JPS62105531A - 逐次復号誤り訂正方式 - 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】 （産業上の利用分野） 本発明は１通信ンステムにおいて伝送路で発生した符号
誤シラ、受信側で訂正する誤シ訂正方式に係り、特に畳
込み符号に適用して有効な逐次復号誤９訂正方式に関す
る。

（従来の技術） 衛星通信回線のようなランダム誤りの発生する伝送路で
用いられる誤り訂正符号にはブロック符号及び畳込み符
号がある。このうち畳込み符号はその拘束長の増加と共
に、復号誤り率が指数関数的に減少し、適切な復号器と
組み合わせて使用した場合、同程度の装置の複雑さある
いは同程度の復号用メモリ全必要とするブロック符号よ
り浸れた誤シ訂正能力をもつことが知られており、近年
ディジタル衛星通信回線への適用が盛んになされている
。

畳込み符号の復号方式にはヴイタビ復号法、逐次復号法
等があり、各方式についてその高速化が検討されている
。このうちグイタビ復号法は最ゆう復号法（Ｍａｘｉｒ
ｎｕｍ　Ｌｉｋｅｌｉｈｏｏｄ　Ｄｅｃｏｄｉｎｇ　）
　ｌ、。

て強力な手段である事が知られており１種々の分野で実
用化されているが、復号の高速化を図ろうとすると、そ
の装置の規模が拘束長に対して指数関数的に増加するの
で用いられる符号としては比較的拘束長が短いもの（Ｋ
≦８）に限られる。

一方、逐次復号法は最ゆう復号全比較的少ない・・−ド
ウエアで近似する事が出来る復号方式であり、同じ拘束
長の符号を用いた場合、誤り訂正能力ではヴイタビ復号
に僅かにおよばないが、比較的有用な準最ゆう復号法で
ある。その装置規模は使用する符号の拘束長に対しほぼ
直線的に増加する程度であるので、ヴイタビ復号と異な
り比較的拘束長の長い符号にも用いることができ高い誤
り訂正能力を有する復号器を実現できる。しかし。

逐次復号法では復号に必要な計算回数は拘束長には無関
係でおるが、伝送路の雑音量に応じて大きく変動するの
で、雑音が多い場合には高速動作が難しい。逐次復号法
にはＦａｎｏアルゴリズムを用いるものとスタックアル
ゴリズム（Ｚｉｇａｎｇｉｒｏｖ　−Ｊｅｌｉｎｅｋア
ルゴリズムによるものの２つがある。

２つの復号法は同一条件下における誤シ訂正能力はほぼ
同一であるが、スタックアルゴリズムはスタックのため
に必要となるメモリが大きくな９ハードウエアが若干複
雑になるので、現時点では実用化されている逐次復号器
は殆どＦａｎｏアルゴリズムによるものであるのが現状
である。

（発明が解決しようとする問題点） しかし、Ｆａ　ｎｏアルゴリズムは非常に複雑なアルゴ
リズムに基づき、改良の余地が殆どないのに対し、スタ
ックアルゴリズムはアルゴリズムがＦｈｎ。

アルゴリズムに比べはるかに簡単でラシ１種々の修正ア
ルゴリズムも考案されている。また逐次復号器の動作に
おいて重要である平均計算回数を比べると伝送路雑音が
大きいところではスタックアルゴリズムの方が少ない計
算回数で復号を行うことができ、情報ビット当たりの信
号電力対雑音電力密度比（Ｅｂ／Ｎｏ　）が８ｄＢ以下
の伝送路ではおおむねＦａｎｏアルゴリズムより高速動
作が可能であり、大変有用でろる。

本発明は、上記従来技術に鑑みなされたもので。

スタックアルゴリズムによる逐次復号法に改良を加え、
復号処理時間の短縮とスタック容量の削減が可能な逐次
復号誤り訂正方式を提供することを目的とする。

（問題点全解決するための手段） 前記目的を達成するための本発明の特徴は、たたみ込み
符号とスタックアルゴリズムによる逐次復号法との組み
合せからなる逐次復号誤り訂正方式において、受信信号
系列に従って参照する樹枝状符号系列を伸長する際に、
該伸長を複数ノベルの節点に対して行い、該節点と受信
信号系列との尤度算出を行う逐次復号誤り訂正方式にあ
る。

（発明の構成と作用） 先ず、通常のスタックアルゴリズム（前述の「Ｚｉｇａ
ｎｇｉｒｏｖ　−Ｊｅｌｉｎｅｋ　アルゴリズム」）に
ついて、拘束長に＝３．符号語シンボル数ｖ＝２、符号
化率ｒ＝１／２　の場合を例として説明する。

図１に、この符号の符号器の構成を示す。図において、
■は情報ビット入力端子、２はシフトレジスタ、３は／
７トレジスタ１を構成する１７／ポル遅延素子、４は加
算器、５．６は符号化ビットの出力端子である。入力端
子１より情報ビットが１ビツト入力する毎に、出力端子
５．６にそれぞれ１ビツト出力される。すなわち、情報
ビットの１ビツトは２ビツトの符号語に符号化される。

図２には１図１の符号器から生成される符号の樹枝状構
造を示す。図において、丸印全節点と呼び、丸中の数字
を節点番号と呼ぶ。節点と節点とを結ぶ線は枝と呼び、
枝に付された数字が符号器より出力される符号語である
。また１節点に付された〔〕で示される数字はシフトレ
ジスタ２の状態を示している。

図２において、各節点から上および下へ伸びる枝は、そ
れぞれ入力情報ビットの“０“あるいは“ｌ“によって
生成される。したがって、ある情報系列に対応して生成
される符号語系列はこの樹枝状構造図のうちのどれか１
つのバスに相当する。

図中の太線で示したバスは、情報ビット系列が（０，１
，１，０）であるとき、符号語系列（００゜１１．０１
．０１）’に生成するバスでろる。

このように生成された符号語系列を受信して復号するス
タックアルゴリズムは、受信信号系列と畳込み符号器に
よって生成されると考えられる符号との相関値（尤度ま
たはメトリック）を求め。

図２の樹枝状構造に沿って、相関値の大きいもの（最も
確からしいバス）全復号系列として出力するものでるる
。

このための、スタックアルゴリズムの手順は次の通りで
あり、その流れ図を図３に示しておく。

（１）　　まず１節点０をスタックへ入れ、スタックの
先頭へおく。

ｔ２＋　　スタックの先頭の節点から出る２つの枝の尤
度を計算し、それぞれをスタックの先頭にある節点のも
つ尤度（バス尤度）に加えてそれにつながる２つの節点
のバス尤度を求める。

（３）　　スタックから先頭にある節点を除去する。

（４）新たに求められた２つの節点を挿入する。

（５）スタック内で尤度の大きさの順に節点を並べる。

（６）同様に新しく先頭にきた節点から次々と（２）か
ら（５）の手順全くり返し、最終レベルの節点がスタッ
クの先頭にろられれた場合に復号を終わる。

本アルゴリズムでは毎ステップ、スタックの先頭にある
節点から枝を伸ばしくこの枝を伸ばす操作を以下「エク
ステンンヨ／」と呼ぶ）、それから分岐する２本の枝の
もつ枝の尤度（これを枝メトリックと呼ぶ）全計算する
。この枝メトリックは受信系列と各校を構成するビット
列の・・ミンク距離を求め、距離に応じてメトＩＪツク
ので直を決めるものである。この場合、正しいバスに従
う符号語が復号レベルの進行に伴いそのバスのもつ尤度
（バスメトリック：バスを構成する枝の枝メトリックの
和）が常に増加し、かつ、そうでない符号語が誤まりバ
スとしてバスメトリックの値が減少するように枝メトリ
ックは選ばれ１例えば図２の図４の樹枝状構造図（拘束
長に＝３．符号化率ｒ＝１／２　）ｋ％Ｊにと９．スタ
ック・アルゴリズムにおけるパスメトリックの計算及び
アルゴリズムの進行全説明する。図２で説明した符号語
系列（００，１１，０１，０１）が、伝送路上で誤ｆ）
を受け、（Ｏｘ、ｔｔ、ｏｏ、ｏｔ）の系列で受信され
たものとする。

（１）まず最初の節点■をスタックに挿入する。

１２１　　次に最初の受信系列０１と節点■から伸びる
２本の枝００，１１と受信系列を比較しハミング距離を
求めると共に１であるのでこの２本の枝に枝メトリック
として−４，−４ｆｔ与えると。

節点■及び■のもつバスメトリックは−４，−４となる
。

（３）　　スタック内から最初の節点■を除去し、その
かわシに新しい節点■及び■を挿入してその犬り内で節
点を大きさの順に並べる際には老い番を優先するという
規則を仮に設定すると１節点■が先頭にくる。

（４）以下節点■から同様にエクステンション、メトリ
ックの計算及び順序付け（図３において■〜■に対応し
、これｆｃｌステップとする）ｆ、くり返すと図３の場
合、各ステップでは図５に示すようにスタックの内容が
変化してい〈０（５）最終的レベルの節点Ｏがスタック
の先頭にきた時にエクステンションを終了し１節点■に
続くバス（０−０，１１，０１，０１）を復号系列とし
て出力する。

スタックには挿入された節点の番号とその節点のもつバ
ス・メトリックがともて格納される。図５かられかるよ
うに、スタックアルゴリズム（Ｚ−Ｊアルゴリズム）で
は、１ステップ実行される度毎にスタック内の節点も１
つずつ増えていく。

逐次復号においては、送信側では情報系列を特定のビッ
ト長のブロックに区切り、各ブロック毎に符号器の７フ
トレジスタの内容を全て０にするためにブロックの終わ
りにに一１個のＯ全付加して符号器に入力する。受信側
では各ブロック毎に図３のアルゴリズムに従って復号全
行う。

ヴイタピ復号では復号までに要する計算回数は用いる符
号の拘束長によって一意に定まるのに対し、逐次復号に
おける計算回数は、符号の固有な性質とは無関係であり
、符号化率と伝送路雑音の関数となる。１情報ビットｅ
復号するのに必要な計算回数Ｃは次式で示されるＰａｒ
ｅｔｏ分布となることが知られている。

Ｐ（Ｃ≧Ｎ）＜ＪＮ−ａ　　Ｎ＞１ ここでα、βは前述の通り符号化率ｒと伝送路のビット
誤り率に依存する量であり、一般に符号化率が高いほど
、伝送路雑音が大きいほど計算回数が犬きくなる。従っ
て、符号化率が一定でも伝送路の品質により計算回数が
変動するのでこれだ対処するために入出力にバッファを
設けて、復号過程における遅延の変動を吸収する必要が
ある。

さらに極度に雑音が大きくなると著しく計算回数が増大
し、定められた時間内に復号終了せず、いわゆる、バッ
ファのオーバーフローを引キ起こすこともあるので、い
かに計算回数を有限な値におさめるか、又、オーバーフ
ローが生じた場合、どのように対処するかが重要になる
。前者の問題は解析、計算機シミュレーション及び実際
の装置による測定により限界が求められておシ、符号化
率ｒ＝１／２のとき−Ｅｂ／Ｎｏが４．５　ｄＢ以上の
伝送路であれば有限の計算回数で復号できることが示さ
れている。また後者の問題は、符号として組織符号（Ｓ
ｙＳｔｅｍａｔｉＣＣＯｄｅ）やＱ　Ｌ　Ｉ　（Ｑｕｉ
ｃｋ　ＬｏｏｋＩｎ）符号等の受信系列から容易に情報
系列を推定できる符号を用い、オーバーフローを生じた
場合には、直接情報系列を求めて出力すること金行えば
よい。

以上述べたように１通常のスタック・アルゴリズム（Ｚ
−Ｊアルゴリズム）は、ｌステップでスタックの先頭に
ある節点を起点としてそれから分岐する２つの節点へｅ
ｘｔｅｎｓｉｏｎする。すなわち、ｌステップで図４に
示す樹枝状構造図において。

常にルベルだけ進む。（例えば１節点■からのｅｘｔｅ
ｎｓｉｏｎは節点■及び■に対して行われる。）本発明
は、このエクステンンヨンの方法全改善するもので、エ
クステン７ヨ／を一度に複数レベルに対して行うもので
ある。例えばエクステンンヨン・レベル数（ｍ）ｉ２と
すると１図４の節点■から一挙に２段階進んで節点■、
■■及び■へｅｘｔｅｎｓｉｏｎするものである。本発
明が提案する方法ｔ、　ＭＬ　Ｅ　（Ｍｕｌｔｉｐｌｅ
　Ｌｅｖｅｌ　Ｅｘｔｅｎｓｉｏｎ）法と呼ぶこととす
る。

この方法によると、１ステツプでｍレベル進められ、一
度に２ｍ個の節点へのバスを検査することができるので
Ｚ−Ｊアルゴリズムに比べよす数置にパスの探索が行え
る。従ってＭＬＥｍによるとＺ−Ｊアルゴリズムより大
きな符号化利得を得ることができるが１反面、ＭＬＥ法
ではＺ−Ｊアルゴリズムより結果的に多くの節点を取り
扱うこととなる。このため、枝メトリック及びバスメト
リックの計算や順序付けの回数が増加するうえに。

スタックの容量も大きなものが必要となってしまう。

これらの問題点を解決するために１本発明は。

一度に複数レベルへエクステンションすることに加えて
、１回のエクステンションが終了する毎に、スタック内
の節点のうちから不要な節点を除外する手段（パージン
グ）の導入と、メトリック計算方法の改善と、エクステ
ンンヨンの省略手法の導入を図ったものである。さらに
、これらの操作を容易に行わしめるため１節点番号の番
号付は規則を定め、該番号付は規則に従ったエクステン
ション規則を定めている。

以下には５番号付は規則、エクステン／ジン規則、パー
ジング手段、メトリック計算法、エクステン／コノの省
略手法の順で詳説する。

■　番号付は規則 拘束長に、状態数Ｎ８＝２に−”　　、符号化率ｒ＝１
の符号の樹枝状図において１節点番号Ｎを。

その節点のレベルの深さを表わすレベル番号（Ｌ）。

同じレベルに属する節点を先頭から状態数（Ｎ８）ずつ
区切って定義する状態ブロックの番号（Ｊ　：Ｊ＝１　
、・・・　２Ｌ−１／Ｎ、　）、及び同じ拶状態ブロッ
クに属する節点の状態を示す状態番号Ｉ（Ｉ＝Ｌ　、２
．・・・ＮＳ）　　を用いて書き直すと、（１）式のよ
うになる。

Ｎ＝Σ２’−’　＋Ｎ８（Ｊ−ｔ）＋Ｉ−ｔ　　−ｆｉ
ｔｌ隅ｌ よって節点番号Ｎはり、Ｊ、Ｉ全周いて（Ｎ）　＝　（
Ｌ　、　Ｊ　、　Ｉ　）　　　−（２１と書き直すこと
ができる。

例えば図６の場合１節点番号■は（１）式の規則を用い
て表わ、すと式（３）のようになる。

（２１）　＝　（５、２、３）　　　　−（３＋これは
節点■はレベル５の状態ブロック２の中の状態番号３の
節点に対応すること金示す。

■　エクステンション規則 次にこの表記方法を用いてエクステンシヨンする規則を
決める。今（Ｎ）＝（Ｌ、Ｊ、Ｉ）の節点カラエクステ
ン／コンレベル数ｍでエクステンシヨンし、その後に２
ｍコの節点Ｎ’（ｉ）　（ｉ＝ｌ、２．・・、２ｍ）へ
到達したとすると。

Ｎ’（ｉ）＝２ｍ−Ｎ＋（２ｒｎ−１）＋ｉ　−１（ｉ
＝１，２゜・・・、２°）　　−（４） となる。

例えば図６で節点■からｍ＝２でＭＬＥ法を適用すると
（４）式よυ４つの節点０　、＠　、＠及び［相］へエ
クステンシヨンされることになる。一般に節点（Ｎ）＝
（Ｌ、Ｊ、Ｉ）から（Ｎ’（ｉ）　）　＝（Ｌ’、Ｊ’
（ｉ）　、Ｉ’（ｉ））　（ｉ　＝１　、２　、・・・
、２１Ｔ′）へエクステンシヨンするとしたら、これら
の節点は次の（５）式から（９）式で関係づけられる。

Ｌ／　＝　Ｌ　＋　ｍ　　　　　　　　　　　　　　＋
６）Ｉ’（ｉ）＝（ｉ　−１）ｍａｄ　Ｎ３＋ｔ　　２
ｍ≧Ｎ３−（７１２ｒＱ＜Ｎ３−＋８１ −Ｉ’（ｉ）　）＋１→９） となる。

例えば節点■はり、Ｉ、Ｊｉ用いて表わすとＴ４１＝（
３，１，２）となりこれからｍ＝２のＭＬＥ法によると
（６）〜（９）式を用いてエクステンシヨンを行い、座
標を求めると、（Ｌ’　、　Ｊ’（ｉ）。

Ｉ’（ｉ））（ｉ＝１．２，３．４）は（５，１゜１）
、（５，１，２）、（５，１，３）及び（５，１，４）
となる。

■　パージング（ｐｕｒｇｉｎｇ　）手段ＭＬＥ法では
前述の通り、スタック内の節点の増加率がＺ−Ｊアルゴ
リズムよす太キい。この結果スタック内の不要な節点が
増大し、そのために大きな容量のスタックを用意しなけ
ればならないので、この不要な節点をスタックから除外
する操作が必要になる。これをパージング（ｐｕｒｇｉ
ｎｇ　）という。これには２つの方法があシ、１つは節
点のもつパスメトＩＪツクの大小によって不要な節点を
除去するメトリック・パージング（ｍｅｔｒｉｃ　ｐｕ
ｒｇｉｎｇ　）　、他の１つは同じ状態（５ｔａｔｅ　
）に対応する節点のうち最もメトリックの大きいものを
残し他を除去するステート・パージング（５ｔａｔｅ　
ｐｕｒｇｉｎｇ　）である。次にこの２つの方法につい
て説明する。

（ａｌ　　メトリンク・パージング スタック内に残存している節点の中で ＭＬＥ法により最も新しくスタックに挿入された２ｍ個
の節点のうち最も小さいバスメトリックをもつ節点より
も小さいバスメトリックを有する節点は不要節点として
スタックから除外する。この操作は毎ステップ行う必要
はなく１０〜２０ステツプに１回周期的に行うことで復
号誤り率を劣化させることなく不要節点除去の効果をも
たらす。例えばｍ＝２のＭＬＥ法でメトリック・パージ
ングを行う・と図７に示すようにその時点でエクステン
ションされた４つの節点■、■、■、■の中の最も小さ
いメトリックをもつ節点■より小さいメトリックを有す
る節点■■　は全てスタックから除外する。例えばこの
操作全１０ステップ周期で行うとＺ−Ｊアルゴリズムと
比べ復号誤り率の劣化なく、復号するまでにスタック内
にろる平均節点数全半分以下にすることができ、スタッ
クサイズの縮小が可能となるり（ｂ）　　ステート・パ
ージング 図６に示す樹枝状図上で同じレベル番号ｆＬ）をもち同
じ状態番号（りをもつ節点は同一の７フトレジスタの内
容をもっことになシこ、ｑ’２同一の状態１にある節点
という。拘束長に、符号化率ｒ＝１／２のたたみ込み符
号は状態の種類がＮ８（＝２に−１）個あυ、この状態
に着目し。

同一の状態に流入するバス全状態毎に示したものを格子
状（ｔｒｅｌｌｉｓ　）図と呼ぶ。図８の格子状図は図
６の樹枝状図を書き直したものである。仮すにスタック
内に図６の節点Ｏ及びＯが含まれていたとすると、この
２点は共にレジスタ状態が（０１）に対応し、同じ状態
をもつことになる。このようにスタック内で２つの節点
が同一の状態になるということはエクステアジョンてよ
シ２つの別個のパスがその時点で合流（ｍｅｒｇｅ　）
　Ｌ以後は同一のパス上を進んでいくことを意味する。

よってこの場合、２つの合流したパスはその時点でバス
メトリックの大きいパスを選択し、他方を除去すること
ができる。この操作をステート・パージングと呼ぶ。

このステート・パージングは１２）で説明した番号付は
規則を用いて行うと便利でるる。すなわち、各節点をレ
ベルの深さり、状態ブロック番号Ｊ及び状態番号工の（
Ｌ、Ｊ、Ｉ）で表現した場合、Ｌ及び工が同一の節点の
中でパスメトリンクの最も大きいものを生き残りパスと
して選び、他を除去すればよい。例えば図２節点Ｏ及び
Ｏは（Ｌ、Ｊ、Ｉ）で表現するとそれぞｆｌ（５，２，
３）及び（５゜４．３）となυ、共にＬ二５．Ｉ＝３で
あるのでこのときバスメトリンクが大きい方をスタック
に残す。

■　メトリック計算法 ＭＬＥ法を用いると一度にｍレベルにわたり２′″′個
の節点に対してエクステン７ョンされる。

この時、エクステン７ョンに必要な枝メトリックの計算
回数はＺ−Ｊアルゴリズムでは２個でる。レベル当たり
の枝メトリックの計算回数を比べるとＺ−Ｊアルゴリズ
ムが２であるのに対しＭＬＥ法ではΣ２ｎ　となり１ｍ
が犬きくなるｎ論１ につれて増大していく。このような計算回数の増大に対
処するために、メｌ−ＩＪノック計算の簡素化を考える
。

図９に示すように樹枝状図における各校の構成は用いる
符号が決まれば一意に定まる。拘束長３符号化率１／２
の場合は図に示すような構成になる。このとき１つの節
点から派生する２本の枝は図のような符号化率Ｌ／２の
符号では常にハミング距離が２である。

この性質を利用すると、ＭＬＥ法においても必要な枝メ
トリックを全て計算しなくても１種類のパス（例えばオ
ールＯ系列）について受信系列と比較して・・ミンダ距
離と一致ビットの箇所を求めさえすればたちどころに他
のパスのメトリックも求めることができる。すなわち図
９の例においてｍ−２のＭＬＥ法の場合金力えると節点
■から■■■及び■へのエクステン７ョンのメトリック
の計算は、■−■−■というオール０のパスのみに着目
し、レベル１の枝■−■に対する受信系列の・・ミ／グ
距離及びレベル２の枝■−■に対する受信系列のハミン
グ距離と受信系列と枝のンンボルの一致ビットの箇所（
すなわち枝を構成する２ンンボルのうちどのビットと受
信系列が一致しているか）を求めればすぐさま他のパス
すなわち■−■−■、■−■−■及び■−■−■の枝メ
トリックを計算できる。例えば■−■−■というパスで
受信系列０１と枝■−■の−・ミング距離は１だから他
方の枝も必ず１になる。次に枝■−■と受信系列００と
の−・ミング距離は０だから枝■−■は必ず２になり、
又、枝■−■及び■−■とは符号の性質より必ず１にな
る。よって・・ミング距離が０．１．２に対し枝メトリ
ックとして１゜−４，−９に与えると節点■■■及び■
のもつパスメトリックは−３、−１３，−８、−８とな
る。

又１図１０のようにレベル２の枝■−■の−・ミノグ距
離が１のときは枝■−■及び■−■ともに−・ミング距
離は１になるが、他の枝■−■及び■−■に対しては枝
■−■と受信系列と比べ一致ビットが第１ビツトかある
いは第２ビツトかを調べる必要がある。すなわち枝■−
■と受信系列が図１０９ように第１ビツトで一致、第２
゛り必ず２及びＯとなる。逆に第１ビツトで不一致、第
２ピントで一致していたらハミング距離はそれぞれ０及
び２となる。従って図１０の場合。

節点■■■■のもつパスメトリックの大きさは−８、−
８、−１３，−３と決まる。

これらのパスメトリックの計算は以上説明した規則を用
いて図１１に示すように受信系列の第ルベルの第１ピン
ト及び第２ピッｌｔ−人力し第ルベルの第１枝メトリツ
ク及び第２枝メトリツクを出力するメトリック・テーブ
ル１と受信系列の第２レベルの第１ビツト及び第２ビツ
ト全入力し第２レベルの第１枝から第４枝までのメトリ
ックを出力するメトリック・テーブル２を設定すれば簡
単に行うことができる。

（５）　　エクステン７ヨ／の省略（ｏｍｉｔｔｉｎｇ
　）ＭＬＥ法では一度に２ｍ個の節点へエクステンショ
ンされる。例えば図１２に示すようにｍ＝２のときは一
度に４つの節点（■■■■）へエクステン７／される。

このうち最も枝メトリックの小さい節点■は他の節点に
比ベスタックに入ってもこれが先頭に来てエクステン／
口／の原点となる可能性（確率）は低い。よってこの節
点はスタックへの挿入を行わず、すなわち、この節点へ
のエクステンションは行わず、省略することが可能であ
る。このようにｍ＝２のＭＬＥ法で最も枝メ）　ＩＪソ
ック小さい節点へのエクステンションを省略すると、一
度の操作で取シ扱われる節点の数が減るため、Ｚ−Ｊア
ルゴリズムよシ復号時間を短縮できる。図１３に２−Ｊ
アルゴリズムとＭＬＥ法（ｏｍｉｔｔｉｎｇ）有無）の
復号に要する時間の比較を示す。ＭＬＥ法でｍ＝　２　
、　ｎ　（ｏｍｉｔｔｉｎｇ節点数）＝１の時はＺ−Ｊ
アルゴリズムに比べ１０％以上も計算時間を短縮できる
。この場合、復号誤シ率の劣化は図１４に示す通シごく
わずかに抑えられ、計算時間を短縮できるので大変有用
である。

（発明の効果） 図１４は、従来のＺ−Ｊアルゴリズムと本発明によるＭ
ＬＥ法を復号誤シ率の観点から比較したものである。

複数レベルへのエクステンション、メトリック計算の簡
単化、パージング手段の導入により、誤シ率の改善がな
されている。その改善度は、ｍが大きい程大きいことも
わかる。

なお、エクステンションの省略手法を導入した場合には
、誤り率はわずかながら劣化する。ただし、図１３で説
明したように、処理時間の観点からは、大きな改善が得
られている。

【図面の簡単な説明】

図１は本発明による符号器（Ｋ＝　３　、　ｒ　＝１／
２）の構成例１図２はたたみ込み符号の樹枝状図、図３
はスタックアルゴリズムを示す図、図４はスタックアル
ゴリズムとパスメトリックの計算金示す図１図５はスタ
ック内の節点の変化を示す図、図６はす／バリフグ規則
とエクステン７ン規則を示す図１図７はメ）　ＩＪラッ
クージングと示す図。 図８はたたみ込み符号のトレリス図１図９と図１０はＭ
ＬＥ法におけるメトリック計算を示す図１図１１はバス
メｌ−ＩＪランク算回路１図１２はＭＬＥ法における省
略を示す図１図１３は計算時間の比較を示す図１図１４
は復号誤９率を示す図である。 第　１　図 第　２　図 に＝３　　Ｆ−−Ｌのｔ＝ｒ＝ｈこみ符号の相すイ支状
図第　３　図 スタック（１−１）　７ル丁リス゛ム 送４ｇａ＋リ　−００／ｌ　　　　　　　Ｏｆ　　　　
　　０ｆＷａ系列＝Ｏｆ　　　ｉｆ　　　００　　０１
第　４　旧 スタッファルゴリ入°ムとパスメトリッ７の宮十算ｌ／
ベル番号（Ｌ）ｌ　　　　　　２　　　　　３　　　　
　４　　　　５Ｎｕｍｂｅｒｊｎ８ｑ則ｃ　Ｅｘ　ｔｅ
ｎ５ＬｏｎズＬｅｌｌＪ第　７　閃 メトリックバージン’）”　（ｍｅｔｒ／ＣＰ９ｎ３）
レペＶ＋　　　　　　　　２　　　　　　３　　　　　
　　４　　　　　　５−一一一一　斤号器入力　１ 躬　８　図 に＝３ｒ−ｈのたたみこａｔ子号／１ｔｒｅｌｌＬ５［
ｉ６しＸ　ル　　　　　　　　　ｌ　　　　　　　　　
２父ａ示列　　ｏｔ　　　　ｏ。 第　　９　８石 閂ＬＥ＞’ｆｆにあ１すｂメトリラフの言’ｒ算（１）
しくｒし　　　　　　　　　　　　　　　１　　　　　
　　２９６　％列　　　　　ｏｔ　　　　ｏｔ第１０図 ＭＬｆｘ法にお１するメトリッ７の計算（２）第１２　
圓 ４５ｇ７　　　　１３ Ｅｂ／Ｎｏ（ｃＬ１３） のｔｔ８８千ｒ笥のしし阜又

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 たたみ込み符号とスタツクアルゴリズムによる逐次復号
   法との組み合せからなる逐次復号誤り訂正方式において
   、 受信信号系列に従つて参照する樹枝状符号系列を伸長す
   る際に、該伸長を複数レベルの節点に対して行い、該節
   点と受信信号系列との尤度算出を行うことを特徴とする
   逐次復号誤り訂正方式。