JP3451071B2 - 畳み込みコードのデコーディング方法およびデコーディング装置 - Google Patents
畳み込みコードのデコーディング方法およびデコーディング装置Info
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Description
【０００１】本発明は、畳み込みコードのデコーディン
グ方法およびデコーディング装置に関する。通信システ
ム、例えば移動無線システムでは、伝送すべき信号（例
えば音声信号）に、ソースコーダの処理後にチャネル符
号化が施される。チャネル符号化は、伝送すべき信号を
伝送チャネルの特性に適合するために使用される。ここ
では冗長性を所期のように、伝送すべき信号に取り入れ
ることにより効果的なエラー保護が達成される。ここ数
年、チャネル符号化のために２進パラレルチェーン化反
復畳み込みコードが研究されている。この畳め込みコー
ドに対しては、名称「ターボコード」が一般的に使用さ
れている。とりわけ１０００ビット（シンボル）以上を
有する比較的に大きなブロックを伝送する場合には、タ
ーボコードにより（通常の）畳み込みコードによるより
も格段に改善されたエラー保護が達成できる。しかし欠
点は、ターボコードのデコーディングが（通常の）畳み
込みコードのデコーディングより面倒なことである。タ
ーボコードのデコーディングのために、反復的ターボデ
コーダを使用することが公知である。このターボデコー
ダは２つの個別の畳み込みデコーダを有しており、これ
らは相互に帰還接続されるようインターリーブされてい
る。少なくとも入力側に設けられた畳み込みデコーダは
「ソフトな」デコーディング（ソフトデコーディング）
を可能にしなければならない。すなわち、受信されたデ
ータシンボルの各々において２進出力に付加的に、また
は２進出力値の代わりに、値の連続する推定値を、受信
されたデータシンボルの基礎となる元の非符号化データ
シンボルに対して検出できなければならない。反復的タ
ーボデコーダに対して特徴的なことは、この値の連続す
る推定値が第２の畳み込みデコーダに反復法の枠内で入
力情報として供給されることである。元の符号化されな
いデータシンボルに対する推定値を以下、第１の信頼性
情報と称する。刊行物"Near Shannon Limit Error - Co
rrecting, Coding and Decoding: Turbo-codes (1)",
C.Berrou et al., Proc. IEEE Int. Conf. on Communic
ationsICC'93, Genua, 1993, pp.1064-1070 には、反復
的ターボデコーダが記載されており、その入力側の畳み
込みデコーダは第１の信頼性情報を形成するために変形
ＢＡＨＬ et al.-アルゴリズムにしたがって動作する。
第２の畳み込みデコーダは信頼性情報を形成する必要が
なく、例えば公知のビタビアルゴリズムにしたがって動
作することができる。シンボルごとにＭＡＰ（Maximum
a-Posteriori）アルゴリズムにしたがって動作する畳み
込みデコーダも同様に、第１の信頼性情報を形成するこ
とができる。このような畳み込みデコーダはＭＡＰシン
ボル推定器（またはＭＡＰシンボルデコーダ）と称され
る。この種のデコーダの利点は、これにより最小のビッ
トエラー率が達成できることである。２つの再帰的に接
続されたＭＡＰシンボル推定器を有する反復的ターボデ
コーダの詳細な説明は、刊行物"Analyse und Entwurf d
igitaler Mobilfunksystem2", P. Jung, Stuttgart, B.
G. Teubner, 1997 の３４３から３６８頁、とりわけ図
２Ｅ．２に記載されている。移動無線適用では、移動無
線チャネルが時間的に大きく変化するという問題があ
る。すなわちその伝送特性が、交番する環境の影響で常
時変化する。移動無線チャネルの伝送特性が常時変化す
ることは、すでにデータ検知の際に考慮しなければなら
ない。この目的のために、移動無線に使用される通信端
末機はデータ検知器と結合されたチャネル推定器を有し
ており、このチャネル推定器は連続的に移動無線チャネ
ルの伝送特性（パルス応答）を検出し、データ検知器に
通知する。このように瞬時の伝送特性を考慮するデータ
検知器は適応型データ検知または適応型イコライジング
と称される。しかし移動無線チャネルの時間的変化は、
適応型イコライジングの後に行われるデコーディングに
も影響する。この関係から、ターボデコーディングによ
り基本的に達成可能な高いエラー保護程度が、移動無線
チャネルの時間変化によって少なくとも部分的に再び無
に帰してしまうと言う欠点がある。刊行物"Combined Tu
rbo Equalization and Turbo Decoding", D. Raphaeli
&Y. Zarai, IEEE Communications Letters, Bd. 2, Nr.
4, 1998, pp.107-109 には反復的受信器構造が記載さ
れており、この反復的受信器構造は適応型イコライザと
これに後置接続された（反復的）ターボデコーダとの組
合せから構成されている。このような結合型受信器構造
体に対するキャッチフレーズとして、概念「ターボイコ
ライジング」が形成される。反復的ターボデコーダはま
たここでも、２つのＭＡＰシンボルデコーダにより形成
される。２つのＭＡＰシンボルデコーダはこの刊行物で
はＭＡＰブロックとして示されており、第１の信頼性情
報の他に第２の信頼性情報も計算する。第２の信頼性情
報は、検知されたデータシンボルの基礎となる元の符号
化されたデータシンボルに対する値の連続的な推定値で
ある。適応型イコライジングとデータデコーディングと
の間の結合は次のようにして実現される。すなわち、反
復的ターボデコーダが各反復ステップの際に、２つの畳
み込みデコーダの第２の信頼性情報から組み合わされた
信頼性情報を形成し、この情報をターボデコーダが適応
型イコライザに外部（すなわちイコライザ内で形成され
るものではない）情報として送出し、適応型イコライザ
が外部情報をターボデコーダに供給することによって実
現される。イコライザとターボデコーダとの間のこの帰
還結合によって、移動無線チャネルの時間変化がターボ
デコーディングの際に考慮される。しかし欠点は、ター
ボデコーディングの際のいずれにしろすでに高い計算コ
ストが、イコライザを反復経過に関与させることにより
さらに著しく増大することである。刊行物"Novel low c
omplexity decoder for turbo-codes", P. Jung, Elect
ronics Letters, Bd. 31, Nr. 2, 1995, pp. 86-87 に
は、ターボコードをデコードするための反復的ターボデ
コーダの簡単なバージョンが提案されている。このター
ボデコーダはこれまで公知のターボデコーダとは次の点
で異なる。すなわち、ターボデコーダに含まれる２つの
畳み込みデコーダが新種のいわゆるＳＵＢＭＡＰアルゴ
リズムに従って動作する点で異なる。このＳＵＢＭＡＰ
アルゴリズムは、デコーダ能力の悪化（すなわちビット
エラー率の上昇）が是認できるときに、第１の信頼性情
報を計算する際に計算のコストを格段に節約することが
できる。
グ方法およびデコーディング装置に関する。通信システ
ム、例えば移動無線システムでは、伝送すべき信号（例
えば音声信号）に、ソースコーダの処理後にチャネル符
号化が施される。チャネル符号化は、伝送すべき信号を
伝送チャネルの特性に適合するために使用される。ここ
では冗長性を所期のように、伝送すべき信号に取り入れ
ることにより効果的なエラー保護が達成される。ここ数
年、チャネル符号化のために２進パラレルチェーン化反
復畳み込みコードが研究されている。この畳め込みコー
ドに対しては、名称「ターボコード」が一般的に使用さ
れている。とりわけ１０００ビット（シンボル）以上を
有する比較的に大きなブロックを伝送する場合には、タ
ーボコードにより（通常の）畳み込みコードによるより
も格段に改善されたエラー保護が達成できる。しかし欠
点は、ターボコードのデコーディングが（通常の）畳み
込みコードのデコーディングより面倒なことである。タ
ーボコードのデコーディングのために、反復的ターボデ
コーダを使用することが公知である。このターボデコー
ダは２つの個別の畳み込みデコーダを有しており、これ
らは相互に帰還接続されるようインターリーブされてい
る。少なくとも入力側に設けられた畳み込みデコーダは
「ソフトな」デコーディング（ソフトデコーディング）
を可能にしなければならない。すなわち、受信されたデ
ータシンボルの各々において２進出力に付加的に、また
は２進出力値の代わりに、値の連続する推定値を、受信
されたデータシンボルの基礎となる元の非符号化データ
シンボルに対して検出できなければならない。反復的タ
ーボデコーダに対して特徴的なことは、この値の連続す
る推定値が第２の畳み込みデコーダに反復法の枠内で入
力情報として供給されることである。元の符号化されな
いデータシンボルに対する推定値を以下、第１の信頼性
情報と称する。刊行物"Near Shannon Limit Error - Co
rrecting, Coding and Decoding: Turbo-codes (1)",
C.Berrou et al., Proc. IEEE Int. Conf. on Communic
ationsICC'93, Genua, 1993, pp.1064-1070 には、反復
的ターボデコーダが記載されており、その入力側の畳み
込みデコーダは第１の信頼性情報を形成するために変形
ＢＡＨＬ et al.-アルゴリズムにしたがって動作する。
第２の畳み込みデコーダは信頼性情報を形成する必要が
なく、例えば公知のビタビアルゴリズムにしたがって動
作することができる。シンボルごとにＭＡＰ（Maximum
a-Posteriori）アルゴリズムにしたがって動作する畳み
込みデコーダも同様に、第１の信頼性情報を形成するこ
とができる。このような畳み込みデコーダはＭＡＰシン
ボル推定器（またはＭＡＰシンボルデコーダ）と称され
る。この種のデコーダの利点は、これにより最小のビッ
トエラー率が達成できることである。２つの再帰的に接
続されたＭＡＰシンボル推定器を有する反復的ターボデ
コーダの詳細な説明は、刊行物"Analyse und Entwurf d
igitaler Mobilfunksystem2", P. Jung, Stuttgart, B.
G. Teubner, 1997 の３４３から３６８頁、とりわけ図
２Ｅ．２に記載されている。移動無線適用では、移動無
線チャネルが時間的に大きく変化するという問題があ
る。すなわちその伝送特性が、交番する環境の影響で常
時変化する。移動無線チャネルの伝送特性が常時変化す
ることは、すでにデータ検知の際に考慮しなければなら
ない。この目的のために、移動無線に使用される通信端
末機はデータ検知器と結合されたチャネル推定器を有し
ており、このチャネル推定器は連続的に移動無線チャネ
ルの伝送特性（パルス応答）を検出し、データ検知器に
通知する。このように瞬時の伝送特性を考慮するデータ
検知器は適応型データ検知または適応型イコライジング
と称される。しかし移動無線チャネルの時間的変化は、
適応型イコライジングの後に行われるデコーディングに
も影響する。この関係から、ターボデコーディングによ
り基本的に達成可能な高いエラー保護程度が、移動無線
チャネルの時間変化によって少なくとも部分的に再び無
に帰してしまうと言う欠点がある。刊行物"Combined Tu
rbo Equalization and Turbo Decoding", D. Raphaeli
&Y. Zarai, IEEE Communications Letters, Bd. 2, Nr.
4, 1998, pp.107-109 には反復的受信器構造が記載さ
れており、この反復的受信器構造は適応型イコライザと
これに後置接続された（反復的）ターボデコーダとの組
合せから構成されている。このような結合型受信器構造
体に対するキャッチフレーズとして、概念「ターボイコ
ライジング」が形成される。反復的ターボデコーダはま
たここでも、２つのＭＡＰシンボルデコーダにより形成
される。２つのＭＡＰシンボルデコーダはこの刊行物で
はＭＡＰブロックとして示されており、第１の信頼性情
報の他に第２の信頼性情報も計算する。第２の信頼性情
報は、検知されたデータシンボルの基礎となる元の符号
化されたデータシンボルに対する値の連続的な推定値で
ある。適応型イコライジングとデータデコーディングと
の間の結合は次のようにして実現される。すなわち、反
復的ターボデコーダが各反復ステップの際に、２つの畳
み込みデコーダの第２の信頼性情報から組み合わされた
信頼性情報を形成し、この情報をターボデコーダが適応
型イコライザに外部（すなわちイコライザ内で形成され
るものではない）情報として送出し、適応型イコライザ
が外部情報をターボデコーダに供給することによって実
現される。イコライザとターボデコーダとの間のこの帰
還結合によって、移動無線チャネルの時間変化がターボ
デコーディングの際に考慮される。しかし欠点は、ター
ボデコーディングの際のいずれにしろすでに高い計算コ
ストが、イコライザを反復経過に関与させることにより
さらに著しく増大することである。刊行物"Novel low c
omplexity decoder for turbo-codes", P. Jung, Elect
ronics Letters, Bd. 31, Nr. 2, 1995, pp. 86-87 に
は、ターボコードをデコードするための反復的ターボデ
コーダの簡単なバージョンが提案されている。このター
ボデコーダはこれまで公知のターボデコーダとは次の点
で異なる。すなわち、ターボデコーダに含まれる２つの
畳み込みデコーダが新種のいわゆるＳＵＢＭＡＰアルゴ
リズムに従って動作する点で異なる。このＳＵＢＭＡＰ
アルゴリズムは、デコーダ能力の悪化（すなわちビット
エラー率の上昇）が是認できるときに、第１の信頼性情
報を計算する際に計算のコストを格段に節約することが
できる。
【０００２】刊行物"Combined turbo equalization and
turbo decoding", Global Telecommunications Confer
ence (GLOBE-COM), US, New York, IEEE, 1997, pp.639
-643, XP0020895 ISBN: 0-7803-4199-6, Raphaeli et a
l. には、デコーダ構造が記載されており、その図３に
よれば、そこに示されたコードＭＡＰの入力側Ｃ１で受
信され符号化されたシンボルのシーケンスが受け取られ
る。図３とそこに示されたコードＭＡＰブロックの出力
側Ｌによれば第１の信頼性情報が各非符号化シンボルに
対して計算され、図３とそこに示されたコードＭＡＰブ
ロックの出力側Ｆによれば第２の信頼性情報が各符号化
されたシンボルに対して計算される。第２の信頼性情報
の検出についてはこの刊行物では公知のＭＡＰデコーダ
が参照されている。刊行物"Source-controlled Channel
Decoding" IEEE Transactions on Communications, U
S, IEEE INC. New York, Bd.43, Nr. 9, 1.Sep 1995 (1
995-09-01),pp.2449-2457, XP000525669 ISBN: 0090-67
78 J. Hagenauer では、ビタビトレリスダイアグラムに
対するビタビデコードアルゴリズムの所定の変形が提案
されている。しかしここでは第２の信頼性情報の計算に
ついては考察されていない。刊行物"Comprehensive Com
parison on Turbo-Code Decoders" in Proceedingsof t
he Vehicular Technology Conference, US, New York,
IEEE, Bd. CONF. 45, 1995, pp.624-628, XP000551609
ISBN: 0-7803-2743-8, P. JUng et al. にはＳＵＢ−Ｍ
ＡＰＳＳＥデコーダが開示されており、このデコーダで
は第２の信頼性情報を面倒なやり方で検出される。本発
明の課題は、符号化され伝送されたシンボルに対する第
２の信頼性情報を、畳み込みデコーダの出力側で形成す
るための方法を提供することである。とりわけ本発明の
方法は、畳み込みコードのコスト的に有利なデコーディ
ングをイコライザとターボデコーダとの組合せからなる
受信器構造において可能にするものである。さらに本発
明は、次のような畳み込みデコーダを提供することを目
的とする。すなわち、この畳み込みデコーダは第２の信
頼性情報を、符号化され伝送されたシンボルに対して生
成し、とりわ前記の組合せ受信器構造を実現するために
使用することができる畳み込みデコーダを提供すること
を目的とする。この課題は、請求項１記載の本発明の構
成、および請求項６記載の構成によって解決される。本
発明によれば第２の信頼性情報が実質的に、第１の信頼
性情報のコード依存積項の最大値の検出により求められ
る。この手段は特に有利である。なぜなら、すでに検出
された第１の信頼性情報だけを第２の信頼性情報の計算
のために使用すればよいからである。このことが符号化
されたシンボルの特性によって可能であれば、符号化さ
れないシンボルについての（特別のコードに依存する）
和として示されれる。第１の信頼性情報を基本的に任意
のアルゴリズム、例えばＭＡＰアルゴリズムに従って計
算することができる。第１の信頼性情報のコスト的に有
利な計算は請求項２により達成される。非符号化シンボ
ルのシーケンスについてアプリオリ知識があれば、これ
を有利には第１および／または第２の信頼性情報の検出
に使用することができる。前記の方法の１つにしたがっ
て動作する畳み込みデコーダは請求項５に記載されてい
る。
turbo decoding", Global Telecommunications Confer
ence (GLOBE-COM), US, New York, IEEE, 1997, pp.639
-643, XP0020895 ISBN: 0-7803-4199-6, Raphaeli et a
l. には、デコーダ構造が記載されており、その図３に
よれば、そこに示されたコードＭＡＰの入力側Ｃ１で受
信され符号化されたシンボルのシーケンスが受け取られ
る。図３とそこに示されたコードＭＡＰブロックの出力
側Ｌによれば第１の信頼性情報が各非符号化シンボルに
対して計算され、図３とそこに示されたコードＭＡＰブ
ロックの出力側Ｆによれば第２の信頼性情報が各符号化
されたシンボルに対して計算される。第２の信頼性情報
の検出についてはこの刊行物では公知のＭＡＰデコーダ
が参照されている。刊行物"Source-controlled Channel
Decoding" IEEE Transactions on Communications, U
S, IEEE INC. New York, Bd.43, Nr. 9, 1.Sep 1995 (1
995-09-01),pp.2449-2457, XP000525669 ISBN: 0090-67
78 J. Hagenauer では、ビタビトレリスダイアグラムに
対するビタビデコードアルゴリズムの所定の変形が提案
されている。しかしここでは第２の信頼性情報の計算に
ついては考察されていない。刊行物"Comprehensive Com
parison on Turbo-Code Decoders" in Proceedingsof t
he Vehicular Technology Conference, US, New York,
IEEE, Bd. CONF. 45, 1995, pp.624-628, XP000551609
ISBN: 0-7803-2743-8, P. JUng et al. にはＳＵＢ−Ｍ
ＡＰＳＳＥデコーダが開示されており、このデコーダで
は第２の信頼性情報を面倒なやり方で検出される。本発
明の課題は、符号化され伝送されたシンボルに対する第
２の信頼性情報を、畳み込みデコーダの出力側で形成す
るための方法を提供することである。とりわけ本発明の
方法は、畳み込みコードのコスト的に有利なデコーディ
ングをイコライザとターボデコーダとの組合せからなる
受信器構造において可能にするものである。さらに本発
明は、次のような畳み込みデコーダを提供することを目
的とする。すなわち、この畳み込みデコーダは第２の信
頼性情報を、符号化され伝送されたシンボルに対して生
成し、とりわ前記の組合せ受信器構造を実現するために
使用することができる畳み込みデコーダを提供すること
を目的とする。この課題は、請求項１記載の本発明の構
成、および請求項６記載の構成によって解決される。本
発明によれば第２の信頼性情報が実質的に、第１の信頼
性情報のコード依存積項の最大値の検出により求められ
る。この手段は特に有利である。なぜなら、すでに検出
された第１の信頼性情報だけを第２の信頼性情報の計算
のために使用すればよいからである。このことが符号化
されたシンボルの特性によって可能であれば、符号化さ
れないシンボルについての（特別のコードに依存する）
和として示されれる。第１の信頼性情報を基本的に任意
のアルゴリズム、例えばＭＡＰアルゴリズムに従って計
算することができる。第１の信頼性情報のコスト的に有
利な計算は請求項２により達成される。非符号化シンボ
ルのシーケンスについてアプリオリ知識があれば、これ
を有利には第１および／または第２の信頼性情報の検出
に使用することができる。前記の方法の１つにしたがっ
て動作する畳み込みデコーダは請求項５に記載されてい
る。
【０００３】第１の信頼性情報に対する第１の出力側、
および第２の信頼性情報に対する第２の出力側の他に、
畳み込みデコーダは有利には第３の出力側を有し、この
第３の出力側には各非符号化シンボルに対して「ハード
な」、すなわちシンボルストック（２進の場合は０，
１）に含まれる推定値が生成される。第２の信頼性情報
の生成が計算コスト的に有利であることから、本発明の
畳み込みデコーダは有利にターボデコーダに使用するこ
とができる。このターボデコーダは組み合わされた信頼
性情報を生成し、この情報は第１および第２の畳み込み
デコーダの第２の信頼性情報から形成される。「ターボ
イコライザ」を実現するために、この種のターボデコー
ダはイコライザと次のように帰還結合的にインターリー
ブされる。すなわち、組み合わされた信頼性情報がイコ
ライザの入力側に供給されるようにインターリーブされ
る。組み合わされた信頼性情報の計算が本発明により簡
素化されたから、「ターボイコライザ」が可能になり、
その実際的適用に対する計算コストは十分に小さい。本
発明のさらなる利点は従属請求項に記載されている。本
発明を以下、図面を参照し、実施例に基づいて詳細に説
明する。図１は、ターボコードを形成するためのターボ
コーダのブロック回路図である。図２は、図１のＲＳＣ
畳み込みコーダのブロック回路図である。図２ａは、非
再帰的畳み込みコーダのブロック回路図である。図３
は、本発明の畳み込みデコーダのブロック回路図であ
る。図４は、図３に示された畳み込みデコーダに使用さ
れるターボデコーダのブロック回路図である。図５は、
イコライザと、図４のターボデコーダとの組合せからな
る本発明の反復的受信器構造のブロック回路図である。
本発明の畳み込みデコーダ（図３）を説明する前に、本
発明をよりよく理解するために、まず図１に基づいてタ
ーボコードに対するターボコーダＴＣＯＤを説明する。
ターボコーダＴＣＯＤは２つの同じ再帰的システマチッ
ク畳み込みコーダＲＳＣ１とＲＳＣ２を有する。これら
はコーダ技術でＲＳＣ（Recursive SystematicConvolut
ional-）コーダとして公知である。第２の畳み込みコー
ダＲＳＣ２には入力側にターボコードインターリーブ装
置ＩＬが前置接続されており、２つの畳み込みコーダＲ
ＳＣ１とＲＳＣ２の出力側はそれぞれドット発生器ＰＫ
Ｔ１ないしＰＫＴ２を介してマルチプレクサＭＵＸと接
続されている。 Ｕ＝（ｕ１，...ｕN） により、非符号化シンボルのシーケンスがターボコーダ
ＴＣＯＤの入力側に示されている。シーケンスＵは有限
数Ｎのシンボルからなり、このシンボルを以下、簡単に
示すためビットにより識別する。すなわち全てのｎ＝
１，２，...，Ｎに対してｕn＝０または１である。以
下、Ｕを入力シーケンス、Ｎを入力シーケンスのブロッ
クサイズと称する。２つのＲＳＣ畳み込み符号化された
ＲＳＣ１とＲＳＣ２により冗長性が形成され、この冗長
性はそれぞれＮの２進項を有する冗長的部分シーケンス
Ｒ１とＲ２により表される。 Ｒ１＝（ｒ1,1,...,ｒ1,N） Ｒ２＝（ｒ2,1,...,ｒ2,N） （２） 冗長的部分シーケンスＲ１とＲ２はドット発生器ＰＫＴ
１ないしＰＫＴ２によてドット化され、入力シーケンス
Ｕ並びにドット化されたシーケンスＲ１とＲ２がマルチ
プレクサに供給される。このマルチプレクサはその出力
側に出力シーケンス Ｃ＝（ｃi,...,ｃk） （３） を形成する。この出力シーケンスは、Ｋ個の符号化され
た２進シンボルを含む。比Ｒc＝Ｎ／Ｋはコードレート
Ｒcと称され、ターボコーダで付加された冗長性に対す
る尺度である。以下、コードレートＲc＝１／２のター
ボコードについて考察する。従って出力シーケンスＣ
は、入力シーケンスＵの２倍の数のビットを有する。ブ
ロックサイズＮが偶数であれば、ドット発生器ＰＫＴ１
とＰＫＴ２、およびマルチプレクサＭＵＸは出力シーケ
ンスＣを例えば次の規則に従って形成する。 ｃ1n-1＝ｕn ｎ＝１,..,Ｎ ｃ4n-2＝ｒ1,2n-1 ｎ＝１,...,Ｎ／２ ｃ4n＝ｒ2,2n ｎ＝１,...,Ｎ／２ （４） Ｎ＝４に対してはターボコーダＴＣＯＤの出力シーケン
スＣが次の形態で得られる。 Ｃ＝（ｕ1,ｒ1,1，ｕ2，ｒ2,2，ｕ3，ｒ1,3，ｕ4，ｒ2,4） （５） 図１に示されたターボコーダＴＣＯＤでは、入力シーケ
ンスＵ＝（ｕ1,...,ｕN）が、符号化された出力シーケ
ンスＣに完全に含まれている（式５参照）。この特性を
有するコードはシステマチックコードと称される。出力
シーケンスＣの残りのＮのシンボルは冗長的であり、交
互に冗長的部分シーケンスＲ１とＲ２に由来する。これ
らの冗長性は冗長的シーケンスＲ Ｒ＝（ｒ1,....,ｒN） （６） にまとめることができる。上記の例に対してはｒ1＝ｒ
1,1、ｒ2＝ｒ2,2、ｒ3＝ｒ1,3、ｒ4＝ｒ2,4が当てはま
る。Ｋ＝２Ｎ項を有する出力シーケンスＣはまた交互に
入力シーケンスＵのＮ項と冗長的シーケンスＲのＮ項に
より形成される。出力シーケンスＣは図示していない
が、引き続きブロックインターリーブされ、適切なデー
タパケット（バースト）に分割され、変調され、送信増
幅器で増幅され、放射される。図２には、ＲＳＣコーダ
のブロック回路図が示されている。このコーダは図１の
ＲＳＣ１および／またはＲＳＣ２に対して使用すること
ができる。ＲＳＣコーダＲＳＣ１は入力側に第１の加算
器ＡＤＤ１と、この加算器ＡＤＤ１に後置接続されたシ
フトレジスタを有する。シフトレジスタは４つのセルＴ
からなる。冗長的部分シーケンスＲ１は第２の加算器Ａ
ＤＤ２により形成される。この第２の加算器はシフトレ
ジスタの入力値と出力値を加算する。所定の時点でＲＳ
ＣコーダＲＳＣ１の出力側に存在する冗長的部分シーケ
ンスＲ１の冗長的ビットｒ1,nは、符号化されないシン
ボルのシーケンスＵの瞬時の入力ビットｕn、並びにシ
フトレジスタの状態に依存することは明らかである。シ
フトレジスタの状態はさらに最後の４つの入力ビットに
依存する。回帰深度ＬとしてＡＤＤ１で結合のために使
用される２進符号（シンボル）の数が示されており、こ
れはここでは５である。冗長的部分シーケンスＲ１を符
号化されないシンボルのシーケンスＵから形成すること
は、図２に基づいて直接行われる。ターボコーダＴＣＯ
Ｄの出力シーケンスＣは次に式４から行われる。択一的
にＲ１（ないしはＣ）を検出するために、符号化技術で
はトレリスダイアグラムと称される、ＲＳＣ１（ないし
はＴＣＯＤ）コーダの状態ダイアグラムを使用すること
ができる。ＲＳＣ１コーダのトレリスダイアグラムは４
つのセルのシフトレジスタを備えており、ＭT＝２４の
ノードを有している。このノードはシフトレジスタの可
能な状態に相応する。（任意の）第１の状態ｍ（この状
態は入力ビット（ｕ＝０または１）の入力により第２の
状態ｍ’に移行する）は第２の状態と、トレリスダイア
グラムで接続ラインによって接続されている。各冗長的
部分シーケンスＲ１は、ＲＳＣ１コーダのトレリスダイ
アグラムによる接続ラインに沿った所定の経路に相応す
る。コーダの状態を表すためのトレリスダイアグラムは
公知であり、ここでは詳細に説明しない。図３は、本発
明による畳み込みコーダＤＥＣを概略的に示す。まず、
ＤＥＣの入力と出力を説明する：ＤＥＣの第１の入力側
Ｉ１には受信シーケンス Ｅ＝（ｅ1,....,ｅk） （７） が印加される。この受信シーケンスは、Ｋ個の複素サン
プリング値からなり、これらのサンプリング値は出力シ
ーケンスＣの符号化シンボルｃ1からｃKの、障害を受け
ていないバージョンである。出力シーケンスＣの構造に
相応して、受信シーケンスＥはシステマチックな受信シ
ーケンス Ｘ＝（ｘ1,....,ｘN） （８） を有する。この受信シーケンスはシーケンスＵの、障害
を受けていないシステマチックな情報を含み、さらに冗
長的受信シーケンス Ｙ＝（ｙ1,....,ｙN） （９） を含む。この冗長的受信シーケンスは冗長的シーケンス
Ｒ（式６参照）の障害を受けていない冗長性を含む。式
５と式６により個々の値ｙnは交互に、第１のＲＳＣコ
ーダＲＳＣ１により形成された冗長性ｒ1,nと、第２の
ＲＳＣコーダＲＳＣ２により形成された冗長性ｒ2,nに
由来するから、Ｙもまた Ｙ＝（ｙ1,1、ｙ2,2、ｙ1,3、ｙ2,4,....） （１０） として、すなわちＹ＝Ｙ１＋Ｙ２の形態で２つの冗長的
受信部分シーケンスＹ１とＹ２により Ｙ１＝（ｙ1,1、０，ｙ1,3、０，...） （１０ａ） Ｙ２＝（０，ｙ2,2、０，ｙ2,4,...） （１０ｂ） 表すことができる。後で（図４）さらに詳細に説明する
ように、第１の入力側Ｉ１には全体受信シーケンスＥが
印加されるのではなく、適用事例に応じて例えばシーケ
ンスＸ、Ｙ１だけ、またはＸ、Ｙ２だけを印加すること
もできる。ＤＥＣの第２（オプション）の入力側Ｉ２に
は、シーケンスＬA（Ｕ）を印加することができる。こ
のシーケンスは、非符号化シンボルｕ1からｕNについて
のアプリオリ知識を含む。シーケンスＬA（Ｕ）は次の
ように表すことができる。 ＬA（Ｕ）＝（ＬA（ｕ1）,...,ＬA（ｕN））、ここで個
々の項は２進の場合、対数の形態で定義することができ
る。
および第２の信頼性情報に対する第２の出力側の他に、
畳み込みデコーダは有利には第３の出力側を有し、この
第３の出力側には各非符号化シンボルに対して「ハード
な」、すなわちシンボルストック（２進の場合は０，
１）に含まれる推定値が生成される。第２の信頼性情報
の生成が計算コスト的に有利であることから、本発明の
畳み込みデコーダは有利にターボデコーダに使用するこ
とができる。このターボデコーダは組み合わされた信頼
性情報を生成し、この情報は第１および第２の畳み込み
デコーダの第２の信頼性情報から形成される。「ターボ
イコライザ」を実現するために、この種のターボデコー
ダはイコライザと次のように帰還結合的にインターリー
ブされる。すなわち、組み合わされた信頼性情報がイコ
ライザの入力側に供給されるようにインターリーブされ
る。組み合わされた信頼性情報の計算が本発明により簡
素化されたから、「ターボイコライザ」が可能になり、
その実際的適用に対する計算コストは十分に小さい。本
発明のさらなる利点は従属請求項に記載されている。本
発明を以下、図面を参照し、実施例に基づいて詳細に説
明する。図１は、ターボコードを形成するためのターボ
コーダのブロック回路図である。図２は、図１のＲＳＣ
畳み込みコーダのブロック回路図である。図２ａは、非
再帰的畳み込みコーダのブロック回路図である。図３
は、本発明の畳み込みデコーダのブロック回路図であ
る。図４は、図３に示された畳み込みデコーダに使用さ
れるターボデコーダのブロック回路図である。図５は、
イコライザと、図４のターボデコーダとの組合せからな
る本発明の反復的受信器構造のブロック回路図である。
本発明の畳み込みデコーダ（図３）を説明する前に、本
発明をよりよく理解するために、まず図１に基づいてタ
ーボコードに対するターボコーダＴＣＯＤを説明する。
ターボコーダＴＣＯＤは２つの同じ再帰的システマチッ
ク畳み込みコーダＲＳＣ１とＲＳＣ２を有する。これら
はコーダ技術でＲＳＣ（Recursive SystematicConvolut
ional-）コーダとして公知である。第２の畳み込みコー
ダＲＳＣ２には入力側にターボコードインターリーブ装
置ＩＬが前置接続されており、２つの畳み込みコーダＲ
ＳＣ１とＲＳＣ２の出力側はそれぞれドット発生器ＰＫ
Ｔ１ないしＰＫＴ２を介してマルチプレクサＭＵＸと接
続されている。 Ｕ＝（ｕ１，...ｕN） により、非符号化シンボルのシーケンスがターボコーダ
ＴＣＯＤの入力側に示されている。シーケンスＵは有限
数Ｎのシンボルからなり、このシンボルを以下、簡単に
示すためビットにより識別する。すなわち全てのｎ＝
１，２，...，Ｎに対してｕn＝０または１である。以
下、Ｕを入力シーケンス、Ｎを入力シーケンスのブロッ
クサイズと称する。２つのＲＳＣ畳み込み符号化された
ＲＳＣ１とＲＳＣ２により冗長性が形成され、この冗長
性はそれぞれＮの２進項を有する冗長的部分シーケンス
Ｒ１とＲ２により表される。 Ｒ１＝（ｒ1,1,...,ｒ1,N） Ｒ２＝（ｒ2,1,...,ｒ2,N） （２） 冗長的部分シーケンスＲ１とＲ２はドット発生器ＰＫＴ
１ないしＰＫＴ２によてドット化され、入力シーケンス
Ｕ並びにドット化されたシーケンスＲ１とＲ２がマルチ
プレクサに供給される。このマルチプレクサはその出力
側に出力シーケンス Ｃ＝（ｃi,...,ｃk） （３） を形成する。この出力シーケンスは、Ｋ個の符号化され
た２進シンボルを含む。比Ｒc＝Ｎ／Ｋはコードレート
Ｒcと称され、ターボコーダで付加された冗長性に対す
る尺度である。以下、コードレートＲc＝１／２のター
ボコードについて考察する。従って出力シーケンスＣ
は、入力シーケンスＵの２倍の数のビットを有する。ブ
ロックサイズＮが偶数であれば、ドット発生器ＰＫＴ１
とＰＫＴ２、およびマルチプレクサＭＵＸは出力シーケ
ンスＣを例えば次の規則に従って形成する。 ｃ1n-1＝ｕn ｎ＝１,..,Ｎ ｃ4n-2＝ｒ1,2n-1 ｎ＝１,...,Ｎ／２ ｃ4n＝ｒ2,2n ｎ＝１,...,Ｎ／２ （４） Ｎ＝４に対してはターボコーダＴＣＯＤの出力シーケン
スＣが次の形態で得られる。 Ｃ＝（ｕ1,ｒ1,1，ｕ2，ｒ2,2，ｕ3，ｒ1,3，ｕ4，ｒ2,4） （５） 図１に示されたターボコーダＴＣＯＤでは、入力シーケ
ンスＵ＝（ｕ1,...,ｕN）が、符号化された出力シーケ
ンスＣに完全に含まれている（式５参照）。この特性を
有するコードはシステマチックコードと称される。出力
シーケンスＣの残りのＮのシンボルは冗長的であり、交
互に冗長的部分シーケンスＲ１とＲ２に由来する。これ
らの冗長性は冗長的シーケンスＲ Ｒ＝（ｒ1,....,ｒN） （６） にまとめることができる。上記の例に対してはｒ1＝ｒ
1,1、ｒ2＝ｒ2,2、ｒ3＝ｒ1,3、ｒ4＝ｒ2,4が当てはま
る。Ｋ＝２Ｎ項を有する出力シーケンスＣはまた交互に
入力シーケンスＵのＮ項と冗長的シーケンスＲのＮ項に
より形成される。出力シーケンスＣは図示していない
が、引き続きブロックインターリーブされ、適切なデー
タパケット（バースト）に分割され、変調され、送信増
幅器で増幅され、放射される。図２には、ＲＳＣコーダ
のブロック回路図が示されている。このコーダは図１の
ＲＳＣ１および／またはＲＳＣ２に対して使用すること
ができる。ＲＳＣコーダＲＳＣ１は入力側に第１の加算
器ＡＤＤ１と、この加算器ＡＤＤ１に後置接続されたシ
フトレジスタを有する。シフトレジスタは４つのセルＴ
からなる。冗長的部分シーケンスＲ１は第２の加算器Ａ
ＤＤ２により形成される。この第２の加算器はシフトレ
ジスタの入力値と出力値を加算する。所定の時点でＲＳ
ＣコーダＲＳＣ１の出力側に存在する冗長的部分シーケ
ンスＲ１の冗長的ビットｒ1,nは、符号化されないシン
ボルのシーケンスＵの瞬時の入力ビットｕn、並びにシ
フトレジスタの状態に依存することは明らかである。シ
フトレジスタの状態はさらに最後の４つの入力ビットに
依存する。回帰深度ＬとしてＡＤＤ１で結合のために使
用される２進符号（シンボル）の数が示されており、こ
れはここでは５である。冗長的部分シーケンスＲ１を符
号化されないシンボルのシーケンスＵから形成すること
は、図２に基づいて直接行われる。ターボコーダＴＣＯ
Ｄの出力シーケンスＣは次に式４から行われる。択一的
にＲ１（ないしはＣ）を検出するために、符号化技術で
はトレリスダイアグラムと称される、ＲＳＣ１（ないし
はＴＣＯＤ）コーダの状態ダイアグラムを使用すること
ができる。ＲＳＣ１コーダのトレリスダイアグラムは４
つのセルのシフトレジスタを備えており、ＭT＝２４の
ノードを有している。このノードはシフトレジスタの可
能な状態に相応する。（任意の）第１の状態ｍ（この状
態は入力ビット（ｕ＝０または１）の入力により第２の
状態ｍ’に移行する）は第２の状態と、トレリスダイア
グラムで接続ラインによって接続されている。各冗長的
部分シーケンスＲ１は、ＲＳＣ１コーダのトレリスダイ
アグラムによる接続ラインに沿った所定の経路に相応す
る。コーダの状態を表すためのトレリスダイアグラムは
公知であり、ここでは詳細に説明しない。図３は、本発
明による畳み込みコーダＤＥＣを概略的に示す。まず、
ＤＥＣの入力と出力を説明する：ＤＥＣの第１の入力側
Ｉ１には受信シーケンス Ｅ＝（ｅ1,....,ｅk） （７） が印加される。この受信シーケンスは、Ｋ個の複素サン
プリング値からなり、これらのサンプリング値は出力シ
ーケンスＣの符号化シンボルｃ1からｃKの、障害を受け
ていないバージョンである。出力シーケンスＣの構造に
相応して、受信シーケンスＥはシステマチックな受信シ
ーケンス Ｘ＝（ｘ1,....,ｘN） （８） を有する。この受信シーケンスはシーケンスＵの、障害
を受けていないシステマチックな情報を含み、さらに冗
長的受信シーケンス Ｙ＝（ｙ1,....,ｙN） （９） を含む。この冗長的受信シーケンスは冗長的シーケンス
Ｒ（式６参照）の障害を受けていない冗長性を含む。式
５と式６により個々の値ｙnは交互に、第１のＲＳＣコ
ーダＲＳＣ１により形成された冗長性ｒ1,nと、第２の
ＲＳＣコーダＲＳＣ２により形成された冗長性ｒ2,nに
由来するから、Ｙもまた Ｙ＝（ｙ1,1、ｙ2,2、ｙ1,3、ｙ2,4,....） （１０） として、すなわちＹ＝Ｙ１＋Ｙ２の形態で２つの冗長的
受信部分シーケンスＹ１とＹ２により Ｙ１＝（ｙ1,1、０，ｙ1,3、０，...） （１０ａ） Ｙ２＝（０，ｙ2,2、０，ｙ2,4,...） （１０ｂ） 表すことができる。後で（図４）さらに詳細に説明する
ように、第１の入力側Ｉ１には全体受信シーケンスＥが
印加されるのではなく、適用事例に応じて例えばシーケ
ンスＸ、Ｙ１だけ、またはＸ、Ｙ２だけを印加すること
もできる。ＤＥＣの第２（オプション）の入力側Ｉ２に
は、シーケンスＬA（Ｕ）を印加することができる。こ
のシーケンスは、非符号化シンボルｕ1からｕNについて
のアプリオリ知識を含む。シーケンスＬA（Ｕ）は次の
ように表すことができる。 ＬA（Ｕ）＝（ＬA（ｕ1）,...,ＬA（ｕN））、ここで個
々の項は２進の場合、対数の形態で定義することができ
る。
【数６】
Ｐ（ｕｎ＝１）とＰ（ｕｎ＝０）はここでは確率を表
し、ｕｎは１または０である。これら２つのイベントが
常に（すなわち全てのｎ＝１,...,Ｎに対して）同じ確
率であれば、例えばＬA（Ｕ）＝（０,...,０）が得られ
る。ＤＥＣの第１の出力側Ｏ１には第１の信頼性情報が
生成される。第１の信頼性情報により条件付き確率Ｐ
（ｕｎ＝１｜Ｅ）ないしＰ（（ｕｎ＝０｜Ｅ）が、受信
シーケンスＥが存在するという条件の下でシンボルｕｎ
が１または０である場合に対して示される。これらの条
件付き確率は「確率アプリオリ」である。なぜなら、
（検知された受信シーケンスＥの）到来するイベントか
ら、このイベントの基礎となる、符号化されていないｕ
1からｕNの確率が推定されるからである。２進の場合、
第１の信頼性情報はシーケンスΛＵとして、 ΛＵ＝（Λ（ｕ1）,....,Λ（ｕＮ） （１２） により表される。これはＮ個の複素項Λ（ｕn）ｎ＝
１,...,Ｎからなる。シーケンス項Λ（ｕｎ）は条件付
き確率の対数関係として表すことができ、
し、ｕｎは１または０である。これら２つのイベントが
常に（すなわち全てのｎ＝１,...,Ｎに対して）同じ確
率であれば、例えばＬA（Ｕ）＝（０,...,０）が得られ
る。ＤＥＣの第１の出力側Ｏ１には第１の信頼性情報が
生成される。第１の信頼性情報により条件付き確率Ｐ
（ｕｎ＝１｜Ｅ）ないしＰ（（ｕｎ＝０｜Ｅ）が、受信
シーケンスＥが存在するという条件の下でシンボルｕｎ
が１または０である場合に対して示される。これらの条
件付き確率は「確率アプリオリ」である。なぜなら、
（検知された受信シーケンスＥの）到来するイベントか
ら、このイベントの基礎となる、符号化されていないｕ
1からｕNの確率が推定されるからである。２進の場合、
第１の信頼性情報はシーケンスΛＵとして、 ΛＵ＝（Λ（ｕ1）,....,Λ（ｕＮ） （１２） により表される。これはＮ個の複素項Λ（ｕn）ｎ＝
１,...,Ｎからなる。シーケンス項Λ（ｕｎ）は条件付
き確率の対数関係として表すことができ、
【数７】
値の連続するアポステリオリ推定値として、入力シーケ
ンスＵの非符号化のデータシンボルｕ1からｕNに対して
まとめることができる。付加的に非符号化のシンボルｕ
1,...,ｕNについてのアプリオリ知識ＬA（Ｕ）が存在す
る場合には、これを条件付き確率Ｐ（ｕｎ＝１｜Ｅ，Ｌ
Ａ（Ｕ）ないしはＰ（ｕｎ＝０｜Ｅ，ＬＡ（Ｕ））に相
応して、第１の信頼性情報の計算に使用することができ
る。ＤＥＣの第２の出力側Ｏ２には第２の信頼性情報が
生成される。第２の信頼性情報により、条件付き確率Ｐ
（ｃｋ＝１｜Ｅ）ないしＰ（ｃｋ＝０｜Ｅ）が次の場合
に対して表される。すなわち、受信シーケンスＥが存在
するという条件の下で符号化シンボルｃｋが１ないしは
０である場合に対して表される。非符号化のシンボルｕ
１,...,ｕNについてのアプリオリ知識ＬＡ（Ｕ）が付加
的に存在する場合、相応の条件付き確率Ｐ（ｃｋ＝１｜
Ｅ，ＬＡ（Ｕ）ないしはＰ（ｃｋ＝０｜Ｅ，Ｌ
Ａ（Ｕ））を観察することもできる。２進の場合、第２
の信頼性情報は、第１の信頼性情報に類似してＫの複素
項Λ（ｃk）、ｋ＝１,...,ＫからなるシーケンスΛcと
して表すことができる。 Λc＝（Λ（ｃ1）,....,Λ（ｃk） （１４） シーケンス項Λ（ｃk）は、符号化されたデータシンボ
ルｃ1からｃkに対するアポステリオリ推定値である。こ
れらは前に説明した表記法では次のように表される。
ンスＵの非符号化のデータシンボルｕ1からｕNに対して
まとめることができる。付加的に非符号化のシンボルｕ
1,...,ｕNについてのアプリオリ知識ＬA（Ｕ）が存在す
る場合には、これを条件付き確率Ｐ（ｕｎ＝１｜Ｅ，Ｌ
Ａ（Ｕ）ないしはＰ（ｕｎ＝０｜Ｅ，ＬＡ（Ｕ））に相
応して、第１の信頼性情報の計算に使用することができ
る。ＤＥＣの第２の出力側Ｏ２には第２の信頼性情報が
生成される。第２の信頼性情報により、条件付き確率Ｐ
（ｃｋ＝１｜Ｅ）ないしＰ（ｃｋ＝０｜Ｅ）が次の場合
に対して表される。すなわち、受信シーケンスＥが存在
するという条件の下で符号化シンボルｃｋが１ないしは
０である場合に対して表される。非符号化のシンボルｕ
１,...,ｕNについてのアプリオリ知識ＬＡ（Ｕ）が付加
的に存在する場合、相応の条件付き確率Ｐ（ｃｋ＝１｜
Ｅ，ＬＡ（Ｕ）ないしはＰ（ｃｋ＝０｜Ｅ，Ｌ
Ａ（Ｕ））を観察することもできる。２進の場合、第２
の信頼性情報は、第１の信頼性情報に類似してＫの複素
項Λ（ｃk）、ｋ＝１,...,ＫからなるシーケンスΛcと
して表すことができる。 Λc＝（Λ（ｃ1）,....,Λ（ｃk） （１４） シーケンス項Λ（ｃk）は、符号化されたデータシンボ
ルｃ1からｃkに対するアポステリオリ推定値である。こ
れらは前に説明した表記法では次のように表される。
【数８】
すでに述べたように、受信シーケンスＥの代わりに単に
受信部分シーケンス（例えばＸとＹ１）をＤＥＣの第１
の入力側Ｉ１に印加することも可能である。この場合、
上記式中、受信シーケンスＥは相応の部分シーケンス
（ＸとＹ１）により置換される。さらに第２の信頼性情
報は、ｃkの全てのＫ項に対して計算する必要はないこ
とを述べておく。システマチックコードの場合、第２の
信頼性情報は例えば最大で、Ｃに含まれる冗長性Ｒ（Ｎ
項）に対して、すなわちΛ（ｒn）に対して検出すれば
良い。さらに第１と第２の信頼性情報（２進の場合で
も）は必ずしもここに使用された確率の対数関係（いわ
ゆるＬＬＲ（ログ尤度比）表示）でＤＥＣの出力側Ｏ１
とＯ２に生成する必要はない。
受信部分シーケンス（例えばＸとＹ１）をＤＥＣの第１
の入力側Ｉ１に印加することも可能である。この場合、
上記式中、受信シーケンスＥは相応の部分シーケンス
（ＸとＹ１）により置換される。さらに第２の信頼性情
報は、ｃkの全てのＫ項に対して計算する必要はないこ
とを述べておく。システマチックコードの場合、第２の
信頼性情報は例えば最大で、Ｃに含まれる冗長性Ｒ（Ｎ
項）に対して、すなわちΛ（ｒn）に対して検出すれば
良い。さらに第１と第２の信頼性情報（２進の場合で
も）は必ずしもここに使用された確率の対数関係（いわ
ゆるＬＬＲ（ログ尤度比）表示）でＤＥＣの出力側Ｏ１
とＯ２に生成する必要はない。
【数９】
【数１０】
が元の入力シーケンスＵの値ｕnに対して出力すること
ができる。デコーディングに対しては、どの計算規則に
従って第１ΛＵと第２ΛＣの信頼性情報が形成されるか
が決定される。以下、第１ΛＵと第２ΛＣの信頼性情報
に対する本発明の計算規則を説明する。まず畳み込みコ
ーダＤＥＣで通常のようにメトリックインクリメント
ができる。デコーディングに対しては、どの計算規則に
従って第１ΛＵと第２ΛＣの信頼性情報が形成されるか
が決定される。以下、第１ΛＵと第２ΛＣの信頼性情報
に対する本発明の計算規則を説明する。まず畳み込みコ
ーダＤＥＣで通常のようにメトリックインクリメント
【数１１】
が、トレリスダイアグラムで接続ラインにより接続され
た状態ｍとｍ’との間で計算される。ここでｎは時点を
表し、ｉはコーダの入力シーケンスＵのビットの値（０
または１）を表す。すなわちｕn＝ｉである。
た状態ｍとｍ’との間で計算される。ここでｎは時点を
表し、ｉはコーダの入力シーケンスＵのビットの値（０
または１）を表す。すなわちｕn＝ｉである。
【数１２】
【数１３】
ここでσ２はガウスノイズの分散であり、ａnはｅnの実
振幅であり、σ２ Ｌは外部情報ＬA（ｕn）の分散であ
り、ｉは仮説的非符号化情報（すなわち０または１）で
あり、ｒ1,nは式（２）で定義され、形成された第１の
コーダの冗長性であり、ｙ1,nは式（１０ａ）による相
応の障害を受けずに受信された冗長性である。さらに先
行性再帰値
振幅であり、σ２ Ｌは外部情報ＬA（ｕn）の分散であ
り、ｉは仮説的非符号化情報（すなわち０または１）で
あり、ｒ1,nは式（２）で定義され、形成された第１の
コーダの冗長性であり、ｙ1,nは式（１０ａ）による相
応の障害を受けずに受信された冗長性である。さらに先
行性再帰値
【数１４】
と逆行性再帰値
【数１５】
が計算される。ここでｍ’ｍは全てのｍ’を含んでお
り、これはトレリスダイアグラムでのｍの先行値（状
態）であり、ｍ’⊃ｍは全てのｍ’を含んでおり、これ
はトレリスダイアグラムでのｍの後続値（状態）であ
る。続いて推定値が第１の信頼性情報に対して計算され
る。
り、これはトレリスダイアグラムでのｍの先行値（状
態）であり、ｍ’⊃ｍは全てのｍ’を含んでおり、これ
はトレリスダイアグラムでのｍの後続値（状態）であ
る。続いて推定値が第１の信頼性情報に対して計算され
る。
【数１６】
ここで短縮符号ｍ⇔ｍ’は全ての状態ｍ、ｍ’の集合を
会わし、これらはトレリスダイアグラムで有効な移行に
所属する。次に、第２の信頼性情報Λcに対する推定値
の計算について説明する：ここで考察するシステマチッ
クコードでは、符号化シンボルの出力シーケンスＣが
（変化しない）入力シーケンスＵと「分散された」冗長
シーケンスＲから統合されるから、Λcの計算のために
はそこに含まれる第２の信頼性情報ΛR（（Λ（ｒ
1）,...,Λ（ｒN））のシーケンスの計算で十分であ
る。
会わし、これらはトレリスダイアグラムで有効な移行に
所属する。次に、第２の信頼性情報Λcに対する推定値
の計算について説明する：ここで考察するシステマチッ
クコードでは、符号化シンボルの出力シーケンスＣが
（変化しない）入力シーケンスＵと「分散された」冗長
シーケンスＲから統合されるから、Λcの計算のために
はそこに含まれる第２の信頼性情報ΛR（（Λ（ｒ
1）,...,Λ（ｒN））のシーケンスの計算で十分であ
る。
【０００４】第２の信頼性情報ΛＲに対する推定値の計
算は単なる例であり、本発明に含まれるものではない
が、次のように実行することができる：
算は単なる例であり、本発明に含まれるものではない
が、次のように実行することができる：
【数４】
ここでｒnは時点ｎで（すなわちｕnにより）形成され
た、出力シーケンスＣにおける冗長ビットである。本発
明に従い、第２の信頼性情報が次の計算規則に従って検
出される。
た、出力シーケンスＣにおける冗長ビットである。本発
明に従い、第２の信頼性情報が次の計算規則に従って検
出される。
【数５】
【０００５】この計算規則は、符号化された（冗長的）
ビットｒnは常にＬ個の符号化されないビットｕn、ｕn-
1,...,ｕn-L+1についての和を表すことことが基本であ
る。従って第２の信頼性情報は式（２２）によってだ
け、第１の信頼性情報の積項から計算される。ここでＲ
ＰＴは全ての「関連の積項」の集合を表し、これら積項
は選択されたコードに依存する。次に集合ＲＰＴを例と
して２つの特別のコードに対して説明する。図２ａに示
された（非再帰的）コーダによって、回帰深度Ｌ＝５の
非再帰的コードが形成される。このコードに関しては、
第２の信頼性情報が次式により検出される。
ビットｒnは常にＬ個の符号化されないビットｕn、ｕn-
1,...,ｕn-L+1についての和を表すことことが基本であ
る。従って第２の信頼性情報は式（２２）によってだ
け、第１の信頼性情報の積項から計算される。ここでＲ
ＰＴは全ての「関連の積項」の集合を表し、これら積項
は選択されたコードに依存する。次に集合ＲＰＴを例と
して２つの特別のコードに対して説明する。図２ａに示
された（非再帰的）コーダによって、回帰深度Ｌ＝５の
非再帰的コードが形成される。このコードに関しては、
第２の信頼性情報が次式により検出される。
【数１９】
すなわち、関連の積項の集合ＲＰＴはここでは、第１の
信頼性情報のＬ番目の項と（Ｌ−４）番目の項を含む。
なぜなら符号化されたビットｒnは符号化されないビッ
トｕnとｕn-4の和として表されるからである。図２に示
された再帰的畳み込みコードＲＳＣ１に対して（回帰深
度は同様にＬ＝５）は第２の信頼性情報が再帰的に次式
により検出される。
信頼性情報のＬ番目の項と（Ｌ−４）番目の項を含む。
なぜなら符号化されたビットｒnは符号化されないビッ
トｕnとｕn-4の和として表されるからである。図２に示
された再帰的畳み込みコードＲＳＣ１に対して（回帰深
度は同様にＬ＝５）は第２の信頼性情報が再帰的に次式
により検出される。
【数２０】
再帰規則は
【数２１】
である。なぜなら、符号化ビッットｒn（式（２）の記
述法のビットｒ1,nに相応する）はシフトレジスタの状
態ａnとａn-4の和として表されるからである。図４は、
ターボデコーダＴＤＥＣのブロック図を示す。このター
ボデコーダは本発明による２つの畳み込みデコーダＤＥ
Ｃ１、ＤＥＣ２を有する。デマルチプレクサＤＭＵＸで
は、受信シーケンスＥが個々の受信シーケンスＸ（シス
テマチック情報）、Ｙ１（ＲＳＣ１の冗長性）およびＹ
２（ＲＳＣ２の冗長性）に分離される。シーケンスＸと
Ｙ１は、第１の畳み込みデコーダＤＥＣ１の第１の入力
側Ｉ１に供給される。畳み込みデコーダＤＥＣ１は実質
的に、図３に示した畳み込みデコーダＤＥＣに相当す
る。ここで第１の入力側Ｉ１は前置接続されたデマルチ
プレクサＤＭＵＸに基づき、全受信シーケンスＥではな
く、（すでに分離された）部分シーケンスＸとＹ１だけ
を受信する。第１の畳み込みデコーダＤＥＣ１の第２の
入力側には外部情報ＬA（Ｕ）が印加される。この外部
情報は専ら受信シーケンスＵに依存しており、第１の信
頼性情報に由来する。この第１の信頼性情報は第２の畳
み込みデコーダＤＥＣ２から出力される。
述法のビットｒ1,nに相応する）はシフトレジスタの状
態ａnとａn-4の和として表されるからである。図４は、
ターボデコーダＴＤＥＣのブロック図を示す。このター
ボデコーダは本発明による２つの畳み込みデコーダＤＥ
Ｃ１、ＤＥＣ２を有する。デマルチプレクサＤＭＵＸで
は、受信シーケンスＥが個々の受信シーケンスＸ（シス
テマチック情報）、Ｙ１（ＲＳＣ１の冗長性）およびＹ
２（ＲＳＣ２の冗長性）に分離される。シーケンスＸと
Ｙ１は、第１の畳み込みデコーダＤＥＣ１の第１の入力
側Ｉ１に供給される。畳み込みデコーダＤＥＣ１は実質
的に、図３に示した畳み込みデコーダＤＥＣに相当す
る。ここで第１の入力側Ｉ１は前置接続されたデマルチ
プレクサＤＭＵＸに基づき、全受信シーケンスＥではな
く、（すでに分離された）部分シーケンスＸとＹ１だけ
を受信する。第１の畳み込みデコーダＤＥＣ１の第２の
入力側には外部情報ＬA（Ｕ）が印加される。この外部
情報は専ら受信シーケンスＵに依存しており、第１の信
頼性情報に由来する。この第１の信頼性情報は第２の畳
み込みデコーダＤＥＣ２から出力される。
【０００６】第１の畳み込みデコーダＤＥＣ１により形
成され、例えば式２０に従い計算された第１の信頼性情
報はΛ１Uにより示されており、ＤＥＣ１の第１の出力
側Ｏ１に生成される。第１の畳み込みデコーダＤＥＣ１
により形成された第２の信頼性情報はΛ１Cにより示さ
れており、本発明により式２２（ないしは式２２ａ，
ｂ）により計算され、ＤＥＣ１の第２の出力側に生成さ
れる。第１の信頼性情報Λ１Uは、加算器ＡＤ１とイン
ターリーブ装置ＩＬ１を介して、第２の畳み込みデコー
ダＤＥＣ２の第２の入力側に外部情報として入力され
る。加算器ＡＤ１の他方の反転加算入力側はＬA（Ｕ）
と接続されている。第２のデコーダＤＥＣ２の第１の入
力側Ｉ１には、受信冗長性部分シーケンスＹ２、並びに
場合により前もってインターリーブ装置ＩＬ２でインタ
ーリーブされたシステマチックな受信シーケンスＸが印
加される。第２の畳み込みデコーダＤＥＣ２により形成
された第１の信頼性情報はΛ２Uにより示されている。
この第１の信頼性情報は例えば式２０に従って計算さ
れ、ＤＥＣ２の第１の出力側Ｏ１に生成される。第２の
畳み込みデコーダＤＥＣ２により形成された第２の信頼
性情報はΛ２Cにより示されており、本発明により式２
２（ないしは式２２ａ，ｂ）により計算され、ＤＥＣ２
の第２の出力側Ｏ２に生成される。
成され、例えば式２０に従い計算された第１の信頼性情
報はΛ１Uにより示されており、ＤＥＣ１の第１の出力
側Ｏ１に生成される。第１の畳み込みデコーダＤＥＣ１
により形成された第２の信頼性情報はΛ１Cにより示さ
れており、本発明により式２２（ないしは式２２ａ，
ｂ）により計算され、ＤＥＣ１の第２の出力側に生成さ
れる。第１の信頼性情報Λ１Uは、加算器ＡＤ１とイン
ターリーブ装置ＩＬ１を介して、第２の畳み込みデコー
ダＤＥＣ２の第２の入力側に外部情報として入力され
る。加算器ＡＤ１の他方の反転加算入力側はＬA（Ｕ）
と接続されている。第２のデコーダＤＥＣ２の第１の入
力側Ｉ１には、受信冗長性部分シーケンスＹ２、並びに
場合により前もってインターリーブ装置ＩＬ２でインタ
ーリーブされたシステマチックな受信シーケンスＸが印
加される。第２の畳み込みデコーダＤＥＣ２により形成
された第１の信頼性情報はΛ２Uにより示されている。
この第１の信頼性情報は例えば式２０に従って計算さ
れ、ＤＥＣ２の第１の出力側Ｏ１に生成される。第２の
畳み込みデコーダＤＥＣ２により形成された第２の信頼
性情報はΛ２Cにより示されており、本発明により式２
２（ないしは式２２ａ，ｂ）により計算され、ＤＥＣ２
の第２の出力側Ｏ２に生成される。
【０００７】ＤＥＣ２の第１の信頼性情報Λ２Uは加算
器ＡＤ２に入力される。この加算器の他方の反転入力側
は第２の畳み込みデコーダＤＥＣ２の第２の入力側Ｉ２
と接続されている。出力側で加算器ＡＤ２はデインター
リーブ装置ＤＩＬ１と接続されている。このデインター
リーブ装置の出力側はすでに述べた外部情報ＬA（Ｕ）
を第１の畳み込みデコーダＤＥＣ１に対して生成する。
器ＡＤ２に入力される。この加算器の他方の反転入力側
は第２の畳み込みデコーダＤＥＣ２の第２の入力側Ｉ２
と接続されている。出力側で加算器ＡＤ２はデインター
リーブ装置ＤＩＬ１と接続されている。このデインター
リーブ装置の出力側はすでに述べた外部情報ＬA（Ｕ）
を第１の畳み込みデコーダＤＥＣ１に対して生成する。
【数２２】
本発明により検出された２つの信頼性情報Λ１CとΛ２C
は、組み合わされた信頼性情報を外部データＥＤから検
出するために使用される。この外部データは「ターボイ
コライジング」を可能にするため必要である。ターボイ
コライジングは、イコライザを図４に示されたターボデ
コーダＴＤＥＣとインターリーブ組合せすることにより
達成される（図５参照）。ＥＤを検出するために、ＬA
（Ｕ）、Λ１CおよびΛ２Cがそれぞれ加算器ＡＤ３、Ａ
Ｄ４ないしはＡＤ５に供給され、それらのそれぞれ他方
の反転入力側はＸ、Ｙ１ないしはＹ２と接続されてい
る。加算器ＡＤ３，ＡＤ４およびＡＤ５の出力側は論理
段Ｃで適切に組み合わされ、ここで外部データＥＤが形
成される。
は、組み合わされた信頼性情報を外部データＥＤから検
出するために使用される。この外部データは「ターボイ
コライジング」を可能にするため必要である。ターボイ
コライジングは、イコライザを図４に示されたターボデ
コーダＴＤＥＣとインターリーブ組合せすることにより
達成される（図５参照）。ＥＤを検出するために、ＬA
（Ｕ）、Λ１CおよびΛ２Cがそれぞれ加算器ＡＤ３、Ａ
Ｄ４ないしはＡＤ５に供給され、それらのそれぞれ他方
の反転入力側はＸ、Ｙ１ないしはＹ２と接続されてい
る。加算器ＡＤ３，ＡＤ４およびＡＤ５の出力側は論理
段Ｃで適切に組み合わされ、ここで外部データＥＤが形
成される。
【数２３】
イコライザＥＱＵから出力されたデータは加算器ＡＤ６
の第１の入力側に供給される。この加算器の出力側はブ
ロック・デインターリーブ装置ＢＤＩＬの入力側と接続
されている。ブロック・デインターリーブ装置の出力側
には出力シーケンスＣの復元されたシンボル、すなわち
受信シーケンスＥが印加される。これは前に説明しよう
に、ターボデコーダＴＤＥＣに供給される。ターボデコ
ーダにより形成された外部データＥＤはブロックインタ
ーリーブ装置ＢＩＬを介して加算器ＡＤ６の第２の入力
側、並びに外部情報に対して定められたイコライザＥＱ
Ｕの入力側に帰還結合される。第２の信頼性情報の計算
の際の計算コストが小さいことから、反復的イコライジ
ングを許容できる時間内で実行することができる。 ［図面の簡単な説明］
の第１の入力側に供給される。この加算器の出力側はブ
ロック・デインターリーブ装置ＢＤＩＬの入力側と接続
されている。ブロック・デインターリーブ装置の出力側
には出力シーケンスＣの復元されたシンボル、すなわち
受信シーケンスＥが印加される。これは前に説明しよう
に、ターボデコーダＴＤＥＣに供給される。ターボデコ
ーダにより形成された外部データＥＤはブロックインタ
ーリーブ装置ＢＩＬを介して加算器ＡＤ６の第２の入力
側、並びに外部情報に対して定められたイコライザＥＱ
Ｕの入力側に帰還結合される。第２の信頼性情報の計算
の際の計算コストが小さいことから、反復的イコライジ
ングを許容できる時間内で実行することができる。 ［図面の簡単な説明］
【図１】図１は、ターボコードを形成するためのターボ
コーダのブロック回路図である。
コーダのブロック回路図である。
【図２】図２は、図１のＲＳＣ畳み込みコーダのブロッ
ク回路図であり、図２ａは、非再帰的畳み込みコーダの
ブロック回路図である。
ク回路図であり、図２ａは、非再帰的畳み込みコーダの
ブロック回路図である。
【図３】図３は、本発明の畳み込みデコーダのブロック
回路図である。
回路図である。
【図４】図４は、図３に示された畳み込みデコーダに使
用されるターボデコーダのブロック回路図である。
用されるターボデコーダのブロック回路図である。
【図５】図５は、イコライザと、図４のターボデコーダ
との組合せからなる本発明の反復的受信器構造のブロッ
ク回路図である。
との組合せからなる本発明の反復的受信器構造のブロッ
ク回路図である。
Ｕ 入力シーケンス
Ｃ 出力シーケンス
ＴＣＯＤ ターボコーダ
ＩＬ インターリーブ装置
ＲＳＣ１／２ ＲＳＣコーダ
ＰＫＴ１／２ ドット発生器
ＭＵＸ マルチプレクサ
ＡＤＤ１／２ 加算器
Ｔ シフトレジスタのセル
Ｉ１ 第１の入力側
Ｉ２ 第２の入力側
Ｏ１ 第１の出力側
Ｏ２ 第２の出力側
Ｏ３ 第２の出力側
ＤＥＣ 畳み込みデコーダ
ＬA（Ｕ） Ｕについてのアプリオリ知識
ΛＵ 第１の信頼性情報
ΛＣ 第２の信頼性情報
ＴＤＥＣ ターボデコーダ
ＤＭＵＸ デマルチプレクサ
ＤＥＣ１／２ 畳み込みデコーダ
ＩＬ１／２ インターリーブ装置
ＤＩＬ１／２ デインターリーブ装置
ＡＤ１〜６ 加算器
ＴＬ 閾値論理回路
Ｃ 結合論理回路
ＴＥＱＵ ターボイコライザ
ＥＱＵ イコライザ
ＢＩＬ ブロック・インターリーブ装置
ＢＤＩＬ ブロック・デインターリーブ装置
ＥＤ 外部データ
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(72)発明者 ヨルク プレヒンガー
ドイツ連邦共和国 ミュンヘン ヴェス
ターミュールシュトラーセ 16
(72)発明者 ペーター シュミット
ドイツ連邦共和国 エアポルツハイム
バーンホーフシュトラーセ 32
(56)参考文献 特開2000−165258（ＪＰ，Ａ)
特開2000−183758（ＪＰ，Ａ)
山口和彦、今井秀樹，シャノン限界に
迫る新しい符号化方式「ターボ符号」,
日経エレクトロニクス，日本，1998年
７月13日，第721号，ｐ．163−177
(58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名)
H03M 13/00
H04L 1/00
Claims (8)
- 【請求項１】 畳み込みコードをデコーディングする方
法であって、 該畳み込みコードには符号化プロセスが基礎となってお
り、 当該符号化プロセスでは、符号化されないシンボル（ｕ
1,ｕ2,...,ｕN）のシーケンス（Ｕ）から冗長性（Ｒ
１，Ｒ２；Ｒ）の追加によって符号化されたシンボル
（ｃ1,ｃ2,...,ｃK）が形成され、 次のステップを有し、 受信され符号化されたシンボル（ｅ1,ｅ2,...,ｅK）の
シーケンス（Ｅ）を受け取るステップ； 第１の信頼性情報（ΛＵ（ｕn））を各非符号化シンボ
ル（ｕn）に対して計算するステップ； ここで前記第１の信頼性情報は、受信され符号化された
シンボル（ｅ1,ｅ2,...,ｅK）のシーケンス（Ｅ）が存
在するという条件の下で、符号化されないシンボル（ｕ
1,ｕ2,...,ｕN）のシーケンス（Ｕ）のｎ番目の符号化
されないシンボル（ｕN）がシンボルストックの値ｉで
ある確率を表すものであり、 第２の信頼性情報（ΛＣ（ｃK））を各符号化シンボル
（ｃK）に対して計算するステップ； ここで前記第２の信頼性情報は、受信され符号化された
シンボル（ｅ1,ｅ2,...,ｅK）のシーケンス（Ｅ）が存
在するという条件の下で、符号化されたシンボルのシー
ケンス（Ｃ）のｋ番目の符号化されたシンボル（ｃK）
がシンボルストックの値ｉである確率を表すものである
形式の方法において、 前記第２の信頼性情報（ΛＣ（ｃk））を実質的に、第
１の信頼性情報（ΛＵ（ｕn））の、符号化に依存する
積項の最大値を検出することにより求める、 ことを特徴とする、畳み込みコードのデコーディング方
法。 - 【請求項２】 【数１】 第１の信頼性情報を、次式により表現される最大値の検
出により求め、 【数２】 ここでｉは符号化されないシンボル（ｕn）のｎ番目の
値である、請求項１記載の方法。 - 【請求項３】 符号化されないシンボル（ｕ1,ｕ2,...,
ｕN）のシーケンス（Ｕ）についてのアプリオリ知識
（ＬA（Ｕ））が存在し、 前記アプリオリ知識（ＬA（Ｕ））を、第１および／ま
たは第２の信頼性情報（ΛＵ；ΛＣ）の検出に使用す
る、請求項１または２項記載の方法。 - 【請求項４】 符号化されたシンボル（ｃ1,ｃ２,...,
ｃK）のシーケンス（Ｃ）は、符号化されないシンボル
（ｕ1,ｕ2,...,ｕN）のシーケンス（Ｕ）を含むシーケ
ンスである、請求項１から３までのいずれか１項記載の
方法。 - 【請求項５】 受信され符号化されたシンボル（ｅ1,ｅ
2,...,ｅK）のシーケンス（Ｅ）を受け取るための第１
の入力側（Ｉ１）と、 第１の信頼性情報（ΛＵ（ｕn））を出力するための第
１の出力側（Ｏ１）と、 第２の信頼性情報（ΛＣ（ｃk））を出力するための第
２の出力側（Ｏ２）とを有する畳み込みデコーダにおい
て、 第２の信頼性情報（ΛＣ（ｃk））は前記請求項１から
４までのいずれか１項に従って計算される、ことを特徴
とする畳み込みデコーダ。 - 【請求項６】 畳み込みデコーダ（ＤＥＣ；ＤＥＣ１，
ＤＥＣ２）は第３の出力側（Ｏ３）を有し、 【数３】 請求項５記載の畳み込みデコーダ。 - 【請求項７】 第１と第２の畳み込みデコーダ（ＤＥＣ
１；ＤＥＣ２）を有するターボデコーダであって、 当該第１と第２の畳み込みデコーダは第２の信頼性情報
（Λ１c（ｃk）、Λ２c（ｃk））を形成し、 それらの少なくとも一方は請求項５または６に従い構成
されている形式のターボデコーダにおいて、 第１の畳み込みデコーダ（ＤＥＣ１）の第１の信頼性情
報（Λ１Ｕ（ｕn））は第２の畳み込みデコーダ（ＤＥ
Ｃ２）に、符号化されないシンボル（ｕ1,ｕ2,...,ｕ
N）のシーケンス（Ｕ）についてのアプリオリ知識とし
て供給され、 第２の畳み込みデコーダ（ＤＥＣ２）の第１の信頼性情
報（Λ２Ｕ（ｕn））は第１の畳み込みデコーダ（ＤＥ
Ｃ１）に、符号化されないシンボル（ｕ1,ｕ2,...,ｕ
N）のシーケンス（Ｕ）についてのアプリオリ知識とし
てフィードバックされ、 第１の畳み込みデコーダ（ＤＥＣ１）と第２の畳み込み
デコーダ（ＤＥＣ２）の第２の信頼性情報（Λ１Ｃ；Λ
２Ｃ）は論理段（Ｃ）で、１つの組み合わされた信頼性
情報（ＥＤ）に組み合わされる、ことを特徴とするター
ボデコーダ。 - 【請求項８】 請求項７記載のターボデコーダを有する
受信器構造において、 ターボデコーダ（ＴＤＥＣ）はイコライザ（ＥＱＵ）と
帰還結合的にインターリーブされており、 組み合わされた信頼性情報（ＥＤ）はイコライザ（ＥＱ
Ｕ）の入力側に供給される、ことを特徴とする受信器構
造。
Applications Claiming Priority (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| DE19902100A DE19902100C2 (de) | 1999-01-20 | 1999-01-20 | Verfahren und Vorrichtung zur Decodierung von Faltungscodes |
| DE19902100.7 | 1999-01-20 | ||
| PCT/DE2000/000019 WO2000044100A1 (de) | 1999-01-20 | 2000-01-03 | Verfahren und vorrichtung zur decodierung von faltungscodes |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
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ID=7894833
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| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2000595431A Expired - Fee Related JP3451071B2 (ja) | 1999-01-20 | 2000-01-03 | 畳み込みコードのデコーディング方法およびデコーディング装置 |
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| Country | Link |
|---|---|
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| EP (1) | EP1145445B1 (ja) |
| JP (1) | JP3451071B2 (ja) |
| KR (1) | KR20020006022A (ja) |
| CN (1) | CN1337095A (ja) |
| AT (1) | ATE219307T1 (ja) |
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| WO (1) | WO2000044100A1 (ja) |
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| DE19959409A1 (de) * | 1999-12-09 | 2001-06-21 | Infineon Technologies Ag | Turbo-Code-Decoder und Turbo-Code-Decodierverfahren mit iterativer Kanalparameterschätzung |
| US6810502B2 (en) * | 2000-01-28 | 2004-10-26 | Conexant Systems, Inc. | Iteractive decoder employing multiple external code error checks to lower the error floor |
| US6307901B1 (en) * | 2000-04-24 | 2001-10-23 | Motorola, Inc. | Turbo decoder with decision feedback equalization |
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| US8543881B2 (en) * | 2009-09-11 | 2013-09-24 | Qualcomm Incorporated | Apparatus and method for high throughput unified turbo decoding |
| RU2637487C1 (ru) * | 2016-12-13 | 2017-12-04 | Валерий Владимирович Золотарев | Способ декодирования информации с использованием свёрточных кодов |
| RU2741062C1 (ru) * | 2020-06-17 | 2021-01-22 | Валерий Владимирович Золотарев | Способ инжекторного декодирования сверточных кодов |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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2000
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