られた受信信号を、そ
のたたみ込み符号１この性質と雑音の統計的性質を利用し過去■逆上って予測
される複数の受信値のうち最も確率の高い復号値を復号
値とす復号器（ビタビ復号器）に関するものである。

〔発明の背景〕

ビタビ復号器は、衛星通信などのように受信電力が制限
され、信号対雑音比が小さい状態で受信が必要な場合特
に威力を発揮し、ビタピ復号器を付けない場合に比べて
誤シ率を２ケタ以上下げることができる。また別の見方
をすれば、同じ誤シ率を達成するために必要な電力を３
〜４ｄＢ程低くでき、送信電力をその分低く抑えること
ができる。

ビタピ伐号アルゴリズムは、文献１　”　ＥｒｒｏｒＢ
ｏｕｎｄｓ　ｆｏｒ　Ｃｏｎｖｏｌｕｔｉｏｎａｌ　Ｃ
ｏｄｅｓ　ａｎｄＡｓｙｍｐｔｏｔｉｃａｌｌｙ　Ｑｐ
ｔｉｍｕｍ　ｌ）ｅｃｏｄｉｎｇ　Ａｌｇｏ　−ｒｉ　
ｔｈｍ　Ａ、Ｊ、Ｖｉｔｅｒｂｉ　ＩＥＥＥ　Ｔｒａｎ
ｓ、ｏｎｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　Ｔｈｅｏｒｙ　ＩＴ
−１３Ａ２　ｐｐ、２６０−２６９　Ａｐｒｉｌ　１９
６７ではじめて紹介されました。また、文献２″Ｖｉｔ
ｅｒｂｉ　Ｄｅｃｏｄｉｎｇ　ｆｏｒＳａｔｅｌｌｉｔ
ｅ　ａｎｄ　５ｐａｃｅ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ
”Ｊ、Ａ、Ｈｅ１ｌｅｒ　ＩＦＪＥ　Ｔｒａｎｓａｃｔ
ｉｏｎ　Ｃ０Ｍ−１９Ａ　５０ｃｔｏｂｅｒ　１９７１
　ｐｐ８３５　＝８４８にビタビ復号のシミュレーショ
ンやハードウェアに関することが記載されている。

ビタビ復号アルゴリズムは、考えられうるすべてのデー
タ系列と受信系列を比較し最も確率の高い（最も似てい
る）データ系列を選択するのではなく、各受信シンボル
毎に、限られた数のデータ系列を選択し以下は選択によ
シふるい落されたデータ系列は考慮しないことにより、
ｍｔ算量を極端に減らすことのできるアルゴリズムであ
る。このようにしても性能的にみて、すべてのデータ系
列と受信系列とを比較する場合と同一であることは文献
１で証明されている。

上記たたみ込み符号の復号器の一般的な構成は受信アナ
ログ信号をディジタル信号に変換するアナログ・ディジ
タル（Ａ／Ｄ）変換器と、上記Ａ／Ｄ変換器の出力とた
たみ込み符号の規則によって考えられる過去の状態から
現在の状態に遷移するバスに発生する符号との相関をパ
ス尤度としてめる手段と、上記パス尤度と過去の状態の
尤度を加算し、現在の各状態の状態尤度をめ、現在の複
数の状態の状態尤度のうち大きいｔ次を”生残シパス″
とする生残パス選択手段と、上記生残りバスの時系列情
報から出力を推定、すなわち復号出力を得る論理回路か
ら構成される。

従来提案されているビタビ復号器（Ｕ、　Ｓ、　Ｐ。

３７８３６０　Ｃ０ＮＶＯＬＵＴＩＯＮＡＬ　ＤＥＣＯ
ＤＥ　）　テは構成回路に多数の回路を必要とする。す
なわち状態尤度をめる基本的な回路を状態の数だけ用意
しなければならず、これを共通の回路で実現し、時分割
的に多重化しようとすれば多くのマルチプＶクサおよび
デマルチプレクサを必要として、回路規模縮小の効果が
上らない。文上記論理回路を多数必要とする。一般に状
態数をＮとすれば、論理回路の規模が状態数Ｎの２倍に
増加するという、実際上不利な欠点を有する。

又、ビタビ復号器では各状態の状態尤度は過去の状態尤
度とパス尤度の加算を行うため、一定期間、すなわち時
系列のａ数のパスに亘・りて加算を行うと、状態尤度ケ
表すために必要なビット数が著しく増大する。その友め
状態尤度の値を一定範囲におさえる正規化という操ノｔ
をする正規化手段が必要となる。

従来提案されているビタビ復号器（Ｕ、Ｓ、Ｐ４０１５
２３　ＭＥＴ几ＩＣＵＰＤＡＴＥＲＦＯＲＭＡＸＩ−Ｍ
ＵＭ　ＬｌｌぐＥＬＩＨＯＯＤ　ＤＥＣＯＤＩ；Ｉｔ）
では、上記正規化手段は状態尤度がおる自足のしきい値
をこえたということをあられす信号を、状態尤度とパス
先度の加算・選択用ＲＯＭのアドレスに戻すように構成
されている。これは、しきい値をこえた場合にある特定
値を状態尤度から減算することによシ正規化を行ってい
ることを意味し、状態尤度を表わす値（４ｂｉｔならば
０〜１５）の全範囲を十分利用しているとは言えず、誤
シ率特性の劣化を招く。

〔発明の目的〕

本発明の主な目的は、従来提案されているたたみ込み符
号の復号器を改良し回路規模を小さくした復号器を実現
することである。

本発明の他の目的は、復号器の状態尤度の処理回路のダ
イナミックレンジを有効に利用し、誤シ率特性の向上を
企ることである。

〔発明の概要〕

本発明は上記目的を達成するため、たたみ込み符号の受
信信号を量子化し、その量子化された信号とたたみ込み
符号によって考えられる符号（伝送路符号）との相関値
をめる手段と、上記相関値を各状態毎に加算し最も相関
の高い状態遷移ノくスを生残りパスとして選択する手段
と、上記生残りパスに対応した情報から復号出力を推定
する推定手段とからなる復号器において、」二記推定手段は、現在の状態から過去の状態に時間を
逆っていく各時刻毎にどの状態を生残ジノ（スが通過し
たかを記憶するメモリと、上記記憶された生残りパス情
報および生残りバスが通過した状態を表す信号から復号
値を推定する論理回路を有して構成されることを特徴と
する。

さらに、本発明の好ましい実施形態として、上記生残シ
パスを選択する手段において上記相関値（尤度）の加算
において、加算の毎に、可変値を減する正規化手段を設
け、尤度を表す値の範囲を有効にオＵ用し、誤シ率特性
の劣化を防いでいる。

更に、又、各状態の尤度、生残シバス情報の記憶に、そ
れぞれ、几ＡＭ（読出し、書込み可能なｒａｎｄｏｍ　
ａｃｃｅｓｓ　ｍｅｍｏｒｙ　）を用い、状態間で共通
使用する基本回路の入力選択信号と出力記憶先決定信号
を上記ＲＡＭのアドレスとするように構成することによ
って、回路規模を削減した多重処理ができる復号器を構
成している。

〔発明の実施例〕

まず、本発明の理解を容易にするため、たたみ込み符号
の符号化および復号化の原理について図面を用いて説明
する。

第１図に、たたみ込み符号器と復号器″を含む代表的な
通信システムを示す。情報源１から出力された情報ピッ
ト（伝送すべきデータ）列はたたみ込み符号器１０によ
シ冗長度を付加され、伝送路１１に送出される。伝送路
では雑縫２が加わシ、符号器１０出力の伝送シンボル（
伝送路符号）ｂとは異なったシンボル（受信信号）Ｃが
受信される。

図に示すように情報ビット列ａ″０１０・・・”が符号
器によって１００，１１．ｉｏ・・・”の伝送符号列す
に符号化される。受信信号Ｃは０１゜１１．００・・・
”となる。これは第２番目の°゛０”が雑音によって１
″に変った例を示す。復号器１２では、上記誤った受信
信号であるに係らず、以下説明するたたみ込み符号の性
質を利用して、正しく情報源ビット列ａ″０１０・・・
”を復し、出力端３に出力する。

第２図に、ｒ−１，（ｒは符号の効率と呼ばれ、情報ピ
ット＆／伝送符号ピット長であられされる）Ｋ（拘束長
）＝３　（Ｋは符号器シフトレジスタの長さをあられす
）のたたみ込み符号器の例を示す。

情報ビット列ａは３ビツトのシフトレジスタ１３ＫＪＩ
［次入力される（シフトレジスタの長さ＝拘束長）。モ
ジュロ２加算器１４はシフトレジスタの第１．第２．第
３ビツトのモジュロ２をとシ、モう一つのモジュロ２加
鼻器１５はシフトレジスタの第１．第３ビツトのモジュ
ロ２をとる。シフトレジスタに１ビツト入力される毎に
、２つのモジュロ２加算器の出力を切り換え器１６によ
り交互に伝送路１１に送出する。

第３図に、第２図のたたみ込み符号の状態遷移図を示す
。図中サークルで包む状ｇ　（ｓｔａｔｅ）２０は、た
たみ込み符号器のシフトレジスタ１３の前２ピットを表
わしている。各状態間の遷移はパスｄで表わされ、実線
のパスは符号器入力ピットが０”のときの遷移を示し、
破線のパスは符号器人力ビットが１１１ＰＩのときの遷
移を示す。たとえは状態１１から状態０１に遷移する場
合の符号器入力ピットは１０′′である。パスｄには２
ビツトの伝送路符号（符号器出力）が対応している。す
なわち状態１１から状態０１に遷移する場合、符号器か
ら′０１”という伝送路符号が出力される。

第３図に示した状態遷移図の時間推移をよシ明確にする
ため第３図を第４図のトレリス線図で表す。図において
、右に行く程時間が経過していることを表わしている。

第４図で、時刻０で状態００しがないのは、初期状態０
０と仮定しているためである。時刻２以後は同一バタン
がくシかえされている。この同一バタンのくりかえしの
性質を利用し、たたみ込み符号の復号（ビタビ復号）が
行われる。次にピタビ復号は具体的にどのように行われ
るかを第５図。

第６図を便って説明する。ビタビ復号においては、まず
各状態（００，０１，１０，１１）にある相関値（状態
尤度：　５ｔａｔｅ　ｍｅｔｒｉｃと呼ぶ）ｅを対応さ
せる。また、受信信号Ｃ＝ｒｌｒ、’とパス？シミに対応する伝送路符号との相関をあられす指子標（パス尤度ｂｒａｎｃｈ　ｍｅｔｒｉｃと呼ぶ）＋−
ｋを各パスに対応させる。今、時刻ｎにおいて、各状態
尤度ｅがすべて０であったと仮定しよう（この仮定はと
タビ復号動作説明の便１上つけたものである。）。時刻
ｎからｎ＋１の間にｒｓｒｓ”Ｋｌ”受信したとする。

この受信信号ｒｒ’に対応するパス尤度ｆを第５図に例
示する。次に時刻ｎ−＋−ｔでは、各状態に入る２つの
パスのうちどちらかを選択する。選択基準は、各パスの
出発点となっている、時刻ｎにおける状態尤度ｅとパス
尤度ｆを加算し、大きい方、すなわち相関が強い方のパ
スを選択し、これを生残シパスと呼ぶ。また、加算。

選択された先度を時刻ｎ＋ｌの時の各状態尤度とする。

具体例で再度説明する。時刻ｎ−１−１の状態００に注
目しよう。この状態には２つのパスｐ−１およびｐ−２
が入っており、第一のパスｐ−１の時刻ｎにおける出発
点は状態００であシ、第二のパスｐ−２の出発点は状態
０１である。第一のパスｐ−１の場合、状態００の状態
尤度が０、パス尤度ｆが１４であシ、金側尤度１４とな
る。第二のパスＩ）−２の場合、状態０１の状態尤度が
０、パス尤度も０であシ、合計尤度Ｏとなる。したがつ
て時刻ｎ　＋　ｌにおいて状態００に入る２つのノζス
のうち、パスｐ−１を選択しノくスｐ−２をすてる。

パｙ、　ｐ−１ｆｃ生生残シラスする。また、状態００
の時刻ｎ＋１における状態尤度を１４とする。

上記に示した操作を時刻ｎ＋１において各状態００．０
１，１０．１１のすべてにつき行い、各状態に入力され
るパスを１つずつ残し、各状態尤度として記憶しておく
。

時刻！■＋１とｒｌ＋２との間に１’、ｒ！′を受信後
、時刻ｆｌ＋２において、まったく同一動作をくりかえ
す。第６図に時間ｎ−ｎ＋４の場合の生残シパスおよび
状態尤厩を示す。

第６図を見るとわかるように、生残ジノ（スのうち途中
でたち切れになっているものもある。時刻ｎ＋４の各状
態から生残シパスｑ（太線で示す）をさかのほっていく
と、時刻ｎ＋２で１つに合流しているのがわかる。それ
より以前では生残りノくスｔ１１つとなっておシ、その
生残シノクスに対応する情報ビット（パスが実線なら０
０”、破線なら′１″）を決定できる。すなわち、どの
データ系列が正しいかを決定でき、復号出力を決定でき
る。

生残シパス情報ｑの記憶は通常２つの入力パスのうちど
ちらを選択したかを各状態毎に格納しておくことによシ
行われる。たとえば、第５図で言えば、時刻ｎ＋ｉで状
態００に入る２つのパスｐ−１，ｐ−２のうち上の方の
パスｐ−１が生残れば０”、下の方のパスｐ−２が生残
れば′″１″を記憶するといった具合である。このよう
に生残Ｊ）　ハス情報を記憶すると、時刻ｎにおける状
態を表わす２ビツト（００，０１）のうち、第２ビツト
目を格納したことと等価である。状態が符号器シフトレ
ジスタの前２ビットを表わしていることと考えあわせる
と、１時刻前の符号器人力ビットすなわち情報ビットそ
のものを格納していることになる。

例えば、第６図、時刻ｎ＋１における生残ｐパス情報ｑ
は、状態００，０１，１０．１１に対しそれぞれ０，０
，１．０となる。

このように生残シパス情報を記憶すると、最終的に復号
器出力を決定する際、現在から過去に逆上って生残シパ
スをたどっていく必要がある。第６図の例で説明する。

現在、時刻ｎ＋４とする。

現在まで生残っているパスは時刻ｒｌ＋３では状態００
とｌＯから出発している。時刻ｎ＋３において状態００
と１０に到達しているパスの時刻ｎ＋２での出発状態を
見ると状８０１と１つになっている。以後、時刻ｆｌ＋
１では状態１０．時刻ｎでは状態Ｏ１という具合に時間
を逆上るにしたがい１本のパスが生残っていくのがわか
る。生残シバスが１本となれば、生残シパスに対応する
情報ビットを出力することができる。

前記従来提案されている（ＵＳ　Ｐａｔｅｎｔ　３７８
９３６０）の復号器では、上記の時間を逆上る操作を次
のように実現してｂる。各状態００，０１，１０゜１１
の生残りパス情報ｑをそれぞれ、ＣＩ　＋　０２　ＩＣ
３，Ｃ４とする。また各状態００，０１，１０゜１１を
現在生残りパスが通過するがしないかを表わす信号を各
状態毎に１つ用意し、それぞれｓＩ。

Ｓ２　＋　ｓ３　＋　ｓ４　とする。ｓＩ　＋　５２　
＋　’３　＋Ｓ４は生残りパスが各状態を通過すれば′
ｌ”、通過しなければ６０”とする。

１時刻前の生残シパス通過・不通過を表わす信号を各状
態００，０１，１０．１１に対しそれぞれ８（１８７１
ｇ！、Ｓ！とすると、５１′、５２′。

ｓ３Ｚ’４’は次式のように表わすことができる。

５！’＝３１−（、−１−５３・Ｃ３・・・（１）ｓ２
−８１＋ＣＩ　＋５３１Ｃ３＋・・（２）ＳＲ’＝　Ｓ
ｇ・Ｃｚ　十８４　・Ｃ４−（３）Ｓ４′＝Ｓ２°ｃ２
　＋Ｓ４−　Ｃ４−（４）ここで、−は論理色魔、・は
論理積、十は論理和を表わす。

上式のように表わすことができることは以下のように説
明すると容易に理解できょう。

すなわち、１時刻前に生残りパスが状態ｏｏ′ｆ！：通
過する（　ｓ　／　−１）場合は次の２通りに限られる
。

■　現在、生残ｐバスが状態ｏｏを通過（Ｓ＋−１）し
、かつ状態ｏｏの生残シパス情報ｃ＋＝＝Ｑ（上の方の
パスが生残るンの場合■　現在、生残９パスが状態１０
を通過（ｓ３−１）し、かつ状態１０の生残９バス情報
ｃ３＝０（上の方のバスが生残る）の場合この２つの場
合？ｌ−論理式で！’きあられすと、それぞれ、Ｓｌ・
石１．Ｓ３・τ３とな９、結局Ｓ１′はＳｌ’−８ｌ−
石！＋３３・τ３となシ、（１）式と一致する。

１時刻曲に生残りバスが状態０１．１０．１１を通過す
るかしないかについても状態００の場合と同様に考える
ことができ、結局Ｓ１’＊Ｓ２’ｒＳ３′・　５４′は
上述した（１）、（２）＋　（３）　＋　（４）式のよ
うに辰わすことかできる。

上記、論理式を用いて、現在から過去に時間を逆上つ１
いき、最終的に生残りバスが到達した状態の生残りバス
情報を復号器出力とずれはよい。

すなわち最終到達状態により生残ｐパス情報を選択し復
号器出力とする。あるいは、最終到達状態が００か１０
の時″０”を０１か１１の時″１″を出力する。これは
状態を表わす２ビットのうち佐の１ビット全出力してい
ることに相当する。い−Ｊ’れにせよ復号器出力を決足
するために何らかの論理回ｗ１が必要と々る。

上記論理式では、１時刻前の生残シバス通過。

不通過をあられすｓ１’　＋　ｓ２’　ｒ　ｓ３’　＋
　ｓ４’をめるのにＣＩ、ｃ！＋　ｃ８＋ｃ４＋　ｓｌ
＋Ｓ２＋Ｓ３　＋　ｓ４の８つの信号を必要とする。ま
た状態数が４から８となると合計１６の４１号が必要と
なる。一般に、状態ａＮたと２Ｎの信号が必要となる。

すなわち、回路規模が状態数Ｎの２倍に比例して増加す
ることを意味し、状態数が増えると回路規模が大幅に増
加するという欠点があった。

また、第６図ｒ見ると、各状態の状態尤度ｅが時間とと
もに増加しでいるのがわかる。これは状態尤ｆｅｅを記
憶するために必要なピントａがこのま筐では無限に必要
となってしまうと七を意味する。したがって実際には状
態尤度を一定範囲内におさえる正規化という操作が必要
である。

従来例（ＵＳ　Ｐａｔｅｎｔ　４０１５２３８　）の復
号器では、状態尤度がある固足のしきい値をこえたとい
うことをあられす信号を、状態尤度とバス尤度のｊＪＤ
算・選択用ＲＯ？、４のアドレスに戻している。これは
、しきい値をこえた場合にある特定値を状態尤度から減
算することによシ正規化を行っていることを意味し、状
態尤度を表わす値（４ｂｉｔならば０〜１５）の全範囲
を十分利用しているとは言えず、誤シ率特性の劣化を招
く。

第７図は本発明によるたたみ込み符号の復号器の一実施
例の構成を示す図である。

受信信号Ｃは入力端子４０に入力され、アナログディジ
タル変換器４１によりディジタル信号に変換される。通
常このディジタル信号は３ビツトで蓋子化される。今ま
で例としてあげてきた、ｒｌ＝Ｈ（ｒ；符号の効率）、Ｋ＝３のたたみ込み符号の場
合、時間的に直列に入る２つの受信信号（例えば第５図
のｒｌとｒ、／ヤｒ２とｒ２′のように）が得られる毎
に復号廻理が実行される。すなわち、２つの受信信号（
ｒ＋＋ｒ＋’）に対応した２つの３ビットディジタル信
号（合計６ピツト）ｓ−１，ｓ−２を同時に利用するこ
とになる。２つのディジタル信号ｓ−１，ｓ−２はメモ
リ４３のアドレスとなる。メモリ４３は受信信号と伝送
路符号の相関をあらすパルス尤度を記憶する几（ＪＭで
ある。したがって、メモリ４３は上記２つの受信信号ｒ
、ｒ’が入力される毎に各状態に対応してそれぞれ２通
ｐのパス尤Ｋ（全体で８通シのバス尤度ンを出力する。

メモリ４３の出力であるパス尤度ｆはビット数低減に伴
う性能劣化をなくすため、４ビツト（１６レベル）で表
わされ、これがメモリ４６のアドレスとなる。

メモリ４６は、パス尤度ｆと状態尤度ｅとの加算と、加
算された状態尤度のうち大きい方の選択、生残シパスｔ
ｉｉｌＴ報ｇの記憶の３機能を有するＲＯＭである。メ
モリ４６のアドレスとしては、前述のパス尤ｉｆの他、
１時刻前における２つの状態尤度ｈ−１，ｂ−２が必要
である。なぜならば、現在のある状態尤度ｅｔ−求める
ためには、その状態に入る２つのバスの出発点となって
いる２つの状態尤度ｅとそれぞれのパス尤度が必要ｆｆ
：、がである（しかし２つのパス尤度は実際にはお互い
ｌの補数の関係となっているので、１つのパス尤度のみ
メモリ４６のアドレスにつなげばよいン。

メモリ４６の出力４７は加算９選択されたある状態先度
ｆ′を表わし、これは読み出し、書込み可能メモリ（Ｒ
ＡＭ）４９に格納される。メモリ４６のもう１つの出力
は生残シバス情報ｇを表わし、これはＲＡＭ５０に格納
される。

メモリ４９に格納されている各状態尤度は、５ビツトで
表わされておシ、これをそのままメモリ４６のアドレス
に戻すとメモリ４６の容量が大きくなシすぎるし、次の
時刻では６ビツトで表現する必要性が生じ、時間がたつ
につれ１ビツトずつふえていくことになる。これを解決
するために毎回各状態尤度を４ビツトに制限する（これ
を正規化と呼ぶ）。これは次のように行われる。メモリ
４９に格納されている各状態尤度（これを正規化前状態
尤度とよぶ）の中の最大値を見つけ出す。

メモリ４９の出力をメモリ（ＲＯＭ）５１のアドレスト
スる。メモリ５１の他のアドレス５３は以前にめられ、
７リツプフロツプ５２に記憶されている状態先度の最大
値を表わしている。メモリ５１の機能は、２つのアドレ
ス値を比較し、大きい方を出力することである。このよ
うにしてメモリ４９に格納されているすべての状態先度
のうち最大値がめられ５２のフリップ７０ツブに記憶さ
れる。

すべての状態尤度の最大値がめられると次に５ビツトで
表わされている各状態先度を４ビツトで表現することを
酊う。これは請求められた最大値が１５（４ビツトで表
現できる最大値）となるように各状態尤度から（最大値
−１５）という可変値を減じることによシ実行される。

もし、減算の結果ゼロ以下となった場合は強制的にセロ
とする。このようにすると、正規化後の状態尤度最大値
はつねに１５（４ビツトで表現できる最大値）となシ、
４ビツトで表現できる全範囲を十分活用できる。したが
って誤シ率劣化を防ぐことができる。

実例を示すと、今４つの状態（００，０１゜１０．１１
）の正規化前の各状態先度が２７゜１０．２２．１９だ
ったとする。最大値２７がめられると、この状態尤度が
１５となるように、すべての状態尤度から１２（＝２７
−１５）が引かれる。しかし、２番目の状態尤度は１Ｏ
−１２＝−２となりゼロ以下となるので強制的にゼロに
するユしたがって、正規化メモリ５４の出力は各状態で
１５．０，１０．７となシ４ビットで表現される。この
ように正規化され、４ビツトで表現された各状態先度は
状態尤度メモリ５５に格納され、次に受信信号を得た時
にメモリ４６のアドレスとして匣用される。

第７図はビタビ復号器を一基本回路の状態間多恵処理に
よシ実現する場合の実施例を示しであるが、多重処理で
なく基本回路を多数並列してならべて処理會付う場合で
も上記の考え方は適用できる。第８図は上記最大値探素
メモリ５１及び正規化、メモリ５４部を並列に並べて処
理する場合の回路例葡示す。第８図において、正規化前
の状態尤度４７の最大値をめるメモ！Ｊ　５１′（ｃ３
ケ（一般には状態数−１ケ）用いて最大値５３をめ、４
ビツト正規化メモリ５４を状態数分用意し正規化を行う
。本回路でも、上述し′Ｃいるのと同様の効果がある。

状態尤度の正規化（一定軛囲内に保つ）手段として毎回
可変値を減する方法は他にもいくつ力・あるが、ここで
は、さらにもうひとつを示すにとどめる。以下にそれを
示す。

ステップ１：正規化前状態尤度の最大値（ＭＡＸ）と最
小値（八、１１　Ｎ　）をめる。

ステップ２　：ＭＡＸ−ＭＩＮ＝Ｄを永める。

ステップ３：正規化前状態尤度よシＭＩＮという可変値
を減する。

ステップ４：Ｄ≦１５の場合には、ステップ３の結果を
正規化後状態尤Ｕ［とする。

′ＵＪ２１５のｉ台には、ステップ３の結果よυさらに（Ｄ１５）をび−じ、負になった場合は強制的にゼロとし、正規化前状態尤度とする。

本方法では、基本的には正規化前状態尤度の最小値を探
索し、それ−２すべての正規１ヒ前状態先度から減する
ことによシ正規化を実行している。ただし、この方法だ
と、正規化前状態尤度の最大値と最小値の差が１５よシ
大きい場合に、正規化後の状態尤度の最大値が１５以上
となるため、ステップ４に示す補正が必要となる。

この方法によっても、毎回可変値を減じ正規化を実行す
ることによシ、正規化後の状態尤度にわシあてられたピ
ット数で表現できる範囲を十分に活用することが可能と
なっている。

第９図は上記方法による正規化部の実施例の構成金示す
。正規化前状態尤度メモリ４９の最小値探索８０と最大
値探索５１を行い、最大値、最小ｆｌｋまずめる。減算
器８３によシ正規化前状態尤度より最小値を減する。一
方、最大値と最小値の差８２は減算器８１によ請求めら
れ、さらに８４　（１５という値）との差を減算器８５
によ請求める。８５の結果の符号ビットが１すなわち、
最大値と最小値の差が１５より小さい場合には、選択回
路８７によシ、減算器８３の出力を選択する。ｇ算器８
５の結果の符号ピットが′θ″、すなわち、最大値と最
小値の差が１５よシ大きい場合には、減算器８３の結果
からさらに減算器８５の結果を減じる。もし減算器８６
の結果が負になれば、選択回路８７の出力をゼロとし、
それ以外は、減算器８６の出力を選択回路８７の出力と
する。選択回路８７の出力８８は正規化後の状態尤度を
表わしている。

以上、状態尤度の正規化方法の実施例を示した。

再び、第７図に戻シ、メモリ５０には生残シバス情報ｇ
が記憶されている。すなわち、各状態に入る２つのパス
のうち上のパスが生残れば０″、下のパスが生残れば′
１”が各状態毎に記憶きれている。この場合現在から過
去に逆上って生残シパスをたどっていく必要がある。

フリップ７０ツブ５６は、現在から過去に逆上る各時刻
毎に生残シパスを記憶しておくためのものである。メモ
リ５７は、ある時刻において生残シパスが通過している
状態６０とその時刻における各状態の生残シパス情報５
９をアドレスとし、１時刻前に生残シパスが通過した状
態を出力するＲＯＭである。６１は復号器出力を衣わす
。生残シバスの各状態通過、不通過を表わす信号６０は
従来４ビツト（状態数分）必要であったものを本発明で
は２ピツ）（ｔｏｇｓ（状態数））としている。

これは、前記文献２に示されているように、約５・Ｋ（
Ｋ−拘束長）時刻逆上ると生残シパスは一本に集約され
、集約されない確率は伝送路で加わる雑音によって生じ
る誤シ率よシ十分小さい性質を利用している。これは、
最初はどの状態からはじめても、時間’ｔ５に逆上れば
、いきつく先の状態は同じであることを意味している。

汀いかえれば、時間を逆上る過程において最初どの状態
からはじめても５に時刻さかのはればいつも同一の状態
を通過することになる。このようにすると、時間を逆上
る過程において各時刻において生残シバスはたえず１本
となり、通過する状態はただひとつとなる。したがって
各時刻において、生残りパスがどの状態を通過している
かを示す信号があればよい。すなわち、どの状態を生残
りパスが通過するかを表わすのに、各状態毎に１ビツト
、合計４ビツト（状態数分）の信号は必要でなく、２ピ
ツ）（ｔＯｇｚ’（状態数））でよい。いまこの２ビツ
トをｐｔ　＋　ｐａとし、符号器シフトレジスタの前２
ビットすなわち状態を表わす２ビツトと同一のピット構
成とする。すなわち ■ｐ１＝０．ｐ！＝０の時、状態００を通過■ｐｔ＝０
＋　ｐｚ＝１の時、状態０１を通過■ｐ１＝１＋　Ｉ）
ｘ’＝０の時、状態１０を通過■ｐｓ　＝１　＋　ｐｚ
　”　１の時、状態１１を通過をそれぞれ意味するもの
とする。

このようにした場合、ｐ１′、ｐ２′を１時刻前の生残
シバスが通過する状態を表わす２ビツト、Ｃ１＋　Ｃ２
＊　Ｃ３＃　’４を生残シパス情報とすると、ｐｓ’ｅ
　ｐｓ’は次式のように衣わされる。

１）１’＝ｐ＊　・・・（５）ｐｚ　＝ｐｒｐｚ・ｃｔ＋ｐ１−ｐｚ　＋　Ｃｚ＋ｌ］
ｔ　＋ｐｘ”　Ｃｓ十ｐ１・ｐｚ・Ｃ４・・・（６）ここで−は論理否定、・は論理積、＋は論理和を表わす
。

上述の式のようにあられされることは第４図のトレリス
線図を用いて以下のように説明できる。

この説明において１時刻前を時刻３、現在を時刻４と考
えれば理解しやすい。

まず、（５）式について説明する。

１時刻前の生残シパスの通過、不通過を表わす２ビツト
の前ｌピットｐ１′が１となるということは、１時刻前
に状態１０か１１を通過することを意味する。このよう
になるのは第４図のトレリス線図によれば、現在、状態
０１か１１を通過している場合のみである。すなわち、
現在生残シパスが通過している状態の後の１ピツト（ｐ
ｓ）が１の場合のみである。式であられせば、ｐＩ’＝
ｐｍとなる。この場合、生残シパス情報には無関係とな
る。

次に、（６）式について説明する。

１時刻前の生残りパス通過、不通過を表わす２ビツトの
うち後の１ビットｐ、′が１となるということは、１時
刻前に状態０１か１１を通過することを意味する。これ
は４つの場合が考えられる。

■　現在状態００を通過し、状態００の生残シパス情報
ｃｔ＝１（下の方のパスが生残る）の場合論理式で表わ
せば、Ｐｌ−９ｘ・Ｃ３、■　現在状態Ｏ１を通過し、
状態ｏ１の生残シパス情報ｃ２＝１の場合、論理式で表わせば　ｉｌ・Ｑ２・ｃ２ ■　現在状ａｔＯを通過し、状態１ｏの生残クパス情報
（ｓ＝＝ｌの場合、論理式で表わせば　ｐＨ）２・ｃ３ ■　現在状態１１を通過し、状態１１の生残９パス情報
ｃ４＝１の場合、論理式で表わせば　ｐＩ’ｐｚ・０４以上４つの場合の論理和をとシ、ｐａ−Ｊ）１．Ｐｚ−Ｃｔ＋Ｊ）ｔ　・Ｑ２・Ｃ２＋ｐ
Ｉ　・Ｆｘ　・Ｃｓ十ｐ、　−ｐ、・Ｃ４（６，１式となる。

また、（５）　、　（６）式は従来例の中で示された（
ＩＪ　、　＜２）　。

＜３）　、　（４）式から直接、式の変換に上りめるこ
ともできる。

（１）　、　（２）　、　（３）　、（４）穴内の５ｔ
（ｉ＝１〜４）と（５）。

（６）穴内のｐｊ　（ｊ＝１〜２）には次の関係がある
。

８１　″　ｐｔ−ｐ、　’り」Ｓ２：ｐＩ−ｐａ　（ｇ”）Ｓ　ａ　”　ｐｔ°ｐ＊　（９）Ｓａ＝ｐｓ　Ｉｐｚ　（／Ｄ’）これは、ｐｌ　＋　ｐａが状態をあられす２ビツトと同
一のピット構成をとっていることから容易に理解されよ
う。ｆｃとえば、いま状態００を生残ｐバスが通過して
いるとすれば、ｐｌ＝０．ｐ２＝０となＪ）、Ｓｌのみ
１となる。また１時刻前にお−いても（ｆ）、　ｔｇ）
、　ｍ−（ｔｏ）式と同様の関係が成立する。

すなわち、Ｑ９．ω）、（Ｅ）、（！Ｄ）穴内の各信号
の右方に′を付した場合も成立する。以上の関係を用い
て、（１）　、　（２）　、　（３）　、　（４）式は
次のように書き換えることができる。

ｐＩ′・ｐ、’−１）Ｉｉｚ　°　Ｃｘ　＋　ｐｔ・　
Ｑ２　°Ｃ３″′ノｐ、／、ｐ　、／＝＝　ｐＩ１ｐｚ
　・Ｃｔ＋　ｐｔ°ｐ１’　４　０ｔｙ）式の両辺の論
理和をとると、ｐ１’　・ｐｘ’＋ｐＩ’　°ｐｚ’＝ｐＩＰｇ°Ｃ２
士ＰＪ’Ｐｍ’Ｇａ＋ｐ、°ｐｚ　・Ｃｘ＋　ｐｔ・Ｉ
）ｚ　・Ｃ４Ｕｒ）となシ、ｐｔ’＝　９　ｔ・ｐ２＋ｐｌ　−ｐ２＝ｐｚとなシ、
（５）式と一致する。

式の両辺の論理和をとると、Ｑ２　＝ｐ、°ｐ２°Ｃｔ　＋　ｐｔ°ｐ２’　Ｃｓ　
＋ｐｔ−ｐ＊・Ｃ２十ｐ１・ｐ、・Ｃ４となシ、（６）式と一致する。

以上のように従来例に示された（１）　、　（２）　、
　（３）　、　（４）式から（５）、（６）式を直接導
き出すこともできる。ちなみに、第７図のメモリ５７は
（５）　、　（６）式の論理式と一致した内容となって
いる。

また、ｐＩ、Ｑ２を状態をあられす２ビツトと同一のピ
ット構成にすると、ｐＩ、Ｑ２のどちらを復号器出力と
してもよい。なぜならば、状態とはそもそも符号器を構
成しているシフトレジスタの前２ピットを表わし、その
シフトレジスタへの入力信号はと９もなおさず送信情報
そのものであるからである。

すなわち、第７図において復号器出力６１は時間を逆上
った後のｐ２そのものとなっている。

こうすることによシ最終復号値を出力するために余分な
論理はいっさい不要となる。

第６図に示した具体的例によって説明する。現在時刻ｎ
＋４とする。また、初期状態００とする（ｐ＋　＝０　
、　ｐ２　＝０　）。入力端子５９０４ピツトは生残り
パス情報３６よ６ｏｏｏｏである（Ｃｔ＝Ｃ２＝ｃ３　
＝ｃ４　＝０　）。時刻ｎ＋３において生残シバスが通
過する状態Ｆｉ、（５）、　Ｃ６）式よシ００となる（
ｐＩ′−〇、ｐ２′＝０）。時刻ｎ＋３の生残りパス（
ｉｆ報は１０１０であシ、時刻ｎ＋２では状態０１を生
残シパスが通過することになる。以後同様の動作をくシ
かえず。

以上説明したように、１時刻前に各状態を生残シバスが
通過するかしないかを表わす信号は２ピア　）　（ｐｒ
’＋　ｐ２’　）でよく、それをめるのにｐＩ＋ｐ２＋
　ＣＩｔ　０２＋　０３＋　０４の６ケの信号ですむ。

一般に状態数Ｎとし、生残シパスの通過不通過を表わす
のにｌｏｇｚＮケの信号でよいことになる。

このようにして生残シバス情報から復号器出力を推定す
ると、回路規模は状態数をＮとし、（Ｎ＋　ｌｏｇｚ　
Ｎ　）に比例することになシ従来にくらべて減少してい
る。たとえば、Ｎ−８の時、復号器出力推定回路を、Ｒ
ＯＭを用いて実現しようとすると従来はアドレス１６ビ
ツト（２×Ｎ）必要だが、本実施例では、アドレス１エ
ビツ）（８＋３）でよい。すなわち１つのＲＯＭで実現
可能となる。

また、第１０図に別の復号器出力推定回路を示す。ここ
で６２は多重化回路（八４ｕｌｔｉｐｌｅｘｅｒ）であ
シ、（５）式は単なる配線６５によシ実現でき、（６）
式はｐｉ　ｌ　ｐ２を多重化回路の制御１８号とし、４
ピツト（ＣＩｔ　Ｃｘ　ｒ　Ｃａ　＋　０４　）のうち
の１ビツトを選択することによシ実現できる。なお第１
０図の構成で、第７図の構成と同一の部分は同一の番号
を付して説明を省略する。

第７図および第１０図に示した実施例では復号器推定機
能を１基本回路の多重処理によシ実現している例を示し
ているが逆上る時間数だけ基本回路を用意し並列に処理
する場合も考えられる。第１１図は第９図の基本回路の
ＲＯＭを逆上る時間数分用意した場合を示す。第１２図
は第１０図の基本回路の多重化回路を逆上る時間数分用
意したｍ会を示す。

第７図の実施例では、状態尤度５５、正規化前状態尤度
４９、生残ｐパス情報５０をそれぞれひとつの）ｔＡＭ
　（読出し書込み可能メモリ）に各状態毎にアドレスを
変えて記憶している（太わく部）。

このアドレスとしては、基本回路への入力信号を選択す
る信号、出力記憶先を決定する信号をそのまま使うこと
ができる。

これにより上記ＲＡＭと基本回路とを直接接続すること
ができ、従来多用されていた多重化回路全完全になくす
ことができる。

したがって１基本回路の多重使用による回路規模削減効
果が増す。

ピタビ復号器を基本回路の多重処理で行った場合の波及
効果を以下に説明する。

本実施例の第７図を大きくブロック分けすると第１３図
のようになる。すなわち、受信信号をディジタル信号に
変換する機能、パス尤度への変換、状態尤度格納用メモ
リ、生残りパス情報の格納と復号出力推定部は、データ
変換、格納部７０に相当する。状態尤度とパス尤度の加
算・選択、状態尤度の最大値をめる機能、状態尤度を一
定範囲内におさえる正規化部は基本演算部７１に相当す
る。制御部７２は、データ変換、格納部７０に適用され
る制御信号を発生する。タイミング発生部７３は、制御
部７２に必要なタイミング信号を発生する。

第１３図のブロック構成はいくつかの利点を有する。ま
ず、ｒ−１のままで拘束長かに＝３からに＝４に仕様震
災になった場合を考える。この場合、状態数４から８に
変わる。従来の並列処理回路（同一回路を状態数分用意
し並列動作をさせる）では、回路量２倍となシ、配線も
大部分変更する必要がある。しかし、第７図の構成では
、データ格納部メモリ容量２倍にすることと、制御部ク
ロック部の変更のみでよい。

すなわち、仕様変更に柔軟に対処できる利点がある。

また、２チャンネル分同時に処理したい場合もデータ格
納メモリ部を２チャンネル分用意する他、制御部の変更
のみで対処できる。

さらに、高速データレートが要求される場合には、基本
演算部を複数個用意し対処することも可能である。

このように、拡張性、柔軟性に富む回路構成となってい
る。

〔発明の効果〕

下本発明では以実の効果がある。

（１）　生残りバス情報から復号器出力を推定する回路
において、時間を逆上る過程の各時刻毎にどの状態を生
残りパスが通過したかを表わす信号を記憶し、従来状態
数分必要たったものをｔｏｇ。

（状態数）分でよくするように推定回路の論理を工夫し
、回路規模を削減できる。

（２）状態尤度の正規化回路において、固定のしきい値
をこえた場合にのみある特定値を正規化前状態尤度から
減Ｔるのではなく、毎回可変値を減することによシ、状
態尤度を表わす値の範囲内全体を十分利用し、誤り率特
性（性能）の劣化を防ぐことができる。

その１方法としては、正規化前状態尤度の最大値をめ〔
最大値−しきい値（４ピットで状態尤度を表わす場合そ
の最大値でるる１５）〕を上記可変値とし、正規化後の
状態尤度の最大値を表現可能な最大値（４ビツトの場合
１５）と一致させる。

別の方法としては、正規化前状態尤度の最小値を上記可
変値とする方法がある。

（３）　ビタビ復号器の基本演算回路（尤度の加算・選
択、正規化ンを状態毎に共通に使用する場合に、状態尤
度、正規化前状態尤度、生残シバス情報の記憶にＲＡＭ
を使い、基本（９）路の入カ選択信号、出力記憶先決定
信号を上記）ｔＡＭのアドレスとすることによシ、多重
化回路を完全になくし多重処理による回路規模削減効果
を増すことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明が適用される通信システムの代異例を示
すブロック図、第２図は符号効率ｉ１拘束Ｊｋ３のたた
み込み符号器の一例の構成を示すブロック図、第３図は
第２図に示した、たたみ込み符号の状態遷移図、第４図
線第３図に示した状態遷移図のトレリス線図、第５図は
ビクピ復号動作を説明するためのトレリス線図、第６図
はビタビ復号動作、特に生残シパスを示すトレリス線図
、第７図は本発明による復号器の一実施例の構成を示す
ブロック図、第８図は他の実施例における状態尤度の正
規化回路ブロック図、第９図は他の実施例における状態
尤度の正規化回路ブロック図、第１０図は本発明による
復号器の他の実施例に用いられる表号器出力推定回路、
第１１図および第１２図はいずれも本発明による復号器
の更に他の実施例に用いられる並列処理形復号器出力推
定回路の回路図、第１３図は本発明の詳細な説明する第
　ｌ　目ｌ第　２　図第　３１！ｌ第　４　口Ｂ仲１０　ｌ　２　３　４　・・・第Ｓ図ｓ％刻？２　ｒｔ＋ｔ　７１す２　ｎ＋３　７１＋４受
危惜号Ｃｎｒ；　ｒ２ｒ；　′ｒ３ｒｉ　１７ｒ；第　
７０第　／Ｉ　図第　７２　口第　１３　圃

Claims

【特許請求の範囲】１、たたみ込み符号の受信信号とたたみ込み符号によっ
て発生の可能性を持つ複数の伝送路符号との相関（バス
光度）を得る第１手段と、たたみ込み符号における複数
の状態毎に、その各状態に入る複数のバスに対応する上
記第１手段の出力およびそのバスの発生した状態の先度
を加算し、複数の加算値のうちで最大の値を有する生残
りバスを選択し、その生残シパスに対応する情報を発生
する第２手段と上記第２手段からの生残シパスに対応する情報を格納す
る第３手段と上記第３手段の出力を入力とし、現在から過去に時間を
逆上っていく各時刻毎に上記生残シパスが通過した状態
を表わす信号を記憶し、上記状態を表す信号と上記生残
シパスに情報よシ復号値を推建する第４手段とを具備し
てなることを特徴とするたたみ込み符号の復号器。２、第１項記載の復号器において、上記生残シバスが通
過した状態を表わす信号と上記状態を表わす信号が同一
のピット構成であるたたみ込み符号の復号器。３、第１項記載の復号器において、上記第４手段が上記
生残シパス情報と生残シバスが通過した状態を表わす信
号をアドレスとする読出し専用メモ！ｊ　（ＲＯＭ）で
構成されたたたみ込み符号の復号器。４、第１項記載の復号器において、上記第４手段が、生
残シバス情報を入力とし、上記生残シパスが通過した状
態を表わす信号を制御ピットとする選択回路で構成され
たたたみ込み符号の復号器。５、たたみ込み符号の受信信号とたたみ込み符号によっ
て発生の可能性を持つ複数の伝送路符号との相関（バス
尤度）を得る第１手段とただみ込み符号における複数の
状態毎にその各状態に入る複数のバスに匍応フる上記第
１手段の出力およびそのバスの発生した状態の尤度を加
算し、複数の加算値のうちで最大の値を有す生残シパス
を選択し、その生残シパスに対応する生残９バス情報を
発生する第２手段と上記第２手段の状態の尤度の加算に
際し、１時刻前の状態先度から可変値を減じ上記状態尤
度を一定範囲内に制限する正規化を行う第３手段と、上記第２手段からの生残シパス情報　から上記受信信号
の復号値を推定する第４手段を具備してなることを特徴
とするたたみ込み符号の復号器。６、第５項記載の復号器において、上記可変値は正規化
前の尤度の最大値をめ、その最大値と正規化波の尤度に
わシあてられたビット数で表現可能な最大値との差であ
るたたみ込み符号の復号器。７、第５項記載の復号器において、上記第３手段は、正
規化前の尤度の最大値をめ、その最小値全上記可変値と
し、正規化後の尤度の最大値が表現可能な最大値をこえ
る場合には、こえた分を全ての尤度から減じるように構
成されたたたみ込み符号の復号器。８、ただみ込み符号の受信信号とたたみ込み符号によっ
て発生の可能性を持つ複数の伝送路符号との相関（パス
尤度）を得る第１手段と、たたみ込み符号における複数
の状態毎に、その各状態に入る複数のパスに対応する上
記第１手段の出力およびそのパスの発生した状態の尤度
を加算踵複数の加算値のうちで最大の値を有する生残シ
バスを選択し、その生残ジノ（スに対応する情報を発生
する第２手段と、上記第２手段の先度を一定範囲におさめる正規化する第
３手段と、上記各状態の尤度をめるための上記第２および第３＋段
を共通使用するため、上記第２および第３＋段の入力選
択信号と出刃先決定信号をアドレスとし上記各状態の尤
度および生残りパス情報を記憶する読出し書込態メ七り
とを具備して構成されたたたみ込み符号の復号器。