JPH033523A - 誤り訂正方法とその装置及びその伝送システム - 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］ 本発明はデジタル伝送の分野、特にブロック符号を用い
た誤り訂正の分野に関するや ［従来の技術］ デジタル伝送システノ、において考慮される正確さの尺
度は誤りｆ−（伝送ビットに対する受信ビット・が異な
る割合）である。誤り率はシステム設計のほぼ総ての点
の影響を受けるが、誤り訂正を利用することで直接誤り
率を変えることも可能である。誤り訂正により誤り率を
大きく改善すれば、増幅器、等化器、またスパン長とい
ったシステムの他の特性に対する必要性を和らげること
ができる：つまり、逆にビット／秒の観点から伝送技術
能力の現状を拡大することが可能である。

既知の誤り訂正システムはデータに加えて伝送情報、す
なわちオーバーヘッド（付加）情報を必要とし、また受
信データとオーバーヘッド情報を用いて訂正済データを
得るための何等かの計算を必要とする。王者択一のトレ
ードオフとなり得るが、有効な誤り訂正を与える要因は
伝送に必要な帯域幅／時間を付加する、計算を行うため
に必要な時間量、装置の複雑さとコスト、である。

例えば、デジタル無線システムのように帯域幅／時間の
優先度が非常に高いと考える場合はオーバーヘッド情報
の量を最少限に保つ必要がある。

既知の非常に効率の良い誤り訂正システムはハミング符
号のようなブロック符号と最尤デコーダ（解読器、複合
器）により各伝送記号の最も検査しやすいビットを符号
化する多重レベル伝送を用いている。ハミング符号は一
連のデータビットの後に複数のチエツクビット（検査ビ
ット）が続くものである。チエツクピットはデータビッ
トの幾つかの組合せによるパリティ（奇遇性）を示す。

各コード化されたデータブロックに対しハミング符号に
よって受信データビットからチエツクビットを再計算し
、そのチエツクビットと受信チエツクビットとをモード
２加算により比較すればシンドロームが得られる。もし
シンドロームがゼロでなければ受信データビットと受信
チエツクビットからなる受信符号語は正しくない。最尤
デコーダは伝送後の総ての正しい符号語（受信符号語と
特定のシンドロームを作る）を考慮する。最尤デコーダ
は各正しい符号語と、実際の受信記号列の振幅との間の
ユークリッド距離を計算し、訂正された符号語として最
も近いものを選ぶ。問題は比較的短いオーバーヘッドを
持つ長い符号では異なる正しい符号語（各々はシンドロ
ームを作ることになる）の数が膨大になることである。

チエイスデコーダではシンドロームを作るであろう一組
の正しい符号語を仮定し、ユークリッド距離の最低なも
のを選ぶ。しかし、既知のチエイスデコーダのアルゴリ
ズムはより望まれるべき点をいくつか残している。たっ
た１つの記号の誤りを考える（つまり受信符号語と正し
い符号語がただ一つの記号において異なる）場合、全体
を誤り訂正することは効率が悪い。また、複数の記号で
の誤りパターンを考える時、計算量は高速伝送システム
でリアルタイムに終了不可能な点まで急速に拡張してし
まう。

本発明の目的は小さなオーバーヘッド、かつ高速データ
スルーブツトながら有効な誤り訂正が可能な誤り訂正シ
ステムである。

［発明の概要］ 伝送時のデータ信号は全体パリティビットを持つブロッ
ク符号により符号化される。受信器ではアナログ−デジ
タル変換器が受信記号を受信データを示すハードビット
と最下位ビットを表すソフトビットに変換する。各受信
記号に対してそのソフトビットから、実際の受信記号と
ハードビット間のスライサレベルとの近接さの程度を示
す信頼性距離が得られ、三重記号誤りの全部号が識別さ
れる。符号化されたハードビットからブロックシンドロ
ームが計算される。訂正により正しい符号語を作る複数
の誤りパターン候補（各々は１つの記号、あるいは記号
の組合せと結び付く）はゼロでないシンドロームとして
検索される。ゼロでない偶数シンドロームそれぞれに対
しては誤りパターンの候補が二重誤りの完全な組合せか
らなり、奇数シンドロー示す）に一致しては候補が単一
誤りまたは三重誤りの完全な組合せ（どちらも三重記号
誤りの全部号を含む）からなる。記号の信頼性距離はそ
の検索による誤りパターン候補に対しての評価であり、
その候補記号は受信記号値に最も近い正しい符号語を作
るよう訂正される。

〔実施例の説明］ 第１図の誤り訂正可能デジタル無線伝送システムにおい
て、入力データストリームは誤り訂正エンコーダ１２で
まず符号化される。エンコーダ１２は二つの出力レイル
、■とＱに多ビット記号ブロックを生成可能である。各
記号の最下位ビットはブロック符号（本発明ではこのブ
ロック符号の最後のビットは全体パリティビットとなる
）で符号化される。情報を形成するブロックも含まれて
おり、このブロックは他の情報を形成するブロックに一
般的なくりかえしパターンの形を取るだろう。

■とＱ各しイルにおいてデジタル−アナログ変換器１４
は多ビット記号を直行振幅変調（以下、ＱＡＭとする）
での離散アナログレベルに変換する。該具体例によると
ＩレイルとＱレイルは各４ビットバスで、つまり１６レ
ベルの離散レベルと２５６のＱＡＭ信号に変換される４
ビット記号を転送する。当然、本発明は前記の範囲にと
どまらず、これと異なるレベル数を必要とする他のＱΔ
Ｍ値もまた使用可能であろう。実際に多重レベル信号は
垂直変調される必要はなく、また他の多重レベル伝送形
式はデジタル無線など他の伝送媒体と同様に使用可能で
ある。全体パリテｆビ・ソ１．を有するブロック符号で
符号化された偶数２進データは本発明により効率よく訂
正できる。実施例において送信器１７は周知の技術によ
る２５６ＱＡＭ無線伝送のために必要な変調とフィルタ
リングを行う。

受信器１８は２５６のＱＡＭ信号を受信し、Ｉレイルと
Ｑレイルに対し多重レベルアナログ信号を構成するため
に当業者に既知の、必要な変調、フィルタリング、等化
、タイミング再生などを行う。−組のアナログ−デジタ
ル変換器（以下Ａ／Ｄとする）２０は各受信離散レベル
に対応して８ビット語（８ビットワード）を作る。Ａ／
Ｄ変換器での８ビットの分解能は必ずしも必要ではない
が、後述するようにＡ／Ｄ変換器は受信記号のビット数
より少なくとも２ビット大きく分解しなければならない
。これら８ビットの最上位４ビット：よ受信データとオ
ーバーへラドデータに解読されるが、パハード°゛ビッ
トと名付けられる。残る４ビットは単に受信記号の正確
さを示ずが、”ソフ）・″ビットと名付けられる。

誤り訂正デコーダ２２は４受信ハードビット内の１符号
ビットと、各受信記号からの４ソフトビット・、加えて
ブロック開始Ｈ識を再生する。この情報をもとにデコー
ダは本発明により選出された一連の候補の中から最頻出
誤りバクーンを決定し訂正を行い訂正済データストリー
ムな出力する。

本発明で使用可能な誤り訂正エンコーグのブロック図を
第２図に示す。この第２［凹に注目する。

確実に伝送されるべきデータはプログシムス１′ツチ２
４で二つに分割される。符号化されるべきデータはハミ
ングエンコーダ２Ｇに通り込まれ、残りのビットは記号
アセンブラ３０への出力２８に出力される。ハミングエ
ンコーダは２符号ピッを１ボーとして（１ホー当り２符
号ビット）、アセンブラ３０に出力し、アセンブラ３０
で２１−７号ビットは非符号化ビットと結合し記号を作
る：そして伝送のために記号は＠散アナｌコグレベルに
変換される。

エンコーダ２Ｇはハミングコーグ（１Ｇ、１１）である
ので、ブロック当り１１のデータピッｉ・を受信し５チ
エツクビットを付加、ＩＧビ・ントを出力するが、その
すべてを本明細書では符号化ビットと呼ぶ。Ｌｌのデー
タビットをｄｎ、チエツクビットをＣｎとすると、この
ハミング符号は以下のようにチエツクビットを生成する
。

ｃ、：ｄＬ＋ｄ２＋ｄ３＋ｄ４＋ｄｈ＋ｄ８＋ｄ。

Ｃ２＝　　ｄ　Ｚ　＋　　ｄ　　３　＋　　ｄ　４　＋
　　ｄ　　５　　ト　ｄ、、＋ｄ、＋ｄ１゜Ｃ＊、　＝
　（１３＋ｄ　４　＋　ｄ　５　＋　ｄ　６　＋　ｄ　
Ｂ　＋　ｄ　Ｌ　ｒ）　＋　ｄ　Ｌ　Ｌｃ４＝ｄ、−１
−、ｄ２＋−ｃｔ、＋ａ７＋ａ、トａｌｌＣ５＝ｄ１＋
ｄ２＋ｄ３＋ｄ４＋ｄｚ＋ｄ６＋Ｃ１ｌ＋ｄ、ｌ＋ｄｇ
＋ｄｌｏ−←ｄｔｔ＋ｃｍ十Ｃ２士Ｃ３−）（：４そこ
でスイッチ２４は各ブロックのコード化用にデータスト
リームから１１のピッ１．を取り出す必要がある。効率
のよい多重レベル伝送形式ではレベルが１以」−異なる
離れた個所の誤り頻度は無視できる。よって各記号の最
下位ビットのみ符号化が必要となる。２５６ＱΔＭ伝送
シスデムにおいては４ビットが１６レベル記号を決定す
るが、各記号の最下位３ビットは符号化される必要はな
い。よって・１８ビットはｌボー当り６ビットの割合で
アセンブラ３０に送られる。２符号化ビットは１ボー当
り２記号の最下位ビットとなる。

スイッチ２４がブロック当り総計５デークビットから符
号化すべき１１ビットを選択する際の７′ルゴリズムは
受信器内のデコーダかデータビットをつねに正しい配列
に配置し、最（安にチエツクビット・を除去する操作を
行う限り重要ではない。遅延を最〕１７・にする単純な
アルゴリズムの１つは各ブロック内の最初のビットと毎
４番Ｃ１のビットを全１１ビットが選ばれるまで選択す
ることである。

出力符号語はｄｚ、ｄｚ、ｄｔ、ｄ＜、ｄ＝、、ｄ６．
ｄ７、ｄ９もｄ９・ｄｌｏ、　（Ｌｔ、　Ｃｔ、　０２
．　Ｃ３、Ｃ４，Ｃ弓こなる。

各伝送記号の最下位ビットのみ厳しく誤り訂正首号化し
ているので、伝送する必要のあるオー八−へラドビット
の枚が太いに減少している。この場合、５９デークビッ
トに５オーバーヘツドピツトのみを加えて６４伝送ビッ
トフロツクを作る。しかし、多重信・号伝送では誤り訂
正の有効性に大きな影響はない。

本発明はハミング符号（１６，１１）の使用に服定され
ないことに注目すべきである。全体パリティビットがあ
ればどのようなブロック符号でも本発明が非常に有効に
なる。前記の符号から奇数シンドローム（つまりシンド
ロームが１となる）は奇数個の誤りのみから生成され、
偶ツ々シンドロームは偶数個の誤りもしくは誤りのない
場合に生成されることがわかる。

よって全体パリティビットを有するブロック符号を使用
することで各シンドロー示す）に一致して考えうる誤り
パターン候補の数が大きく減少する二つまり、誤りの数
が奇数個、偶数個両方ある誤りパターンは決して同じシ
ンドロー１１の候補にはならないからである。そこで、
本発明により誤りが一個、二個、三個各場合のすべての
最頻の誤りを考えることができる。

第３図は誤り訂正デコーダのブロック図であるが、この
デコーダは本発明を実施するために第１図の２５６ＱＡ
Ｍシステムでのデコーダ２２として使用可能なものであ
る。

デコーダではＡ／Ｄ変換器からの８ビット出力レイル（
■とＱ）がリタイマ４０に送り込まれるが、１ボ一当９
１６人カビットという配布速度に同期する。Ｉ、Ｑ各し
イルからの４情報ビットと最上位ソフＩ・ビット（誤り
極性（以下Ｅ、Ｐ、とする）ビットとじて既知）とを併
せた１０ビットば出力４１を経て遅延装置４２へ送られ
る。■レイルとＱレイルからの４ソフトビットは各出力
４３．４５を経て信頼性距離生成器へ送られる。、最下
位受信情報ビットである２符号ビットは出力４７を経て
シンドローム計算器６０へ送られる。

信頼性距離生成器５０は各レイルからのソフトビット デジタル記号との間の距離を示す２進数に変換する。直
接２進Ａ／Ｄ変換が使用される時は上述の変換は単にＥ
Ｐビットを除去することで達成されＥｌ）ビットが１の
時は残る３ビットを反転することで達成できる。よって
、こうして求めた距離の２進数が小さければ小さいほど
よりスライスレベルに近く、受信記号の信頼性はより低
くなる。２レイルで受信した記号に対する３ビット・に
よる信頼性距離は距離生成器５０から出力５１、５３へ
各々出力される。

シンドローム計算器６０は受信符号化データビットから
チエツクビットを再計算し、受信チエツクビットにモー
ド２加算するという周知の方法でシンドロームを計算す
る。ハミング符号（１Ｇ。

１１）の場合、５チエツクビットがあるので５シンドロ
ームビットがあることになる。この計崖藩の機能のため
には各ブロックの開始（この開始は制御棒回路７０で受
信される）を認識する必要がある。

シンドロームが計算されている間、三重記号誤りの全部
号が三重記号誤りの全部号ロケータ８０によって位置づ
けられるだろう。この装置は信頼性距離生成器５０から
の各ボーで受信した二つの距離を比較し，小さい距離の
方を保留しておく。

第２比較器は前記の各保留距離を次の距離と比較し、距
離を送出するボーのトラックは保持しつつ、再び小さい
方の距離を記憶する。符号ブロックの８ｆ１２４全ての
ボーからの距離が受信されると三重記号誤りの全部号ロ
ケータ８０は３ビットバス８１に最後に記憶された距離
を出力し、また４ビットバス８３へその距離の位置、ボ
ーとレイルを出力する。この処理は各ブロックに対して
繰り返されなければならないので、ブロック開始標識を
制御回路７０から受信する。

各入力バスに対し、個々の比較器はボーごとの比較を行
い、最後の比較は二つの記憶距離の比較になるだろう。

本発明によって制限される候補誤りパターン（よ誤りパ
ターン生成器９０により探索される。生成＝９０はプロ
グラム式固定記憶装置（以下Ｐ　Ｒ（’）Ｍとする）と
するのが都合が良く、シンドローム計算器６０からの５
シンドロームビットと三重記号誤りの全部号ロケータの
出力８３からの４位置ビット・によりアドレス指定され
る。２９個の各アドレスには誤りパターン候補の二つの
誤りまでの位置を示す二つの４ビット語が記憶されるこ
とが可能である。

ハミング符号（１，６，１１）が使用されると８個の誤
りパターン候補の最大値が各アドレスに刻し作られる必
要があり、これはＦＲＯＭ記憶装置の３２７６８ビット
の記憶容量である。実際にはいくつかのシンドローム【
よより限られた一連の誤りにより生成されるので、もし
補足的な論理が付加されれば必要となるのはかなり小さ
なメモリである。しかし、この適度のメモリ量による低
コスト１よやや多いメモリを必要とするこの単純ｔ【方
法に適していると思われる。ハミング符号（１６゜１１
）において全てゼロでないが最下位ビットがゼロの各シ
ンドローム（つまり、ゼロでない各偶数シンドローム）
は単一誤りパターンや三重誤りパターンではなく、８個
の二重誤りパターンによってのみ生成可能である。よっ
て生成Ｎ９０のＰＲＯＭは偶数かつゼロでないシンドロ
−ムを表す１Ｇのアドレスの各々に記憶された同じ８個
の８ビット語を保持可能である。このようなシンドロー
ムが１５あるので８個の２記号誤りパターンが１５セッ
トのみあることになる。当然、全てゼロのシンドローム
は受信時に訂正すべき誤りがないことを示す。この具体
例で、これら１６のアドレスに記憶された語は重要では
ない。デコーダの後半部で全てゼロのシンドロームを識
別するからである。

１６の可能な奇数シンドローム各々に対して、正確には
１個の単一誤りと７ｆ［！の三重誤り（三重誤りの１つ
は特別な記号である）がある。そこで三重記号誤りの全
部号の位置に生成器９０にアドレス指定するシンドロー
ムを加算すると、三重誤り候補を三重記号誤りの全部号
を含む前記７個に限定できる。各１６の奇数シンドロー
ムアドレスに最初の出力語として単一誤り候補の位置を
記憶すれば、この情報を後に利用することができる。

加えて各三重誤りパターン候補に三重記号誤りの全部号
が含まれていることがわかっているので、他の二つの記
号の位置のみ記憶する必要がある。

よって、奇数シンドローム毎の各可能な１６の三重記号
誤りの全部号アドレスに７個の８ピツ（・語を付加して
記憶する。

記憶されるべき特定誤りパターンは各符号に対応する生
成器行列から生成される。ハミング符号（１６，１１）
に対応する生成器行列は第４図で例示される。ここでは
これを参照する。

各５ビットの１６列がある。各列は５ピツ［・シンドロ
ームを示している。そしてその位置はこのシンドローム
を生成する予定の単一誤り記号の位置と同じである。よ
ってシンドローム１１１１１は３番目の記号の惧−誤り
（位置００１０）によってできることがわかる。この位
置、つまり４ビット語００１０はシンドローム１ｔｔｔ
ｔによりアドレス指定される全位置に記憶される最初の
語である。

生成器行列は多毛パターンを決定するためにも使用可能
である。モード２加算される時の列の組合せ（゛特定の
シンドロームを形成する）はシンドロームを生成する誤
りの記号の組合せの各位置を示す。２番目の列１１０１
１．６番目の列１０１０１．１２番目の列１０００１を
モード２加算するとシンドローム１１１１１になるので
この三重誤りパターンもまたシンドロームで識別される
。

しかし、本発明により誤りパターン候補の数を操作する
ためには、それをシンドロー１．と３個の対応する記号
の位置で表される３個のアドレスに記憶するだけでよい
。８ビット語０００１０１．０１（位Ｎ２と６からなる
）はアドレス１１１１１１０１１（シンドロームと三重
記号誤りの全部号位置１２からなる）に記憶される８個
の語のＬつになるだろう。同様に８ビット語０００１１
０１１　（位置２と１２）はアドレス１１１１１０１０
１　（シンドロームと三重記号誤りの全部号位置６）に
記憶される８個の語の１つになり、８ビット語０１０１
１０１１（位置６と１２）は位置Ｉ　Ｌ　ｌ　ｌ　１０
１０１　（シンドロームと位置２）に記憶されるだろう
。三重誤りパターンに含まれる単一誤り記号はあり得な
いので単・−誤り候補が三重記号誤りの全部号にもなる
場合は特別である。三重記号誤りの全部号を含む記憶さ
れる三重誤り候補はない。−重誤りの三重記号誤りの全
部号は記憶位置を一回繰り返し、全８個の誤りパターン
候補を８ビット語で記憶するのが便利であることがわか
ってきている。例えばアドレス１１１１１００１０（シ
ンドローム１１．１　］、　ｌ、位置３）に記憶された
全８個の語は００１０００１０になる。

偶数シンドロームを生成する２＠誤りパターンの各々に
対する２重誤り記号の位置を表す８個の８ビット語は同
様に生成器から得られる。例えば３番目の記号（位置０
０１０）、５番目の記号（゛位置０１００）の両方での
誤りを考慮せよ。生成器行列の３番目の列（Ｌ　１１１
１）と５番目の列（０１１１１）のモード２加算の結果
はシンドロームｉ　ｏｏｏｏとなる。よって１°０００
０で始まる各アドレスに記憶される８ビット語の１つは
００１００１００である。四重誤りあるいはそれ以上の
多５Ｒ誤りパターンは無視されているのでハミングコー
ドをｆ・と用するこの実施例は、各偶数シンドローｌ＼
に対しては８ピツ！・語だけを記憶する必要がある。

選ばれた誤りパターン候補の中から最頻出パターンを決
定するには各疑わしい記号に関する１′３頓性距離が必
要となる。このＬ１的のための距離セレクタ１００は一
種以りの平行６ビットアドレス指定可能シフトレジスタ
（少なくとも８ビット長）の形態を取る。２個の記号（
距離生成器５０の各出力５１と５３からのボー）の信頼
性距離を表す６ビットは順々に距離セレクタｌ　ＯＯに
記憶される。誤りパターン生成器９０からの各誤りパタ
ーン候補の出力に対し、疑わしい２個の記号の符号化ブ
ロック内の記憶位：ｎを表す８ピツＩ・はセレククＬＯ
Ｏ内の特定の記憶された距離をアドレス指定する。そし
て選択された距離ば出力ポート１０１を通して誤りパタ
ーンセレクタ１［０に出力される。

三重記号誤りの全部号の探索と誤りパターン候補のトζ
索による遅延のため、距離セレクタ１００は符号ブロッ
ク１つについて１６以上の距離を記憶可能である必要が
ある。制ｉ卸回路７０からの信号は適当なブロックから
距離を記憶、検索するために使用され得る。よって通常
の技術設計者は単一の長シフトレジスタあるいは短めの
複数レジスタ（制御信号に対してレジスタ間の入出力を
適切に切り換える）を使用し設計する。

各符号ブロックに対し、誤りパターンセレクタ１１０ば
出力８１からの三重記号誤りの全部号距離に加えて各８
個の誤りパターン候補に対する２個の信頼性距離を表す
Ｇビットを距離セレクタ１００から受信する。最頻出の
正しい符号語を決定するために誤りパターンセレクタ１
１０は受信記号列に最も近い符号語を発見することが必
要である。前述のようにゼロでないシンドロームを生成
する１６ビット語は正しい符号語ではない。誤りパター
ン候補は記号の組合せ（その最下位ビットは正しい符号
語を作るよう変えられる）に一致する。受信記号列に最
も近い正しい符号語を決定するための距離の使用につい
ては第５図を利用してすぐに理解可能である。

第５図は受信アナログ記号振幅のＡ／Ｄ変換器のデジタ
ル出力への変換を示す図である。ノ１−ドデジタル記号
レベルはそれぞれ点線ｌｌ　０１−４０３で例示され、
スライサレベルは実線４０４．４０５で例示される。ハ
ードデジタル記号レベル４０１、スライサレベル４０４
間のレベルＰ□とレベル４０１、スライサレベル４０５
間のＰ２での二つの代表的な受信記号を考慮してみる。

この時各受信記号の最下位ハードビットの出力はＯで；
対応するソフトビットはＰ□で１１１０、Ｐ２で０１ｏ
ｔである。受信記号列と最も近いハードビット出力間の
ユークリッド距離は各々ｍｌ、ｍ２で表示する。そこで
次に近いハードビット出力からの距離なｊ□、ｊ２とす
る。よって受信記号列とハードビット出力列間のユーク
リッド距離はｍｌ＋ｎ１２＋・・・＋ｍｌｂとなる。こ
れは予想される符号語につねに最も近い。

最も近い正しい符号語を発見するために誤りパターン候
補を考慮する際、変化しない記号に対する寄与ｍｎは同
じままであることに注意する。ゆえに誤りパターン候補
と一致する各記号に対する現在距離ｍｎと次に最も近い
ハードビットとの距離ｊ。の違いのみを考慮し、最小和
を求める必要がある。各、ｉ　ｎはＲ（スライサ（レベ
ル）間隔の１．５倍）とｋｎ（最も近いスライサレベル
と受信記号レベル間の距離）の加算料であることに注目
されよ。同様にｍｎ：ｉｔ−に、である。誤りパターン
候補の誤り全てについて距離ｊから距離ｍの減算和、つ
まりΣ（ｊｆ、ｒｒｂ＋）　”Σ（Ｒ＋ｋ。

［Ｒ，−ｋｎ］　）　＝Σ２に、が成立する。よって最
も近い正しい符号語の発見には誤り訂正パターンセレク
タが各ブロックの誤りパターン候補の記号に対して距離
にの最小和を発見しさえずればよい。

さらに銘記すべきことは最り位ソフトビット、すなわち
誤り極性（Ｅ　Ｐ）ビットがゼロの時、残る３ソフトビ
ットは０００とスライサレベル間の最下位ビットの１．
５倍の誤りを距離ｋから減算したものに２進数で等しい
。ＥＰビットが１の時：よ残るソフトビット 果を得る。よってこのようにして信頼性距苅は距離生成
器５０で作られ、距離セレクタ］〔）０により検索され
る。

本誤り訂正アルゴリズムを有効に実行するためには誤り
パターンセレクタ１１０が１−　−、二重、および三重
誤りパターンを区別可能でなければならない。この目的
のために１１０は遅延装置１３０により対応する距離の
受信と一致するよう適度に遅延させた最終シンドローム
ビット（Ｓ５）を受信する。Ｓ５がゼロ（二重誤りパタ
ーンを示唆する）の時、各誤りパターン候補に対し検索
された２個の距灘が２進加算される。最小和を見つける
ため、各新しい和が以前の和と比較され、次の比較のた
めに小さい方が保管される。ブロックにつき８個のパタ
ーンを含む記憶位置が誤り記号識別器１２０に送られる
。１．５重誤りは同じく各相の比較に含まれ、なんら影
響がないので無視可能である。

Ｓ，が１の時、１個の単一誤りパターンと７個の三重誤
りパターンが候補である。しかし前述のように、単一誤
すバクーンは最初に記憶、検索される。そのそれぞれの
Ｌ−誤り３ビット距橿は適切な和として使用される。残
る７個の誤すバクーンではこの適切な和は、三重記号誤
りの全部号ロケータ８０により適切に遅延された三重記
号誤りの全部号の距離に加えて２個の検索された３ビッ
トの距離を含んでいる。巣−誤りの和はｔつだけ［、５
重誤りを含み、各三重誤りの和は３個の１．５重誤りを
含むので最も近い正しい符号語に対する誤りパターンを
選択する際にはより正確さを求めて付加物を各三重誤り
和に加算することも考えられる。三重記号誤りの全部号
がまた単一誤りパターンとして認識された時、−回計算
されたその距離は三回計算された同じ距離より小さくな
る、というのは訂正のために川−誤りとして認識されて
しまうからである。また、８個の候補中の３ビット位置
が識別器１２０に送出される。

誤り記号識別器１　２　（ｉはニー；リパターン生成器
と同様に参照用テーブルになっている。しかしこの場合
、５シンドロームビット・、４三重記号誤りの全部号位
置ビット（遅延装置１３０により適度に遅延される）（
こ加えて、誤りパターンセレクタ１１０からの３ビット
によりアドレスを形成する。

各アドレスに記憶されるのは８個の２ビット語であり、
記号訂正器１４０に逐次的に出力される。

遅延装置４２は誤り記号識別器１２０からの対応する２
ビット詔に記号訂正器１４０で一致するよう、各受信ボ
ーで８ハードビットと２ＥＰビットを遅延させる。２ビ
ット語はＩレイル上の記号、Ｑレイル上の記号、もしく
は両方の記号を変更するか否かを表わす。よって総てが
ゼロのシンドロームの全アドレスでは全２ビット語が１
つの記号も変更しないことを示している。

記号訂正器１４０は最も近い正しい符号語を作るために
、最下位ハードビットだけではなく４ビット詔号全体を
適切に交換する。ＥＰビットは引き続き訂正済記号と受
信記号との大小を示す。訂正済記号は訂正済出力データ
ストリームを構成するためのブロックデコーダ１５０で
の適切な処理のためにＩレイルとＱレイルに出力される
。

デコーダ１５０は１６記号のブロックから５チエツクピ
ツトを除去し、４９ビットのデータストリームを再構成
する必要がある。第２図のエンコーダの逆の動作である
。

以上、２００Ｍｂ／秒で３ｄＢ程度の送信能力向上可能
な誤り訂正データ伝送システムについて解説した。

熟練設計者ならば上述の２５６　ＱＡＭ実現はハード論
理積／論理和プログラム式マイクロプロセッサ−の使用
など、多くの方法で実行可能であることがわかるだろう
。同様にＱＡＭ変調形式は信号を送信器、受信器両方の
デジタル段階で別のレイルに分離するので、各レイルに
対するエンコーダとデコーダの分離は本発明の着想の範
囲内で使用可能である。ハミング符号（１６，１１）を
使用するような具体例では例えば符号ブロックは１６の
４ビットボーからなり、記号位置語はさらに４ビットか
ら構成される。各機能に対する全入力と処理の説明によ
り本発明は通常技術で実現可能である。

ハミング（１６，１１）以外のブロック符号、２５６Ｃ
ＡＭ以外の伝送形式を使用しても本発明の精神、あるい
は見地から遠ざかることな〈実施例を設計、実行可能で
あると考えられる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を具現可能にするデジタル無線伝送シス
テムを示すブロック［、！、１゜第２図は本発明の実施
の際に有効なブロックコーグを示すブロック図 第３図は本発明を具体化するブロックデコーダを示すブ
ロック図 第４図は本発明の実施の際に有効なハミング符号（１６
，１１）によるシンドＬｌ−ム生成表を示す図 第５図は本発明の詳細な説明するｉ茅に有効な７′ナロ
グ一デジタル変換図である。 ＦＩＧ、４ ／・ミンク°゛主鴫 １１０１０１　１００１００００ ０１１１１０１０１１００１０００ ００１１１１０１０１１００１００ １１１０１０１１００１０００１０ １１１１１１１１１１１１１１１１ ｔ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 （１）１つ以上の誤りを含む可能性のある、離散記号の
   形で受信したブロック符号化データを訂正する装置であ
   って、該装置は、： 前記の受信記号を、受信データとソフトビット（正しい
   記号値と前記の受信記号値との近さを示す）に一致する
   ハードビットに変換するためのアナログ−デジタル変換
   手段（２０）、： 各受信符号化ブロックのシンドロームを計算するための
   、前記のハードビットに対するシンドロームの計算手段
   （６０）、； 各受信記号に対する信頼性距離を計算するための前記の
   ハードビットに対するシンドローム計算手段（５０）、
   ； 複数の誤りパターン候補（各候補は正しい記号ブロック
   を作るために訂正が必要な１個以上の記号からなる）を
   認識するための前記のシンドロームに対する誤りパター
   ン検索手段（９０）、；そして、受信記号値に最も近い
   正しい記号ブロックを作るために、前記の認識された誤
   りパターン候補の１つの記号を訂正するための、前記の
   誤りパターン候補と前記の信頼性距離に対する誤り訂正
   手段（１００＋１１０＋１２０＋１４０）からなること
   を特徴とする装置であって、 該装置における特徴は、 前記のデータは全体パリティビットを持つブロック符号
   により符号化されることであり、前記の装置はさらに、
   スライサレベルに最も近い、各符号化ブロック内の記号
   を認識するための前記の信頼性距離に対する最低信頼記
   号認識手段からなり、； ゼロでない偶数シンドロームに対して前記の誤りパター
   ン候補検索方法は、前記の偶数シンドロームを作ること
   が可能な一連の二重記号誤り全部を認識し、； 奇数シンドロームに対して前記の誤りパターン候補検索
   方法は、一個の単一記号誤りと一連の三重記号誤りの全
   部（どちらとも前記の最低信頼記号を含み、前記の奇数
   シンドロームを作ることができる）を認識することを特
   徴とする誤り訂正装置。 （２）スライサレベルに最も近い、各ブロック内の前記
   の記号は、最低信頼性距離を持つ記号であることを特徴
   とする請求項１記載の装置。 （３）前記の信頼性距離は、最も信頼できる（最上位）
   ソフトビットがゼロの時、残りの最低信頼（最下位）ソ
   フトビットからなり、最も信頼できるソフトビットが１
   の時、残りの最低信頼ソフトビットの反転からなること
   を特徴とする請求項２記載の装置。 （４）信頼性距離は３ビットからなることを特徴とする
   請求項３記載の装置。 （５）全体パリティビットを持つ前記ブロック符号がハ
   ミング符号（１６、１１）であることを特徴とする請求
   項１記載の装置。 （６）前記の誤りパターン候補検索手段（９０）は前記
   のシンドロームと前記の最低信頼記号の位置によりアド
   レス指定される第１記憶媒体から成ることを特徴とする
   請求項１記載の装置。 （７）前記の第１記憶媒体は２つの記号の位置を表す語
   （ワード）をそこに記憶しておくことを特徴とする請求
   項６記載の装置。 （８）単一誤り候補の位置を含む記憶された語（ワード
   ）は奇数シンドロームアドレスに対する最初の出力ワー
   ドとなることを特徴とする請求項７記載の装置。 （９）奇数シンドロームを含むアドレスに記憶された残
   りの語（ワード）が、そのアドレスを形成する最低信頼
   記号とともに三重誤りパターン候補からなる二つの記号
   をそれぞれ表していることを特徴とする請求項８記載の
   装置。 （１０）前記の誤り訂正装置であって、 前記の誤りパターン候補の中の記号の信頼性距離を検索
   するために前記の誤りパターン候補と前記の信頼性距離
   に対する距離検索手段（１００）、；各前記の誤りパタ
   ーン候補に対して組合せ距離を生成するための前記の検
   索された距離に対する距離の組合せ手段、そして前記の
   複数の誤りパターン候補から１つの誤りパターンを選択
   するための前記の組合せ距離に対する比較手段、を持つ
   誤りパターン選択手段（１１０）、； 前記の誤りパターン選択手段と、前記受信記号値に最も
   近い正しい記号ブロックを作るために前記の選ばれた１
   つの誤りパターンの中の各記号を値の近い記号で代用す
   るためのハードビット、に対する記号代用手段（１２０
   ＋１４０）からなることを特徴とする請求項６記載の装
   置。 （１１）前記の距離の組合せ手段は各誤りパターンのな
   かの記号の各々の信頼性距離を足すことにより前記の組
   合せ距離を作り、前記の比較手段は組合せ距離の最も小
   さいものを誤りパターン候補に選択することを特徴とす
   る請求項１０記載の装置。 （１２）各三重誤りパターンの中の各々の記号の前記の
   信頼性距離の和は１づつ増加しながら組合せ距離を作る
   ことを特徴とする請求項１１記載の装置。 （１３）前記の距離検索手段は、 対応する信号の前記のブロックの中に各々の位置を代表
   するアドレスに、 前記ブロックの各信号に対する信頼性距離を記憶してお
   く第２記憶媒体からなることを特徴とする請求項１０記
   載の装置。 （１４）前記の記号代用手段（１２０＋１４０）は、前
   記のシンドローム、前記の最低信頼性記号の前記の位置
   、前記の最小組合せ距離によってアドレス指定され、対
   応するボーの記号が前記の選択された誤りパターンに含
   まれているか否かを表す複数のワードをアドレス可能位
   置に記憶している第３記憶媒体からなることを特徴とす
   る請求項１１記載の装置。 （１５）前記の記号代用手段（１２０＋１４０）は前記
   代用された記号値の前記の受信記号値との大小を決定す
   るために前記のソフトビット（Ｅ．Ｐ．）の最上位ビッ
   トに応じていることを特徴とする請求項１０記載の装置
   。 （１６）最初の位置と二番目の位置との間でデータ信号
   を確かに伝送するための誤り訂正デジタル伝送システム
   であって、該システムは、 前記の最初の位置では全体パリティビットを持つブロッ
   ク符号により前記データを符号化するための符号化方法
   （１２）からなる伝送方法、前記の二番目の位置では請
   求項１によるデータ訂正装置（２２）からなる受信方法
   からなることを特徴とする誤り訂正伝送システム。 （１７）前記の伝送方法はさらに前記の符号化データの
   多ビット群を伝送のために対応する離散アナログレベル
   に変換するためのデジタル−アナログ変換方法からなり
   、 各多ビット群の最下位ビットのみは前記ブロック符号に
   よって符号化されることを特徴とする請求項１６記載の
   誤り訂正デジタル伝送システム。 （１８）前記のデータは２５６ＱＡＭ形式で伝送される
   ことを特徴とする請求項１７記載の誤り訂正伝送システ
   ム。 （１９）前記の伝送方法が各デジタルレイルに対して別
   々の符号化方法からなることと前記の受信方法が各デジ
   タルレイルに対して別々のデータ訂正装置からなること
   を特徴とする請求項１８記載の誤り訂正伝送システム。 （２０）１つ以上の誤りを含む可能性のある伝送信号を
   表すパルスの形で受信されるブロック符号化データの訂
   正方法であって、該方法は、：１．前記の受信データを
   受信記号に一致するハードビットと受信パルスの振幅と
   理論的なパルスの振幅との近さを示すソフトビットに変
   換する、２．前記のハードビットから受信データブロッ
   クのシンドロームを計算する、 ３．前記のソフトビットから各受信記号に対する信頼性
   距離を生成する、 ４．前記の信頼性距離を比較することによって前記の受
   信データブロックの中の最低信頼記号を見つける、 ５．各ゼロでない偶数シンドロームに対しては最初の複
   数の誤りパターン候補を生成するが、その各々は正しい
   記号ブロックを作るために両方とも変えられるであろう
   二つの記号と一致する、６．各奇数シンドロームに対し
   ては次の複数の誤りパターン候補を生成するが、この複
   数誤りパターン候補の１つは正しい記号ブロックを作る
   ために変えられるであろう１つの記号と一致し、この複
   数誤りパターン候補の残りは正しい記号ブロックを作る
   ために前記の最低信頼記号とともに変えられるであろう
   二つの記号と一致する、 ７．各生成された誤りパターン候補に対して前記の一致
   した記号の信頼性距離から組合せ距離を計算する、 ８．前記の組合せ距離を比較し、さらに、 ９．前記の組合せ距離により受信記号値に最も近い正し
   い符号語に帰する、誤りパターン候補の前記の一致した
   記号を変化させるという各段階からなることを特徴とす
   る誤り訂正方法。