JPH06101722B2 - 符号受信方式 - Google Patents
符号受信方式Info
- Publication number
- JPH06101722B2 JPH06101722B2 JP27827685A JP27827685A JPH06101722B2 JP H06101722 B2 JPH06101722 B2 JP H06101722B2 JP 27827685 A JP27827685 A JP 27827685A JP 27827685 A JP27827685 A JP 27827685A JP H06101722 B2 JPH06101722 B2 JP H06101722B2
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- JP
- Japan
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- code
- bit
- block code
- decoding
- decision
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- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
- Dc Digital Transmission (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 この発明は、多数回送信されたブロック符号を受信復号
する符号受信方式に関する。具体的には、陸上移動無線
における制御信号伝送のように、１回の送信だけでは、
十分な信頼度が得られない伝送路において、多数回送信
によって信頼度の改善を図る伝送方式に対する符号受信
方式に関するものである。
する符号受信方式に関する。具体的には、陸上移動無線
における制御信号伝送のように、１回の送信だけでは、
十分な信頼度が得られない伝送路において、多数回送信
によって信頼度の改善を図る伝送方式に対する符号受信
方式に関するものである。
従来の多数回送信符号の誤り訂正ブロック符号に対する
符号受信方式は以下の２通りの方法が採用されていた。
符号受信方式は以下の２通りの方法が採用されていた。
方法1:受信された信号をフレーム単位（ブロック単位）
に誤り訂正符号の復号を行い、その結果について多数決
判定する方法。
に誤り訂正符号の復号を行い、その結果について多数決
判定する方法。
方法2:受信された多数回フレーム（ブロック）について
ビット単位に対応するビットの多数決を行ない、その結
果について、１フレーム（１ブロック）の誤り訂正符号
の復号を行なう方法。
ビット単位に対応するビットの多数決を行ない、その結
果について、１フレーム（１ブロック）の誤り訂正符号
の復号を行なう方法。
第１図に、従来の方法１の実現例を示す。受信入力端子
11よりの受信入力信号はフレーム（ブロック）単位の誤
り訂正復号回路12により誤り訂正復号がなされ、その誤
り訂正復号出力は多数決判定回路13へ供給される。多数
決判定回路13は入力された多数回送信フレーム数ぶんの
誤り訂正復号結果について、多数決判定を行ない、その
結果を出力端子14に出力する。
11よりの受信入力信号はフレーム（ブロック）単位の誤
り訂正復号回路12により誤り訂正復号がなされ、その誤
り訂正復号出力は多数決判定回路13へ供給される。多数
決判定回路13は入力された多数回送信フレーム数ぶんの
誤り訂正復号結果について、多数決判定を行ない、その
結果を出力端子14に出力する。
第２図は従来の方法２の実現例を示す。受信入力端子11
よりの受信入力信号はビット単位の多数決判定回路15で
多数回送信されたフレーム（ブロック）の対応する各ビ
ットが多数決判定される。そのビット単位の多数決判定
出力は誤り訂正復号回路16で、受信フレーム（ブロッ
ク）ごとに誤り訂正復号され、その誤り訂正復号出力は
出力端子14に出力される。
よりの受信入力信号はビット単位の多数決判定回路15で
多数回送信されたフレーム（ブロック）の対応する各ビ
ットが多数決判定される。そのビット単位の多数決判定
出力は誤り訂正復号回路16で、受信フレーム（ブロッ
ク）ごとに誤り訂正復号され、その誤り訂正復号出力は
出力端子14に出力される。
これら従来の方法１、方法２は以下の欠点があった。
従来の方法１においてはフレーム（ブロック）単位の受
信語及び送信符号語間の距離が誤り訂正能力を越える受
信語が受信された場合、そのフレームは誤受信となる。
この条件は、多数回送信される複数のフレームの何れに
対しても同一であるから、複数のフレーム間で多数決を
行なう場合、各フレームの誤受信率により、多数決の結
果の非受信率、及び誤受信率が決定されてしまう。
信語及び送信符号語間の距離が誤り訂正能力を越える受
信語が受信された場合、そのフレームは誤受信となる。
この条件は、多数回送信される複数のフレームの何れに
対しても同一であるから、複数のフレーム間で多数決を
行なう場合、各フレームの誤受信率により、多数決の結
果の非受信率、及び誤受信率が決定されてしまう。
従来の方法２においてはビット単位の多数決の結果とし
て得られる受信語が、誤り訂正能力を越える誤りを有し
ている場合は誤受信となる。
て得られる受信語が、誤り訂正能力を越える誤りを有し
ている場合は誤受信となる。
一方、ブロック符号について、ビット単位の復号時にお
けるレベル情報を用いた軟判定による復号を行なう方法
が、文献、〔D.Chase,“A Class of Algorithms for De
coding Block Codes With Channel Measurement Inform
ation",IEEE.Trans.IT-18,NO.1,Jan,1972〕によって示
されており、この方法によりブロック毎の誤り訂正能力
を拡大できることが示されている。この方法によるブロ
ック符号の軟判定復号法では、受信語Ｙに対し、 となる符号語Xjを復号出力とする。ここで、 をそれぞれ表わす。この方法の効果を、以下の例によっ
て簡単に説明する。
けるレベル情報を用いた軟判定による復号を行なう方法
が、文献、〔D.Chase,“A Class of Algorithms for De
coding Block Codes With Channel Measurement Inform
ation",IEEE.Trans.IT-18,NO.1,Jan,1972〕によって示
されており、この方法によりブロック毎の誤り訂正能力
を拡大できることが示されている。この方法によるブロ
ック符号の軟判定復号法では、受信語Ｙに対し、 となる符号語Xjを復号出力とする。ここで、 をそれぞれ表わす。この方法の効果を、以下の例によっ
て簡単に説明する。
いま、0,1の２つの情報に対応してΩ＝｛X1,X2｝＝
｛（000），（111）｝に符号化する符号を考える。この
符号を復号する場合、３ビットから成る受信語で、０、
又は１の数の多い方を復号結果とする。いま、送信側で
は、１を１〔Volt〕、０を−１〔Volt〕に対応させてX2
＝（111）を送信し、受信側で第３図Ａに示すような波
形18を受信したとする。第３図Ａ中で（ ）内の数値は
受信波形18の復号時のレベル値を表し、Ｔは受信波形18
のタイムスロットを示す。復号時の受信波形18のレベル
の正負によって、それぞれ1,0に対応させる復号法で
は、第３図Ａの例では受信語は第３図Ｂに示すようにＹ
＝（100）となり、０の方が多いから、符号０が送信さ
れたと見なされ、誤受信となる。しかし（１）式を用い
る軟判定復号法では、l1＝1,l2＝−0.2、l3＝−0.2、Ｙ
＝（Y1,Y2,Y3）＝（100）であるから、参照語X1＝
（X11,X12,X13）＝（000）に対し、 参照語X2＝（111）に対し となって、X2の時、最小となるから、１が送信されたと
見なされ、正しく復号される。
｛（000），（111）｝に符号化する符号を考える。この
符号を復号する場合、３ビットから成る受信語で、０、
又は１の数の多い方を復号結果とする。いま、送信側で
は、１を１〔Volt〕、０を−１〔Volt〕に対応させてX2
＝（111）を送信し、受信側で第３図Ａに示すような波
形18を受信したとする。第３図Ａ中で（ ）内の数値は
受信波形18の復号時のレベル値を表し、Ｔは受信波形18
のタイムスロットを示す。復号時の受信波形18のレベル
の正負によって、それぞれ1,0に対応させる復号法で
は、第３図Ａの例では受信語は第３図Ｂに示すようにＹ
＝（100）となり、０の方が多いから、符号０が送信さ
れたと見なされ、誤受信となる。しかし（１）式を用い
る軟判定復号法では、l1＝1,l2＝−0.2、l3＝−0.2、Ｙ
＝（Y1,Y2,Y3）＝（100）であるから、参照語X1＝
（X11,X12,X13）＝（000）に対し、 参照語X2＝（111）に対し となって、X2の時、最小となるから、１が送信されたと
見なされ、正しく復号される。
このように、ブロック符号の軟判定復号法では参照語
（符号語）と受信語との相異するビットに対し、その判
定の信頼度に応じた重みで（レベル値liを重み係数とす
る）重み付けした参照語からの距離を最小化する符号
（参照語）が送信されたと見なす。この方法によれば、
ブロック符号の誤り訂正能力は拡大される。しかしビッ
ト単位の復号時のレベル値li（ｉ＝１〜Ｎ）はアナログ
値であり、このようなアナログレベル値が誤り訂正符号
の復号にまで必要となつて、復号処理が複雑化するとい
う欠点があった。
（符号語）と受信語との相異するビットに対し、その判
定の信頼度に応じた重みで（レベル値liを重み係数とす
る）重み付けした参照語からの距離を最小化する符号
（参照語）が送信されたと見なす。この方法によれば、
ブロック符号の誤り訂正能力は拡大される。しかしビッ
ト単位の復号時のレベル値li（ｉ＝１〜Ｎ）はアナログ
値であり、このようなアナログレベル値が誤り訂正符号
の復号にまで必要となつて、復号処理が複雑化するとい
う欠点があった。
この発明の目的は受信符号を各ビットごとの硬判定を行
い、つまりすべてディジタル処理より比較的簡単な処理
により、従来の多数決判定を行う復号よりも復号能力が
高い、符号受信方式を提供することにある。
い、つまりすべてディジタル処理より比較的簡単な処理
により、従来の多数決判定を行う復号よりも復号能力が
高い、符号受信方式を提供することにある。
この発明は送信側で符号を複数ビットのブロック符号に
符号化して多数回送信した信号を受信復号する符号受信
方式であって、受信されたブロック符号は比較手段にお
いて各ビットごとにマークかスペースかに電圧比較によ
り判定され、つまり硬判定され、その各判定結果を用い
て多数回受信されたブロック符号の各ビット単位に多数
決判定して判定ブロック符号を多数決判定手段により
得、上記比較手段による判定結果のマークを＋１、スペ
ースを−１として、多数回受信されたブロック符号の各
対応ビットについて和を求めて重み係数を重み係数決定
手段により得る。参照ブロック符号と上記判定ブロック
符号との各相違又は一致ビットにおける上記重み係数の
和をすべての参照ブロック符号について求め、その和が
最小又は最大の参照ブロック符号を軟判定復号手段によ
り復号結果として出力する。
符号化して多数回送信した信号を受信復号する符号受信
方式であって、受信されたブロック符号は比較手段にお
いて各ビットごとにマークかスペースかに電圧比較によ
り判定され、つまり硬判定され、その各判定結果を用い
て多数回受信されたブロック符号の各ビット単位に多数
決判定して判定ブロック符号を多数決判定手段により
得、上記比較手段による判定結果のマークを＋１、スペ
ースを−１として、多数回受信されたブロック符号の各
対応ビットについて和を求めて重み係数を重み係数決定
手段により得る。参照ブロック符号と上記判定ブロック
符号との各相違又は一致ビットにおける上記重み係数の
和をすべての参照ブロック符号について求め、その和が
最小又は最大の参照ブロック符号を軟判定復号手段によ
り復号結果として出力する。
例えば、同一のフレーム（ブロック）を５回送信し、受
信側でビット単位の多数決判定を行う場合、あるビット
が“1"であると判定するのは、 Ｊ（５）：｛５回とも全部マーク｝ Ｊ（４）：｛５回の内、４回がマークで１回がスペー
ス） Ｊ（３）：｛５回の内、３回がマークで２回がスペー
ス｝ の３通りであり、この条件は“0"の判定でも同じであ
る。そこで、マークに対して＋１、スペースに対して−
１を対応させて、“1"と判定する際の各＋１又は−１の
和の値を求める。Ｊ（５）の時Ｊ＝（＋１）×５＝５、
Ｊ（４）の時Ｊ＝（＋１）×４＋（−１）×１＝３、Ｊ
（３）の時Ｊ＝（＋１）×３＋（−１）×２＝１とな
る。このようにして得られたＪの値を重み係数とする。
この重み係数を前述のブロック符号軟判定におけるレベ
ル値liのかわりに用い、かつ被判定ブロック符号として
ビットごとの多数決判定結果の判定ブロック符号を用
い、多数回送出されたブロック符号の軟判定復号を行な
う。この時、ビット単位には電圧比較器を用いた硬判定
を行なっているので、ビット毎の復号は従来の方法と何
ら変わりはなく、簡単な方法で実現できる。一方、ブロ
ック符号の復号では、ビットごとの多数決判定で判定ブ
ロック符号を得、これに対し、前記重み係数を用いた軟
判定を行っているので、従来の復号法よりも正しく復号
できる範囲が拡大し、誤り訂正ブロック符号の場合は誤
り訂正の範囲が拡大され、非受信率特性が改善される。
信側でビット単位の多数決判定を行う場合、あるビット
が“1"であると判定するのは、 Ｊ（５）：｛５回とも全部マーク｝ Ｊ（４）：｛５回の内、４回がマークで１回がスペー
ス） Ｊ（３）：｛５回の内、３回がマークで２回がスペー
ス｝ の３通りであり、この条件は“0"の判定でも同じであ
る。そこで、マークに対して＋１、スペースに対して−
１を対応させて、“1"と判定する際の各＋１又は−１の
和の値を求める。Ｊ（５）の時Ｊ＝（＋１）×５＝５、
Ｊ（４）の時Ｊ＝（＋１）×４＋（−１）×１＝３、Ｊ
（３）の時Ｊ＝（＋１）×３＋（−１）×２＝１とな
る。このようにして得られたＪの値を重み係数とする。
この重み係数を前述のブロック符号軟判定におけるレベ
ル値liのかわりに用い、かつ被判定ブロック符号として
ビットごとの多数決判定結果の判定ブロック符号を用
い、多数回送出されたブロック符号の軟判定復号を行な
う。この時、ビット単位には電圧比較器を用いた硬判定
を行なっているので、ビット毎の復号は従来の方法と何
ら変わりはなく、簡単な方法で実現できる。一方、ブロ
ック符号の復号では、ビットごとの多数決判定で判定ブ
ロック符号を得、これに対し、前記重み係数を用いた軟
判定を行っているので、従来の復号法よりも正しく復号
できる範囲が拡大し、誤り訂正ブロック符号の場合は誤
り訂正の範囲が拡大され、非受信率特性が改善される。
第４図は、この発明の実施例を示し、受信入力端子11よ
りの受信ブロック符号は比較器21において電圧比較によ
りビット毎にマークかスペースかに判定される。その判
定結果であるマーク、スペースの系列はビット単位の多
数決判定回路22において、多数回送出されたブロック符
号の各ビットが多数決判定されて判定ブロック符号とし
て出力される。多数判定回路22内の情報が重み係数決定
回路23へ供給され、多数回受信されたブロック符号の各
対応ビットごとに、マークを＋１、スペースを−１とし
てそれぞれ加算して、ブロック符号の各ビットに対する
重み係数Jiを得る。
りの受信ブロック符号は比較器21において電圧比較によ
りビット毎にマークかスペースかに判定される。その判
定結果であるマーク、スペースの系列はビット単位の多
数決判定回路22において、多数回送出されたブロック符
号の各ビットが多数決判定されて判定ブロック符号とし
て出力される。多数判定回路22内の情報が重み係数決定
回路23へ供給され、多数回受信されたブロック符号の各
対応ビットごとに、マークを＋１、スペースを−１とし
てそれぞれ加算して、ブロック符号の各ビットに対する
重み係数Jiを得る。
重み係数決定回路23の具体例を第５図に示す。すなわち
多数決判定回路22は例えば入力端子24から比較器21より
のマーク、スペース系列が、シリアルインシリアルアウ
ト／パラレルインパラレルアウトシフトレジスタ11〜1m
（ｍは送信側での同一ブロック符号繰返し送信回数）の
直列接続の一端のデータ端子に入力される。シフトレジ
スタ11〜1mはそれぞれＮステージ（Ｎはブロック符号の
ビット数）からなり、シフトレジスタ11〜1mはその順に
各対応ステージの並列データ出力端子が次段の並列デー
タ入力端子に順次接続されている。初段のシフトレジス
タ11の並列データ入力端子はそれぞれ接地されている。
各シフトレジスタ11〜1mは端子25からのシリアルパラレ
ル制御信号によりシリアル動作と、パラレル動作とに切
替えられる。図に示してないがシフトレジスタ11〜1mの
各対応のステージの並列データ出力端子の出力がそれぞ
れ入力されてその多数決をとり、結果を多数決判定回路
22の判定ブロック符号として出力する多数決回路があ
る。
多数決判定回路22は例えば入力端子24から比較器21より
のマーク、スペース系列が、シリアルインシリアルアウ
ト／パラレルインパラレルアウトシフトレジスタ11〜1m
（ｍは送信側での同一ブロック符号繰返し送信回数）の
直列接続の一端のデータ端子に入力される。シフトレジ
スタ11〜1mはそれぞれＮステージ（Ｎはブロック符号の
ビット数）からなり、シフトレジスタ11〜1mはその順に
各対応ステージの並列データ出力端子が次段の並列デー
タ入力端子に順次接続されている。初段のシフトレジス
タ11の並列データ入力端子はそれぞれ接地されている。
各シフトレジスタ11〜1mは端子25からのシリアルパラレ
ル制御信号によりシリアル動作と、パラレル動作とに切
替えられる。図に示してないがシフトレジスタ11〜1mの
各対応のステージの並列データ出力端子の出力がそれぞ
れ入力されてその多数決をとり、結果を多数決判定回路
22の判定ブロック符号として出力する多数決回路があ
る。
終段のシフトレジスタ1mの各ステージの並列データ出力
端子は重み係数決定回路23内の可逆カウンタ21〜2Nのア
ップ・ダウン切替端子にもそれぞれ接続されている。可
逆カウンタ21〜2Nの各クロック入力端子には端子26から
ビット同期パルスが与えられ、各リセット端子に端子25
のパラレル・シリアル制御信号が与えられている。
端子は重み係数決定回路23内の可逆カウンタ21〜2Nのア
ップ・ダウン切替端子にもそれぞれ接続されている。可
逆カウンタ21〜2Nの各クロック入力端子には端子26から
ビット同期パルスが与えられ、各リセット端子に端子25
のパラレル・シリアル制御信号が与えられている。
この構成において、まず、シリアル／パラレル制御端子
25をシリアル側にセットして、ビット毎の復号結果であ
るマーク、スペース系列を端子24に入力する。シフトレ
ジスタ11〜1mのそれぞれに多数回送信される各ブロック
符号が入り、シフトレジスタ11〜1mの各ステージS1〜SN
には、各ブロック符号の同一ディジットが保存される。
25をシリアル側にセットして、ビット毎の復号結果であ
るマーク、スペース系列を端子24に入力する。シフトレ
ジスタ11〜1mのそれぞれに多数回送信される各ブロック
符号が入り、シフトレジスタ11〜1mの各ステージS1〜SN
には、各ブロック符号の同一ディジットが保存される。
次に、パラレル／シリアル制御端子25をパラレル側にセ
ットして、これらの各ステージS1〜SNの“0"、又は“1"
の値をカウンタ21〜2Nのアップ・ダウン切替端子に順次
入力する。端子25のパラレルシリアル制御信号がシリア
ル側となった時、可逆カウンタ21〜2Nをリセットする。
可逆カウンタ21〜2Nは、各ブロック符号の同一ディジッ
トに対応するビット毎の復号結果が、“1"の時はアップ
カウント、“0"の時はダウンカウントモードとして、端
子26のビット同期パルスをカウントする。ビット同期パ
ルスは、入力信号に同期したクロックパルス、又はそれ
に比例した速度のクロックパルスである。シフトレジス
タ11〜1mのすべてのブロック符号を可逆カウンタ21〜2N
に与えた時の可逆カウンタ21〜2Nの計数値が求める重み
係数J1〜JNとなる。
ットして、これらの各ステージS1〜SNの“0"、又は“1"
の値をカウンタ21〜2Nのアップ・ダウン切替端子に順次
入力する。端子25のパラレルシリアル制御信号がシリア
ル側となった時、可逆カウンタ21〜2Nをリセットする。
可逆カウンタ21〜2Nは、各ブロック符号の同一ディジッ
トに対応するビット毎の復号結果が、“1"の時はアップ
カウント、“0"の時はダウンカウントモードとして、端
子26のビット同期パルスをカウントする。ビット同期パ
ルスは、入力信号に同期したクロックパルス、又はそれ
に比例した速度のクロックパルスである。シフトレジス
タ11〜1mのすべてのブロック符号を可逆カウンタ21〜2N
に与えた時の可逆カウンタ21〜2Nの計数値が求める重み
係数J1〜JNとなる。
第４図の説明に戻って、多数決判定回路22の判定結果で
ある判定ブロック符号Ｙと、重み係数決定回路23よりの
重み係数Ｊとが軟判定復号回路28へ供給される。軟判定
復号回路28は判定ブロック符号Ｙ、重み係数Ｊに対し、 となるような符号語（参照ブロック符号）Xjを符号出力
とする。ここに、 をそれぞれ表わしている。
ある判定ブロック符号Ｙと、重み係数決定回路23よりの
重み係数Ｊとが軟判定復号回路28へ供給される。軟判定
復号回路28は判定ブロック符号Ｙ、重み係数Ｊに対し、 となるような符号語（参照ブロック符号）Xjを符号出力
とする。ここに、 をそれぞれ表わしている。
次に、この実施例の動作について説明する。簡単のため
にブロック符号として（7,4）ハミング符号をとりあ
げ、３回の多数回送信を行なった場合について考える。
この時、多数決の結果が“1"と判定されるのは Ｊ（３）：｛３回ともマーク｝ Ｊ（２）：｛３回の内２回がマーク、１回がスペース｝ の２組であり、従って重み係数Ｊとしては、Ｊ（３）の
時Ｊ＝３、Ｊ（２）の時Ｊ＝１の２値となる。今、例と
して、送信側より、送信語 Ｔ＝（1000101） を３回送信する場合を考える（もちろん、Ｔは（7,4）
ハミング符号の符号語である）。伝送路において、雑音
が加わり、３回の受信語（多数決を行なう前）が、 R1＝（0001101） R2＝（1001111） R3＝（1000111） となったとする。ただし１はマーク、０はスペースを表
わす。R1,R2には２ビット誤まりが、R3には１ビット誤
まりが生じている。まず、従来の方法では、正しく復号
できないことを示す。
にブロック符号として（7,4）ハミング符号をとりあ
げ、３回の多数回送信を行なった場合について考える。
この時、多数決の結果が“1"と判定されるのは Ｊ（３）：｛３回ともマーク｝ Ｊ（２）：｛３回の内２回がマーク、１回がスペース｝ の２組であり、従って重み係数Ｊとしては、Ｊ（３）の
時Ｊ＝３、Ｊ（２）の時Ｊ＝１の２値となる。今、例と
して、送信側より、送信語 Ｔ＝（1000101） を３回送信する場合を考える（もちろん、Ｔは（7,4）
ハミング符号の符号語である）。伝送路において、雑音
が加わり、３回の受信語（多数決を行なう前）が、 R1＝（0001101） R2＝（1001111） R3＝（1000111） となったとする。ただし１はマーク、０はスペースを表
わす。R1,R2には２ビット誤まりが、R3には１ビット誤
まりが生じている。まず、従来の方法では、正しく復号
できないことを示す。
第１図に示した従来の方法1: R1,R2,R3に対して独立にハミング（7,4）符号の復号を
行なう。この場合、ハミング（7,4）符号の符号間距離
は３であるから、R1,R2は誤受信となり、R3は正しく復
号される。しかし、それぞれが、異なる結果に復号され
るので多数決ができず、全体としては非受信となる。
行なう。この場合、ハミング（7,4）符号の符号間距離
は３であるから、R1,R2は誤受信となり、R3は正しく復
号される。しかし、それぞれが、異なる結果に復号され
るので多数決ができず、全体としては非受信となる。
第２図に示した従来の方法2: R1,R2,R3の各ビットについて、多数決を行なうと、 Ｙ＝（1001111） が受信語として得られる。ところが、この受信語と正し
い送信符号語Ｔとの対応ビットの排他的論理和は ＹＴ＝（0001010） となるので、Ｙにも２ビット誤りが生じており、Ｙに対
してハミング（7,4）符号の復号を行っても誤受信とな
る。
い送信符号語Ｔとの対応ビットの排他的論理和は ＹＴ＝（0001010） となるので、Ｙにも２ビット誤りが生じており、Ｙに対
してハミング（7,4）符号の復号を行っても誤受信とな
る。
次にこの発明による復号を行なえば正しく復号できるこ
とを示す。R1,R2,R3に対する各ビットの多数決の結果、
つまり判定ブロック符号は、 Ｙ＝（1001111） であり、対応する重み係数は Ｊ＝（１−３−31313） である。ハミング（7,4）符号の符号語（参照ブロック
符号）Xjは第６図に示すように16個あり、これらについ
て、式（２）の左辺の計算を行なうと、第６図中の右欄
に示すように参照ブロック符号 X2＝（1000101）の
時、 となって、これが最小であり、このX2が 送信語Ｔ＝
（1000101）として再生される。一方、ハミング（7,4）
符号の符号語の一つである、例えばX10＝（1001110）を
考えると、 X10Ｙ＝（0000001） となって、受信語ＹはX10からの１ビット誤りによって
得られる。すなわち通常の誤り復号動作だけでは、受信
語ＹからX10に誤受信される危険がある。しかし、この
発明によれば、X10について（２）式を計算すると、 となって、最小とはならず、X10に誤って復号されるこ
とはない。
とを示す。R1,R2,R3に対する各ビットの多数決の結果、
つまり判定ブロック符号は、 Ｙ＝（1001111） であり、対応する重み係数は Ｊ＝（１−３−31313） である。ハミング（7,4）符号の符号語（参照ブロック
符号）Xjは第６図に示すように16個あり、これらについ
て、式（２）の左辺の計算を行なうと、第６図中の右欄
に示すように参照ブロック符号 X2＝（1000101）の
時、 となって、これが最小であり、このX2が 送信語Ｔ＝
（1000101）として再生される。一方、ハミング（7,4）
符号の符号語の一つである、例えばX10＝（1001110）を
考えると、 X10Ｙ＝（0000001） となって、受信語ＹはX10からの１ビット誤りによって
得られる。すなわち通常の誤り復号動作だけでは、受信
語ＹからX10に誤受信される危険がある。しかし、この
発明によれば、X10について（２）式を計算すると、 となって、最小とはならず、X10に誤って復号されるこ
とはない。
なお、上述では起り得るすべての符号語（参照ブロツク
符号）について（２）式を計算し、その結果の最小値の
符号語を求めたが、（7,4）ハミング符号のように比較
的符号語の語長が短いものならば、そのようにしてもよ
いが、例えば自動車電話で用いられているBCH（63,51）
のような符号になると、この参照ブロック符号のすべて
について（２）式の演算を行うことは膨大な演算をする
ことになり現実的でない。しかし（２）式の最小化の効
率的なアルゴリズムは、前述した文献などにも詳しく述
べられている手法によればよい。
符号）について（２）式を計算し、その結果の最小値の
符号語を求めたが、（7,4）ハミング符号のように比較
的符号語の語長が短いものならば、そのようにしてもよ
いが、例えば自動車電話で用いられているBCH（63,51）
のような符号になると、この参照ブロック符号のすべて
について（２）式の演算を行うことは膨大な演算をする
ことになり現実的でない。しかし（２）式の最小化の効
率的なアルゴリズムは、前述した文献などにも詳しく述
べられている手法によればよい。
第４図において、多数決判定回路22、重み係数決定回路
23の代りに、ソフトウェアにより判定ブロック符号、重
み係数をそれぞれ求めてもよい。前述では（２）式によ
り判定ブロック符号と参照ブロック符号との対応ビット
（ディジット）異なるものについてその重み係数の対応
ビット（ディジット）の値を加算して最小値を求めた
が、判定ブロック符号と参照ブロック符号との対応ビッ
トの一致したものについてその重み係数の対応ビットの
値を加算して最大値となる参照ブロック符号を求めても
よい。更に上述では誤り訂正ブロック符号の受信にこの
発明を適用したが、誤り訂正ができないものでも一般に
ブロック符号の復号に適用して効果が得られることは明
らかである。
23の代りに、ソフトウェアにより判定ブロック符号、重
み係数をそれぞれ求めてもよい。前述では（２）式によ
り判定ブロック符号と参照ブロック符号との対応ビット
（ディジット）異なるものについてその重み係数の対応
ビット（ディジット）の値を加算して最小値を求めた
が、判定ブロック符号と参照ブロック符号との対応ビッ
トの一致したものについてその重み係数の対応ビットの
値を加算して最大値となる参照ブロック符号を求めても
よい。更に上述では誤り訂正ブロック符号の受信にこの
発明を適用したが、誤り訂正ができないものでも一般に
ブロック符号の復号に適用して効果が得られることは明
らかである。
「発明の効果」 以上説明したように、この発明によれば、従来の方法で
は、非受信、たまは誤受信となる受信語についても、正
しく復号でき、従来よりも正しく復号できる範囲が拡大
される。しかもビット単位に電圧比較器を用いた硬判定
を行なっているので、この発明を実施するうえでの、ハ
ードウェアの増加はほとんど生じることなく、かつアナ
ログ回路によることなく、ほとんどをディジタル回路と
して構成できる。
は、非受信、たまは誤受信となる受信語についても、正
しく復号でき、従来よりも正しく復号できる範囲が拡大
される。しかもビット単位に電圧比較器を用いた硬判定
を行なっているので、この発明を実施するうえでの、ハ
ードウェアの増加はほとんど生じることなく、かつアナ
ログ回路によることなく、ほとんどをディジタル回路と
して構成できる。
第１図は従来の方法を示すブロック図、第２図は従来の
方法２を示すブロック図、第３図は受信波形を示す図、
第４図はこの発明の実施例を示すブロック図、第５図は
第４図中の多数決判定回路22の一部と係数決定回路23の
具体例を示す図、第６図はハミング（7,4）符号の全符
号語と実施例の説明における（２）式の演算結果を示す
図である。
方法２を示すブロック図、第３図は受信波形を示す図、
第４図はこの発明の実施例を示すブロック図、第５図は
第４図中の多数決判定回路22の一部と係数決定回路23の
具体例を示す図、第６図はハミング（7,4）符号の全符
号語と実施例の説明における（２）式の演算結果を示す
図である。
Claims (1)
- 【請求項１】送信側で符号を複数ビットのブロック符号
に符号化して多数回送信した信号を受信復号する符号受
信方式であって、 受信されたブロック符号を各ビットごとにマークかスペ
ースかに電圧比較により判定する比較手段と、 その各判定結果を用いて多数回受信されるブロック符号
の各ビット単位に多数決判定して判定ブロック符号を得
る多数決判定手段と、 上記比較手段による判定結果のマークを“＋1"、スペー
スを“−1"として、多数回受信されるブロック符号の各
対応ビットについて和を求めて重み係数を得る重み係数
決定手段と、 参照ブロック符号と、上記多数決判定結果により得られ
た判定ブロック符号との各相違又は一致ビットにおける
上記重み係数の値の和を求め、その和が最小又は最大と
なる参照ブロック符号を復号結果とする軟判定復号手段
とを具備する符号受信方式。
Priority Applications (5)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP27827685A JPH06101722B2 (ja) | 1985-12-11 | 1985-12-11 | 符号受信方式 |
| US06/937,176 US4763331A (en) | 1985-12-11 | 1986-12-02 | Method for decoding error correcting block codes |
| CA000524366A CA1296065C (en) | 1985-12-11 | 1986-12-02 | Method for decoding error correcting block codes |
| SE8605236A SE463845B (sv) | 1985-12-11 | 1986-12-05 | Saett att avkoda felkorrigerande block-koder er |
| GB8629347A GB2185367B (en) | 1985-12-11 | 1986-12-09 | Method for decoding error correcting block codes |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP27827685A JPH06101722B2 (ja) | 1985-12-11 | 1985-12-11 | 符号受信方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS62136939A JPS62136939A (ja) | 1987-06-19 |
| JPH06101722B2 true JPH06101722B2 (ja) | 1994-12-12 |
Family
ID=17595091
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP27827685A Expired - Lifetime JPH06101722B2 (ja) | 1985-12-11 | 1985-12-11 | 符号受信方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH06101722B2 (ja) |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH09238125A (ja) * | 1996-02-29 | 1997-09-09 | N T T Ido Tsushinmo Kk | 誤り制御方法および装置 |
| CN114424473A (zh) * | 2019-09-13 | 2022-04-29 | 三菱电机株式会社 | 发送装置、接收装置、通信***、控制电路、通信方法以及存储介质 |
-
1985
- 1985-12-11 JP JP27827685A patent/JPH06101722B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS62136939A (ja) | 1987-06-19 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| EXPY | Cancellation because of completion of term |