JPH077942B2 - 符号受信方式 - Google Patents
符号受信方式Info
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- JPH077942B2 JPH077942B2 JP28893485A JP28893485A JPH077942B2 JP H077942 B2 JPH077942 B2 JP H077942B2 JP 28893485 A JP28893485 A JP 28893485A JP 28893485 A JP28893485 A JP 28893485A JP H077942 B2 JPH077942 B2 JP H077942B2
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Description
【発明の詳細な説明】 「産業上の利用分野」 この発明は、送信側で符号をブロック符号化して送信
し、受信側でその複数を受信する空間ダイバーシチ、送
信ダイバーシチなどのダイバーシチ受信による符号受信
方式に関し、具体的には陸上移動無線のように、受信レ
ベルが変動する環境で符号伝送を行なう場合にダイバー
シチ受信によって信頼度の改善を図る伝送方式におい
て、符号を復号する符号受信方式に関する。
し、受信側でその複数を受信する空間ダイバーシチ、送
信ダイバーシチなどのダイバーシチ受信による符号受信
方式に関し、具体的には陸上移動無線のように、受信レ
ベルが変動する環境で符号伝送を行なう場合にダイバー
シチ受信によって信頼度の改善を図る伝送方式におい
て、符号を復号する符号受信方式に関する。
「従来の技術」 従来の例えば移動通信方式においては、ダイバーシチに
よる信頼度の改善と、誤り訂正による信頼度の改善とを
独立に扱うことが多かった。このため、ダイバーシチ受
信を行なう場合に得られる各ビット単位の信頼度を表わ
す情報が、誤り訂正符号の復号を行なう段階で何ら生か
されていなかった。すなわち、従来の空間ダイバーシチ
受信による符号受信方式は第１図に示すように、互に離
されて複数の受信アンテナ11〜1Mが設けられ、送信側か
ら誤り訂正ブロック符号として各符号が送信され、その
送信信号がこれら受信アンテナ11〜1Mにより受信信号さ
れ、その受信信号はそれぞれ受信機21〜2Mで復調され、
その各復調出力は選択回路11に入力され、その最大受信
レベルのものが選択され、その選択結果に応じて、受信
機21〜2Mの復調出力から最大出力が切替回路12で切替ら
れて取出され、誤り訂正符号復号器13へ供給され、ここ
で誤り訂正符号が行われ、符号出力は出力端子14へ出力
される。なお各信号アンテナ11〜1Mと対応受信機21〜2M
とのＭ個の受信系を受信ブランチと呼ぶ。
よる信頼度の改善と、誤り訂正による信頼度の改善とを
独立に扱うことが多かった。このため、ダイバーシチ受
信を行なう場合に得られる各ビット単位の信頼度を表わ
す情報が、誤り訂正符号の復号を行なう段階で何ら生か
されていなかった。すなわち、従来の空間ダイバーシチ
受信による符号受信方式は第１図に示すように、互に離
されて複数の受信アンテナ11〜1Mが設けられ、送信側か
ら誤り訂正ブロック符号として各符号が送信され、その
送信信号がこれら受信アンテナ11〜1Mにより受信信号さ
れ、その受信信号はそれぞれ受信機21〜2Mで復調され、
その各復調出力は選択回路11に入力され、その最大受信
レベルのものが選択され、その選択結果に応じて、受信
機21〜2Mの復調出力から最大出力が切替回路12で切替ら
れて取出され、誤り訂正符号復号器13へ供給され、ここ
で誤り訂正符号が行われ、符号出力は出力端子14へ出力
される。なお各信号アンテナ11〜1Mと対応受信機21〜2M
とのＭ個の受信系を受信ブランチと呼ぶ。
この空間ダイバーシチ受信方式によれば、複数の受信ブ
ランチの内で、常に受信レベル最大の受信ブランチにお
ける復調結果が選択され、その選択された受信系列につ
いて誤り訂正復号が行なわれるため、フェージング等の
受信レベルの変動による伝送信頼度の劣化が改善され
る。
ランチの内で、常に受信レベル最大の受信ブランチにお
ける復調結果が選択され、その選択された受信系列につ
いて誤り訂正復号が行なわれるため、フェージング等の
受信レベルの変動による伝送信頼度の劣化が改善され
る。
しかしながら、この方式では受信レベル最大という条件
により行なうビット単位の復号と、誤り訂正符号の復号
とが、全く独立して行なわれているため、ダイバーシチ
受信時における選択の確からしさの情報が、誤り訂正符
号の復号に何ら生かされていない。従って、受信レベル
最大の受信ブランチに誤りが発生した場合、他の受信ブ
ランチが正しく受信できていたとしても、そのビットの
誤りは、誤り訂正符号の復号にまで影響を与え、誤り訂
正符号の誤り訂正能力を越える誤りが発生した場合、そ
のフレームは非受信又は誤受信となるという欠点があっ
た。
により行なうビット単位の復号と、誤り訂正符号の復号
とが、全く独立して行なわれているため、ダイバーシチ
受信時における選択の確からしさの情報が、誤り訂正符
号の復号に何ら生かされていない。従って、受信レベル
最大の受信ブランチに誤りが発生した場合、他の受信ブ
ランチが正しく受信できていたとしても、そのビットの
誤りは、誤り訂正符号の復号にまで影響を与え、誤り訂
正符号の誤り訂正能力を越える誤りが発生した場合、そ
のフレームは非受信又は誤受信となるという欠点があっ
た。
一方、ブロック符号の復号において、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復合法が文献〔D.
Chase,“A Class OF Algorithms for Decoding Block C
odos With Channel Measurement Information",IEEE Tr
ans.IT-18,No.1,Jan,1972〕によって示され、この方法
によりブロック符号の誤り訂正能力の拡大が可能である
ことが示されている。
時におけるレベル情報を用いた軟判定復合法が文献〔D.
Chase,“A Class OF Algorithms for Decoding Block C
odos With Channel Measurement Information",IEEE Tr
ans.IT-18,No.1,Jan,1972〕によって示され、この方法
によりブロック符号の誤り訂正能力の拡大が可能である
ことが示されている。
この方法では、 となる符号語Xjを復号出力とする。ここに、 をそれぞれ表わす。
式（１）は、定性的には、以下のように説明できるすな
わち、このブロック符号の復号法では、符号語と受信語
との相異するビットについて、その判定の信頼度に応じ
た重み（レベル値liを重み係数とする）で重み付けした
受信語と符号語との距離を最小化する符号語が送信され
たと見なす。
わち、このブロック符号の復号法では、符号語と受信語
との相異するビットについて、その判定の信頼度に応じ
た重み（レベル値liを重み係数とする）で重み付けした
受信語と符号語との距離を最小化する符号語が送信され
たと見なす。
この復号法により、誤り訂正符号の誤り訂正能力の拡大
が可能である。この復号法は、ビット単位の復号時に得
られる信頼度の情報（レベル値）を誤り訂正符号の復号
過程にまで持ち込み、その信頼度情報を用いて符号語と
受信語との間の符号間距離を定義していることが特徴で
ある。このことにより、ビット単位の復号と誤り訂正符
号の復号とが一体的に行なわれ、誤り訂正能力の拡大が
可能となるものである。
が可能である。この復号法は、ビット単位の復号時に得
られる信頼度の情報（レベル値）を誤り訂正符号の復号
過程にまで持ち込み、その信頼度情報を用いて符号語と
受信語との間の符号間距離を定義していることが特徴で
ある。このことにより、ビット単位の復号と誤り訂正符
号の復号とが一体的に行なわれ、誤り訂正能力の拡大が
可能となるものである。
「問題点を解決するための手段」 この発明の目的はダイバーシチ受信を行なう場合の各ビ
ット単位の複合と、ブロック符号の復号とを一体化して
行なうことにより、ブロック符号を正しく復号できる範
囲を拡大した符号受信方式を提供することにある。
ット単位の複合と、ブロック符号の復号とを一体化して
行なうことにより、ブロック符号を正しく復号できる範
囲を拡大した符号受信方式を提供することにある。
この発明によれば、ダイバーシチ受信によりビット単位
の復号を行い、その際に各ビットの復号の確からしさを
表わす情報、つまり信頼度情報を作り、その信頼度情報
を、前記ビット単位復号結果についてのブロック符号の
復号過程に導入する。このようにして、ダイバーシチ受
信と、その結果に対するブロック符号の復号とを全く独
立して行なっていた従来の符号受信方式よも復号可能範
囲が拡大される。
の復号を行い、その際に各ビットの復号の確からしさを
表わす情報、つまり信頼度情報を作り、その信頼度情報
を、前記ビット単位復号結果についてのブロック符号の
復号過程に導入する。このようにして、ダイバーシチ受
信と、その結果に対するブロック符号の復号とを全く独
立して行なっていた従来の符号受信方式よも復号可能範
囲が拡大される。
以下に、この発明の符号受信方式を更に詳細に説明す
る。この発明ではまず、ダイバーシチ受信によるビット
単位の復号を行う。ビット単位の復号は、 により行なう。式（２）は、Ｍ受信ブランチダイバーシ
チを行なう場合の、各受信ブランチにおける各ビットの
復号結果を受信語Ziとし、送信側で、各受信ブランチに
独立に を送信したと考えた時、各受信ブランチの受信レベルで
重み付けされた受信語と送信語との距離の小さい方の送
信語を復号結果とする復号法である。
る。この発明ではまず、ダイバーシチ受信によるビット
単位の復号を行う。ビット単位の復号は、 により行なう。式（２）は、Ｍ受信ブランチダイバーシ
チを行なう場合の、各受信ブランチにおける各ビットの
復号結果を受信語Ziとし、送信側で、各受信ブランチに
独立に を送信したと考えた時、各受信ブランチの受信レベルで
重み付けされた受信語と送信語との距離の小さい方の送
信語を復号結果とする復号法である。
すなわち、伝送誤りによって、受信語Ziが送信語Djiと
異なると、ZiDjiは１になるから、式（２）は伝送誤
りが発生したブランチの受信レベルriの総和が小さい方
のDjを送信語と判定するのである。これは、受信レベル
riが大きいときは、一般にビット誤りが起こりにくいか
ら、受信レベルriが大きいにも拘わらずビット誤りが起
こることは不自然であり、このような場合を棄却すると
いうことである。
異なると、ZiDjiは１になるから、式（２）は伝送誤
りが発生したブランチの受信レベルriの総和が小さい方
のDjを送信語と判定するのである。これは、受信レベル
riが大きいときは、一般にビット誤りが起こりにくいか
ら、受信レベルriが大きいにも拘わらずビット誤りが起
こることは不自然であり、このような場合を棄却すると
いうことである。
この動作はＭ＝２の時、よく知られた２枝検波後選択ダ
イバーシチに一致する。
イバーシチに一致する。
以上のようにしてビット単位の復号が行われ、その得ら
れた復号ビット例に対し、ブロック符号の復号を行う。
このブロック符号の復号は、 により行なう。式（３）はブロック符号の軟判定復号法
を表わず式（１）で、各ディィットのレベル値liのかわ
りに、|fi（０）−fi（１）｜が代入された形になって
いる。この式（３）は、YiXji＝１、すなわち伝送誤
り（受信語と送信語の対応ビットが異なる）が起った場
合の|fi（０）−fi（１）｜の総和が最小となる符号語X
ijを復号結果とするものである。|fi（０）−fi（１）
｜は、“0"を送信したときに、“1"と受信される受信ブ
ランチでの受信レベルrkの総和fi（０）と、“1"を送信
した時に“0"に受信される受信ブランチでの受信レベル
rkの総和fi（１）との差の絶対値であり、これは受信レ
ベルが小さくなってビット誤りがランダムに起こるとき
に小さくなる。以上より式（３）は受信レベルが高いに
も拘らずビット誤りが起こる場合を不自然として棄却す
ることを意味する。また|fi（０）−fi（１）｜は第ｉ
ディジットの復号におけるダイバーシチ受信の確からし
さを表わす情報であるとも表現でき、その意味で式
（３）はダイバーシチ受信の確からしさを表わすこの|f
i（０）−fi（１）｜の値（以下、信頼度指標という）
で重み付けされた、受信語と符号語との符号間距離を最
小化する符号語を復号結果とする復号アルゴリズムを示
している。このように、この発明の符号受信方式は、ダ
イバーシチ受信による各ビット単位の復号で得られる信
頼度指標を、誤り訂正ブロック符号の復号過程で用いる
ことにより、両復号を一体化したのが特徴的である。
れた復号ビット例に対し、ブロック符号の復号を行う。
このブロック符号の復号は、 により行なう。式（３）はブロック符号の軟判定復号法
を表わず式（１）で、各ディィットのレベル値liのかわ
りに、|fi（０）−fi（１）｜が代入された形になって
いる。この式（３）は、YiXji＝１、すなわち伝送誤
り（受信語と送信語の対応ビットが異なる）が起った場
合の|fi（０）−fi（１）｜の総和が最小となる符号語X
ijを復号結果とするものである。|fi（０）−fi（１）
｜は、“0"を送信したときに、“1"と受信される受信ブ
ランチでの受信レベルrkの総和fi（０）と、“1"を送信
した時に“0"に受信される受信ブランチでの受信レベル
rkの総和fi（１）との差の絶対値であり、これは受信レ
ベルが小さくなってビット誤りがランダムに起こるとき
に小さくなる。以上より式（３）は受信レベルが高いに
も拘らずビット誤りが起こる場合を不自然として棄却す
ることを意味する。また|fi（０）−fi（１）｜は第ｉ
ディジットの復号におけるダイバーシチ受信の確からし
さを表わす情報であるとも表現でき、その意味で式
（３）はダイバーシチ受信の確からしさを表わすこの|f
i（０）−fi（１）｜の値（以下、信頼度指標という）
で重み付けされた、受信語と符号語との符号間距離を最
小化する符号語を復号結果とする復号アルゴリズムを示
している。このように、この発明の符号受信方式は、ダ
イバーシチ受信による各ビット単位の復号で得られる信
頼度指標を、誤り訂正ブロック符号の復号過程で用いる
ことにより、両復号を一体化したのが特徴的である。
「実施例」 第２図はこの発明の実施例を示し、第１図と対応する部
分には同一符号を付けてある。この実施例においては各
受信機21〜2Mの復調出力はそれぞれビット単位復号器31
〜3Mへ供給され、それぞれビットごとに“0"又は“1"に
復号され、これら復号結果（受信語）Z1〜ZMはダイバー
シチビット復号器15へ供給される。また受信機21〜2Mで
それぞれ検出された受信レベルr1〜rMも端子41〜4Mより
ダイバーシチビット復号器15へ供給される。ダイバーシ
チビット複合器15はその入力受信語Z1〜ZMと、受信レベ
ルr1〜rMと、送信語D0,D1とから前記式（２）の演算に
よりビットごとの復号が行われる。その復号結果（受信
デジット）Yiはブロック符号復号器16へ供給される。ま
たダイバーシチビット復号器15ではその各復号ディジッ
トYiについての信頼度指標|fi（０）−fi（１）｜も演
算され、その信頼度指標はブロック符号復号器16へ供給
される。ブロック符号復号器16はこれら入力Yi,|fi
（０）−fi（１）｜と符号語Xjとから式（２）の演算を
行ってブロック符号の復号を行なう。
分には同一符号を付けてある。この実施例においては各
受信機21〜2Mの復調出力はそれぞれビット単位復号器31
〜3Mへ供給され、それぞれビットごとに“0"又は“1"に
復号され、これら復号結果（受信語）Z1〜ZMはダイバー
シチビット復号器15へ供給される。また受信機21〜2Mで
それぞれ検出された受信レベルr1〜rMも端子41〜4Mより
ダイバーシチビット復号器15へ供給される。ダイバーシ
チビット複合器15はその入力受信語Z1〜ZMと、受信レベ
ルr1〜rMと、送信語D0,D1とから前記式（２）の演算に
よりビットごとの復号が行われる。その復号結果（受信
デジット）Yiはブロック符号復号器16へ供給される。ま
たダイバーシチビット復号器15ではその各復号ディジッ
トYiについての信頼度指標|fi（０）−fi（１）｜も演
算され、その信頼度指標はブロック符号復号器16へ供給
される。ブロック符号復号器16はこれら入力Yi,|fi
（０）−fi（１）｜と符号語Xjとから式（２）の演算を
行ってブロック符号の復号を行なう。
次に、この実施例の動作について説明する。簡単のた
め、ブロック符号として誤り訂正ブロック符号の一種で
ある（7,4）ハミング符号をとりあげダイバーシチブラ
ンチ数Ｍ＝３の場合とし、かつ、送信側より送信語 Ｔ＝（1000101） を送信し、受信側で受信器11,12,13はそれぞれ第３図中
の曲線51,52,53で示すような受信レベルr1,r2,r3で受信
したとする。各受信ブランチにおける第１〜第７ディジ
ットについてのビット単位の復号時の受信レベルは曲線
51,52,53より となる。また、各受信ブランチのビット単位の復号結果
（ビット単位復号器31,32,33の出力）は、仮に 受信ブランチ1:Z1＝（1001001） 受信ブランチ2:Z2＝（1101100） 受信ブランチ3:Z3＝（0000100） になったとする。まず、第１図に示した従来の復号法で
は、誤受信となることを示す。切替回路12で受信ブラン
チ１〜３のうち受信レベルが最大となる受信ブランチの
復調出力を復号ビットとするから、受信語は Ｚ＝（1001100） となり、 これと送信語Ｔとの排他的論理和は ＺＴ＝（0001001） となって、２ビット誤りが生じている。ハミング（7,
4）符号の符号間距離は３であり、誤り訂正能力は１ビ
ットである。従って、このＺを復号した場合、誤受信と
なる。
め、ブロック符号として誤り訂正ブロック符号の一種で
ある（7,4）ハミング符号をとりあげダイバーシチブラ
ンチ数Ｍ＝３の場合とし、かつ、送信側より送信語 Ｔ＝（1000101） を送信し、受信側で受信器11,12,13はそれぞれ第３図中
の曲線51,52,53で示すような受信レベルr1,r2,r3で受信
したとする。各受信ブランチにおける第１〜第７ディジ
ットについてのビット単位の復号時の受信レベルは曲線
51,52,53より となる。また、各受信ブランチのビット単位の復号結果
（ビット単位復号器31,32,33の出力）は、仮に 受信ブランチ1:Z1＝（1001001） 受信ブランチ2:Z2＝（1101100） 受信ブランチ3:Z3＝（0000100） になったとする。まず、第１図に示した従来の復号法で
は、誤受信となることを示す。切替回路12で受信ブラン
チ１〜３のうち受信レベルが最大となる受信ブランチの
復調出力を復号ビットとするから、受信語は Ｚ＝（1001100） となり、 これと送信語Ｔとの排他的論理和は ＺＴ＝（0001001） となって、２ビット誤りが生じている。ハミング（7,
4）符号の符号間距離は３であり、誤り訂正能力は１ビ
ットである。従って、このＺを復号した場合、誤受信と
なる。
次に、この発明による符号受信方式では、正しく受信で
きることを示す。まず、送信側で第ｉディジット目に
“0"、又は“1"を送信したと仮定した時の式（２）の左
辺の値、fi（０）,fi（１）を計算し、 “0"と仮定：“1"に復号された受信ブランチの受信レベ
ルの総和をとることにより fi（０）＝（34 ４ ０ 26 28 ０ 22） “1"と仮定：“0"に復号された受信ブランチと同様の手
順により fi（１）＝（３ 42 40 12 ５ 84 28） を得る。この値により式（２）によってビット単位の複
合を行なう。すなわち、ディジットについてfi（０）と
fi（１）との小さい方の送信語D0＝0,又はD1＝１を取
り、各ディジットごとの復号結果Yiを得る。この結果、
受信語は Ｙ＝（1001100） となり、このＹは前記従来法による切替回路12の出力Ｚ
と同じであるから２ビット誤りを生じたものとなってい
る。次に、信頼度指標を計算する。|fi（０）−fi
（１）｜の第１〜第７ディジットに対する値は |fi（０）−fi（１）｜＝（31 38 40 14 23 84 6 ） となる。簡単のため、これらの値を、例えば なる関数により２値に量子化すると、 Ｆ｛|fi（０）−fi（１）｜｝の系列は、 Ｆ｛|fi（０）−fi（１）｜｝＝（1110110） となる。なお以上の過程は第３図にも示されてある。
（7,4）ハミング符号の符号語は第４図に示すように、1
6個あり、これらについて、式（３）の左辺の計算を行
なうと、第４図中の右欄に示した値となり、 X1＝（1000101） のとき、 となって、これが最小となり、この符号語x1が先に示し
た送信語Ｔになっていることがわかる。一方、（7,4）
ハミング符号の符号語の一つである。
きることを示す。まず、送信側で第ｉディジット目に
“0"、又は“1"を送信したと仮定した時の式（２）の左
辺の値、fi（０）,fi（１）を計算し、 “0"と仮定：“1"に復号された受信ブランチの受信レベ
ルの総和をとることにより fi（０）＝（34 ４ ０ 26 28 ０ 22） “1"と仮定：“0"に復号された受信ブランチと同様の手
順により fi（１）＝（３ 42 40 12 ５ 84 28） を得る。この値により式（２）によってビット単位の複
合を行なう。すなわち、ディジットについてfi（０）と
fi（１）との小さい方の送信語D0＝0,又はD1＝１を取
り、各ディジットごとの復号結果Yiを得る。この結果、
受信語は Ｙ＝（1001100） となり、このＹは前記従来法による切替回路12の出力Ｚ
と同じであるから２ビット誤りを生じたものとなってい
る。次に、信頼度指標を計算する。|fi（０）−fi
（１）｜の第１〜第７ディジットに対する値は |fi（０）−fi（１）｜＝（31 38 40 14 23 84 6 ） となる。簡単のため、これらの値を、例えば なる関数により２値に量子化すると、 Ｆ｛|fi（０）−fi（１）｜｝の系列は、 Ｆ｛|fi（０）−fi（１）｜｝＝（1110110） となる。なお以上の過程は第３図にも示されてある。
（7,4）ハミング符号の符号語は第４図に示すように、1
6個あり、これらについて、式（３）の左辺の計算を行
なうと、第４図中の右欄に示した値となり、 X1＝（1000101） のとき、 となって、これが最小となり、この符号語x1が先に示し
た送信語Ｔになっていることがわかる。一方、（7,4）
ハミング符号の符号語の一つである。
X9＝（1001110） を考えると、 ＹX9＝（0000010） となって、１ビット誤りとなり、誤り訂正処理により復
号可能であるとして送信語Ｔと異なる符号語X9を符号語
として誤ったものになる。しかしこの発明では符号語X9
に対する式（３）の左辺の演算結果は となって最小とはならず、このX9を復号結果としない。
号可能であるとして送信語Ｔと異なる符号語X9を符号語
として誤ったものになる。しかしこの発明では符号語X9
に対する式（３）の左辺の演算結果は となって最小とはならず、このX9を復号結果としない。
「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、又は誤受信となる受信語についても正しく復
号できる。式（２），式（３）の最小化の効率的なアル
ゴリズムは、前記文献等にも詳しく述べられており、こ
の方法は容易に実現できる。つまりこの発明の符号受信
方式は、従来の復号アルゴリズムを実行するソフトウエ
アに変更を加えることでブロック符号復号可能範囲の拡
大が可能である、という利点がある。
は非受信、又は誤受信となる受信語についても正しく復
号できる。式（２），式（３）の最小化の効率的なアル
ゴリズムは、前記文献等にも詳しく述べられており、こ
の方法は容易に実現できる。つまりこの発明の符号受信
方式は、従来の復号アルゴリズムを実行するソフトウエ
アに変更を加えることでブロック符号復号可能範囲の拡
大が可能である、という利点がある。
前述の実施例では、空間ダイバーシチをとりあげて、複
数台の受信機により復調することを想定したが、例え
ば、送信側で、同一の符号を時間的に離れたタイミング
で複数回送信する送信ダイバーシチを行なう場合には、
受信機は１台でよく、その複数回送信の各ビットの複号
出力を、上記各受信ブランチの復合出力Ziに対応ずけれ
ばよい。また、式（３）の重みとして|fi（０）−fi
（１）｜の代わりに、 等の値を用いても、同様の効果が得られる。
数台の受信機により復調することを想定したが、例え
ば、送信側で、同一の符号を時間的に離れたタイミング
で複数回送信する送信ダイバーシチを行なう場合には、
受信機は１台でよく、その複数回送信の各ビットの複号
出力を、上記各受信ブランチの復合出力Ziに対応ずけれ
ばよい。また、式（３）の重みとして|fi（０）−fi
（１）｜の代わりに、 等の値を用いても、同様の効果が得られる。
更にこの発明は誤り訂正ブロック符号に限らず、誤り訂
正可能でない単なるブロック符号に対する符号受信に適
用して効果があることは容易に理解されよう。ダイバー
シチビット復号器15において上述では送信語D0＝｛00…
０｝,D1＝｛11…１｝との不一致した受信ブランチの受
信レベルの和の小さい方の送信語をビット複号結果Yiと
したが、送信語D0＝｛00…０｝,D1＝｛11…１｝と一致
した受信ブランチの受信レベルの和の大きい方の送信語
をビット復号結果Yiとしてもよい。
正可能でない単なるブロック符号に対する符号受信に適
用して効果があることは容易に理解されよう。ダイバー
シチビット復号器15において上述では送信語D0＝｛00…
０｝,D1＝｛11…１｝との不一致した受信ブランチの受
信レベルの和の小さい方の送信語をビット複号結果Yiと
したが、送信語D0＝｛00…０｝,D1＝｛11…１｝と一致
した受信ブランチの受信レベルの和の大きい方の送信語
をビット復号結果Yiとしてもよい。
同様に上述では受信語Ｙと符号語Xjとの相異ビットにお
ける信頼度指標の総和を最小化する符号語Xjを復号語と
判定したが、受信語Ｙと符号語Xjとの一致ビットにおけ
る信頼度指標の総和を最大化する符号語Xjを復号語とし
て判定してもよい。
ける信頼度指標の総和を最小化する符号語Xjを復号語と
判定したが、受信語Ｙと符号語Xjとの一致ビットにおけ
る信頼度指標の総和を最大化する符号語Xjを復号語とし
て判定してもよい。
第１図は、従来のダイバーシチ受信復号方式を示すブロ
ック図、第２図は、この発明の実施例を示すブロック
図、第３図は各受信機の受信レベルと、各ディジットの
ビット単位の復号結果、各ディジットの受信レベル、fi
（０）,fi（１）などを示す図、第４図は（7,4）ハミン
グ符号語と、式（３）の左辺の演算結果を示す図であ
る。 11〜1M:アンテナ、21〜2M:受信機、31〜3M:ビット単位
復号器、41〜4M:検出受信レベル出力端子、14:出力端
子、15:ダイバーシチビット復号器、16:ブロック符号復
号器。
ック図、第２図は、この発明の実施例を示すブロック
図、第３図は各受信機の受信レベルと、各ディジットの
ビット単位の復号結果、各ディジットの受信レベル、fi
（０）,fi（１）などを示す図、第４図は（7,4）ハミン
グ符号語と、式（３）の左辺の演算結果を示す図であ
る。 11〜1M:アンテナ、21〜2M:受信機、31〜3M:ビット単位
復号器、41〜4M:検出受信レベル出力端子、14:出力端
子、15:ダイバーシチビット復号器、16:ブロック符号復
号器。
Claims (1)
- 【請求項１】送信側より符号をブロック符号化して伝送
し、受信側で複数の受信ブランチによりダイバーシチ受
信する符号受信方式において、 各ブランチごとにビット単位で復号するビット単位復号
手段と、 その各ブランチごとのビット単位の復号における受信レ
ベルをそれぞれ検出するレベル検出手段と、 上記ビット単位復号手段による各受信ブランチの対応ビ
ット復号出力中の“1"と一致した受信ブランチ受信レベ
ルの総和と、“0"と一致した受信ブランチ受信レベルの
総和との大きくなる方の“1"又は“0"を復号結果Yiと
し、又は受信ブランチの対応ビット復号出力中の“1"と
一致しない受信ブランチ受信レベルの総和と“0"と一致
しない受信ブランチ受信レベルの総和との小さくなる方
の“1"又は“0"を復号結果Yiとするダイバーシチビット
復号手段と、 これらのビット単位ごとの“1"及び“0"に対応する受信
レベルの総和情報をダイバーシチの信頼度指標として用
い、受信語と可能なブロック符号の各符号語との相異又
は一致ビットにおける信頼度指標の総和を最少又は最大
とする符号語が送信されたと判定するブロック符号復号
手段とを具備する符号受信方式。
Priority Applications (5)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP28893485A JPH077942B2 (ja) | 1985-12-20 | 1985-12-20 | 符号受信方式 |
| CA000524366A CA1296065C (en) | 1985-12-11 | 1986-12-02 | Method for decoding error correcting block codes |
| US06/937,176 US4763331A (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 |
|---|---|---|---|
| JP28893485A JPH077942B2 (ja) | 1985-12-20 | 1985-12-20 | 符号受信方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS62146033A JPS62146033A (ja) | 1987-06-30 |
| JPH077942B2 true JPH077942B2 (ja) | 1995-01-30 |
Family
ID=17736703
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP28893485A Expired - Lifetime JPH077942B2 (ja) | 1985-12-11 | 1985-12-20 | 符号受信方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH077942B2 (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 |
| US7185261B2 (en) * | 2003-04-28 | 2007-02-27 | The Insitu Group, Inc. | Multidimensional turbo product code decoding of encoded data transmitted over diversity channel |
-
1985
- 1985-12-20 JP JP28893485A patent/JPH077942B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS62146033A (ja) | 1987-06-30 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| EXPY | Cancellation because of completion of term |