JP3239870B2 - データ誤り訂正システム - Google Patents
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Description
デ−タなどのデータを送信する衛星通信や深宇宙通信の
分野において、デ−タを誤り訂正符号化し、伝送路で生
じたビット誤りをできるだけ訂正して、伝送路の回線品
質を向上させるデータ誤り訂正システムに関する。
法として、ビタビ復号法(G.D.Forney.J
r.,”The Viterbialgorithm”
Proceeding of IEEE,vol.6
1.pp268−278.Mar.1973)がある。
また、誤り訂正能力を向上させるために、畳み込み符号
に、別な符号を組合わせる連接符号が、G.D.For
ney.Jr.によって提案されている。さらに、いろ
いろな分野で使用されているのが、ブロック符号器とリ
−ドソロモン符号器とを組み合わせて得られるリ−ドソ
ロモン符号と畳み込み符号による連接符号がある。一
方、符号化されたデータの復号は、ビタビアルゴリズム
にもとづいて行われ、さらに復号を行った、ビタビ復号
デ−タにリ−ドソロモン復号を実行している。
従来のデータの誤り訂正法にあっては、ビタビ復号器と
リ−ドソロモン復号器がそれぞれ独自に誤り訂正を実行
しているので、各々の復号器毎の訂正能力しか期待でき
ず、十分な誤り訂正効果および伝送路の回線品質の向上
を図ることができないという課題があった。
り、データの誤り訂正処理を繰り返し実行可能にして、
伝送路で生じたビット誤りを十分に訂正し、回線品質を
向上できるデータ誤り訂正システムを得ることを目的と
する。
め、請求項1の発明にかかるデータ誤り訂正システム
は、ブロック符号器および畳み込み符号器で符号化され
たデータを受信するバッファと、該バッファから出力さ
れる指定のデータを受けて、これをビタビアルゴリズム
に従って復号するビタビ復号器と、該ビタビ復号器から
ブロック符号長分のデータを受けると復号を開始し、誤
り訂正が可能な場合に誤り訂正を実行して、結果を出力
するブロック復号器と、前記誤り訂正が不可能な場合
に、前記ブロック復号器が出力する誤り検出信号にもと
づいて、誤り訂正が不可能となったブロック符号長分の
データの前記ブロック復号器による復号を実行させるよ
うに、前記ビタビ復号器による再復号化の実行を制御す
る制御回路とを備え、前記ビタビ復号器が、前記バッフ
ァから出力されるシンボル毎のデータを受信した時に、
送信可能な各々のシンボルが送信されたとした場合の確
からしさを求めるブランチメトリック生成器と、生き残
りパスの累積メトリックが格納されているパスメトリッ
クレジスタと、該パスメトリックレジスタの出力と前記
ブランチメトリック生成器の出力とを、シンボル時刻毎
にトレリス線図に従って加算,比較,選択し、比較して
選択したn状態のパスメトリック値とn状態の選択情報
とを出力する加算比較選択回路と、該加算比較選択回路
の出力であるn状態のパスメトリックの値の中から最大
のパスメトリックを持つ状態番号を求める最尤パス状態
番号順序検出器と、前記シンボル時刻毎に前記加算比較
選択回路の出力であるn状態の選択情報をメモリに格納
するパスメモリと、符号化されたデータがkビット毎に
区切られ、各kビットにuビットの冗長ビットが付加さ
れた場合において、(u+k)シンボル時刻毎に、最尤
パス状態番号順序検出器の出力の状態番号から所定シン
ボル時刻分パスメモリを過去に向かってたどっていき、
最後に到着したビットから(u+k)ビットを復号デー
タとして出力するトレースバック回路と、前記制御回路
からの制御信号を受けて、再復号化を実行させる復号化
制御回路とを有することを特徴とする。
訂正システムは、再度の前記誤り訂正が不可能な場合
に、誤り訂正が可能になるまで、前記誤り検出信号によ
るビタビ復号器およびブロック復号器による復号を繰り
返し実行させるようにしたものである。
訂正システムは、前記バッファに入力されるデータを、
軟判定表現されたビットデータとしたものである。
図について説明する。図1はこの発明のデータ誤り訂正
システムを示し、同図において、10,11は受信Pデ
−タおよび受信Qデ−タをそれぞれ入力する入力端子、
12は受信Pデータおよび受信Qデータ、すなわち伝送
路にてビット誤りが生じている畳み込み符号器の出力を
入力するバッファ、13はバッファ12から出力される
指定の受信Pデ−タ、受信Qデ−タを入力として、これ
らをビタビアルゴリズムにもとづいて復号するビタビ復
号器、14はビタビ復号器13のブロック符号長分の復
号デ−タを入力として復号を行うブロック復号器、17
はブロック復号器14からの復号データを外部へ出力す
るバッファである。
訂正が不可能と判断されたときに出力される誤り検出信
号を受取り、ビタビ復号器13に再復号を予め設定した
回数まで繰り返し実施するような制御信号Rを送出する
とともに、バッファ12に指定の受信Pデ−タ,受信Q
デ−タをビタビ復号器13に出力するように、制御信号
Sを送出する制御回路である。また、前記ビタビ復号器
13は図3に示すように構成されている。同図におい
て、41はバッファ12から出力されるシンボル毎のデ
ータを受信した時に、送信可能な各々のシンボルが送信
されたとした場合の確からしさを求めるブランチメトリ
ック生成器、43は生き残りパスの累積メトッリクが格
納されているパスメトリックレジスタ、42はシンボル
時刻毎にブランチメトリック生成器41の出力とパスメ
トリックレジスタ43の出力とを、トレリス線図に従っ
て加算(Add),比較(Compare),選択(S
elect)し、比較して選択したn状態のパスメトリ
ック値とn状態の選択情報とを出力する加算比較選択回
路(以下、ACS回路という)である。
42の出力n状態のパスメトリック値の中から最大のパ
スメトリックを持つ状態番号を求める最尤パス状態番号
順序検出器、45はシンボル時刻毎にACS回路42の
出力n状態の選択情報をメモリに格納するパスメモリ、
46は(u+k)シンボル時刻毎に、最尤パス状態番号
順序検出器44の出力の状態番号からgシンボル時刻、
パスメモリ45を過去に向かってたどっていき、最後に
到達したビットから(u+k)ビットを復号デ−タとし
て出力するトレ−スバック回路、47は図1に示す制御
回路15からの制御信号Rを受取ると、再復号化を実行
する再復号化制御回路である。
すくするために、図2に示すブロック符号器32はデー
タをkビット毎に区切り、各々のkビットにuビットの
冗長ビットを付加する符号器で、畳み込み符号器33は
符号化率R=1/2,拘束長K=3の場合について考え
る。まず、送信側の誤り訂正符号器について説明する。
この送信側では、まず、図2に示すように、入力端子3
1介して、データが、ブロック符号器32へ入力され
る。
に、最初のi1,i2,・・・・ikのkビットにc
1,c2,・・・・cuのuビットの冗長ビットを付加
し、次のik+1,ik+2,・・・・,i2kのkビ
ットにcu+1,cu+2,・・・・c2uのuビット
の冗長ビットが付加されるような符号化を行う。
力は、3段のシフトレジスタと排他的論理和ゲ−トで構
成される畳み込み符号器33により符号化される。すな
わち、この畳み込み符号器33では、ブロック符号器3
2の出力が、図4に示すような入力端子54からシンボ
ル時刻毎にシフトレジスタ50に入り、シフトレジスタ
50の指定された各段の出力が排他的論理和ゲ−ト5
1,52で論理処理され、出力端子55,56から、P
1,P2・・・・のPデ−タ、Q1,Q2,・・・・の
Qデ−タとして出力される。畳み込み符号器33の出力
であるPデ−タ、Qデ−タは伝送され、誤り訂正復号器
の入力端子10,11を介してバッファ12に入力され
る。なお、この際、Pデ−タ,Qデ−タは伝送路で生じ
た雑音によりどのように変わっているかを、ビタビ復号
器13に伝えるために軟判定表現されている。図9に
は、”0”,”1”に対して、3ビットで軟判定表現し
たものを示している。
明する。図6は、前記畳み込み符号器33をトレリス表
現した図である。左側の{0,0},{0,1},
{1,0},{1,1}は、その畳み込み符号器33の
シフトレジスタ50の初段、第二段の{a,b}の中味
を示したものである。{0,0},{0,1},{1,
0},{1,1}の右側にある矢印の横の値が、(a×
2+b)を計算した値で、今後、この値を状態番号と呼
ぶ。図6を簡単に説明すると、状態番号0の時、畳み込
み符号器33に次に入力されるデ−タが”0”の場合
は、状態番号0に遷移し、Pデータ、Qデ−タ出力値”
00”(状態番号0から状態番号0へ遷移する矢印の上
に示した値)を出力し、入力されるデ−タが”1”の場
合は、状態番号1に遷移し、Pデータ,Qデ−タ出力
値”11”を出力する。他の状態番号においても、畳み
込み符号器33に入力されるデ−タに応じて、遷移先が
決まり、その時のPデータ,Qデータの出力値が遷移す
る矢印の上に書かれている。ビタビ復号器は、このトレ
リス表現された図に従って復号処理を行っている。
号Sにより、バッファ12から受信軟判定Pデータ,Q
データがビタビ復号器13に入力されると、ブランチメ
トリック生成器41は、軟判定データP1,軟判定デー
タQ1に対して、その時の送信デ−タの組(P,Q)が
(0,0),(1,0),(0,1),(1,1)であ
ったとした場合の確からしさ、すなわちブランチメトリ
ックを各々算出する。軟判定データP1,軟判定データ
Q1に対して、送信デ−タの組が(0,0)の時のブラ
ンチメトリックをλ0、送信デ−タの組が(1,0)の
時のブランチメトリックをλ1、送信デ−タの組が
(0,1)の時のブランチメトリックをλ2、送信デ−
タの組が(1,1)の時のブランチメトリックをλ3と
する。
0,λ1,λ2,λ3をACS回路42に出力する。こ
のとき、図7に示すように、m0時刻の各状態番号のパ
スメトリック値をΓ0(m0),Γ1(m0),Γ2
(m0),Γ3(m0)とする。パスメトリックレジス
タ43はこのΓ0(m0),Γ1(m0),Γ2(m
0),Γ3(m0)をACS回路42に出力する。AC
S回路42は、図7に示すトレリス表現にもとづいて、
演算を実行する。すなわち、m1時刻に状態番号0に合
流している遷移は、状態番号0と状態番号2からのもの
である。状態番号0からの遷移のときの畳み込み符号器
からの出力データは”00”なので、そのときのブラン
チメトリックはλ0、状態番号2からの遷移のときの畳
み込み符号器からの出力データは”11”なので、その
ときのブランチメトリックはλ3となり、m0時刻の状
態番号0と状態番号2のパスメトリック値は、Γ0(m
0),Γ2(m0)なので、各々、Γ0(m0)+λ
0,Γ2(m0)+λ3の演算を行い、大きい方をm1
時刻の状態番号0のパスメトリック値Γ0(m1)とし
て、パスメトリックレジスタ43に格納する。
で示した方が選ばれると”0”、破線で示した方が選ば
れると”1”)を、m1時刻の状態番号0の枝値S0
(m1)として、パスメモリ45に格納する。以下、m
1時刻のパスメトリック値Γ1(m1),Γ2(m
1),Γ3(m1),枝値S1(m1),S2(m
1),S3(m1)を同様にして求め、各々、パスメト
リックレジスタ43,パスメモリ45に格納する。パス
メモリ45は、mg時刻分の枝値情報が格納できるメモ
リ容量を持つものとする。また、ACS回路42は求め
たm1時刻のパスメトリック値Γ0(m1),Γ1(m
1),Γ2(m1),Γ3(m1)をパスメトリックレ
ジスタ6に出力すると同時に、最尤パス状態番号順序検
出器44にも出力する。これで、m1時刻の一連の処理
が終了する(以後、ACS処理と呼ぶ)。次の軟判定デ
ータP2,Q2デ−タが入力されると、上記で説明した
ACS処理を繰り返し実行する。mg時刻での処理が終
わると、制御回路47は、次の命令をを与える。
号化でなく最初のときは、最尤パスメトリック値Γ0
(mg),Γ1(mg),Γ2(mg),Γ3(mg)
の中から最大のパスメトリック値を持つ状態番号をトレ
−スバック回路46に出力する。もし、同じ最大パスメ
トリック値をもつ状態番号があれば、状態番号が若い番
号を選ぶことにする。mg時刻の最大パスメトリック値
をもつ状態番号を”2”とすると、トレ−スバック回路
46は、mg時刻で、図8の実線で示す最大パスメトリ
ックをもつ状態番号2に連なるパスを、パスメモリ45
の内容を読み出してさかのぼっていく。
号2に合流するパスが状態番号1および状態番号3のど
ちらであるかを、パスメモリ45から、m(g−1)時
刻の状態番号2に格納されているデ−タを読み出し、状
態番号1からであることを知る。以下、同様の操作を繰
り返し、m0時刻までパスをさかのぼり、最後にパスメ
モリ45より読み出したデ−タから(k+m)個分のデ
−タ(m1時刻からm(k+m)時刻のデ−タ)を復号
デ−タとして出力する(以後トレ−スバック処理と呼
ぶ)。
の書き込み、トレースバック処理時の読み出しを同時に
行えるものとする。パスメモリ45は、リング構造にな
っていて、(g+f)時刻分のメモリ容量になっている
ので、ACS処理によって必要なデ−タに上書きされる
ことはない。このあと、g時刻分のACS処理を実行す
る毎に、トレ−スバック処理を行い復号デ−タを出力す
る。ビタビ復号器13からの復号データ(m+u)ビッ
トは、ブロック復号器14に送出される。
からの復号データ(m+u)ビットに対して復号を開始
し、誤り訂正が実行できれば、画像データ情報のkビッ
トのみをバッファ17に出力する。もし、誤り訂正不可
能であれば、誤り検出信号を制御回路15に送出する。
制御回路15は誤り検出信号を受取ると、再復号実行の
ため、制御信号Rをビタビ復号器13内の制御回路47
に送出する。
最尤パス状態番号順序検出器44に、次に大きなパスメ
トリック値を持つ状態番号をトレ−スバック回路46に
出力させる。もし、同じ最大パスメトリック値をもつも
のがあれば、前回のつぎに状態番号が若い番号を選ぶ。
mg時刻に最大パスメトリック値をもつ状態番号”2”
の次に大きなパスメトリック値をもつ状態番号が”0”
とすると、トレ−スバック回路46は、mg時刻で、図
8の点線で示す状態番号2に連なるパスを、パスメモリ
45の内容を読み出してさかのぼっていく。トレ−スバ
ック回路46は、状態番号0に合流するパスが状態番号
0および状態番号2のどちらであるかを、パスメモリ4
5からm(g−1)時刻の状態番号0に格納されている
デ−タを読み出し、状態番号0からであることを知る。
でパスをさかのぼり、最後にパスメモリ45より読み出
したデ−タから(k+m)個分のデ−タ(m1時刻から
m(k+m)時刻のデ−タ)を復号デ−タとして出力す
る。ブロック復号器14は、再度ビタビ復号器13から
の復号データ(m+u)ビットを受取り、復号を開始す
る。この時、誤り訂正が実行できれば、データ情報のk
ビットのみをバッファ17に出力する。もし、再び、誤
り訂正不可能であれば、誤り検出信号を制御回路15に
送出し、誤り訂正が実行できるまで、または、状態番号
の数だけ上述の操作を繰り返す。状態番号の数実行して
も訂正不可能であれば、最初にトレ−スバック処理で得
られた(k+u)ビットをバッファ17に出力する。
ッファ12に送り、バッファ12は順々に受信軟判定P
デ−タ、Qデ−タをビタビ復号器13に出力する。ビタ
ビ復号器13は、次の(k+u)ビットを復号し、この
(k+u)ビットの確からしさを同様に調べていき、結
果をバッファ17に出力する。バッファ17は、出力端
子18を介して復号された画像デ−タを出力する。ここ
で、バッファ12とバッファ17が存在するのは、伝送
路で生じるビット誤りの度合いによる復号処理の変動を
吸収するためのものである。
13のトレ−スバック処理を(k+u)ビット毎に実行
した場合を示したが、(k+u)ビットより小さい単位
でトレ−スバック処理を実行するようにしてもよい。こ
のようにすることで、ブロック復号器14が誤り検出信
号を送出した際の繰り返し復号で、(k+u)ビットの
どの箇所が誤っているかがより明確になり誤り訂正能力
の向上につながる。また、ブロック復号器14の誤り訂
正ビットを制限することにより(例えば、4ビット誤り
まで訂正可能な誤り訂正符号用いた場合、3ビット誤り
まで訂正し、4ビットの誤りの場合誤り検出信号を出
す)、疑わしい(k+u)ビットを明確にすることで、
繰り返し復号で訂正することができる。さらに、ブロッ
ク符号器に誤り訂正符号を用いず、1ビットのパリティ
ビットを付加するだけの誤り検出符号を用いることで回
路規模の低減を図ることができる。
ック符号器および畳み込み符号器で符号化されたデータ
を受信するバッファと、該バッファからの指定のデータ
を受けて、これをビタビアルゴリズムに従って復号する
ビタビ復号器と、該ビタビ復号器からブロック符号長分
のデータを受けると復号を開始し、誤り訂正が可能な場
合に誤り訂正を実行して、結果を出力するブロック復号
器とを設けて、前記誤り訂正が不可能な場合には、制御
回路に、前記ブロック復号器が出力する誤り検出信号に
もとづいて、誤り訂正が不可能となったブロック符号長
分のデータの前記ブロック復号器による復号を実行可能
とするように、前記ビタビ復号器による再復号化の実行
を制御させるように構成したので、ビタビ復号器で得た
復号データの信頼性を判定し、この判定結果であるデー
タの誤り訂正処理を繰り返し実行可能にして、伝送路で
生じたビット誤りを十分に訂正可能にし、これにより回
線品質を向上できるという効果が得られる。
正システムを示すブロック図である。
ロック図である。
である。
念図である。
す説明図である。
を示す説明図である。
る。
リス表現を示す説明図である。
す説明図である。
Claims (3)
- 【請求項1】 ブロック符号器および畳み込み符号器で
符号化されたデータを受信するバッファと、該バッファ
から出力される指定のデータを受けて、これをビタビア
ルゴリズムに従って復号するビタビ復号器と、該ビタビ
復号器からブロック符号長分のデータを受けると復号を
開始し、誤り訂正が可能な場合に誤り訂正を実行して、
結果を出力するブロック復号器と、前記誤り訂正が不可
能な場合に、前記ブロック復号器が出力する誤り検出信
号にもとづいて、誤り訂正が不可能となったブロック符
号長分のデータの前記ブロック復号器による復号を実行
させるように、前記ビタビ復号器による再復号化の実行
を制御する制御回路とを備え、 前記ビタビ復号器が、前記バッファから出力されるシン
ボル毎のデータを受信した時に、送信可能な各々のシン
ボルが送信されたとした場合の確からしさを求めるブラ
ンチメトリック生成器と、生き残りパスの累積メトリッ
クが格納されているパスメトリックレジスタと、該パス
メトリックレジスタの出力と前記ブランチメトリック生
成器の出力とを、シンボル時刻毎にトレリス線図に従っ
て加算,比較,選択し、比較して選択したn状態のパス
メトリック値とn状態の選択情報とを出力する加算比較
選択回路と、該加算比較選択回路の出力であるn状態の
パスメトリックの値の中から最大のパスメトリックを持
つ状態番号を求める最尤パス状態番号順序検出器と、前
記シンボル時刻毎に前記加算比較選択回路の出力である
n状態の選択情報をメモリに格納するパスメモリと、符
号化されたデータがkビット毎に区切られ、各kビット
にuビットの冗長ビットが付加された場合において、
(u+k)シンボル時刻毎に、最尤パス状態番号順序検
出器の出力の状態番号から所定シンボル時刻分パスメモ
リを過去に向かってたどっていき、最後に到着したビッ
トから(u+k)ビットを復号データとして出力するト
レースバック回路と、前記制御回路からの制御信号を受
けて、再復号化を実行させる復号化制御回路とを有する
ことを特徴とするデータ誤り訂正システム。 - 【請求項2】 再度の前記誤り訂正が不可能な場合に、
誤り訂正が可能になるまで、前記誤り検出信号によるビ
タビ復号器およびブロック復号器による復号を繰り返し
実行させることを特徴とする請求項1に記載のデータ誤
り訂正システム。 - 【請求項3】 前記バッファに入力されるデータが、軟
判定表現されたビットデータであることを特徴とする請
求項1に記載のデータ誤り訂正システム。
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