JPH01132241A - 逐次複号装置 - Google Patents
逐次複号装置Info
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- JPH01132241A JPH01132241A JP19672688A JP19672688A JPH01132241A JP H01132241 A JPH01132241 A JP H01132241A JP 19672688 A JP19672688 A JP 19672688A JP 19672688 A JP19672688 A JP 19672688A JP H01132241 A JPH01132241 A JP H01132241A
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- Error Detection And Correction (AREA)
- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
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。
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〕
本発明は逐次復号装置に関する。
データの伝送誤りを検出して訂正するために、データを
いくつかの情報ンンポルに区切り、誤り訂正符号器で畳
込み符号化し符号シンボルにし、伝送された符号シンボ
ルを誤り訂正復号器（以下復号器という）でファンアル
ゴリズムを用いて逐次復号することが行ねれている。
いくつかの情報ンンポルに区切り、誤り訂正符号器で畳
込み符号化し符号シンボルにし、伝送された符号シンボ
ルを誤り訂正復号器（以下復号器という）でファンアル
ゴリズムを用いて逐次復号することが行ねれている。
かかる誤り訂正符号器は、状態保持回路と関数発生回路
とを備えている。状態保持回路は、例えばシフトレジス
タで構成され、内部状態を保持し、情報シンボルの入力
によって内部状態を変更する。
とを備えている。状態保持回路は、例えばシフトレジス
タで構成され、内部状態を保持し、情報シンボルの入力
によって内部状態を変更する。
関数発生器は内部状態を入力して符号シンボルを発生す
る。
る。
復号器が１符号シンボルに対応して受取る受取信号（の
硬判定）は、伝送誤りにより、遅られた符号シンボルと
は必ずしも一致しない。
硬判定）は、伝送誤りにより、遅られた符号シンボルと
は必ずしも一致しない。
復号器は、符号シンボル単位に復号を進めるとすると、
対応する誤り訂正符号器と同一の機能を有する回路（以
下符号器複製という）をもっており、１符号ンンポルに
対応する受信信号を受取るごとに、可能なすべての情報
シンボルを符号器複製にそれぞれ入力したときの符号器
複製が出力する符号シンボルのそれぞれを受取った受信
信号と比較し、受信信号を最も近い符号シンボルを与え
る情報シンボルを送られた情報シンボルであると推定す
る。近さの尺度として、ファノ尤度と呼ばれる尤度が用
いられる。ファンアルゴリズムでは、基本的には、ファ
ノ尤度の累積尤度が最も大きくなる情報シンボ／Ｌ４列
を送られた情報シンボル列であると判定していく。
対応する誤り訂正符号器と同一の機能を有する回路（以
下符号器複製という）をもっており、１符号ンンポルに
対応する受信信号を受取るごとに、可能なすべての情報
シンボルを符号器複製にそれぞれ入力したときの符号器
複製が出力する符号シンボルのそれぞれを受取った受信
信号と比較し、受信信号を最も近い符号シンボルを与え
る情報シンボルを送られた情報シンボルであると推定す
る。近さの尺度として、ファノ尤度と呼ばれる尤度が用
いられる。ファンアルゴリズムでは、基本的には、ファ
ノ尤度の累積尤度が最も大きくなる情報シンボ／Ｌ４列
を送られた情報シンボル列であると判定していく。
もっとも、伝送誤りが多発すると、間違った情報シンボ
ルを送られた情報シンボルであると判定する可能性があ
る。−旦誤った判定をすると、それ以後の符号器複製の
内部状態が誤り訂正符号器の内部状態と食違い、それ以
後はファノ尤度の大きな情報シンボルを見付けようとし
ても見付けられなくなるので、過去において誤った判定
をしたことが検出できる。誤った判定をしたことを検出
すると、符号器複製の内部状態を過去の状態に戻した後
、過去において選んだ情報シンボルの次にファノ尤度の
大きな情報シンボルを送られた情報シンボルであると判
定して復号なやり直す、ファノ尤度が次に大きな情報シ
ンボルを見付けようとしても既に探索済みで見付けるこ
とができなければ、もう一つ過去の状態に戻って同様な
操作を行う、このように試行錯誤を繰返して復号な行い
、−旦出力した復号結果を後で変更する可能性があるの
で、復号器は、入力した受信信号のバッファおよび復号
結果のバッファを必要とする。
ルを送られた情報シンボルであると判定する可能性があ
る。−旦誤った判定をすると、それ以後の符号器複製の
内部状態が誤り訂正符号器の内部状態と食違い、それ以
後はファノ尤度の大きな情報シンボルを見付けようとし
ても見付けられなくなるので、過去において誤った判定
をしたことが検出できる。誤った判定をしたことを検出
すると、符号器複製の内部状態を過去の状態に戻した後
、過去において選んだ情報シンボルの次にファノ尤度の
大きな情報シンボルを送られた情報シンボルであると判
定して復号なやり直す、ファノ尤度が次に大きな情報シ
ンボルを見付けようとしても既に探索済みで見付けるこ
とができなければ、もう一つ過去の状態に戻って同様な
操作を行う、このように試行錯誤を繰返して復号な行い
、−旦出力した復号結果を後で変更する可能性があるの
で、復号器は、入力した受信信号のバッファおよび復号
結果のバッファを必要とする。
以上説明したファンアルゴリズムは、米国人ファン（Ｒ
，Ｍ、 Ｆ ａ ｎ ｏ）が考案したもので、Ｉ ＥＥ
Ｅ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ Ｉｎｆｏｒｍ
ａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ、 Ｉ Ｔ−９（１９６３）
（米）ｐ、６４−７４に記載されている。また、上記の
ような誤り訂正符号器および復号器は、例えば米国人ジ
ョージ・デビット・フォーニイ・ジュニア（Ｇｅｏｒｇ
ｅ Ｄａｖｉｄ Ｆｏｒｎｅｙ、Ｊｒ、）の米国特許第
３．６６５．３９６に記載されている回路で実現できる
。
，Ｍ、 Ｆ ａ ｎ ｏ）が考案したもので、Ｉ ＥＥ
Ｅ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ Ｉｎｆｏｒｍ
ａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ、 Ｉ Ｔ−９（１９６３）
（米）ｐ、６４−７４に記載されている。また、上記の
ような誤り訂正符号器および復号器は、例えば米国人ジ
ョージ・デビット・フォーニイ・ジュニア（Ｇｅｏｒｇ
ｅ Ｄａｖｉｄ Ｆｏｒｎｅｙ、Ｊｒ、）の米国特許第
３．６６５．３９６に記載されている回路で実現できる
。
ところで、符号器複製が出力する符号シンボルと受信信
号とを比較するには、受信信号のどこからどこまでが１
符号シンボルに対応するのかを知る必要がある。いいか
えｈば、受信信号に符号同期してこの比較を行う必要が
ある０通常、受信信号はこの符号同期のタイミング情報
を同期信号のような単純な形では含んでいないので、従
来の逐次復号装置は、以下説明するように、試行錯誤的
に符号同期を行っている。
号とを比較するには、受信信号のどこからどこまでが１
符号シンボルに対応するのかを知る必要がある。いいか
えｈば、受信信号に符号同期してこの比較を行う必要が
ある０通常、受信信号はこの符号同期のタイミング情報
を同期信号のような単純な形では含んでいないので、従
来の逐次復号装置は、以下説明するように、試行錯誤的
に符号同期を行っている。
符号同期が誤っていｈば受信信号にきわめて大きい確率
で伝送誤りを含むの等価であるから、復号が進まず、受
信信号のバッファがオーバーフローする。このオーバー
フローによって符号同期が誤っていると判断すると、符
号同期の位相を符号シンボルの１符号ビット分だけずら
し、その後に受信信号のバッファに新しく入力する受信
信号から復号な行う、こめ符号同期の試行によっても復
号が進まず受信信号のバッファがオーバーフローすると
、同じ試行を再度行う、１符号シンボルがｎビ、トの符
号ビットから構成さｈているとすると、符号同期のとり
得る位相はｎ通りであるから、上記の試行を最大（ｎ−
１）回繰返せば必ず符号同期は正しくなる。符号同期が
誤っていると復号が全然進まないと仮定すると、１回の
試行には受信信号のバッファ全体に受信信号を蓄積する
だけの時間がかかり、この時間の（ｎ−１）倍が符号同
期の引込み時間の最大値となる。また、１回試行を行う
ごとに、そのときバッファに蓄積している受信信号をす
べて捨てることになる。
で伝送誤りを含むの等価であるから、復号が進まず、受
信信号のバッファがオーバーフローする。このオーバー
フローによって符号同期が誤っていると判断すると、符
号同期の位相を符号シンボルの１符号ビット分だけずら
し、その後に受信信号のバッファに新しく入力する受信
信号から復号な行う、こめ符号同期の試行によっても復
号が進まず受信信号のバッファがオーバーフローすると
、同じ試行を再度行う、１符号シンボルがｎビ、トの符
号ビットから構成さｈているとすると、符号同期のとり
得る位相はｎ通りであるから、上記の試行を最大（ｎ−
１）回繰返せば必ず符号同期は正しくなる。符号同期が
誤っていると復号が全然進まないと仮定すると、１回の
試行には受信信号のバッファ全体に受信信号を蓄積する
だけの時間がかかり、この時間の（ｎ−１）倍が符号同
期の引込み時間の最大値となる。また、１回試行を行う
ごとに、そのときバッファに蓄積している受信信号をす
べて捨てることになる。
以上説明したように従来の逐次復号装置は、受信信号の
バッファ全体に受信信号を蓄積する時間の最大（ｎ−１
）倍という長い符号同期引込み時間を要し、この間受取
る受信信号な復号できない欠点がある。
バッファ全体に受信信号を蓄積する時間の最大（ｎ−１
）倍という長い符号同期引込み時間を要し、この間受取
る受信信号な復号できない欠点がある。
本発明の目的は、符号同期の引込み時間が短い逐次復号
装置を提供することにある。
装置を提供することにある。
本発明の逐次復号装置は、畳込み符号の符号シンボルで
変調した変調信号を伝送し復調して得た受信信号をあら
かじめ定めた第１の数だけ記憶し得る受信信号記憶手段
と、前記受信信号の復号結果を前記第１の数だけ記憶し
得る復号結果記憶手段と、前記受信信号を前記受信信号
記憶手段に順次書込むと同時に前記復号結果記憶手段か
ら既に書込まれている前記復号結果を順次読出して外部
へ出力し、前記受信信号記憶手段から読出した前記受信
信号に試行錯誤的に符号同期して逐次復号な行い、復号
が完了すると前記復号結果を前記復号結果記憶手段に書
込むと同時に前記受信信号記憶手段から今復号が完了し
た前記受信信号の次に書込まれている前記受信信号を読
出して復号を試み、以前の復号に誤りの可能性があると
して復号を後退させるときは前記受信信号記憶手段から
直前に読出した前記受信信号の前に書込まれている前記
受信信号を読出すと同時に今読出す前記受信信号を以前
に復号完了したとき前記復号結果記憶手段に書込んだ前
記復号結果を読出して復号をやり直し、前記受信信号記
憶手段から直前に読出した前記受信信号のすぐ前に書込
まれている前記受信信号が新しく入力した前記受信信号
によって書直さｈるまでに復号が遅れ前記符号同期に誤
りがあると判断するごとに、前記符号同期をやり直し前
記受信信号記憶手段に書込んだ最新の前記受信信号より
あらかじめ定めた、前記第１の数未満の、第２の数だけ
以前に書込んだ前記受信信号を読出゛して復号な試みる
リセット動作を繰返す逐次復号手段とを備えて構成され
る。
変調した変調信号を伝送し復調して得た受信信号をあら
かじめ定めた第１の数だけ記憶し得る受信信号記憶手段
と、前記受信信号の復号結果を前記第１の数だけ記憶し
得る復号結果記憶手段と、前記受信信号を前記受信信号
記憶手段に順次書込むと同時に前記復号結果記憶手段か
ら既に書込まれている前記復号結果を順次読出して外部
へ出力し、前記受信信号記憶手段から読出した前記受信
信号に試行錯誤的に符号同期して逐次復号な行い、復号
が完了すると前記復号結果を前記復号結果記憶手段に書
込むと同時に前記受信信号記憶手段から今復号が完了し
た前記受信信号の次に書込まれている前記受信信号を読
出して復号を試み、以前の復号に誤りの可能性があると
して復号を後退させるときは前記受信信号記憶手段から
直前に読出した前記受信信号の前に書込まれている前記
受信信号を読出すと同時に今読出す前記受信信号を以前
に復号完了したとき前記復号結果記憶手段に書込んだ前
記復号結果を読出して復号をやり直し、前記受信信号記
憶手段から直前に読出した前記受信信号のすぐ前に書込
まれている前記受信信号が新しく入力した前記受信信号
によって書直さｈるまでに復号が遅れ前記符号同期に誤
りがあると判断するごとに、前記符号同期をやり直し前
記受信信号記憶手段に書込んだ最新の前記受信信号より
あらかじめ定めた、前記第１の数未満の、第２の数だけ
以前に書込んだ前記受信信号を読出゛して復号な試みる
リセット動作を繰返す逐次復号手段とを備えて構成され
る。
以下実施例を示す図面を参照して本発明について詳細に
説明する。
説明する。
第１図は、本発明の逐次復号装置の一実施例を示すブロ
ック図である。
ック図である。
１は受信信号のバッファ用のＲＡＭ、２は復号結果のバ
ッファ用のＲＡＭである。ＲＡＭＩ、２はいずれもｍ１
込のアドレス数を有する。３は、制御信号Ｂｌ、Ｂ２に
よってＲＡＭＩ、２の書込みおよび読出しを制御し、そ
のためアドレス信号を出力し、受信信号を逐次復号する
復号処理部である。Ｄｏは、受端の復調器（図示せず）
から入力する受信信号、ＣＬは受信信号Ｄ０のクロック
信号である。
ッファ用のＲＡＭである。ＲＡＭＩ、２はいずれもｍ１
込のアドレス数を有する。３は、制御信号Ｂｌ、Ｂ２に
よってＲＡＭＩ、２の書込みおよび読出しを制御し、そ
のためアドレス信号を出力し、受信信号を逐次復号する
復号処理部である。Ｄｏは、受端の復調器（図示せず）
から入力する受信信号、ＣＬは受信信号Ｄ０のクロック
信号である。
復号処理部３は、カウンタ３１，３２、セレクタ３３、
制御回路３４ならびに復号回路３５によ′り構成されて
いる。カウンタ３１は、クロック信号ＯＬを計数し計数
値を７ドレス信号Ａ１として出力するｍ１進のカウンタ
である。カウンタ３２もｍ、進のカウンタであり、アド
レス信号Ａ２及び制御信号Ｂ５を出力する。セレクタ３
３は、制御回路３４からの制御信号Ｂ６によりアドレス
信号Ａｌ、Ａ２のいずれか一方を選択し、ＲＡＭ１およ
び２へ出力する。
制御回路３４ならびに復号回路３５によ′り構成されて
いる。カウンタ３１は、クロック信号ＯＬを計数し計数
値を７ドレス信号Ａ１として出力するｍ１進のカウンタ
である。カウンタ３２もｍ、進のカウンタであり、アド
レス信号Ａ２及び制御信号Ｂ５を出力する。セレクタ３
３は、制御回路３４からの制御信号Ｂ６によりアドレス
信号Ａｌ、Ａ２のいずれか一方を選択し、ＲＡＭ１およ
び２へ出力する。
新しい受信信号Ｄｏが入力されると、カウンタ３１がク
ロック信号ＯＬを計数してアドレス信号Ａ１が一つ増大
する。このとき、制御回路３４はカウンタ３１からその
制御信号Ｂ５に応答し、制御信号Ｂ６を出力する。セレ
クタ３３は、この制御信号Ｂ６に応答してアドレス信号
Ａ１を出力し、ＲＡＭＩの７ドレスＡ１に入力した受信
信号Ｄ０を書込むとともにＲＡＭ２のアドレスＡ１に書
込まれている復号結果Ｅを読出して外部へ出力する。
ロック信号ＯＬを計数してアドレス信号Ａ１が一つ増大
する。このとき、制御回路３４はカウンタ３１からその
制御信号Ｂ５に応答し、制御信号Ｂ６を出力する。セレ
クタ３３は、この制御信号Ｂ６に応答してアドレス信号
Ａ１を出力し、ＲＡＭＩの７ドレスＡ１に入力した受信
信号Ｄ０を書込むとともにＲＡＭ２のアドレスＡ１に書
込まれている復号結果Ｅを読出して外部へ出力する。
したがって、アドレス信号ＡＩは、ＲＡＭＩへ書込んだ
最新の受信信号Ｄ０の７ドレスを示してい復号処理して
いる受信信号Ｄ１０ＲＡＭＩにおけるアドレスを示して
いる。復号回路３５は、直前にＲＡＭＩから読出した受
信信号Ｄ１の復号が完了すると、復号回路３５は復号終
了を知らせる制御信号Ｂ４を出力する。制御回路３４は
、制御信号Ｂ４に応答し、制御信号Ｂｌ、Ｂ２．Ｂ３．
Ｂ６を出力する。セレクタ３３は制御信号Ｂ６に応答し
てアドレス信号Ａ２を出力する。復号回路３５は復号結
果り、を制御信号Ｂ２の制御によりＲＡＭ２のアドレス
Ａ２に書込む、カウンタ３２は制御回路３４よりの制御
信号Ｂ３に応答しアドレス信号Ａ２を一つ増大する。続
いて復号回路３５は制御信号Ｂ１により’ＲＡＭＩの（
一つ増大した）アドレスＡ２から次の受信信号Ｄ１を読
出し、次の復号処理に移る。
最新の受信信号Ｄ０の７ドレスを示してい復号処理して
いる受信信号Ｄ１０ＲＡＭＩにおけるアドレスを示して
いる。復号回路３５は、直前にＲＡＭＩから読出した受
信信号Ｄ１の復号が完了すると、復号回路３５は復号終
了を知らせる制御信号Ｂ４を出力する。制御回路３４は
、制御信号Ｂ４に応答し、制御信号Ｂｌ、Ｂ２．Ｂ３．
Ｂ６を出力する。セレクタ３３は制御信号Ｂ６に応答し
てアドレス信号Ａ２を出力する。復号回路３５は復号結
果り、を制御信号Ｂ２の制御によりＲＡＭ２のアドレス
Ａ２に書込む、カウンタ３２は制御回路３４よりの制御
信号Ｂ３に応答しアドレス信号Ａ２を一つ増大する。続
いて復号回路３５は制御信号Ｂ１により’ＲＡＭＩの（
一つ増大した）アドレスＡ２から次の受信信号Ｄ１を読
出し、次の復号処理に移る。
復号処理の周期はクロック信号ＯＬの周期より十分短い
ので、受信信号Ｄ０に伝送誤りが少く復号が順調に進む
とアドレス信号Ａ２がアドレス信号Ａ１に追付き、ＲＡ
ＭＩに書込んだ最新の受信信号Ｄ０の復号処理をするよ
うになる。その結果、それ以上読出すべき新しい受信信
号Ｄ１が無くなるので、アドレス信号Ａ２がアドレス信
号ＡＩに等しくなると制御回路３４は制御信号Ｂ４を出
力し、復号回路３５は制御信号Ｂ４に応答し、復号処理
を一時停止する。
ので、受信信号Ｄ０に伝送誤りが少く復号が順調に進む
とアドレス信号Ａ２がアドレス信号Ａ１に追付き、ＲＡ
ＭＩに書込んだ最新の受信信号Ｄ０の復号処理をするよ
うになる。その結果、それ以上読出すべき新しい受信信
号Ｄ１が無くなるので、アドレス信号Ａ２がアドレス信
号ＡＩに等しくなると制御回路３４は制御信号Ｂ４を出
力し、復号回路３５は制御信号Ｂ４に応答し、復号処理
を一時停止する。
復号な後退させるとき制御回路３４は、制御信号Ｂｌ、
Ｂ２．Ｂ３を出力する。カウンタ３２は、制御信号Ｂ３
に応答し、アドレス信号Ａ２を一つ減少させる。復号回
路３５は、制御信号Ｂｌ、Ｂ２゜Ｂ３を出力する。カウ
ンタ３２は、制御信号Ｂ３に応答し１アドレス信号Ａ２
を一つ減少させる。
Ｂ２．Ｂ３を出力する。カウンタ３２は、制御信号Ｂ３
に応答し、アドレス信号Ａ２を一つ減少させる。復号回
路３５は、制御信号Ｂｌ、Ｂ２゜Ｂ３を出力する。カウ
ンタ３２は、制御信号Ｂ３に応答し１アドレス信号Ａ２
を一つ減少させる。
復号回路３５は、制御信号Ｂｌ、Ｂ２によＯＲＡＭｌ、
２のアドレスＡ２から（以前に復号したことのある）受
信信号Ｄ１および復号結果Ｄ２を読出して復号なやり直
す。
２のアドレスＡ２から（以前に復号したことのある）受
信信号Ｄ１および復号結果Ｄ２を読出して復号なやり直
す。
このようにして復号回路３５は、受信信号り。
を逐次復号していく。
直前にＲＡ Ｍ １から読出した受信信号Ｄｓ（そのＲ
ＡＭＩにおけるアドレスはＡ２）のすぐ前に書込まれて
いる受信信号（そのアドレスはＡ２−１）が新しく入力
した受信信号り、によって置皿される（この書込みのア
ドレスはＡＩ）までに、いいかえればＡ２−１＝ＡＩに
なるまでに復号が遅れると、次に新しぐ入力する受信信
号Ｄ０によて復号が完了していない（アドレスＡ２の）
受信信号が置皿されてしまうことになる。そのため、復
号回路３５はＡ２−１＝Ａ１になるまでに復号が遅れる
とＲＡＭＩがオーバーフローしたと判断する。
ＡＭＩにおけるアドレスはＡ２）のすぐ前に書込まれて
いる受信信号（そのアドレスはＡ２−１）が新しく入力
した受信信号り、によって置皿される（この書込みのア
ドレスはＡＩ）までに、いいかえればＡ２−１＝ＡＩに
なるまでに復号が遅れると、次に新しぐ入力する受信信
号Ｄ０によて復号が完了していない（アドレスＡ２の）
受信信号が置皿されてしまうことになる。そのため、復
号回路３５はＡ２−１＝Ａ１になるまでに復号が遅れる
とＲＡＭＩがオーバーフローしたと判断する。
伝送路の品質が劣化して受信信号り、に伝送誤りが多発
すると、復号が進まずＲＡＭ１がオーバーフローする。
すると、復号が進まずＲＡＭ１がオーバーフローする。
伝送品質が正常であるならばＲＡＭＩのオーバーフロー
の発生確率がきわめて小さくなるようにＲＡＭＩ Ｃお
よび２）のアドレス数ｍ１を設定する。
の発生確率がきわめて小さくなるようにＲＡＭＩ Ｃお
よび２）のアドレス数ｍ１を設定する。
ところで、復号処理部３は符号同期を、以下詳述するよ
うに、試行錯誤的に行っているので、この符号同期の誤
りによってもＲＡＭＩがオーバーフローする。
うに、試行錯誤的に行っているので、この符号同期の誤
りによってもＲＡＭＩがオーバーフローする。
制御回路３４は、符号同期の誤りのためにＲＡＭ１がオ
ーバーフローしたと判断すると、制御信号Ｂ３．Ｂ４．
Ｂｌを出力する。カウンタ３２は制御信号Ｂ３に応答し
、アドレス信号Ａ２を７ドレスＡ１よりｍｚ（ただしｍ
ｓ ＜ ｍ ｒ ）小さい値にリセットする。復号回
路３５は、畳込み符号の符号シンボルの１ビ、ト分だけ
符号同期の位相をずらし、制御信号Ｂ１によりＲＡＭＩ
の（リセットした）アドレスＡ２から受信信号り、を読
出し復号を再開する。いいかえｈばＲＡＭＩに書込んだ
最新の受信信号り、よりｍ２回前に書込んだ受信信号Ｄ
０を読出して復号処理を行う、この符号同期のやり直し
およびアドレス信号Ａ２のリセット（これらをリセット
動作と総称する）によっても符号同期が正しくならずＲ
ＡＭＩが再度オーバーフローすれば、リセット動作を再
度行う、リセット動作誤符号同期がまだ正しくならずＲ
ＡＭＩが再度オーバーフローするまでの時間は、この間
復号が全前進まない′と仮定すれば、クロック信号ＣＬ
の周期のほぼ（ｍｌ−ｍり倍となる。１符号シンボルの
構成ビット数がｎであれば、符号同期の位相を１符号ビ
ット分ずらせることを最大（ｎ −１）回繰返す、いい
かえればリセット動作を最大（ｎ−１）回繰返せば必ず
符号同期が正しくなることについては既に述べた。
ーバーフローしたと判断すると、制御信号Ｂ３．Ｂ４．
Ｂｌを出力する。カウンタ３２は制御信号Ｂ３に応答し
、アドレス信号Ａ２を７ドレスＡ１よりｍｚ（ただしｍ
ｓ ＜ ｍ ｒ ）小さい値にリセットする。復号回
路３５は、畳込み符号の符号シンボルの１ビ、ト分だけ
符号同期の位相をずらし、制御信号Ｂ１によりＲＡＭＩ
の（リセットした）アドレスＡ２から受信信号り、を読
出し復号を再開する。いいかえｈばＲＡＭＩに書込んだ
最新の受信信号り、よりｍ２回前に書込んだ受信信号Ｄ
０を読出して復号処理を行う、この符号同期のやり直し
およびアドレス信号Ａ２のリセット（これらをリセット
動作と総称する）によっても符号同期が正しくならずＲ
ＡＭＩが再度オーバーフローすれば、リセット動作を再
度行う、リセット動作誤符号同期がまだ正しくならずＲ
ＡＭＩが再度オーバーフローするまでの時間は、この間
復号が全前進まない′と仮定すれば、クロック信号ＣＬ
の周期のほぼ（ｍｌ−ｍり倍となる。１符号シンボルの
構成ビット数がｎであれば、符号同期の位相を１符号ビ
ット分ずらせることを最大（ｎ −１）回繰返す、いい
かえればリセット動作を最大（ｎ−１）回繰返せば必ず
符号同期が正しくなることについては既に述べた。
符号同期が正しければ復号が順調に進むであろうから、
（ｍ １− ｍ ！ ）をｍｌより相当小さくしてもＲ
ＡＭＩはもはやオーバーフローしないであろうと期待で
きる。既に説明したように、従来の逐次復号装置は符号
同期のやり直しの後アドレス信号Ａ２を７Ｆレス信号Ａ
１に等しくリセットしていたので、リセット動作後ＲＡ
ＭＩが再度オーバーフローするまでにクロック信号ＯＬ
の周期のほぼｍ１倍の時間を要していた。第１図に示す
実施例においてはこの時間がクロ、り信号ＯＬの周期の
ほぼ（ｍ 、−ｍ ｓ）倍になるのだから、第１図に示
す実施例における符号同期引込みの最大所要時間は従来
の逐次復号装置における最大所要時間の（ｍｌ−ｍｔ）
／ｍ＋に短縮される。このように、（ｍｌ ｍｚ）を
小くすることによって第１図に示す実施例の符号同期の
引込み時間を短縮できる。
（ｍ １− ｍ ！ ）をｍｌより相当小さくしてもＲ
ＡＭＩはもはやオーバーフローしないであろうと期待で
きる。既に説明したように、従来の逐次復号装置は符号
同期のやり直しの後アドレス信号Ａ２を７Ｆレス信号Ａ
１に等しくリセットしていたので、リセット動作後ＲＡ
ＭＩが再度オーバーフローするまでにクロック信号ＯＬ
の周期のほぼｍ１倍の時間を要していた。第１図に示す
実施例においてはこの時間がクロ、り信号ＯＬの周期の
ほぼ（ｍ 、−ｍ ｓ）倍になるのだから、第１図に示
す実施例における符号同期引込みの最大所要時間は従来
の逐次復号装置における最大所要時間の（ｍｌ−ｍｔ）
／ｍ＋に短縮される。このように、（ｍｌ ｍｚ）を
小くすることによって第１図に示す実施例の符号同期の
引込み時間を短縮できる。
１回のリセット動作ごとに復号できず捨ててしまう受信
信号り、はＲＡＭＩのアドレス数にして（ｍｔ−ｍ＝−
１）個分である。したがって、符号同期の引込み中に捨
てる受信信号り、の量も、従来の逐次復号装置における
より、符号同期引込み最大所要時間の短縮の比率にほぼ
等しい比率で減少する。
信号り、はＲＡＭＩのアドレス数にして（ｍｔ−ｍ＝−
１）個分である。したがって、符号同期の引込み中に捨
てる受信信号り、の量も、従来の逐次復号装置における
より、符号同期引込み最大所要時間の短縮の比率にほぼ
等しい比率で減少する。
なお、ここでは符号同期というものを受信データ系列よ
り１符号シンボルを正確に区切ること（ここでは区別し
て枝同期と呼ぶ）として説明を行ったが、伝送路変調方
式として直交変調方式を採用した時の４相位相不確定性
を除去する為の同期機能や、逐次復号方式においてよく
知らｈてい゛るバッファオーバーフロー状態から定常状
態へ導く為の再同期機能も含めて符号同期として解釈し
ても同期確立ができる。ただし、この時はＲＡＭ１のオ
ーバーフローに対し、枝同期をとるのか、４相位相不確
定性を除去する為の同期をとるのか逐次復号方式におけ
る再同期を行うのかは別途法める必要がある。
り１符号シンボルを正確に区切ること（ここでは区別し
て枝同期と呼ぶ）として説明を行ったが、伝送路変調方
式として直交変調方式を採用した時の４相位相不確定性
を除去する為の同期機能や、逐次復号方式においてよく
知らｈてい゛るバッファオーバーフロー状態から定常状
態へ導く為の再同期機能も含めて符号同期として解釈し
ても同期確立ができる。ただし、この時はＲＡＭ１のオ
ーバーフローに対し、枝同期をとるのか、４相位相不確
定性を除去する為の同期をとるのか逐次復号方式におけ
る再同期を行うのかは別途法める必要がある。
以上詳細に説明したように本発明の逐次復号装置は、受
信信号のバッファがオーバーフローし符号同期に誤りが
あると判断して符号同期をやり直したとき、そのときよ
り一定の回数以前に受信信号のバッファに書込んだ受信
信号から復号処理を再開するようにして符号同期のやり
直しの繰返し周期を短くしているので、符号同期の引込
み時間を短くできる効果がある。
信信号のバッファがオーバーフローし符号同期に誤りが
あると判断して符号同期をやり直したとき、そのときよ
り一定の回数以前に受信信号のバッファに書込んだ受信
信号から復号処理を再開するようにして符号同期のやり
直しの繰返し周期を短くしているので、符号同期の引込
み時間を短くできる効果がある。
第１図は、本発明の逐次復号装置の一実施例を示すブロ
ック図である。 １．２・・・・・・ＲＡＭ、３・・・・・・復号処理部
、３１゜３２・・・・・・カウンタ、３３・・・・・・
セレクタ、３４・・・・・・制御回路、３５・・・・・
・復号回路。 代理人 弁理士 内 原 音
ック図である。 １．２・・・・・・ＲＡＭ、３・・・・・・復号処理部
、３１゜３２・・・・・・カウンタ、３３・・・・・・
セレクタ、３４・・・・・・制御回路、３５・・・・・
・復号回路。 代理人 弁理士 内 原 音
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 畳込み符号の符号シンボルで変調した変調信号を伝送し
復調して得た受信信号をあらかじめ定めた第１の数だけ
記憶し得る受信信号記憶手段と、前記受信信号の復号結
果を前記第１の数だけ記憶し得る復号結果記憶手段と、 前記受信信号を前記受信信号記憶手段に順次書込むと同
時に前記復号結果記憶手段から既に書込まれている前記
復号結果を順次読出して外部へ出力し、前記受信信号記
憶手段から読出した前記受信信号に試行錯誤的に符号同
期して逐次復号を行い、復号が完了すると前記復号結果
を前記復号結果記憶手段に書込むと同時に前記受信信号
記憶手段から今復号が完了した前記受信信号の次に書込
まれている前記受信信号を読出して復号を試み、以前の
復号に誤りの可能性があるとして復号を後退させるとき
は前記受信信号記憶手段から直前に読出した前記受信信
号の前に書込まれている前期受信信号を読み出すと同時
に今読出す前記受信信号を以前に復号完了したとき前記
復号結果記憶手段に書込んだ前記復号結果を読出して復
号をやり直し、前記受信信号記憶手段から直前に読出し
た前記受信信号のすぐ前に書込まれている前記受信信号
が新しく入力した前記受信信号によって書直されるまで
に復号が遅れ前記符号同期に誤りがあると判断するごと
に、前記符号同期をやり直し前記受信信号記憶手段に書
込んだ最新の前記受信信号よりあらかじめ定めた、前記
第１の数未満の、第２の数だけ以前に書込んだ前記受信
信号を読出して復号を試みるリセット動作を繰返す逐次
複号処理手段とを備えたことを特徴とする逐次複号装置
。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP19672688A JPH0683184B2 (ja) | 1987-08-07 | 1988-08-05 | 逐次複号装置 |
Applications Claiming Priority (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62-197682 | 1987-08-07 | ||
| JP19768287 | 1987-08-07 | ||
| JP19672688A JPH0683184B2 (ja) | 1987-08-07 | 1988-08-05 | 逐次複号装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH01132241A true JPH01132241A (ja) | 1989-05-24 |
| JPH0683184B2 JPH0683184B2 (ja) | 1994-10-19 |
Family
ID=26509937
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP19672688A Expired - Fee Related JPH0683184B2 (ja) | 1987-08-07 | 1988-08-05 | 逐次複号装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0683184B2 (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH02168753A (ja) * | 1988-05-24 | 1990-06-28 | Nec Corp | 誤り訂正装置における同期検出方法およびその装置並びに該装置を用いる同期方法 |
| JPH08167919A (ja) * | 1994-12-13 | 1996-06-25 | Nec Corp | ディジタル復調装置 |
-
1988
- 1988-08-05 JP JP19672688A patent/JPH0683184B2/ja not_active Expired - Fee Related
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH02168753A (ja) * | 1988-05-24 | 1990-06-28 | Nec Corp | 誤り訂正装置における同期検出方法およびその装置並びに該装置を用いる同期方法 |
| JPH08167919A (ja) * | 1994-12-13 | 1996-06-25 | Nec Corp | ディジタル復調装置 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH0683184B2 (ja) | 1994-10-19 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |