JPS6356728B2 - - Google Patents
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- JPS6356728B2 JPS6356728B2 JP58190511A JP19051183A JPS6356728B2 JP S6356728 B2 JPS6356728 B2 JP S6356728B2 JP 58190511 A JP58190511 A JP 58190511A JP 19051183 A JP19051183 A JP 19051183A JP S6356728 B2 JPS6356728 B2 JP S6356728B2
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- 238000012937 correction Methods 0.000 claims description 13
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Classifications
-
- 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
- H03M13/39—Sequence estimation, i.e. using statistical methods for the reconstruction of the original codes
- H03M13/395—Sequence estimation, i.e. using statistical methods for the reconstruction of the original codes using a collapsed trellis, e.g. M-step algorithm, radix-n architectures with n>2
-
- 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
- H03M13/39—Sequence estimation, i.e. using statistical methods for the reconstruction of the original codes
- H03M13/41—Sequence estimation, i.e. using statistical methods for the reconstruction of the original codes using the Viterbi algorithm or Viterbi processors
Description
【発明の詳細な説明】
本発明はデイジタル通信回線に使用される誤り
訂正装置、特に高速で動作し、畳込み符号化して
伝送されたデイジタル情報をビタビ(Viterbi)
復号法により復元する誤り訂正装置に関する。
訂正装置、特に高速で動作し、畳込み符号化して
伝送されたデイジタル情報をビタビ(Viterbi)
復号法により復元する誤り訂正装置に関する。
デイジタル通信の発達に伴い、伝送路で発生す
る符号誤りを訂正できる各種の誤り訂正方式が提
案・使用されているが、畳込み符号化された符号
語をビタビアルゴリズムによつて復号するビタビ
復号法は、実用性の高い復号技術として評価され
ている。ビタビ復号法の復号手順は、符号の格子
構造における一つの状態節点に再結合する二つの
遷移パスのうち、累積計量の大きいものを逐次選
択する操作を繰返し行うことによつて、最も確か
らしい残存パスを選び出し復号を行うものであ
る。ビタビ復号法による従来の誤り訂正装置で
は、各タイムスロツト(情報信号の1ビツト又は
1符号語に相当する時間)毎に計量の加算・比
較・選択の処理を繰返して行つているため、この
処理、特に加算処理に必要な演算時間によつて処
理速度が制約され、高速データには適用できない
(現在のCMOS ICの演算速度では+数Mb/sが
限度)という欠点がある。
る符号誤りを訂正できる各種の誤り訂正方式が提
案・使用されているが、畳込み符号化された符号
語をビタビアルゴリズムによつて復号するビタビ
復号法は、実用性の高い復号技術として評価され
ている。ビタビ復号法の復号手順は、符号の格子
構造における一つの状態節点に再結合する二つの
遷移パスのうち、累積計量の大きいものを逐次選
択する操作を繰返し行うことによつて、最も確か
らしい残存パスを選び出し復号を行うものであ
る。ビタビ復号法による従来の誤り訂正装置で
は、各タイムスロツト(情報信号の1ビツト又は
1符号語に相当する時間)毎に計量の加算・比
較・選択の処理を繰返して行つているため、この
処理、特に加算処理に必要な演算時間によつて処
理速度が制約され、高速データには適用できない
(現在のCMOS ICの演算速度では+数Mb/sが
限度)という欠点がある。
本発明の目的は、加算処理回数を減少させるこ
とによつて上述の従来装置の欠点を除去し、より
高速なデータに適用できる誤り訂正装置を提供す
ることである。
とによつて上述の従来装置の欠点を除去し、より
高速なデータに適用できる誤り訂正装置を提供す
ることである。
本発明の誤り訂正装置は、畳込み符号化して伝
送されたデイジタル情報をビタビ復号法により復
元する誤り訂正装置において、符号の格子構造の
一つの状態節点に再結合する複数の遷移パスの一
つを各遷移パスの符号語と受信符号語との同異度
を表わす量子化値を加算して比較・選択する
ACS回路が、複数のタイムスロツト前の各状態
節点の累積量子化値に前記複数のタイムスロツト
にわたる遷移パスの前記量子化値の和を一括して
加算する複数個の加算器と、これら加算器の出力
を2個づつ比較し一方を選択する複数個の第1の
選択回路と、これら第1の選択回路の出力からそ
れぞれ2個づつを比較して一方を選択する操作を
繰返し最終の1個を選択する第2の選択回路と、
この第2の選択回路の出力により更新され状態節
点の累積量子化値を記憶する状態メモリと、前記
第1及び第2の選択回路の状態から残存パスを記
憶するパスメモリの制御信号を発生するパスメモ
リ制御回路とを備えることによつて構成される。
送されたデイジタル情報をビタビ復号法により復
元する誤り訂正装置において、符号の格子構造の
一つの状態節点に再結合する複数の遷移パスの一
つを各遷移パスの符号語と受信符号語との同異度
を表わす量子化値を加算して比較・選択する
ACS回路が、複数のタイムスロツト前の各状態
節点の累積量子化値に前記複数のタイムスロツト
にわたる遷移パスの前記量子化値の和を一括して
加算する複数個の加算器と、これら加算器の出力
を2個づつ比較し一方を選択する複数個の第1の
選択回路と、これら第1の選択回路の出力からそ
れぞれ2個づつを比較して一方を選択する操作を
繰返し最終の1個を選択する第2の選択回路と、
この第2の選択回路の出力により更新され状態節
点の累積量子化値を記憶する状態メモリと、前記
第1及び第2の選択回路の状態から残存パスを記
憶するパスメモリの制御信号を発生するパスメモ
リ制御回路とを備えることによつて構成される。
次に図面を参照して本発明を詳細に説明する。
まず、ビタビ復号法について、拘速長k=3、符
号語のシンボル数v=2、符号化率r=1/2の
場合を例として説明する。第1図はシフトレジス
タK1,K2,K3と排他論理器v1,v2とからなり、
1系列の2値情報入力101から2シンボルの符
号語系列102を出力する畳込み符号化器であ
る。第2図はこの符号化器の状態の遷移を表わす
格子構造図で、各状態節点S(j) iの円内の数字はタ
イムスロツトt(j)の終りにおけるシフトレジ
スタK1,K2の状態を示している。K1,K2の状態
にはS(j) 1=(0、0)、S(j) 2=(1、0)、S(j) 3=
(0、
1)、S(j) 4=(1、1)の4状態があり、タイムス
ロツトt(j)に矢印付き実線で示す遷移パスP(j) i′i
の上側に示す情報入力ビツト(1)又は(0)が入力
されると、遷移パスの下側の符号語00、10、01、
11を送出して状態節点S(j-1) i′から状態節点S(j) iに移
ることを示している。ビタビ復号法は受信側でこ
の格子構造の各状態節点に再結合するそれぞれ2
本の遷移パスについて、受信符号語R(j)(x(j)、
y(j))と各遷移パスP(j) i′iの符号語との計量(2レベ
ルの量子化の場合、例えば両符号語の同じシンボ
ルの数で表わされる)を求め、これまでの累積計
量に加算し、その値が大きい方をもつともらしい
残存パスとして選択して他方を消去する加算・比
較・選択を繰返して最も確からしい残存パスを選
び出し、これに対応する情報ビツトを復号信号と
して出力する。従つて、ビタビ復号を行う誤り訂
正装置は、受信符号語と各遷移パスの符号語との
計量を求める計量回路と、上述の加算・比較・選
択を行うACS回路と、選択された残存パスを記
憶するパスメモリと、このパスメモリから復号信
号を出力する出力回路とから構成される。
まず、ビタビ復号法について、拘速長k=3、符
号語のシンボル数v=2、符号化率r=1/2の
場合を例として説明する。第1図はシフトレジス
タK1,K2,K3と排他論理器v1,v2とからなり、
1系列の2値情報入力101から2シンボルの符
号語系列102を出力する畳込み符号化器であ
る。第2図はこの符号化器の状態の遷移を表わす
格子構造図で、各状態節点S(j) iの円内の数字はタ
イムスロツトt(j)の終りにおけるシフトレジ
スタK1,K2の状態を示している。K1,K2の状態
にはS(j) 1=(0、0)、S(j) 2=(1、0)、S(j) 3=
(0、
1)、S(j) 4=(1、1)の4状態があり、タイムス
ロツトt(j)に矢印付き実線で示す遷移パスP(j) i′i
の上側に示す情報入力ビツト(1)又は(0)が入力
されると、遷移パスの下側の符号語00、10、01、
11を送出して状態節点S(j-1) i′から状態節点S(j) iに移
ることを示している。ビタビ復号法は受信側でこ
の格子構造の各状態節点に再結合するそれぞれ2
本の遷移パスについて、受信符号語R(j)(x(j)、
y(j))と各遷移パスP(j) i′iの符号語との計量(2レベ
ルの量子化の場合、例えば両符号語の同じシンボ
ルの数で表わされる)を求め、これまでの累積計
量に加算し、その値が大きい方をもつともらしい
残存パスとして選択して他方を消去する加算・比
較・選択を繰返して最も確からしい残存パスを選
び出し、これに対応する情報ビツトを復号信号と
して出力する。従つて、ビタビ復号を行う誤り訂
正装置は、受信符号語と各遷移パスの符号語との
計量を求める計量回路と、上述の加算・比較・選
択を行うACS回路と、選択された残存パスを記
憶するパスメモリと、このパスメモリから復号信
号を出力する出力回路とから構成される。
第3図は従来の誤り訂正装置に用いられている
ACS回路のブロツク図であり、加算器1及び2、
比較器3、選択器4、計量メモリ5とから構成さ
れている。第2図の格子構造図を参照して、加算
器1はS(j-1) 1の累積計量M(j-1) 1を読み出し遷移パス
P(j) 12の符号語11と受信符号語R(j)(x(j)y(j))との計
量
Z(j) 12(例えばR(j)=11なら2、R(j)=00なら0、R(j)
=01又は10なら1となる)を加算する加算器、加
算器2はS(j-1) 3の累積計量M(j-1) 3を読み出しP(j) 32の
計量Z(j) 32を加算する加算器で、比較器3は加算器
1の出力M(j-1) 1+Z(j) 12と加算器2の出力M(j-1) 3+Z(
j) 32
とを比較して制御信号103を発生し、選択器4
はこの制御信号により大きい方をS(j) 2の累積計量
M(j) 2として選択し計量メモリ5を更新する。制御
信号103は同時にパスメモリ6を制御し、S(j) 2
に至る過去の残存パスが記憶される。以上第3図
によつて状態S2に対するACS回路の動作を説明
したが、他の状態Siに対しても同様なACS回路が
設けられ同時処理が行われ、各状態の累積計量を
記憶する各計量メモリの内容はM(j-1) iからM(j) iに
更新される。第3図において参照番号7及び8は
それぞれ状態S1及びS3の計量メモリである。な
お、二つの累積計量が等しい場合には、いずれか
一方がランダムに選択されるよう構成されてい
る。このようにして順次選択された残存パスは、
拘束長Kの4〜5倍以前のタイムスロツト分をみ
るとただ1個となり、この遷移パスに対応する情
報信号(1)又は(0)が復号信号として出力さ
れる。以上説明したACS回路の動作は1タイム
スロツト内に行われる必要があり、計量メモリの
読み出し時間τn、加算時間τc、比較時間τc、選択
時間τs計量メモリへの書き込み時間τwとすると、
ACS回路の動作時間τは τ=τn+τa+τc+τs+τw ……(1) となり、処理できる情報信号の上限速度はvは
1/τビツト/秒に制限される。上述のτを決め
る5要素のうち加算時間τaが最も長く、全体の約
半分を占めることから、加算回路を減らすことが
できればビタビ復号の高速化が可能となる。
ACS回路のブロツク図であり、加算器1及び2、
比較器3、選択器4、計量メモリ5とから構成さ
れている。第2図の格子構造図を参照して、加算
器1はS(j-1) 1の累積計量M(j-1) 1を読み出し遷移パス
P(j) 12の符号語11と受信符号語R(j)(x(j)y(j))との計
量
Z(j) 12(例えばR(j)=11なら2、R(j)=00なら0、R(j)
=01又は10なら1となる)を加算する加算器、加
算器2はS(j-1) 3の累積計量M(j-1) 3を読み出しP(j) 32の
計量Z(j) 32を加算する加算器で、比較器3は加算器
1の出力M(j-1) 1+Z(j) 12と加算器2の出力M(j-1) 3+Z(
j) 32
とを比較して制御信号103を発生し、選択器4
はこの制御信号により大きい方をS(j) 2の累積計量
M(j) 2として選択し計量メモリ5を更新する。制御
信号103は同時にパスメモリ6を制御し、S(j) 2
に至る過去の残存パスが記憶される。以上第3図
によつて状態S2に対するACS回路の動作を説明
したが、他の状態Siに対しても同様なACS回路が
設けられ同時処理が行われ、各状態の累積計量を
記憶する各計量メモリの内容はM(j-1) iからM(j) iに
更新される。第3図において参照番号7及び8は
それぞれ状態S1及びS3の計量メモリである。な
お、二つの累積計量が等しい場合には、いずれか
一方がランダムに選択されるよう構成されてい
る。このようにして順次選択された残存パスは、
拘束長Kの4〜5倍以前のタイムスロツト分をみ
るとただ1個となり、この遷移パスに対応する情
報信号(1)又は(0)が復号信号として出力さ
れる。以上説明したACS回路の動作は1タイム
スロツト内に行われる必要があり、計量メモリの
読み出し時間τn、加算時間τc、比較時間τc、選択
時間τs計量メモリへの書き込み時間τwとすると、
ACS回路の動作時間τは τ=τn+τa+τc+τs+τw ……(1) となり、処理できる情報信号の上限速度はvは
1/τビツト/秒に制限される。上述のτを決め
る5要素のうち加算時間τaが最も長く、全体の約
半分を占めることから、加算回路を減らすことが
できればビタビ復号の高速化が可能となる。
第4図は本発明におけるACS回路の一実施例
のブロツク図であり、加算器11,12,13,
14と、比較器と選択器とから成る第1の選択回
路15,16と、第1の選択回路の出力の一方を
選択する第2の選択回路17と、計量メモリ18
と、パスメモリ制御回路19とから構成されてい
る。この回路はタイムスロツトにわたる遷移パス
の計量を1回で加算することにより加算回数を減
らして高速化を計つたものであり、以下第2図を
参照して本実施例の動作を説明する。第4図は第
2図において状態節点S(j+1) 1に再結合する太い実
線で示す4本の遷移パスP(j) 11+P(j+1) 11、P(j) 31+P(
j+1) 11、
P(j) 23+P(j+1) 31、P(j) 43+P(j+1) 31のうち1本を1回
の加算
処理で選択するACS回路を示す。加算器11は
状態S1の計量メモリから読み出されたt(j−1)
タイムスロツトの累積計量M(j-1) 1に、遷移パス
P(j) 11及びP(j+1) 11の計量の和Z(j) 11+Z(j+1) 11を1回
で加算
しM(j+1) 1-1を算出する。Z(j) 11+Z(j+1) 11は2タイム
スロ
ツトの受信符号語から計量回路において、例えば
ROMから読み出されて加算器に与えられる。加
算器12,13,14は同様にして各状態のt
(j−1)タイムスロツトの累積計量M(j-1) 3、
M(j-1) 2、M(j-1) 4に各遷移パスの計量和Z(j) 31+Z(j+1)
11、
Z(j) 23+Z(j+1) 31、Z(j) 43+Z(j+1) 31を加算して各遷移
パスに
よるS(j+1) 1までの累積計量M(j+1) 1-3、M(j+1) 1-2、M(j
+1) 1-4を
算出する。選択回路15及び16は加算器11,
12及び13,14の出力をそれぞれ比較して累
積計量M(j+1) 1-lの大きい方を選択する第1の選択回
路、選択回路17は選択回路15及び16の出力
を比較して最終の1個を選択する第2の選択回路
であり、その出力はS(j+1) 1の累積計量として状態
S1の計量メモリ18に書き込まれる。パスメモリ
制御回路19は各選択回路の比較器出力から第3
図と同じパスメモリ6の制御信号を発生する回路
であつて、選択回路15の比較器出力104と選
択回路16の比較器出力105はt(j)タイム
スロツトのS1及びS3のパスメモリ制御信号とし
て、又、選択回路17の比較器出力106はt
(j+1)タイムスロツトのS1のパスメモリ制御
として比較器出力104に続いて送り出される。
以上説明したと同様な回路がS2,S3,S4の各状態
に対応して設けられており、これらがすべて2タ
イムスロツトの時間内に並列に処理される。この
処理時間τ′は各要素時間を(1)式の場合と同様とす
ると τ′=τn+τa+2τc+2τs+τw ……(2) となり、処理できる上限速度v′は2/τ′ビツト/
秒となる。すなわち、τn+τa+τw>2(τc+τs)
とすればv′>1.5vとなり1.5倍以上に高速化される
こととなる。
のブロツク図であり、加算器11,12,13,
14と、比較器と選択器とから成る第1の選択回
路15,16と、第1の選択回路の出力の一方を
選択する第2の選択回路17と、計量メモリ18
と、パスメモリ制御回路19とから構成されてい
る。この回路はタイムスロツトにわたる遷移パス
の計量を1回で加算することにより加算回数を減
らして高速化を計つたものであり、以下第2図を
参照して本実施例の動作を説明する。第4図は第
2図において状態節点S(j+1) 1に再結合する太い実
線で示す4本の遷移パスP(j) 11+P(j+1) 11、P(j) 31+P(
j+1) 11、
P(j) 23+P(j+1) 31、P(j) 43+P(j+1) 31のうち1本を1回
の加算
処理で選択するACS回路を示す。加算器11は
状態S1の計量メモリから読み出されたt(j−1)
タイムスロツトの累積計量M(j-1) 1に、遷移パス
P(j) 11及びP(j+1) 11の計量の和Z(j) 11+Z(j+1) 11を1回
で加算
しM(j+1) 1-1を算出する。Z(j) 11+Z(j+1) 11は2タイム
スロ
ツトの受信符号語から計量回路において、例えば
ROMから読み出されて加算器に与えられる。加
算器12,13,14は同様にして各状態のt
(j−1)タイムスロツトの累積計量M(j-1) 3、
M(j-1) 2、M(j-1) 4に各遷移パスの計量和Z(j) 31+Z(j+1)
11、
Z(j) 23+Z(j+1) 31、Z(j) 43+Z(j+1) 31を加算して各遷移
パスに
よるS(j+1) 1までの累積計量M(j+1) 1-3、M(j+1) 1-2、M(j
+1) 1-4を
算出する。選択回路15及び16は加算器11,
12及び13,14の出力をそれぞれ比較して累
積計量M(j+1) 1-lの大きい方を選択する第1の選択回
路、選択回路17は選択回路15及び16の出力
を比較して最終の1個を選択する第2の選択回路
であり、その出力はS(j+1) 1の累積計量として状態
S1の計量メモリ18に書き込まれる。パスメモリ
制御回路19は各選択回路の比較器出力から第3
図と同じパスメモリ6の制御信号を発生する回路
であつて、選択回路15の比較器出力104と選
択回路16の比較器出力105はt(j)タイム
スロツトのS1及びS3のパスメモリ制御信号とし
て、又、選択回路17の比較器出力106はt
(j+1)タイムスロツトのS1のパスメモリ制御
として比較器出力104に続いて送り出される。
以上説明したと同様な回路がS2,S3,S4の各状態
に対応して設けられており、これらがすべて2タ
イムスロツトの時間内に並列に処理される。この
処理時間τ′は各要素時間を(1)式の場合と同様とす
ると τ′=τn+τa+2τc+2τs+τw ……(2) となり、処理できる上限速度v′は2/τ′ビツト/
秒となる。すなわち、τn+τa+τw>2(τc+τs)
とすればv′>1.5vとなり1.5倍以上に高速化される
こととなる。
上述の実施例の説明では各加算器は2タイムス
ロツトにわたる計量を一括加算する構成について
述べたが、3以上のタイムスロツトに対して計量
を一括加算するように構成することもでき更に上
限速度を上げることができる。又、拘束長k=
3、符号語のシンボル数v=2、入力情報信号1
系列の畳込み符号化器による符号化率1/2の場合
について説明したが、本発明は任意の拘束長およ
び符号化率の場合にも適用できることは言うまで
もない。更に、各加算器は各遷移パスの計量を加
算し累積計量の大きいものを選択するよう説明し
たが、計量の代りに符号間距離(ハミング距離)
を用い累積距離の小さいものを選択するようにし
ても同じ結果が得られることは良く知られている
通りである。第4図の実施例の回路は最初にタイ
ムスロツトt(j+1)で同じ遷移パスP(j+1) 11又は
P(j+1) 31を通るパス同志を比較し、次にP(j+1) 11を通る
パスとP(j+1) 31を通るパスとを比較するよう構成さ
れているが、この順序はこれに限定されるもので
はなく任意の組合わせをとることが可能である。
ただし、その場合パスメモリ制御回路は従来と同
様のパスメモリを使用する場合には構成が複雑と
なる。パスメモリの構成をACS回路の構成に合
わせて変更し、パルスメモリ制御回路を簡略化す
ることも可能である。なお、第1図において符号
化されたシンボルは時分割で伝送されるよう示し
てあるが、直交変調例えば4相PSK変調で伝送
されてもよく、通信路が2レベル量子化でなく、
例えば8レベル量子化の場合でも本発明は適用す
ることが可能である。
ロツトにわたる計量を一括加算する構成について
述べたが、3以上のタイムスロツトに対して計量
を一括加算するように構成することもでき更に上
限速度を上げることができる。又、拘束長k=
3、符号語のシンボル数v=2、入力情報信号1
系列の畳込み符号化器による符号化率1/2の場合
について説明したが、本発明は任意の拘束長およ
び符号化率の場合にも適用できることは言うまで
もない。更に、各加算器は各遷移パスの計量を加
算し累積計量の大きいものを選択するよう説明し
たが、計量の代りに符号間距離(ハミング距離)
を用い累積距離の小さいものを選択するようにし
ても同じ結果が得られることは良く知られている
通りである。第4図の実施例の回路は最初にタイ
ムスロツトt(j+1)で同じ遷移パスP(j+1) 11又は
P(j+1) 31を通るパス同志を比較し、次にP(j+1) 11を通る
パスとP(j+1) 31を通るパスとを比較するよう構成さ
れているが、この順序はこれに限定されるもので
はなく任意の組合わせをとることが可能である。
ただし、その場合パスメモリ制御回路は従来と同
様のパスメモリを使用する場合には構成が複雑と
なる。パスメモリの構成をACS回路の構成に合
わせて変更し、パルスメモリ制御回路を簡略化す
ることも可能である。なお、第1図において符号
化されたシンボルは時分割で伝送されるよう示し
てあるが、直交変調例えば4相PSK変調で伝送
されてもよく、通信路が2レベル量子化でなく、
例えば8レベル量子化の場合でも本発明は適用す
ることが可能である。
以上詳細に説明したように、本発明の誤り訂正
装置によれば、複数タイムスロツトにわたる加
算・比較・選択処理を一度に行うことによつて、
ビタビ復号を高速化できる効果がある。
装置によれば、複数タイムスロツトにわたる加
算・比較・選択処理を一度に行うことによつて、
ビタビ復号を高速化できる効果がある。
第1図は畳込み符号化器の一構成例を示すブロ
ツク図、第2図は第1図の畳込み符号化器の格子
構造図、第3図はACS回路の従来例のブロツク
図、第4図は本発明に用いられるACS回路の一
実施例のブロツク図である。 1,2,11,12,13,14……加算器、
3……比較器、4……選択器、5,7,8,18
……計量メモリ、6……パスメモリ、15,1
6,17……選択回路、19……パスメモリ制御
回路。
ツク図、第2図は第1図の畳込み符号化器の格子
構造図、第3図はACS回路の従来例のブロツク
図、第4図は本発明に用いられるACS回路の一
実施例のブロツク図である。 1,2,11,12,13,14……加算器、
3……比較器、4……選択器、5,7,8,18
……計量メモリ、6……パスメモリ、15,1
6,17……選択回路、19……パスメモリ制御
回路。
Claims (1)
- 1 畳込み符号化して伝送されたデイジタル情報
をビタビ復号法により復元する誤り訂正装置にお
いて、符号の格子構造の一つの状態節点に再結合
する複数の遷移パスの一つを各遷移パスの符号語
と受信符号語との同異度を表わす量子化値を加算
して比較・選択するACS回路が、複数のタイム
スロツト前の各状態節点の累積量子化値に前記複
数のタイムスロツトにわたる遷移パスの前記量子
化値の和を一括して加算する複数個の加算器と、
これら加算器の出力を2個づつ比較し一方を選択
する複数個の第1の選択回路と、これら第1の選
択回路の出力からそれぞれ2個づつを比較して一
方を選択する操作を繰返し最終の1個を選択する
第2の選択回路と、この第2の選択回路の出力に
より更新され状態節点の累積量子化値を記憶する
状態メモリと、前記第1及び第2の選択回路の状
態から残存パスを記憶するパスメモリの制御信号
を発生するパスメモリ制御回路とを備えて構成さ
れることを特徴とする誤り訂正装置。
Priority Applications (5)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP58190511A JPS6081925A (ja) | 1983-10-12 | 1983-10-12 | 誤り訂正装置 |
US06/659,533 US4606027A (en) | 1983-10-12 | 1984-10-10 | Error correction apparatus using a Viterbi decoder |
CA000465126A CA1219374A (en) | 1983-10-12 | 1984-10-11 | Error correction apparatus using a viterbi decoder |
DE8484307011T DE3485383D1 (de) | 1983-10-12 | 1984-10-12 | Fehlerkorrekturanordnung unter verwendung eines viterbi-dekodierers. |
EP84307011A EP0138598B1 (en) | 1983-10-12 | 1984-10-12 | Error correction apparatus using a viterbi decoder |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP58190511A JPS6081925A (ja) | 1983-10-12 | 1983-10-12 | 誤り訂正装置 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS6081925A JPS6081925A (ja) | 1985-05-10 |
JPS6356728B2 true JPS6356728B2 (ja) | 1988-11-09 |
Family
ID=16259302
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP58190511A Granted JPS6081925A (ja) | 1983-10-12 | 1983-10-12 | 誤り訂正装置 |
Country Status (5)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US4606027A (ja) |
EP (1) | EP0138598B1 (ja) |
JP (1) | JPS6081925A (ja) |
CA (1) | CA1219374A (ja) |
DE (1) | DE3485383D1 (ja) |
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-
1984
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- 1984-10-11 CA CA000465126A patent/CA1219374A/en not_active Expired
- 1984-10-12 DE DE8484307011T patent/DE3485383D1/de not_active Expired - Fee Related
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