JPS62285526A - ヴイタビ復号法 - 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】 ３、発明の詳細な説明 〔発明の目的〕 （産業上の利用分野） この発明はランダム誤りに対する強力な誤わ訂正復号法
として知られるヴィタビ復号法に関する。

（従来の技術） ヴィタビ復号法は強力なランダム誤り訂正復号法として
、特に衛星通信分野において注目を集めているが、一方
で回路規模の大きいことが特徴となっている。このため
、ヴィタビ復号器のＬＳＩ化に伴ない、復号器の負担を
ある程度軽減するため、まず受信データから藺易な方法
で原データを推定し、これを送信側と岡じ符号器によυ
再符号化したあと、この再符号化データと受信データと
の差（すなわち、推定誤差を符号化したもの）に相補す
る分のみを従来のヴィタビ復号器へ入力し、得られた復
号データと先の推定原データとを合成することにより最
終的な復号データを生成する″ＳＳＴタイプと呼ばれる
復号器が提案されている。

第２図に代表的なＳＳＴタイプのヴイタビ復号器（以下
ＳＳＴタイプ復号器と呼ぶ。）の構成を示す。

さて、このようなＳＳＴタイプ復号器のポイントは簡易
な復号器と呼ばれる原データ系列を概推定する手段であ
ることに留意されたい。

今までに発表されているＳＳＴタイプ復号器の構成例を
見ると、簡易な復号が効率よく達成されるために、対象
とする符号自体を制限する方向で検討されている。

すなわち５本来のヴィタビ復号にとって（従って、狭義
のヴィタビ復号器にとって）最適な符号を第１に考える
のでなく、６簡易に復号出来る”ということに着目した
符号を選択している場合が多かった。例えば第２図の例
では、２系統の入力データをｍｏｄ、　２で加算するこ
とにより原データを推定できる（ただしこの場合の符号
はに＝３の最適符号にもなっている）。このように簡易
に復号出来るタイプの符号として例えば組織的符号（す
なわち符号化データの一部が原情報データそのものであ
るもの）　％ｑｕｉｃｋ　１ｏｏｋｉｎ符号（すなわち
、符号化データどうしに簡単な線形演算を施すことによ
シ原情報データを算出出来るもの）が知られているが、
これらは必ずしも誤り率を最小にするという意味での最
適符号とは限らない。

また、”ＳＳＴタイプの復号器が十分にその効果を発揮
出来るがどうかは、簡易復号器において、いかに精度よ
く原データを推定出来るかに依存しておシ、この意味で
簡易とは言っても出来るだけ強力な復号器であることが
望ましい。このことは、ＳＳＴタイプ復号器において狭
義のグイタピ復号器が復号するのは（簡易復号器におい
て推定出来なかった）推定誤差系列であり、この誤差系
列が小さければ小さいほど、狭義のヴィタビ復号器の負
担が軽減することになる。

（発明が解決しようとする問題点） 以上の問題点に鑑み、本来のヴィタビ復号法にとって最
適な符号を対象に出来、しかも可能な限シ強力な復号法
を実現する簡易復号器を備えたＳＳＴタイプのグイタピ
復号器を提供することを目的とする。

〔発明の構成〕

（問題点を解決するための手段） この発明は、ヴィタビ復号器を機能分割して構成するこ
とを特徴とし、第１の後号器で原データを概推定し、こ
のときの推定誤差を第２の復号器により得、この復号値
と前記概推定値とを合成することによシ最終的な復号デ
ータを得るものである。

ここで、第２の復号器は更に、複数の復号器から構成し
てもよい。

更に、−殺性を失なうことなく符号化率１／２゜拘束長
にのたたみ込み符号を対象として説明する。

このような符号をヴィタビ復号する場合、従来は、受信
側において、送信側と同じ符号トレリスを用い、従って
、送信情報シンボル系列の最新の（ｋ−１）ビットを１
状態”と見るし、各時刻毎に、各々の°°状態”に対し
１本の生き残りパスを保存していくものでありだ。

ところがＶｉ　ｔａｂｉによって提案されたもともとの
復号法自身は、復号側で、必ずしも送信側の符号トレリ
スと同じトレリスを用いる必要はなく、従って１復号ア
ルゴリズムの状態”を復号器の状態と区別して変えても
良いという認識が現われ、この方法では送信情報シンボ
ル系列の最新の（Ｌ−１）　ｂ第１がアルゴリズムの状
態と見なされ、ＬはＫと独立に選んでよいことになる。

Ｌはアルゴリズムの拘束長と呼ばれる。

このように−膜化された復号アルゴリズムをＳＳＴタイ
プ復号器の簡易復号器へ適用しようとするのがこの発明
のポイントである。

このようにすれば１本来のヴィタビ復号法にとっての最
適符号を対象とすることが出来、しかもＬを小さくとれ
ばて４号アルゴリズムの状態が減少するので回路規模も
小さく抑えることが出来る。

もっとも、Ｌ＝に以外では、全生き残りパスの中から、
最大裕度のパスを常に探し出せるという保障は一般はな
く通常劣化は避けられないが組織的符号やクイックルッ
クインコード（ｑｕｉｃｋ　１ｏｏｋ　１ｎｃｏｄｏ）
におけるような簡易な復号法よりはるかに強力である。

従って、このような簡易復号法の手段を用いると、　Ｓ
ＳＴタイグ復号器の能力が最大限に発揮される。

（作　用） 一般性を失うことなく、ｒ＝１／２．に＝７の最適符号
を本発明におけるＳＳＴタイプ復号器において復号する
場合について説明する。ここでは特に簡易復号器の動作
に関して説明する。

上記符号を簡易復号器においてはアルゴリズムの拘束長
Ｌ＝３として復号するとする。Ｌ＝３としたことよりア
ルゴリズムの状態は、２ビツトで表現される。故にアル
ゴリズムの状態として、００””０１”　１０’及び’
１１”の４状態がある。今時側Ｒでアルゴリズムの状態
＜　ｕＲ−１ｕＢ）毎に１それぞれ１本の生き残りパス ｕ１’ｕ２米”’ｕｌＦ−２ｕＲ−１ｕＲ−が選ばれて
いるとする。

次の時刻（Ｒ＋１）でＲ時刻の各生き残りパスを１ピツ
トだけ延長する。このとき、４Ｘ２＝８本の延長パスが
出来るが、それらの各延長パスｕｌ”ｕ２”’−ｕＲ烏
ｕＲ−１ｕＲｕｌ（＋、の終端の２ビツト＜ｕＦＬｕＩ
ＩＬ＋１）を時刻（Ｒ＋１）における復号アルゴリズム
の状態として整理しなお−それらの各状態に対し最犬尤
１度のパスを新たな生き残りパスとして保存する。

以下同様の手順を繰シ返し、時刻（Ｒ＋ｚ　）　、　（
Ｒ＋３　）　。

・・・における生き残９パスを構成していく。

なお、時刻（Ｒ＋１）の更新にあたって必要とされるブ
ランチゼ度は、符号の拘束長Ｋが７であることより、ｕ
７−ｓ　ｕＬ　ｕ？−ａ　ｕａ’−２ｕａ−ｔ　ｕａｕ
ａ＋ｘの７ビツトに依存して、決定されることに注意し
ておく。

以上の関係をセル構造として第１図に示す。

このようなアルゴリズムの下に簡易復号器で推定された
原データ系列鳳が送信側と同じ復号器へ入力され再符号
化され、適当に遅延された受信データと合成することに
より、差情報が狭義のヴィタビ榎号器へ入力されていく
。

（実施例） この発明の一実施例を図面に従って説明する。

第３図には、′一実施例にかかわるグイタピ復号器の構
成例を示す。

対象とする符号は、ｒ＝１／２．に＝７の最ｉ１符号Ｇ
ｌ■）＝１＋［）＋Ｄ２＋ｌ）３＋１）’Ｇす）＝ｌ＋
Ｄ２＋Ｄ３＋Ｄ５＋Ｄ６ とする。

送信情報ビット系列（ｘＲ）は、復号器にょシｙａ＝ｘ
ＢＯ＋ＭＲ４■Ｘｌ’Ｌ−２■ＸＲ−３■ＸＲ−６ｙＲ
″Ｘｆｉ■ＸＲ−２■ＸＴＬ−３■ＸＲ−５■Ｘ）Ｌ−
６とたたみ込れたろと、通信路において雑音が付加され
、 ｚＦＬ＝ｙ）Ｐｏ＋ｇＲ０ ＺＲ”７ＦＬ■ε几 の形で復号器の入力４子１０ａ　、　ｌＯｂへ人力され
る。

第１の復号器１０１では、アルゴリズムの拘束長Ｌ＝３
　（＜７　）として復号演算を実行し推定系列（ｘ＋ｔ
−ν１■εＲ）を送信側に同じ符号器１０２にょシ符号
化すると。

（ＸＲ−１７１）の符号化データ■（εｋ）の符号化デ
ータとなるが、前者は、受信データを遅延回路１０３ａ
、ｂにおいて遅延させた後、加算器１０４ａ、ｂにおい
て合成することにより、ノイズ成分だけが残り、狭義の
ヴィタビ復号器（第２号器）への入力（ε凡）の符号化
データ＋ノイズ となり、このヴィタビ慣号器は、（ＺＲ）を復号する。

この場合にも復号遅延があるので、実恢には（ε訃１／
２）が復号される。

ゆえに、第１の復号器出力ＸＲ−ν１■εＲをν２だけ
遅延させた後、加算器１０７において、第２仮号器出力
と加えると。

（：ｃＢ−ｖｌ−ｖ！３■ｔｐｌ−ν２＞■ｇａ−シｚ
：礼、ｙ］−シ！９となシ原データが復号出来る。

（他の実施例） 第３図の構成では第２の復号器として符号の拘束長に＝
７に相当する従来のヴィタビ復号器を想定しているが、
簡易復号器に相当する第１の復号器の復号能力が上がっ
ているので第２の復号器自身も、必ずしもＬ＝７（＝ｋ
）のものを考える必要がない。

すなわち第１の復号器の出力ＸＲ−ν１■εＢにおいて
、εＢ＝Ｏとなる確率は十分に高いので、第２の復号器
を考える際、符号トレリスの状態ｗＯ”への光度集中が
大きく従って、このような程度集中に適応した復号法を
採用することが出来る。

一つの方法として、第１の復号器と同様、アルゴリズム
の拘束長りをＫよシ小さく選び、その代償として、た度
の集中したアルゴリズムの状態に対して複数本の生き残
りバスを記憶するという復号法を採用出来る。

程度の集中程度によっては全体として、従来と比較して
大幅に少ない生き残りパス数を使ってほとんど劣化なく
復号することが出来る。

このような考えに基づくヴィタビ復号器の構成例を第４
図に示す。また、この構成例より容易に想像されるよう
に、もはや簡易復号器と主たる復号器という区別は一般
に必要ないことがわかる。

要は複数（この例では２個）の復号器が協力することに
よシ本来の目的、すなわち前述の例ではに＝７の符号を
復号するという目的が劣化なく達成されればよいことが
わかる。

第４図において、第１の復号器はアルゴリズムの拘束長
をＬｌ（＜ｋ）として動作させ、第２の復号器はアルゴ
リズムの拘束長をＬｚ（＜ｋ）として動作させている。

〔発明の効果〕

従来のＳＳＴヴイグイ復号器では前段における簡易復号
動作を容易にするため、どちらかと言えば対象とする符
号に制限を加え、その結果本来のヴィタビ復号にとって
最適な符号は使いづらいという傾向がめった。

ところで本発明におけるように、アルゴリズムの拘束長
と符号の拘束長を独立に変えるという一般化されたヴィ
タビ復号法の概念を導入すれば、最適な符号を対象と出
来るだけでなく、能力の高い復号法を採用したことによ
り、　　ＳＳＴタイプの構成では後段の復号器の負担が
非常に小さくなる。

すなわち、後段の復号器にとっても、もはや従来の規模
の復号器をそのまま使う必要がなく、前段の復号器と同
様、アルゴリズムの拘束長を減ら１　　　して適用して
も劣化がほとんどない。すなわち、ｇｌの復号器の使用
によってに度の集中度が高くなった分だけ、第２の復号
器では状態数を減らして復号演算を実行してもよいこと
になる。

この結果次のような大きな効果も得られる。

従来のようにアルゴリズムの拘束長りを符号の拘束長ｋ
に等しくとる復号器ではそのハードウェア規模は２（ｋ
−１）に比例するが、本発明における例えば第４図の構
成では、近似的に ２　（Ｌｌ−１）＋２（Ｌ２−１　） に比例する形となる。

従って例えば、Ｌｌ＝５．Ｌ２＝６としてもゴ くなる。

【図面の簡単な説明】

第１図はアルゴリズムの拘束長りを符号の拘束長に以下
にしたときの復号のための単位セル構造の具体例を示す
図、第２図は代表的なＳＳＴタイプヴイグイ復号器（ク
イックルックインコード使用）の構成例を示・／−図、
第３図は本発明の一実施例に係わるヴィタビ復号器の構
成を示す図、第４図は本発明に係わるヴィタビ復号器の
他の構成を示す図である。 １０ａ、ｂ、２０−・・端子、 １０１・・・アルゴリズムの拘束長Ｌ＋（＜ｋ）のヴィ
タビ復号器、１０２・・・再符号器、 １０３ａ、ｂ、１０６遅延回路、１０４ａ　＋七ｄａ７
−　ｍｏｄ　２の加算１０５・・・・ん゛変分布を考慮
したアルゴリズム拘束長’；””ｊ：’（くｋ）のヴィ
タビ復号器。 代理人　弁理士　　−ｊｌＪ　　近　憲　右同　　　　
　竹　花　喜久男 第１図 ｊ （ＪＪ　　　　　　　　ぜ 荷　背 第４図

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）第１の復号器により原データを概推定し、このと
   きの推定誤差を第２の復号器により復号し、この復号値
   と前記概推定値を合成することにより最終的な復号デー
   タを得ることを特徴とするヴィタビ復号法。
2. （２）第１の復号器は、拘束長Ｋを持つたたみ込み符号
   に対し、アルゴリズムの拘束長Ｌ＿１（Ｌ＿１＜Ｋ）を
   有することを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のヴ
   ィタビ復号法。
3. （３）第２の復号器は、アルゴリズムの拘束長をＬ＿２
   （＜Ｋ）であって、アルゴリズムの各状態毎の尤度の集
   中度を考慮して生き残りパス数を定めることを特徴とす
   る特許請求の範囲第１項記載のヴィタビ復号法。