JPS61289732A - デ−タワ−ド伝送システム - 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】 １里坐宜量 本発明は冗長性を付加してデータ伝送のビット誤りを保
護するようにした送信局から受信局へデータワードを伝
送するシステムに関するものである。ビットレートを増
大するにつれ、及び一般に雑音の多い伝送媒体に対して
種々の誤り保護機構が提案されている。

従産技街立■ 上述の伝送システムは米国特許第４３１２０７０号明細
書に開示されている。この従来技術は移動中継指令通信
システムに使用するディジタルデータ処理システムに関
するものであるが、本発明のシステムは一般に局間のデ
ータ通信システムに適用し得るものである。この通信シ
ステムではその通信がバースト誤り現象を受けると共に
、各ワードのデータを上位ビットと下位ビア、トに区別
することができる。このような状態では上位ビットを下
位ビットより良好に保護すれば一層高レベルの信頼度を
得ることができる。このような状態は代表的にはオーデ
ィオ、特に音声伝送において生じ、この場合には下位ビ
ットの誤りは音声を幾分不明瞭にするか理解しにくくす
るだけであるが、上位ビットの誤りは音声を完全に理解
不能にする。伝送媒体は放送媒体にし得るが、例えばデ
ータ通信ラインや磁気テープのような記憶媒体にするこ
ともできる。

さて、バーストとは誤り確率が比較的高い一連のチャン
ネルビットである。バーストの外では、誤り確率は比較
的低く、誤りが生ずる機会は他のどの非バースト誤りと
も通常無関係である。これがため、これらの誤りはラン
ダム誤りと称されている。

高い誤り率を示すバーストは、ある期間内においてチャ
ンネル信鯨度を低減する雷雨や送受信局の移動のような
部分的に解っている現象により生ずる。特に移動無線シ
ステムにおいては、高いビルディングの存在がチャンネ
ル特性に影響を与える。バースト誤り率は例えば１０−
１になり、ランダム誤り率は１０”以下になり得る。

１里坐旦血 本発明の目的は従来の伝送システムを向上させ、特に改
善したコードによって高いコーティング効率（高速符号
化）を与え、デコーディングを容易にし、データワード
の上位ビットを下位ビットより高いレベルで保護し、更
に誤り訂正能力を予想されるバースト長に適合させるこ
とができるようにすることにある。

ｌ旦傅塁皿 本発明は、上記の目的を達成するために、伝送媒体で相
互接続された送信局と受信局とを具え、送信局は順次の
桁のビット列から成るデータワードを冗長ビットを用い
て冗長符号に符号化するエンコーダシステムを具えるデ
ータワード伝送システムにおいて、前記エンコーダシス
テムは各データワードの一組の下位ビットを行列乗算に
より第１プロトコードワードに符号化する第１エンコー
ダと、各データワードの残りの上位ビットを他の行列乗
算によりｎ個の他のプロトコードワードに符号化するエ
ンコーダであって、更に前記他のプロトコードワードに
順次のデータワードの反復時間の整数倍のそれぞれ異な
る遅延を与える遅延素子を具える第２エンコーダと、前
記第１プロトコードワードと、多数の異なるデータワー
ドとして取り出されるｎ個の他のプロトコードワードと
をビット毎にモジュロ−に加算して各データワードに対
して伸張されたビット長を有する最終コードワードを形
成するモジュロ−２加算手段とを具え、該モジュロ−２
加算手段の出口端子を前記伝送媒体に接続したことを特
徴とする。

好適実施例ではｎ＝３にすると共に、各データワードの
上位の２ビツトを実質的にコンボリューション符号化す
る。このようにするとかなりの誤り保護を侭コストで提
供し得ることが確かめられた。

他の有利な特徴は特許請求の範囲の実施態様環に記載し
である。本発明は斯る伝送システム用の送信局及び受信
局にも関するものである。移動無線システムにおける誤
り保護は双方向、即ち移動局から固定基地局の方向及び
その逆方向に設けることができる。しかし、後者の場合
には通信の信顛度を送信電力レベルの増大又はアンテナ
の高性能化のような他の手段により向上させることがで
きる。これらの手段は多くの場合移動局に実施するのは
不可能である。復号化は特殊な最ゆうデコーディング法
であるヴィタビ（Ｖｉ　ｔｅｒｂｉ）デコーディング法
により実行するのが好適であり、このデコーディング法
では“真”の解からの偏差の総量を表わし従って最小に
すべきヴイタと距離をコードワードへの下位ビットの復
元した寄与と実際に受けた寄与との偏差から決定する。

以下に本発明を図面を参照して詳細に説明する。

第１図は本発明伝送システムのエンコーダの基本ブロッ
ク図を示し、第２ａ〜２ｄ図は符号生成行列の第１セツ
トを示し、第３ａ〜３ｂ図は符号生成行列の第２セツト
を示し、第４図はエンコーダ／デコーダシステムの基本
ブロック図を示し、第５図はテコ−ディング処理の基本
フローチャートを示す。

エンコー１の　゛　　　　の■ 以下においてはシステムの符号化及び復号化についての
み考察する。符号ビットのチャンネルビットへの変調及
びその逆の復調、チャンネルの物理的な実現例、移動電
話以外の本発明の適用分野及び送受信局の構成及びそれ
らのデータ処理サブシステム等は本発明の要旨に関係な
いので説明は省略する。第１図は（９，７）コンボリュ
ーション符号用のエンコーダの基本ブロック図を示す。

入力端子２０はデータワードの７データピツトを並列に
受信する。素子２２はコンボリューションコードの一部
を構成するブロックコード用のエンコーダである。この
ブロックコードでは７ビツトデータワードの下位の５ビ
ツトが行列乗算により９ビツトプロトコードに符号化さ
れる。行列乗算はそれ自体コンボリューション技術であ
る。５データビットは３２　＝　２’の異なる値を有す
るだけであるから、５ビツト人力／９ピント出力のプロ
グラマブルロジックアレーで十分である。他のタイプの
読取り専用記憶アレーも等しく機能する。最上位の２ビ
ツトは２ビツト幅入力及び９ビツト幅出力を有するエン
コーダ２４に入力する。エンコーダ２２と同様の符号化
技術を適用し得る。しかし、入力リード数が極めて少な
いためにエンコーダ２４は簡単なロジック回路又はセミ
カスタムロジックセルで実現することもできる。

素子２６．２８は行列乗算により入力データワードの上
位２ビツトから他の９ビツトプロトコードを発生させる
他のエンコーダである。特に素子２８は素子２４と同一
のアルゴリズム構造を正確に実現しており、これをＸで
表わしである。このように同一に実現するのは有利であ
るが、これは限定条件ではない点に注意されたい。

素子３０．３２．３４．３６は遅延素子である。最も簡
単な例ではそれらの遅延時間は入力端子２０に順次供給
される２個のワード間のインターバルに等しくする。こ
れがため、素子２６．２８からの同時のプロトコードは
データワード列の１位置及び２位置前のデータワードに
関連する。このようにしてコンボリューシラン符号化が
実現される。各９ビツトの全てのプロトコードワードは
排他ＯＲ素子３８に入力する。ここで、これらプロトコ
ードワードの対応する桁の全ビットがモジュロ−２加算
されて最終９ビツトコードワードにされて出力端子４０
に出力される。出力端子４０の並列−直列変換は簡単の
ために省略しである。

変形例ではエンコーダ２４．２８　（これらが同一の行
列乗算を実行する場合）を合成し、遅延素子３２゜３６
による遅延をエンコーダ２４の出力端子の対応する遅延
と置換することができる。これはデコーダ２８と遅延素
子３２．３６を除去し、その代りにこの場合には関連す
るプロトコードワード（９ビツト）の遅延に２ワードイ
ンターバルが必要になることを意味する。

セットアツプにおいては遅延素子及び他の素子の動作を
クロックシステムで同期させることができる。簡単のた
めこれは図示を省略した。

なコー゛の　■ 第２ａ〜２ｄ図は符号生成行列の第１セツトを示す。

第２ａ図は第１図のエンコーダ２４／２８．２６及び２
２内で実行される行列Ｘ、　Ｙ及びＺを示す。第２ｄ図
は出力端子４０の最終コードワードを得るために使用す
る合成生成行列を示す、この生成行列の大きさは７行９
列である。“Ｄ”は１デ一タワード反復時間長番有する
遅延演算子を示す。Ｄの指数１及び２は遅延素子３０〜
３６により実行されるデータワード反復時間の１倍及び
２倍の遅延をそれぞれ示す。

全ての遅延を２倍にする場合にはＤの指数は２倍になる
。

次に最小距離プロファイルを示す、低位ビットに対する
最小距離プロファイルは（３，Ｏ・・−一一一−−・）
である、第１の整数（３）は常に非ゼロになり、これは
個々のコードワードに対する最小距離を表わす。

これがため、この符号は単ビット誤り訂正である。

後続のゼロは１コードワードの消去時にこれらの低位ビ
ットに情報が存在しな（なることを示す。

上位ビットに対する最小距離プロファイルは（６４２０
−−−−−−・−・）である、第１の整数（６）は３個
の順次のコードワード列に消去コードワードが起らない
場合における最小距離である。これがためこの符号は２
ビット誤り訂正、３ビット誤り検出である。３ワ一ド列
内の１ワードが消去された場合、最小距離は４になり、
単ビット誤り訂正、２ビット誤り検出になる。３ワ一ド
列内の２ワードが消去された場合、最小距離は２になり
、単ビット誤り訂正になる。３以上の順次のワードが消
去される場合にはこれら上位ビットには何の情報も存在
しな（なる。

このように改善された上位ビットの誤り保護により、こ
れらの上位ビットを用いて例えば計算から得られたデー
タビット又は文字のディジタル符号化により得られたデ
ータビットを転送することができるという本発明の追加
の特徴を実現することができる。この場合には下位ビッ
トは後続のゼロ又は他の下位ビット値で表わすのが好適
である。

第２ｂ図は第２ａ図の行列ｚ１の代りに使用し得る他り
生成行列ｚ２を示し、行列Ｘ及びＹはそのままとする。

行列ｚ２の第１行は行列ｚ１の第１行と第３行の加算に
より得られる０行列ｚ２の第２行は行列Ｚ１の第２行と
第３行の加算により得られる。行列ｚ２の第３及び第４
行は行列Ｚ１の第４及び第５行にそれぞれ等しい、この
生成行列の１行の有効な抑圧は一般に符号の“修正”　
（ｅｘｐｕｒｇａｔｉｏｎ）と称されている。このよう
にすると（９，６）符号が実現される。この場合には上
位ビットに対して前記の符号と同一の最小距離プロファ
イルが実現され、下位ビットに対しては４の最小距離が
実現され、単ビット誤り訂正、２ビット誤り検出符号に
なる。

第２ｃ図は第２ａ及び２ｂ図の行列ｚ１及びＺ２の代り
に使用し得る他の生成行列を示す。行列ｚ３の最初の５
列は行列ｚ１の最初の５列に等しい。行列ｚ３の第６列
は行列Ｚｌの第６〜９列を加算し、反転して得られる。

行列Ｚ３の第７及び第８列は行列ｚ１の第８及び第７列
にそれぞれ等しい、更に、行列Ｘ＋ＤＹ＋Ｄ”Ｘの第１
列を省略してＧ３を前述のＧｌ、　Ｇ２と同様にして得
る。この１列の省略は一般に符号の“省略”（ｐｕｎｃ
ｔｕｒｉｎｇ）と称されている。このようにすると（８
，７）符号が６３により決定される。この場合には上位
ビットに対する最小距離プロファイルは（３２１０・−
・−−−ｍ−−・）になり、これは単ビット誤り訂正、
２ビット誤り検出、単ビット誤り検出及び無誤り検出を
それぞれ与え為、シかし、３コードワードのうちの２コ
ードワードが消去されている場合でも上位ビットの内容
は他に誤りが生じなければ救うことができる。下位ビッ
トに対する最小距離は（２０・−−−−−−−−）で、
単ビツト誤り検出である。

第３ａ、　３ｂ図は生成行列の第２セツトを示す。ここ
で、行列ｚ４は行列ｚ１の第１行と第１列を省略するこ
とにより得られる０行列Ｘ′は、行列Ｘの第１列を省略
し第２行を反転することにより得られる０行列Ｙ′は行
列Ｙの第１行を省略し第１及び第２行を反転することに
より得られる。行列Ｚ゛（Ｄ）は行列Ｘ、Ｙから行列Ｚ
　（Ｄ）を得るのと同一にして行列ｘ’　、ｙ’から得
られる０行列Ｇ４　（Ｄ）により生成される（航６）符
号は省略法により発生されること勿論である。これがた
め、このように発生された（８．６）符号は前述の（９
，７）番号と同一の最小距離を有する。但し、後者の符
号の方が高い効率（レート）を有する。

上述したそれぞれの符号は第１図に示すものと類偵の装
置で発生させることができ、相違は生成行列内の記入項
で表わされる。更に、上述の符号は代表例にすぎない、
ブロック符号とコンポリニージョン符号の他の組合わせ
を用いて、データストリームにおいて上述の如き上位ビ
ットと下位ピッ＋で異なる誤り保護レベルを実現するこ
とができること明らかである。この際、データレート、
コードワード長及び実現される保護レベルは各ケースの
要件に適合させる必要がある。特に長い誤すバースト長
に対し上位ピントの一層良好な保護を得るたには第２ｄ
図の第１行の項数を一層多くする必要がある。

１号化■量脱 本発明で使用する好適なデコーダは一般的なヴィタビ（
Ｖｉｔｅｒｂｉ）デコーダ型である。これに関する論文
はｒＰｒｏｃｅｓｄｒｉｎｇｓ　ｏｆ　ｔｈｅ　ＩＥＢ
Ｊ　ｖｏｉ、６１゜１’ｈ３．１９７３年３月、第２６
８〜２７８真にデヴイッドフォーネイが発表している。

ヴィタビデコーディングの用途には、誤り訂正コンボリ
ューシランコーディングに加えて、情報ストリーム内の
隣接データシンボル間の干渉、連続位相シフトキーイン
グ（ＦＳＫ）及びテキスト認識もある。各データワード
はヴィタビのいわゆる“格子”（ｔｒｅｌｌｉｓ）内の
パス（始点と終点を有する）を表わす。このパスは複数
個の区間から成り、各区間は関連する部分距離を存する
。パスの部分距離の和は総距離を構成し、その目的は最
低値の総距離を持つパスを見つけ出すことにある。原則
としてパスはチャンネル又はコードビットの入来ストリ
ームと一緒に進むため、行インターバルを連続的に考慮
する必要がある。その進行中にパスは分かれたり、再び
合流したりし、後者の場合には関連する距離値のうちの
最低値のみが更に考察される。これがため、ヴィタビデ
コーダは“最ゆうデコーダの一例であり、受信コードス
トリームの最ゆう情報内容を見つけ出すよう機能する。

ここで使用するコードを評価するために次の特性を定め
る。エンコーダ行列Ｇ　（Ｄ）の第３行の次数をｍｊと
すれば、複雑度（Ｇ　（Ｄ）　’）は行方向のこれら次
数の和になる。先に考察した基本的な場合には、Ｄの最
高次数は常に２に等しいため、全てのエンコーダ行列の
複雑度は４になる。このパラメータＭは、関連するヴィ
タビデコーダが２Ｍ　（Ｇ　（Ｄ）　）に比例するハー
ドウェアの複雑度を有するものとなるために重要である
。これがためＭが１増加するごとに、必要とされるハー
ドウェアが略々２倍になる。

第４図はエンコード／デコーダシステムの基本ブロック
図を示し、ここではエンコーダはブロック４７として示
しである。入力端子４５にはユーザデータがデータワー
ドの形で入力される。出力端子４９にはコードワード列
が発生する。出力端子４９とデコーダ入力端子５０との
間には伝送媒体が存在する。ここではヴィタビプロセス
における大量の逆追跡のためにデコーダにプログラムド
マイクロコンピュータを用いるのが有利である。更に、
先に説明したように、デコーディングは多くの場合基地
局で行なう必要があるのみであり、斯る複雑な装置のコ
ストは比較的小さくなる。考察するコードは第２ａ図の
ものとする。９ビツトコードワードが入力端子５０に受
信される。直列−並列変換器は省略しである。コードワ
ードはレジスタ５２に一時的にストアされる。素子５４
はデータ処理装置、例えばストアドブログラムマイクロ
コンピュータである。素子５６は凡ゆる種類の中間情報
をストアするローカルメモリである。素子５８は復号デ
ータワードを一時的にストアするレジスタである。これ
らデータワードは出力端子６０からユーザに供給される
。例えば音声データのデジタル−アナログ変換器は簡単
のため省略しである。素子６２はこれらの素子を相互接
続してこれらの素子間のデータを搬送するバスである。

復号処理は一般に次のように実行するのが有利である。

初めに、上位データビットをグイタビ復号法で復号する
。これがため、これらデータビットのそれぞれの取り得
る未知の値に基づいてヴィタビ格子を完全に形成する。

次にヴィタビ距離をコードワードへの下位データビット
の復元した寄与と実際に受けた寄与との偏差の重みによ
り決定する。追跡すべきパスを決定する最適ヴィタビ距
離は新しい状態に好適な直前の状Ｈ（ｐｒｅｄｅｃｅｓ
ｓｏｒ）を与え、これら好適な直前状態の列が累算され
た重みのｉ低値を与える直前状態を最終的に生ずる。

最後に上位データビットの最ゆう内容を取り出した後に
、下位データピントを復号化し、必要に応じ訂正すると
共に、場合により残存する誤りを信号する追加の信号を
発生させることができる。

′　　　　の　　　　　脅゛■ 復号において、デコーダの任意の現在の状態は上位のデ
ータピントの値の２個の順次の対により与えられるもの
とみなせる。以前の状態は、行列Ｇｉ　（第２ｄ図）の
第１行が３つの項しか有しないので不確定である。上位
ビットの数が異なる場合には各状態はそれぞれ異なるに
個組み（Ｋ−ｔｕｐｌｅｓ）（Ｋは上位ビットの数）を
有する点に注意されたい。これがため、デコーディング
に使用する格子において任意の瞬時に１６個の状ＬＱ（
２’）が関連する。これらの１６個の状態のどれも４個
の直前状態（ｐｒｅｄｅｃｅｓｓｏｒ）と４個の直後状
１１ｉ　（ｓｕｃｃｅｓｓｏｒ）を有し、これらの各々
は当該上位データビットの関連する値の対により与えら
れる。瞬時（ｔ−１）の状態は４個組みの情報ビット：
ａｌ（ｔ−２）、ａ２（ｔ−２）、ａｌ（ｔ−１）、ａ
２（ｔ−１）により指定される。瞬時ｔにおいてはこれ
ら４個のバイナリディジットの最後の２個が最初の２個
の位置を占め、新しい２個のディシン）ａＨｔ）及びａ
２（ｔ）が最後の２個のディジットの位置を占める。こ
れは新しい状態ａｌ（ｔ）を指定する。ａ（ｔ−１）＝
ａ（ｔ）の状態遷移は上位データビットのコンポリニー
ジョン符号化により決定されたコードワード部分ｃ（ｔ
）を部分的に指定することに相当する。ｕ（ｔ）　＝ｃ
（ｔ）　＋ｂ（ｔ）であり、ここで９ビツトベクトルｃ
（ｔ）は生成行列Ｇｉ（ｄ）の最初の２行のコードワー
ドへの寄与である。換言すれば、これはコードワードｕ
（ｔ）の“コンボリューション成分”を表わす。ベクト
ルｂ（ｔ）は生成行列Ｇｉ（ｄ）の最後のに−２（即ち
４又は５）行のコードワードｕ（ｔ）への寄与である。

格言すれば、これはコードワードｕ（ｔ）の１ブロツク
コ一ド成分”を表わす。今、コンボリューション成分は
ａ（ｔ−１）→ａ（ｔ）の状態遷移にのみ依存する。ブ
ロック成分は時刻ｔにおける実際に発生された（Ｋ−２
）個組みの情報ビット：ａ３（ｔ）　・−−−−−−＝
−ａＫ（ｔ）にのみ依存する。

この場合、デコーディングは次のように進められる。デ
コーダは正規のコードワード（ベクトル）ｕ（ｔ）に雑
音が付加されたｎビットベクトルｖ（ｔ）を受信する。

最初に、任意の可能な遷移ａ（ｔ−１）＝ａ（ｔ）に対
してこの遷移により決まるベクトルｖ（ｔ）−ｃ（ｔ）
　（ａ（ｔ−１）、ａ（ｔ））をＺｉにより発生された
ブロックコード部分の復号推定Ｗｂ（ｔ）”に復号する
。６４種類の可能な遷移がある。各復号量に対して“重
み量”を関連させる。重みはｖ（ｔ）−ｃ（ｔ）とｂ（
ｔ）’との間の実際のハミング距離及びチャンネル特性
に応じて選択する。次の２つの極端な場合がある。

（ａ）伝送チャンネルがビットレベルで純粋な非蓄積性
である場合（これはあるコードビット値が任意の誤りビ
ット値に変化する確率が同一のコードワード内又はその
前に伝送した任意のコードワード内の他の任意の伝送ビ
ットに対するこの確率の実際の結果と無関係であること
を意味する）。この場合には重みをｖ（ｔ）−ｃ（１）
゛とｂ（Ｌ）’　との間のハミング距離として選択する
。これがため、この重みの値はハミング距離に対し直線
的に変化する。

中）チャンネルが純粋なワードチャンネルである場合（
これはコードワード内に何の誤りも生じないかワードが
完全にランダムであることを意味する）。

この場合には、重みはｂ（ｔ）”　とｖ（ｔ）−（（ｔ
）が一致する場合に値０を、そうでない場合には値１を
割当てる。

中間の場合があるが、これらの場合については簡単のた
めに説明しない。ここで、一般に低い値のハミング距離
に対しては重みはこの距離に対し直線的に変化させる必
要があるが、高い値のノ１ミング距離に対しては重みは
所定の漸近値に到達させる。

ヴィタビデコーダは瞬時むにおいて次の対象を処理する
。

（ａ）復号格子における先行層の上述の１６個の状態“
ａ”により指示される成分り（ａ）を有する１６個組み
Ｗ、任意のＷ　（ａ）の内容はそれより前の状態から時
刻（ｔ−１）の状態“ａ”に到達するのに必要な最小の
重みである。

（ｂ）Ｎ個の１６個組みｐ（ｔ−ｉ）　（ここでｉ・１
．Ｌ−・−−−−−・Ｎ）（Ｎについては後述する）。

ｐ（ｔ−ｔ）の１６個の要素ｐ（ｔ−ｉ）（ａ）も復号
格子内の１つの層の１６個の状態“ａｍにより指示され
る。要素ｐ（ｔ−ｉＨａ）は時刻（ｔ−１）の現状態“
ａ”の“好適な直接状態”（ｐｒｅｆｅｒｒｅｄｐｒｅ
ｄｅｃｅｓｓｏｒ）、即ち現状態“ａ”に至る最小重み
パスにおける現状態“ａ”の直前状態を含むものである
。

（Ｃ）他のＮ個の１６個組みｂ（ｔ−ｉ）　（ここでｉ
＝１　　・−・・・Ｎ）。

ｂ（ｔ−ｉ）（７）１６個の要素ｂ（ｔ−ｉ）（ａｌも
復号格子内の１つの層の１６個の状態ａにより指示され
る。この要素ｂ　（ｔ　−ｉ　）　（ａｌは到達状態が
土であるという条件の下でのみ瞬時（ｔ−１）に伝送さ
れた情報に対する“ブロックコード成分”の推定値を含
むものである。

時刻ｔにおいて、デコーディングは次のように実行され
る。最初に、デコーダは時刻（トＮ）に伝送された情報
を推定する（Ｎを指定する必要がある）。これを行なう
ためにデコーダは瞬時（ｔ−１）と関連する格子の層内
の任意の状ｇａ（ｔ−１）を選択し、逆追跡しながら ａｍ（ｔ−２）叩（ｔ−１）　（ａ（ｔ−１））（ここ
でｐは直前状態を含む） を計算し、次いで ａｍ（ｔ−３）す（ｔ−２）　（ａｍ（Ｌ−２））を計
算し、以下同様に ａｓ（ｔ−Ｎ−１）＝１）（ｔ−Ｎ）　（ａｍ（ｔ−Ｎ
））まで順次計算する。

ペアーａ＊（ｔ−Ｎ−１）、ａ、（ｔ−Ｎ）はコードワ
ードｕ（ｔ−Ｎ）のコンボリューション成分ｃ（ｔ−Ｎ
）の推定値Ｃ”　（ｔ−Ｎ）を与え、ｂ（ｔ−Ｎ）　（
ａ、（ｔ−Ｎ））はコードワ・−ドｕ（ｔ−Ｎ）のブロ
ック成分ｂ’　（ｔ−Ｎ）の推定値を与える。

デコーディングの第２ステツプは上述の１６＆１１みを
更新することである。Ｗの更新はグイタビ復号法の古典
的な問題である。その解決法は既知であり、簡単のため
これ以上説明しない。これらの成分を十分に小さく保つ
ために更新時毎にこれらの成分の各々から所定の正の量
を減算することができる（一つの方法ではこの減算量と
して最小成分を用いる）。更に、デコーダは時刻ｔにお
いて２個の１６個組みｐ（ｔ）及びｂ（ｔ）を発生する
。最も古い１６個組みｐ（ｔ−Ｎ）を除去し、残りの全
ての１６個組みを時間階層で１位置シフトさせる。

要約のために第５図に復号処理の基本流れ図を示す。

ブロック７０において、例えば関連するアドレスカウン
タを初期設定すると共にデータメモリをクリアすること
により復号処理が開始される。ブロック７２において次
の９ビツトコードワードが受信される。ブロック７４に
おいて０から６３までの各Ｓについて（Ｓは種々の遷移
の可能性の指標）コンボリューション部分の寄与が計算
され、ブロック部分の寄与がコードワードから抽出され
て実際に受けた寄与と比較されると共にその差の重みが
決定される。ブロック７６において各ａ（ｔ）について
（１）は状態の指標）状ＬＱａ（ｔ）の４個の直前状態
に亘って変化する重みの最小値を決定する。ｐ（ａ（ｔ
））が好適直前状態であり、システムがｐ（ａ（ｔ））
からａ（ｔ）に進めばｂ（ａ（ｔ））Ｊ’　（ｔ）　（
ｓ）になる、斯くして指標Ｓが求まる。ブロック７８に
おいて各Ｓについて重みの最小値が保存され、且つ求め
られた最終的に好適な直前状態ａ（ｔ−Ｎ）が出力され
る。この情報から下位データビットが既知のブロックコ
ード復号法により計算される。結果は、ブロックコード
保護に従って、訂正された（ｋ−２）個のビット又は誤
り検出された（ｋ−２）個のビットとすることができる
。最後に、ｔの値をインクリメントし、システムをブロ
ック７２に戻す。

Ｊ１ｍ星考泉 今、■ワードの伝送がＱ、５ｍ５ｅｃを要し、復号遅延
が５０＋ｗｓａｃであるものとする場合には、Ｎの値は
約４０とすることができる。音声の伝送における２０ｍ
５ｅｃの遅延は主惑的な妨害にならない、しかし、ある
理由のために（一連のワードバースト誤りに対する追加
の保護として）インターリ−ピングを導入するのが有用
であると考えられる（インターリ−ピング自体は公知で
あり、本発明の要旨と関係がない）、コードワードのレ
ベルで３〜４程度のインターリ−ピングを用いるとＮの
値を前記の４０の３〜４分の１にする・ことができる。

復号遅延の他の限界値も特定の場合に有効であること勿
論である。

先に提案したいくつかのコード間の選択はい（つかの基
準により決めることができる。　Ｇｔ（Ｄ）により発生
される（８．６）コードは、８ビツト量が伝送されるの
でいくつかの利点を有する。８ビツトマイクロプロセツ
サシステムが広く使用されているので、デコーダにおい
て転送された各バイトを用いて各時間に４ビツトの２つ
の情報をストアすることができる。これはベアー（ρ（
ｔ−ｉ）（ａ）。

ｂ（ｔ−ｉ）（ａ）をストアするのに丁度必要とされる
場所である（雨量とも４ビツトを必要とするため）。

しかし、この情報の若干部分はｐ（ｔ−ｉ）の関連する
成分を指定する指標ａに予め含まれる。各状態は４つの
直前状態を有するのみであるため、推定値ｐ（ｔ−ｉ）
（ａ）をストアするのに２ビツトが必要になるだけであ
る。

下位ビットに対するプロトコードワードは、このプロト
コードを一度使用するだけの場合にはこれら下位ビット
に対し少なくとも２の最小ハミング距離を有する必要が
あること明らかである。他方、このプロトコードワード
は２度使って２個の最終コードワードを発生させること
もできる。全てのプロトコードワードは正確に同一のビ
ット長を有する必要はない。また、データワードは３個
以上の部分に分割し、上位部分の保護を下位部分の保護
より良くするようにしてもよい。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明データワード伝送システム用のエンコー
ダの基本ブロック図、 第２ａ〜２ｄ図は符号生成行列の第１セツトを示す図、 第３ａ〜３ｂ図は符号生成行列の第２セツトを示す図、 第４図は本発明伝送システムのエンコーダ／デコーダシ
ステムの基本ブロック図、 第５図は復号処理の基本流れ図である。 ２０・・・入力端子 ２２・・・ブロックコード用エンコーダ２４．２６．２
８・・・エンコーダ ３０．３２．３４．３６・・・遅延素子３８・・・排他
ＯＲ素子（モジュロ−２加算素子）４０・・・出力端子
　　　　　４５・・・入力端子４７・・・エンコータ４
９・・・エンコータ出力ｆｔＡ　子５０・・・デコーダ
入力端子　５２・・・レジスタ５４・・・データ処理装
置（ストアドブログラムマイクロコンピュータ） ５６・・・ローカルメモリ　　５８・・・レジスタ６０
・・・出力端子 −ロローロー＝＝　　７”＞、 一一〇−〇−〇− ロ ロロローーーーロ　′−″９ 一ローローーーー（ノ ーーーロロロロ― ロローロロロー〇　　へ ロ 一ロロロローロロ　　！ 鴨を 一一ロロ―ロロロ　　Φ Ｎ−）′（）＼＼、−ｍ−−１，／ 、１１　　ＩＩ　　　譬 −Ｎ 口 ■ ニ 一一一ロロローーー 一ロ―ローロ―ロ一 一ロローロロロロー ローローロロローロ 一一一一ロローロロ 一ローーロ―ロロロ ８　　　２　　　　　　　　＝ Ｅ ニー１ ［１ ０−ロー　　ローＦ＋　ｗ口 ロ 一〇　　−ローロー ＋ ＠＋＋’　＃　　　ｆｆ　ｆ’−％ロロロロロー　　ロ
ロロロー　＞　− ロＮ ロロ―ロ　　ロロロー〇 ＋ 一一ロロ　　ロローロロ ローロロ　　ローロロロ　□

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、伝送媒体で相互接続された送信局と受信局とを具え
   、送信局は順次の桁のビット列から成るデータワードを
   冗長ビットを用いて冗長符号に符号化するエンコーダシ
   ステムを具えるデータワード伝送システムにおいて、前
   記エンコーダシステムは各データワードの一組の下位ビ
   ットを行列乗算により第１プロトコードワードに符号化
   する第１エンコーダと、各データワードの残りの上位ビ
   ットを他の行列乗算によりｎ個の他のプロトコードワー
   ドに符号化するエンコーダであって、更に前記他のプロ
   トコードワードに順次のデータワードの反復時間の整数
   倍のそれぞれ異なる遅延を与える遅延素子を具える第２
   エンコーダと、前記第１プロトコードワードと、多数の
   異なるデータワードとして取り出されるｎ個の他のプロ
   トコードワードとをビット毎にモジュロー２加算して各
   データワードに対して伸張されたビット長を有する最終
   コードワードを形成するモジュロー２加算手段とを具え
   、該モジュロー２加算手段の出力端子を前記伝送媒体に
   接続したことを特徴とするデータワード伝送システム。 ２、特許請求の範囲第１項に記載のデータワード伝送シ
   ステムにおいて、ｎ＝３であると共に、前記遅延はそれ
   ぞれ前記反復時間の零倍、１倍及び２倍にしてあること
   を特徴とするデータワード伝送システム。 ３、特許請求の範囲第２項に記載のデータワード伝送シ
   ステムにおいて、遅延されてない他のプロトコードワー
   ドは２倍の反復時間遅延された他のプロトコードワード
   に同一であることを特徴とするデータワード伝送システ
   ム。 ４、特許請求の範囲第１、第２又は第３項に記載された
   データワード伝送システム用の送信局において、前記の
   上位ビットは各データワードの上位の２データビットで
   あることを特徴とする送信局。 ５、特許請求の範囲第１、第２又は第３項に記載された
   データワード伝送システム用の送信局において、各デー
   タワードの前記下位ビットの代りにダミービットを代入
   する手段を具えることを特徴とする送信局。 ６、特許請求の範囲第２項に記載されたデータワード伝
   送システム用の送信局において、特定のデータワードに
   基づく第１の他のプロコードワードは同一のデータワー
   ドに基づく第３の他のプロトコードワードに等しいこと
   を特徴とする送信局。 ７、特許請求の範囲第１、第２又は第３項に記載された
   データワード伝送システム用の受信局において、実コー
   ドワードに寄与するｎ個のデータワードの上位データビ
   ットの組に対して関連する全ての可能な状態を復号する
   ヴィタビ復号手段と、復号した可能な各状態に基づいて
   、コードワードへの下位ビットの復元した寄与と、実際
   に受けた寄与との偏差を決定する偏差決定手段と、前記
   偏差の重みに基づいて前記可能な状態の中の実際の状態
   に至る好適直前状態を決定する直前状態決定手段と、一
   連の好適直前状態をＮ個の直前状態の長さまでつなげる
   手段と、実際に考察しているデータワードよりＮ個のデ
   ータワード前の瞬時における最適直前データワードを選
   択する選択手段と、前記最適直前データワードと関連す
   る下位データビットを復元する復元手段とを具えること
   を特徴とする受信局。