JPH11266165A - ビタビ復号装置及びビタビ復号方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】本発明はビタビ復号装置に関し、従来に比して
復号精度を向上し得ると共に復号処理を高速化し得るよ
うにする。 【解決手段】各ステートの初期パスメトリツク値を畳み
込み符号器の初期値に基づいて重み付けした値に設定す
ると共に、パスメトリツク演算がデータ列数を越えてか
ら最後の演算に達する前まではテールビツトの値によつ
て決まるステート候補の中から最尤ステートを選んでト
レースバツクし、パスメトリツク演算が最後の演算に達
したときにはテールビツトの値によつて決まる固定ステ
ートを起点ステートとして１ステツプずつトレースバツ
クしてデータ復号を行うようにしたことにより、パスメ
トリツクを正確に演算し得ると共に、トレースバツク回
数を減らすことができ、かくして従来に比して復号精度
を向上し得ると共に復号処理を高速化し得る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【目次】以下の順序で本発明を説明する。

【０００２】発明の属する技術分野 従来の技術（図１４〜図１７） 発明が解決しようとする課題（図１８） 課題を解決するための手段 発明の実施の形態（図１〜図１３） 発明の効果

【０００３】

【発明の属する技術分野】本発明はビタビ復号装置及び
ビタビ復号方法に関し、例えばセルラー無線通信システ
ムにおいて畳み込み符号化された符号化データをビタビ
復号アルゴリズムを用いて復号する際に適用して好適な
ものである。

【０００４】

【従来の技術】近年、移動体通信の分野が急速に進展し
ている。特に携帯電話システムに代表されるようなセル
ラー無線通信システムは著しく発展している。このセル
ラー無線通信システムは、通信サービスを提供するエリ
アを所望の大きさのセルに分割して当該セル内にそれぞ
れ固定局としての基地局を設置し、移動局である通信端
末装置は通信状態の最も良好であると思われる基地局と
無線通信するようになさている。

【０００５】このようなセルラー無線通信システムの通
信方式としては、ＦＤＭＡ（Frequency Division Multi
ple Access：周波数分割多元接続）方式やＴＤＭＡ（Ti
me Division Multiple Access ：時分割多元接続）方
式、或いはＣＤＭＡ（Code Division Multiple Access
：符号分割多元接続）方式等の種々の方式が提案され
ている。このうちＣＤＭＡ方式は、その他の方式に比べ
て１セル当たりのチヤネル数いわゆるシステム容量を多
く確保し得るといつたメリツトがあり、次世代のセルラ
ー無線通信システムの方式として着目されており、実際
上、ＥＩＡ／ＴＩＡ（Electonic Industries Associati
on：電子機械工業会／Tele-communicationsIndustry As
sociation：通信機械工業会）によつてＩＳ−９５規格
として標準化されている。

【０００６】このように通信方式としては種々の方式が
提案されているがいずれの通信方式であつたとしても、
セルラー無線通信システムにおいては、無線回線を介し
て通信することから無線伝送路において送信データに誤
りが発生する可能性がある。このためセルラー無線通信
システムにおいては、送信時、送信データに誤り訂正の
ための畳み込み符号化を行い、その結果得られる符号化
データを無線伝送路を介して送信し、受信側では受信し
た符号化データにビタビ復号を施すことにより送信され
たデータを正しく復元するようになされている。

【０００７】ここでこの畳み込み符号化とビタビ復号化
について具体的に説明する。畳み込み符号化は一般に誤
り訂正符号と呼ばれており、入力される送信データに順
次畳み込み演算を施すことにより当該送信データの情報
を複数のデータに分散させるような符号化方式である。
この畳み込み符号化の符号化器は、例えば図１４に示す
ように構成される。すなわち畳み込み符号化器１は、入
力される送信データＳ１を順次取り込んでシフトする適
当な段数のシフトレジスタ２と、当該シフトレジスタ２
の所定段のレジスタの値を排他的論理和演算することに
より畳み込み演算を行うエクスクルーシブオア回路３、
４とによつて構成され、当該エクスクルーシブオア回路
３、４の出力値Ｃ１、Ｃ２を符号化データとして出力す
るような回路である。

【０００８】通常、畳み込み符号化においては、シフト
レジスタの段数を拘束長と呼び、１ビツトの入力に対し
て出力される符号化データ数の割合を符号化率と呼び、
これらのパラメータによつて畳み込み符号化特性を特定
するようになされている。この図１４に示した例では、
シフトレジスタ２の段数が「３」であり、１ビツトの入
力に対して２ビツトの符号化データが出力されることか
ら畳み込み符号化特性としては拘束長が「３」、符号化
率が「１／２」ということになる。

【０００９】ところで畳み込み符号化において出力され
る符号化データは、現時点でシフトレジスタに格納され
ている値と、今回入力された値とによつて決まり、規則
性を持つている。例えば図１４に示した例では、現時点
でシフトレジスタ２に入力されている２ビツトの値（ａ
２、ａ３）と、今回入力された１ビツトの値（ａ１）に
よつて符号化データ（ｃ１、ｃ２）の値が決まる。ここ
でシフトレジスタ２に入力されている２ビツト（ａ２、
ａ３）で決まる４つの状態（以下、ステートと呼ぶ）を
Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄとすると、この畳み込み符号化は図１５
に示すような状態遷移図によつて表現することができ
る。この場合、各ステートから次のステートへの状態遷
移の矢印上に書いてあるのは、出力される符号化データ
（ｃ１、ｃ２）と、そのときに入力されたデータ（ａ
１）である。

【００１０】このような状態遷移図で示した各ステート
Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄから出る状態遷移の矢印を図１６に示す
ように時間的に横方向に並べたものがトレリス線図であ
る。なお、この図１６においては、実線が入力値「０」
の場合、点線が入力値「１」の場合をそれぞれ示してい
る。因みに、通常、各ステート間を結ぶ１つ１つの矢印
はブランチと呼ばれ、任意のステートに到達するまでの
ブランチ経路はパスと呼ばれる。

【００１１】ここでこのような畳み込み符号化が施され
た符号化データを元のデータに復元するのがビタビ復号
である。ビタビ復号は最尤復号法とも呼ばれ、受信した
符号化データ系列をトレリス線図を考えながら観測し、
当該トレリス線図上において最も近いデータ列を求める
ことにより、誤り訂正を施した正しいデータを復元する
ものである。その最も近いデータ列を求める際の尺度の
１つにメトリツクと呼ばれる確からしさの指標がある。
通常、このメトリツクにはハミング距離が用いられる。

【００１２】ハミング距離はデータ間の距離を示すもの
であり、一般には受信データ系列と、トレリス線図上に
おけるブランチのデータとがどれだけ異なつているかを
示すものである。例えば受信データ系列が（１、０）の
ときには、トレリス線図上のブランチ（０、０）とは１
ビツト異なつていることからこれらのデータ間のハミン
グ距離は「１」となり、そのためブランチ（０、０）に
対するメトリツクは「１」ということになる。また受信
データ系列が（１、１）のときには、トレリス線図上の
ブランチ（０、０）とは２ビツト異なつていることから
これらのデータ間のハミング距離は「２」となり、その
ためブランチ（０、０）に対するメトリツクは「２」と
いうことになる。

【００１３】ビタビ復号では、受信データ系列を基に各
時刻においてブランチのメトリツク（以下、これをブラ
ンチメトリツクと呼ぶ）を求め、このブランチメトリツ
クを基に各ステートに入力される２つのパスのメトリツ
ク（以下、これをパスメトリツクと呼ぶ）をそれぞれ求
めて確からしい方のパスを選択し、最終的に生き残つた
パスの中から最尤パスを選び出してその最尤パスを逆に
辿つて行く（以下、これをトレースバツクと呼ぶ）こと
により受信データ系列に最も近いデータ系列を算出する
ものである。

【００１４】ここで例として送信データ系列（１、０、
１、０、１、０、０）を伝送する場合を考える。このよ
うな送信データ系列を、図１４に示した畳み込み符号化
器１のレジスタ２を最初に（０、０、０）に設定した状
態で当該レジスタ２に入力すると、符号化データｃ１、
ｃ２として（11、01、00、01、00、01、11）が得られ
る。このような符号化データを無線回線を介して伝送し
たとき、伝送路において誤りが発生したため、実際に受
信した受信データ系列が（01、00、00、01、00、01、1
1）であつたとする。

【００１５】ビタビ復号においては、図１７に示すよう
に、まず各ステートのパスメトリツクの初期値を均等に
「０」に設定し（図中○印内に記載されている数字がパ
スメトリツクを示す）、この状態から受信した受信デー
タ系列のデータ値と各ブランチのデータ値とのハミング
距離を求めて各ブランチメトリツクを求め、このブラン
チメトリツクと前時刻のパスメトリツクとに基づいてパ
スメトリツクを算出して確からしいパスを随時選択して
行く。例えば時刻ｔ１において、ステートＡに入力され
るブランチはステートＡ及びＣからの２つのブランチが
ある。ステートＡからのブランチのデータ値は（０、
０）であり、受信データ系列は（０、１）であることか
らこのブランチのブランチメトリツクは「１」となる。
またステートＣからのブランチのデータ値は（１、１）
であることからこのブランチのブランチメトリツクも
「１」となる。この場合、ブランチメトリツクはいずれ
も「１」であるので特にパス選択は行わず、単にブラン
チメトリツク「１」をパスメトリツク「０」に加算して
得られる値「１」を次状態のステートＡのパスメトリツ
クとして設定する。

【００１６】同様に、時刻ｔ１において、ステートＢに
入力されるブランチはステートＡ及びＣからの２つのブ
ランチがある。ステートＡからのブランチのデータ値は
（１、１）であり、受信データ系列は（０、１）である
ことからこのブランチのブランチメトリツクは「１」と
なる。またステートＣからのブランチのデータ値は
（０、０）であることからこのブランチのブランチメト
リツクも「１」となる。この場合、同様に、ブランチメ
トリツクはいずれも「１」であるので特にパス選択は行
わず、単にブランチメトリツク「１」をパスメトリツク
「０」に加算して得られる値「１」を次状態のステート
Ｂのパスメトリツクとして設定する。

【００１７】同様に、時刻ｔ１において、ステートＣに
入力されるブランチはステートＢ及びＤからの２つのブ
ランチがある。ステートＢからのブランチのデータ値は
（０、１）であり、受信データ系列は（０、１）である
ことからこのブランチのブランチメトリツクは「０」と
なる。またステートＤからのブランチのデータ値は
（１、０）であることからこのブランチのブランチメト
リツクは「２」となる。従つてこの場合には、ステート
Ｂからのパスを選択して（すなわちステートＤからのパ
スは捨てる）、そのブランチメトリツク「０」をステー
トＢのパスメトリツク「０」に加算して得られる値
「０」を次状態のステートＣのパスメトリツクとして設
定する。

【００１８】同様に、時刻ｔ１において、ステートＤに
入力されるブランチはステートＢ及びＤからの２つのブ
ランチがある。ステートＢからのブランチのデータ値は
（１、０）であり、受信データ系列は（０、１）である
ことからこのブランチのブランチメトリツクは「２」と
なる。またステートＤからのブランチのデータ値は
（０、１）であることからこのブランチのブランチメト
リツクは「０」となる。従つてこの場合には、ステート
Ｄからのパスを選択して（すなわちステートＢからのパ
スは捨てる）、そのブランチメトリツク「０」をステー
トＤのパスメトリツク「０」に加算して得られる値
「０」を次状態のステートＤのパスメトリツクとして設
定する。

【００１９】以下、同様にして各時刻ｔ２〜ｔ７におい
て、受信した受信データを基にパスメトリツクを算出し
てパス選択を行うと、図１７に示すようなトレリス線図
を形成することができる。

【００２０】この図１７に示すように、最終的に時刻ｔ
７では、各ステートＡ、Ｂ、Ｃ及びＤのパスメトリツク
としてそれぞれ「１」、「３」、「３」及び「３」が得
られる。この場合、パスメトリツクが最も小さいステー
トが最尤ステートとなるので、ステートＡが最尤ステー
トとなる。従つてステートＡからトレースバツクして行
くと、図中太線で示されるパスによつて正しい復号デー
タ（１、０、１、０、１、０、０）が復元される（各ブ
ランチと復号データの関係は図１５を参照すると分かり
やすい）。

【００２１】なお、以上説明してきたビタビアルゴリズ
ムのうち、パスメトリツクの算出によるパス選択処理及
びブランチメトリツクの加算によるパスメトリツクの算
出処理は、通常、ＡＣＳ（Add Compare Select）演算と
呼ばれ、専用のＡＣＳ演算回路によつて実現されるよう
になされている。また図１７に示したようなトレリス線
図は、ＡＣＳ演算によつてパスメトリツクを算出する度
にパスメモリと呼ばれるメモリに当該パスメトリツク及
び生き残りパスを書き込んで行くことにより形成され
る。

【００２２】

【発明が解決しようとする課題】ところでセルラー無線
通信システムにおいては、通常、フレームと呼ばれる所
定データ単位毎に送信データが送信されることから、畳
み込み符号化処理自体もそのフレーム単位で行われ、フ
レーム内で完結するように処理される。このようにフレ
ーム単位で完結するように畳み込み符号化された符号化
データを上述したようなビタビアルゴリズムを用いて復
号する場合には、パスメモリのメモリ長が重要な要素と
なる。なぜならビタビ復号の場合には、トレースバツク
の距離が長ければ長いほど（すなわちパスメモリのメモ
リ長が長いほど）、復号精度を向上し得るといつた特徴
があるからである。しかしながら現実的には符号化デー
タのデータ長よりもメモリ長が長いパスメモリを用いる
ことは、受信装置を小型化する上で妨げとなるので、通
常は、畳み込み符号化の拘束長の５〜６倍程度の長さの
パスメモリを用いるようになされている。

【００２３】このように符号化データのデータ長に対し
てメモリ長が短いパスメモリを用いてビタビ復号するビ
タビ復号器では、図１８に示すように、通常、パスメモ
リのメモリ長分だけＡＣＳ演算することによつて当該パ
スメモリにパス情報（パスメトリツク及び選択されたパ
スからなる）が満状態に蓄積されると、そのパスメモリ
にある最後のステートのうち最尤ステートを起点として
トレースバツクをメモリの長さ分だけ行つて最初の送信
データＤ₁ を復号し、当該送信データＤ₁ が復号し得る
と、ＦＩＦＯ（First-In First-Out）メモリのように一
番最初に入力されたパス情報を廃棄する。次にＡＣＳ演
算を１回行うと、その演算によつて得られたパス情報を
パスメモリに入力し、最後のステートのうち最尤ステー
トを起点としてトレースバツクをパスメモリ長分行つて
２番目の送信データＤ₂ を復号する。以下、同様な処理
を繰り返して行き、パスメモリに新たなパス情報が入力
される度にパスメモリ長分のトレースバツクを行つて送
信データを復号するようになされている。なお、受信デ
ータが無くなつた後は、受信データ「００」を受信した
ものとしてパス情報を算出して同様にパスメモリ長分だ
けトレースバツクを行つて送信データを復号するように
なされている。

【００２４】このようにして従来のビタビ復号器では、
パスメモリのメモリ長が符号化データのデータ長よりも
短い場合には、最後の送信データＤ_n が復号できるまで
毎回ＡＣＳ演算を行うと共に、パスメモリのメモリ長分
だけトレースバツクを行うことにより必要な復号精度を
確保するようになされている。しかしながら従来のビタ
ビ復号器では、毎回ＡＣＳ演算を行うと共にパスメモリ
のメモリ長分だけトレースバツクを行わなければならな
いため処理が複雑になり、その分処理に要する時間が多
くなつて高速に受信データの復号処理を行えないといつ
た問題がある。

【００２５】本発明は以上の点を考慮してなされたもの
で、従来に比して復号精度を向上し得ると共に復号処理
を高速化し得るビタビ復号装置及びビタビ復号方法を提
案しようとするものである。

【００２６】

【課題を解決するための手段】かかる課題を解決するた
め本発明においては、所定長のデータ列の末尾に畳み込
み符号器の拘束長をｋとして（ｋ−１）ビツトの所定値
からなるテールビツトを付加し、当該テールビツトが付
加されたデータ列を畳み込み符号器のシフトレジスタの
各レジスタの初期値を所定値に設定して当該畳み込み符
号器を用いて畳み込み符号化することにより生成された
シンボル列を受信して、当該シンボル列からデータ列を
復号するようなとき、各レジスタの初期値に基づいて重
み付けしたパスメトリツク値を各ステートの初期パスメ
トリツク値として設定し、当該初期パスメトリツク値を
基準にしてシンボル列を受信する毎に順次各ステートの
パスメトリツク値を演算して生き残りパスをパスメモリ
に記憶して行き、当該パスメトリツク演算がデータ列数
に達する前まではパスメトリツク値に基づいて決定され
る最尤ステートを起点ステートとしてパスメモリ長分だ
けトレースバツクを行う毎にデータ列を１ビツトずつ復
号し、パスメトリツク演算がデータ列数を越えてからシ
ンボル列における最後の演算に達する前まではテールビ
ツトの値によつて決まるステート候補の中から最尤ステ
ートを選んで当該最尤ステートを起点ステートとしてパ
スメモリ長分だけトレースバツクを行う毎にデータ列を
１ビツトずつ復号し、パスメトリツク演算がシンボル列
における最後の演算に達したときにはテールビツトの値
によつて決まる固定ステートを起点ステートとして１ス
テツプトレースバツクする毎にデータ列を１ビツトずつ
復号するようにする。

【００２７】このようにして各ステートの初期パスメト
リツク値を畳み込み符号器の初期値に基づいて重み付け
した値に設定するようにしたことにより、パスメトリツ
クを正確に演算することができる。またパスメトリツク
演算がデータ列数を越えてからシンボル列における最後
の演算に達する前まではテールビツトの値によつて決ま
るステート候補の中から最尤ステートを選んで当該最尤
ステートを起点ステートとしてトレースバツクするよう
にしたことにより、本来考えられない誤つたステートか
らトレースバツクすることを未然に回避し得る。さらに
パスメトリツク演算が最後の演算に達したときにはテー
ルビツトの値によつて決まる固定ステートを起点ステー
トとして１ステツプトレースバツクする毎にデータ列を
１ビツトずつ復号するようにしたことにより、トレース
バツク回数を減らすことができる。

【００２８】

【発明の実施の形態】以下図面について、本発明の一実
施の形態を詳述する。

【００２９】図１において、１０は全体として本発明を
適用した例えばＣＤＭＡ方式のセルラー無線通信システ
ムの通信端末装置を示し、基地局（図示せず）と無線回
線を接続することにより、当該基地局を介して例えばこ
の通信端末装置１０と同様の構成を有する別の通信端末
装置と音声信号の送受信を行い得るようになされてい
る。この通信端末装置１０では、通話時、マイクロフオ
ン（マイク）１１によつて集音されたユーザの音声が音
声信号Ｓ１０に変換されて送受話器１２に送出され、当
該音声信号Ｓ１０が送受話器１２によつてインターフエ
イス変換されて音声コーデツク１３に送出されるように
なされている。

【００３０】音声コーデツク１３は、伝送速度9600〔bp
s 〕に応じたデータレートで音声信号Ｓ１０をデイジタ
ル化し、その結果得られる音声データＤ１をチヤネルコ
ーデツク１４を構成するチヤネルエンコーダ１５に送出
する。

【００３１】チヤネルエンコーダ１５は、コントローラ
１６から送出される制御データＤ２に基づいて、音声デ
ータＤ２に畳み込み符号化処理を行い、その結果得られ
る符号化データにインターリーブ処理を施した後、当該
符号化データの一部をコントローラ１６から受けた別の
制御情報データ（例えば送信電力を示す制御情報データ
等）Ｄ３に置換し、かくして得られた送信シンボルＤ４
を送信機１７に送出する。

【００３２】送信機１７は、シンセサイザ１８からキヤ
リア信号Ｓ１１を受け、このキヤリア信号Ｓ１１に基づ
いて送信シンボルＤ４に所定の変調処理を施して送信信
号を生成すると共に、その送信信号に送信帯域への周波
数変換を施すことにより送信信号Ｓ１２を生成し、これ
を送受共用器１９を介してアンテナ２０に出力する。こ
れによりアンテナ２０を介して送信信号Ｓ１２が基地局
（図示せず）に向けて伝送される。

【００３３】一方、基地局より送信された信号はアンテ
ナ２０によつて受信され、受信信号Ｓ１３として送受共
用器１９を介して受信機２１に入力される。なお、この
受信信号Ｓ１３は送信時に通信端末装置１０の送信処理
と同じような処理が施されることにより当該通信端末装
置１０が送信する送信信号Ｓ１２と同様のフオーマツト
を有している。受信機２１は、シンセサイザ１８からキ
ヤリア信号Ｓ１４を受け、このキヤリア信号Ｓ１４に基
づいて受信信号Ｓ１３に周波数変換処理を施すことによ
りベースバンド信号を取り出すと共に、そのベースバン
ド信号に所定の復調処理を施すことによりデイジタルの
受信シンボルＤ６を取り出す。因みに、置換処理により
受信シンボルＤ６に含まれている制御情報データＤ７は
ここで分離され、コントローラＤ７に送出される。

【００３４】チヤネルコーデツク１４のチヤネルデコー
ダ２２は、コントローラ１６から出力される制御データ
Ｄ８に基づいて、まず受信シンボルＤ６のうち制御情報
データＤ７が抜き取られた部分に情報消失処理を施した
後、その受信シンボルＤ６にデインターリーブ処理を施
し、続いてその受信シンボルＤ６にビタビ復号処理を施
すことにより基地局を介して送られてくる音声データＤ
９を復元する。

【００３５】音声コーデツク１３は、チヤネルデコーダ
２２から出力される音声データＤ９をアナログの音声信
号Ｓ１５に変換し、これを送受話器１２を介してスピー
カ２３に出力する。これにより通話相手の通信端末装置
から送信された音声がスピーカ２３から出力され、通話
相手との音声通話が確立される。

【００３６】因みに、コントローラ１６は、発呼時等に
通信制御データＤ５を生成してこれをチヤネルエンコー
ダ１５及び送信機１７を介して送信すると共に、基地局
から送信される通信制御データＤ１０をチヤネルデコー
ダ２２を介して受けて、これらの通信制御データＤ５及
びＤ１０に基づいて呼の設定、解除及び維持を実行する
と共に、キー／デイスプレイ２４のＩ／Ｏ制御を実行す
るようになされている。またこれに加えてコントローラ
１６は、キヤリア信号Ｓ１１及びＳ１４を発生するシン
セサイザ１８を制御して送信及び受信の周波数帯域を制
御するようになされている。さらにコントローラ１６
は、制御情報データＤ７に基づいて、送信時、送信信号
Ｓ１２の送信電力を制御するようになされている。

【００３７】ここで図１との対応部分に同一符号を付し
た図２を用いて、チヤネルコーデツク１４を構成するチ
ヤネルエンコーダ１５及びチヤネルデコーダ２２につい
て具体的に説明する。

【００３８】まず音声コーデツク１３から出力された音
声データＤ１はチヤネルエンコーダ１５のＣＲＣジエネ
レータ３０に入力される。ＣＲＣジエネレータ３０は、
コントローラ１６からの制御に基づいて、まずフレーム
単位で送られてくる所定ビツトの音声データＤ１に所定
ビツトのＣＲＣ符号を付加して送信データＤ２０を生成
し、これを畳み込み符号器３１に出力する。畳み込み符
号器３１は、コントローラ１６からの制御に基づいて、
フレーム単位で送られてくる所定ビツトの送信データＤ
２０の末尾に拘束長ｋ−１ビツトのテールビツトを付加
した後、当該送信データＤ２０に畳み込み演算を施すこ
とにより畳み込み符号化データでなる送信シンボルＤ２
１を生成し、これをインタリーバ３２に出力する。

【００３９】インタリーバ３２は内部にメモリを有して
おり、コントローラ１６からの制御に基づいて、送信シ
ンボルＤ２１を所定の順序でそのメモリに格納すると共
に、書込み時とは異なる順序でその送信シンボルＤ２１
をメモリから読み出すことにより順番が並び換えられた
送信シンボルＤ２２を生成し、これを置換処理回路３３
に出力する。置換処理回路３３は、コントローラ１６か
らの制御に基づいて、送信シンボルＤ２２の所定ビツト
を別の制御情報データに置換し、その結果得られる送信
シンボルＤ４を送信機１７に送出する。

【００４０】一方、受信機２１より出力される受信シン
ボルＤ６はまずチヤネルデコーダ２２の消失処理回路３
５に入力される。消失処理回路３５は、コントローラ１
６からの制御に基づいて、受信機２１による制御情報デ
ータＤ７の抽出処理によつて消失したデータ部分をデー
タ消失部分であることを示す消失データに置換し、その
結果得られる受信シンボルＤ２５をデインタリーバ３６
に出力する。デインタリーバ３６は内部にメモリを有し
ており、コントローラ１６からの制御に基づいて、受信
シンボルＤ２５を所定の順序でそのメモリに格納すると
共に、書込み時とは異なる順序でその受信シンボルＤ２
５を読み出すことにより送信側で行われたデータの並び
換えを元に戻し、その結果得られる受信シンボルＤ２６
をビタビ復号器３７に出力する。

【００４１】ビタビ復号器３７はビタビアルゴリズムを
使用して受信シンボルＤ２６から音声データを復号する
ものであり、コントローラ１６からの制御に基づいて、
受信シンボルＤ２６にビタビ復号処理を施すことにより
基地局を介して送られてくる音声データＤ２７を復号
し、これを誤り検出器３８に出力する。誤り検出器３８
は、コントローラ１６からの制御に基づいて、音声デー
タＤ２７に付加されているＣＲＣ符号を取り出し、この
ＣＲＣ符号に基づいて音声データＤ２７の誤りを検出
し、誤りがあればその旨をコントローラ１６を介して音
声コーデツク１３に通知する。また誤り検出器３８は、
ＣＲＣ符号の取り出しによつて残つた音声データを音声
データＤ９として音声コーデツク１３に出力する。

【００４２】ここでチヤネルエンコーダ１５及びチヤネ
ルデコーダ２２におけるデータ処理量について図３〜図
５を用いて具体的に説明する。この通信端末装置１０で
は、周期20〔ms〕の時間間隔すなわちフレームを形成
し、当該フレーム単位で各データ処理を行うようになさ
れており、これによつて最終的に9600〔bps 〕でデータ
伝送を行うようになされている。

【００４３】図３及び図４に示すように、音声コーデツ
ク１３からは１フレーム毎に172 ビツトの音声データＤ
１が出力されるようになされており、ＣＲＣジエネレー
タ３０はこのフレーム当たり172 ビツトの音声データＤ
１に、次式、

【００４４】

【数１】

【００４５】に示すような生成多項式によつて生成した
12ビツトのＣＲＣ符号を付加して、１フレーム当たり18
4 ビツトの送信データＤ２０を生成し、これを畳み込み
符号器３１に出力する。

【００４６】畳み込み符号器３１は、まずフレーム当た
り184 ビツトの送信データＤ２０の末尾に値「０」から
なる８ビツトのテールビツトを付加してフレーム当たり
192ビツトの送信データを生成し、この送信データに拘
束長ｋ＝９、符号化率Ｒ＝１／２の畳み込み演算を行う
ことによりフレーム当たり384 シンボルの送信シンボル
Ｄ２１を生成する。

【００４７】インタリーバ３２は、このフレーム当たり
384 シンボルの送信シンボルＤ２１をフレーム内で完結
するように並び換え、その結果得られるフレーム当たり
384シンボルの送信シンボルＤ２２を置換処理回路３３
に出力する。置換処理回路３３は、このフレーム当たり
384 シンボルの送信シンボルＤ２２を12シンボルにつき
１シンボルの割合で別の制御情報データＤ３に置換し、
その結果得られるフレーム当たり384 シンボルの送信シ
ンボルＤ４を送信機１７に出力する。この場合、１フレ
ーム（20〔ms〕）につきＣＲＣ符号及びテールビツトを
合わせた192 ビツトの情報ビツトが送信されることか
ら、9600（＝192 ×１／0.02）〔bps 〕の伝送速度が実
現されることになる。

【００４８】一方、図５に示すように、受信機２１から
は１フレーム毎に384 シンボルの受信シンボルＤ６が出
力されるようになされており、消失処理回路３５はこの
フレーム当たり384 シンボルの受信シンボルＤ６のうち
受信機２１の抽出処理によつて消失した32シンボルを別
の消失データに置換し、その結果得られるフレーム当た
り384 シンボルの受信シンボルＤ２５をデインタリーバ
３６に出力する。なお、この場合、受信機２１から出力
される受信シンボルＤ６は、１シンボルが４ビツトから
なる16値の軟判定データによつて形成されている。

【００４９】デインタリーバ３６は、このフレーム当た
り384 シンボルの受信シンボルＤ２５をフレーム内で完
結するように並び換えて元の並び順に戻し、その結果得
られるフレーム当たり384 シンボルの受信シンボルＤ２
６をビタビ復号器３７に出力する。ビタビ復号器３７
は、このフレーム当たり384 シンボルの受信シンボルＤ
２６に対してビタビアルゴリズムを使用して拘束長ｋ＝
９、符号化率Ｒ＝１／２の最尤復号を行い、その結果得
られるフレーム当たり184 ビツトの音声データＤ２７を
誤り検出器３８に出力する。なお、この場合、送信時に
付加された８ビツトのテールビツトは出力されない。誤
り検出器３８は、このフレーム当たり184ビツトの音声
データＤ２７から12ビツトのＣＲＣ符号を取り出して誤
り検出を行い、その結果得られるフレーム当たり172 ビ
ツトの音声データＤ９を音声コーデツク１３に出力す
る。

【００５０】ここで上述したチヤネルエンコーダ１５に
設けられる畳み込み符号器３１を図６に示す。この図６
に示すように、畳み込み符号器３１は、レジスタの段数
が８段からなるシフトレジスタ３１Ａと、当該シフトレ
ジスタの所定段の値を排他的論理和演算する第１及び第
２のエクスクルーシブオア回路３１Ｂ、３１Ｃとによつ
て構成される。この場合、第１のエクスクルーシブオア
回路３１Ｂは、第１のレジスタに入力される値と、第
２、第３、第４及び第８のレジスタの出力値とを排他的
論理和演算することにより第１の符号化データｃ１を出
力し、第２のエクスクルーシブオア回路３１Ｃは、第１
のレジスタに入力される値と、第１、第２、第３、第
５、第７及び第８のレジスタの出力値とを排他的論理和
演算することにより第２の符号化データｃ２を出力する
ようになされている。かくして畳み込み符号器３１は送
信データＤ２０が１ビツト入力される毎にこの符号化デ
ータｃ１、ｃ２を出力することにより送信シンボルＤ２
１を生成するようになされている。

【００５１】因みに、この場合、シフトレジスタ３１Ａ
の段数は８段であるが入力段の値も使用していることか
ら拘束長ｋとしては「９」になつている。また送信デー
タＤ２０が１ビツト入力される毎に２ビツトの送信シン
ボルＤ２１が出力されることから符号化率Ｒとしては
「１／２」となつている。

【００５２】なお、この畳み込み符号器３１では、各フ
レームの最初にシフトレジスタ３１Ａをリセツトするこ
とにより、当該シフトレジスタ３１の各レジスタの初期
値を「０」に設定して畳み込み演算を開始するようにな
されている。また１フレーム分である184 ビツトの送信
データＤ２０が入力し終えると、テールビツトとして拘
束長ｋ−１ビツトすなわち８個の「０」を入力するよう
になされており、これによりフレーム当たり384 シンボ
ルの送信シンボルＤ２１を生成するようになされてい
る。

【００５３】続いて本発明を適用したビタビ復号器３７
の構成及びそのビタビアルゴリズムについて具体的に説
明する。上述したように受信機２１からは１シンボルが
４ビツトで表される16値軟判定データの受信シンボルＤ
６が出力される。この16値軟判定データは、図７に示す
ように、最上位ビツト（bit3）によつてそのシンボルの
極性（すなわちそのシンボルが示すデータ値が「０」で
あるか「１」であるか）を示し、下位３ビツト（bit2〜
bit0）によつてその極性の信頼性を示すようになされて
いる。なお、極性が「０」の場合には、下位３ビツトが
「111 」であるとき最も信頼性が高く、当該下位３ビツ
トが「000 」であるとき最も信頼性が低いことを示すよ
うになされている。また極性が「１」の場合には、下位
３ビツトが「000 」であるとき最も信頼性が高く、当該
下位３ビツトが「111 」であるとき最も信頼性が低いこ
とを示すようになされている。

【００５４】因みに、この図７の最も左側に示されてい
るメトリツクＢＭ０及びＢＭ１は、それぞれそのシンボ
ルが極性「０」である確からしさ及び極性「１」である
確からしさを示している。この場合、メトリツクＢＭ０
及びＢＭ１は値「０」を最尤として１６段階によつて表
現されるようになされている。従つて、例えば「0111」
でなるシンボルは極性が「０」である信頼性が最も高い
ことから、メトリツクＢＭ０及びＢＭ１はそれぞれ
「０」及び「Ｆ」で表現され、例えば「1000」でなるシ
ンボルは極性が「１」である信頼性が最も高いことか
ら、メトリツクＢＭ０及びＢＭ１はそれぞれ「Ｆ」及び
「０」によつて表現されることになる。

【００５５】このような16値軟判定データからなる受信
シンボルＤ６は、消失処理回路３５に入力され、ここで
消失処理がなされる。この場合、消失処理回路３５は、
受信機２１の制御情報データ抽出処理によつてデータが
消失した部分を示すため、その部分のデータを「0000」
からなる消失データに置換するようになされている。

【００５６】このため消失処理回路３５から出力される
受信シンボルＤ２５は、図８に示すように、意味合いと
して14値軟判定データとなる。すなわちこの場合、本
来、極性が「０」で最も信頼性が低いシンボルを表す
「0000」を消失データに割り当てたことに伴つて、極性
が「１」で最も信頼性が高いシンボルを表す「1000」が
使用できなくなり、その結果、残つた14通りの値で極性
「０」及び「１」を表現しなければならない。従つて、
消失処理回路３５から出力される受信シンボルＤ２５
は、最上位ビツト（bit3）によつて極性「０」を表現し
たとき、下位３ビツト（bit2〜bit0）が「111 」のとき
最も信頼性が高くなり、下位３ビツトが「001」のとき
最も信頼性が低くなると共に、最上位ビツトによつて極
性「１」を表現したときには、下位３ビツトが「001 」
のとき最も信頼性が高くなり、下位３ビツトが「111 」
のとき最も信頼性が低くなるように、当該消失処理回路
３５において変換されるようになされている。

【００５７】なお、当然のことながら、この場合には、
メトリツクＢＭ０及びＢＭ１も１４段階で表現され、値
「０」が最も確からしさが高く、値「Ｄ」が最も確から
しさが低いことを示すようになる。因みに、情報消失デ
ータの場合には、他のデータと区別する意味合いでメト
リツクＢＭ０及びＢＭ１は共に値「０」に設定される。

【００５８】かくしてこのように14値軟判定データから
なる受信シンボルＤ２５はデインタリーバ３６を通つた
後、受信シンボルＤ２６としてビタビ復号器３７に入力
される。

【００５９】ビタビ復号器３７は、図９に示すように、
ブランチメトリツク演算回路４０、ＡＣＳ（Add-Compar
e-Select）演算回路４１、パスメトリツク記憶部４２、
最尤検出器４３、パス選択情報記憶部４４及びデータ推
定回路４５によつて構成され、デインタリーバ３６から
供給される受信シンボルＤ２６をまずブランチメトリツ
ク演算回路４０に入力するようになされている。

【００６０】ブランチメトリツク演算回路４０は、図８
に示したような14値の軟判定データからなる受信シンボ
ルＤ２６を受け、この受信シンボルＤ２６の各シンボル
を構成する４ビツトの値を基に、上述したメトリツクＢ
Ｍ０及びＢＭ１を各シンボル毎に求める。そしてブラン
チメトリツク演算回路４０は、符号化率Ｒが１／２であ
ることから、そのメトリツクＢＭ０及びＢＭ１を基に、
受信シンボルＤ２６の連続する２シンボルが（０、
０）、（０、１）、（１、０）及び（１、１）である確
からしさ、すなわちブランチメトリツクＢＭ（０、
０）、ＢＭ（０、１）、ＢＭ（１、０）及びＢＭ（１、
１）を算出する。

【００６１】このブランチメトリツクの演算を具体的に
説明すると、例えば連続する２つのシンボルをＡ及びＢ
とし、そのシンボルのメトリツクＢＭ０及びＢＭ１をそ
れぞれＢＭ０（Ａ）及びＢＭ１（Ａ）並びにＢＭ０
（Ｂ）及びＢＭ１（Ｂ）とすれば、ブランチメトリツク
演算回路４０は、次式、

【００６２】

【数２】

【００６３】に示す演算によつてその２つのシンボルＡ
及びＢが（０、０）、（０、１）、（１、０）及び
（１、１）であるブランチメトリツクＢＭ（０、０）、
ＢＭ（０、１）、ＢＭ（１、０）及びＢＭ（１、１）を
算出する。

【００６４】かくしてブランチメトリツク演算回路４０
は、受信シンボルＤ２６が２シンボル入力される毎に
（２）式に示す演算を行つて、その２シンボルについて
ブランチメトリツクＢＭ（０、０）、ＢＭ（０、１）、
ＢＭ（１、０）及びＢＭ（１、１）を算出し、これをブ
ランチデータＤ３０としてＡＣＳ演算回路４１に出力す
る。

【００６５】ＡＣＳ演算回路４１はトレリス線図に従つ
て各ステートのパスメトリツクを算出する回路である。
この場合、畳み込み符号化の拘束長ｋを「９」としてい
ることから、ステート数としては、次式、

【００６６】

【数３】

【００６７】に示すように、独立した256 個のステート
が存在する。

【００６８】ＡＣＳ演算回路４１は、まずブランチデー
タＤ３０として与えられるブランチメトリツクとパスメ
トリツク記憶部４２からパスデータＤ３１として読み出
された各ステートの前時刻のパスメトリツクとに基づい
て現時刻において各ステートに入力される２つのパスの
パスメトリツクを求め、そのパスメトリツクに基づいて
各ステートに入力される最尤のパスを選択し、その選択
したパスのパスメトリツクをそれぞれ各ステートの現時
刻のパスメトリツクとし、これをパスデータＤ３２とし
てパスメトリツク記憶部４２に記憶する。

【００６９】ここでこの演算の具体例を説明する。256
個のステートを２桁の16進数を用いて表現すると、ステ
ート００〜ステートＦＦと表現することができる。この
ステートのうち例えばステート００に対しては、ステー
ト００からブランチ（０、０）を介して入力する第１の
パスａと、ステート８０からブランチ（１、１）を介し
て入力する第２のパスｂの２つが存在する。このとき第
１及び第２のパスａ、ｂのパスメトリツクＳ００（new
）ａ、Ｓ００（new ）ｂは、前時刻のステート００及
びステート８０のパスメトリツクＳ００（old ）及びＳ
８０（old ）と、ブランチ（０、０）及びブランチ
（１、１）のブランチメトリツクＢＭ（０、０）及びＢ
Ｍ（１、１）によつて求められる。従つてＡＣＳ演算回
路４１は、ブランチデータＤ３０で与えられるブランチ
メトリツクＢＭ（０、０）及びＢＭ（１、１）と、パス
データＤ３１で与えられるパスメトリツクＳ００（old
）及びＳ８０（old ）とに基づいて、次式、

【００７０】

【数４】

【００７１】に示す演算を行つてそれぞれのパスのパス
メトリツクＳ００（new ）ａ、Ｓ００（new ）ｂを求
め、その値に基づいて、次式、

【００７２】

【数５】

【００７３】に示す判断を行うことにより第１及び第２
のパスａ、ｂのうちパスメトリツクが小さい方のパスを
最尤パスとして選択する。そしてＡＣＳ演算回路４１
は、最尤パスとして選択したパスのパスメトリツクを現
時刻におけるステート００のパスメトリツクとする。

【００７４】かくしてＡＣＳ演算回路４１は、このよう
な処理を各ステート毎に行つて現時刻の各ステートのパ
スメトリツクを算出し、これをパスデータＤ３２として
パスメトリツク記憶部４２に記憶する。

【００７５】またこれに加えてＡＣＳ演算回路４１は、
現時刻の各ステートのパスメトリツクをパスデータＤ３
３として最尤検出器４３に出力する。これにより最尤検
出器４３はそのパスデータＤ３３に基づいて現時刻にお
いて全ステートの中で最尤のステートを検出し、その最
尤ステートを示すステート番号を最尤ステート情報Ｄ３
４としてデータ推定回路４５に出力する。

【００７６】またこれに加えてＡＣＳ演算回路４１は、
各ステートに入力される２つのパスのうち選択したパス
を示すパス選択情報（このパス選択情報はパスメトリツ
クも含む）Ｄ３５をパス選択情報記憶部４４に出力す
る。このパス選択情報記憶部４４はいわゆるパスメモリ
と呼ばれるメモリであり、各時刻のパス選択情報Ｄ３５
を順次記憶して行くことにより生き残りパスを記憶して
行く。なお、このパス選択情報記憶部４４の記憶段数
（すなわちパスメモリ長）としては例えば64段程度に設
定されている。

【００７７】データ推定回路４５は、パス選択情報記憶
部４４に所定量データが蓄積されると、そのときに最尤
検出器４３から出力される最尤ステート情報Ｄ３４に基
づいてトレースバツクの起点となるステートを決めると
共に、パス選択情報記憶部４４に読出信号Ｓ２０を出力
して順次パス選択情報Ｄ３６を得ることにより、その起
点ステートから順次トレースバツクを行つて生き残りパ
スを辿つて行くことにより復号データとして最尤のもの
を選択し、その最尤の復号データを音声データＤ２７と
して出力する。

【００７８】ここでこのような構成を有するビタビ復号
器３７においては、大きく分けて次に説明するような３
つの処理がなされており、この３つの処理によつてビタ
ビ復号の復号特性を高精度にすると共に、処理時間を高
速にするようになされている。まず第１の処理として
は、各ステートのパスメトリツクの初期値を畳み込み特
性を考慮して重み付けすることである。図６に示した畳
み込み符号器３１では、８段のシフトレジスタ３１Ａの
各レジスタの初期値を「０」に設定していることから、
送信データＤ２０の先頭に拘束長ｋ−１ビツトの「０」
を付加したのと同等である。このことを考慮すると、各
ステートの初期パスメトリツクを予めデータ「０」が連
続入力されたときのパスメトリツクに設定しておいてそ
のパスメトリツクからスタートしてＡＣＳ演算を行え
ば、パスメトリツクの値そのものを正確にすることがで
きる。この考え方に基づいて、このビタビ復号器３７で
は、図１０に示すように、データ「０」が連続入力され
たときの各ステートのパスメトリツクを予め演算によつ
て算出しておき、このパスメトリツクを各ステートの初
期値として設定するようになされている。

【００７９】また第２の処理としては、最後のＡＣＳ演
算が終了したとき（すなわち最後の受信シンボルを受信
したとき）、トレースバツクを１ステツプ行う毎にデー
タを復号するが、その際の起点ステートをＡＣＳ演算に
よる最尤ステートに設定するのではなく、ステート００
に設定することである。図６に示した畳み込み符号器３
１では、送信データＤ２０の末尾に拘束長ｋ−１ビツト
の値「０」からなるテールビツトを付加して畳み込み演
算を行うことから、最終理想状態としてはステート００
に達するはずである。このためこのビタビ復号器３７で
は、最後の受信シンボルを受信したときには、ＡＣＳ演
算による最尤ステートではなく、本来取り得る理想状態
のステート００を起点としてトレースバツクを行うよう
になされている。

【００８０】さらに第３の処理としては、〔最後のＡＣ
Ｓ演算−１〕回目から〔最後のＡＣＳ演算−｛（ｋ−
１）−１｝〕回目までにおいても、最尤ステートを選択
する際のステート候補をテールビツトの値によつて決ま
るステートに限定することである。図６に示した畳み込
み符号器３１では、送信データＤ２０の末尾に拘束長ｋ
−１ビツト（この実施の形態ではｋ＝９としていること
から８ビツト）の値「０」からなるテールビツトを付加
して畳み込み演算を行うことから、〔最後のＡＣＳ演算
−１〕回目から〔最後のＡＣＳ演算−７〕回目までのス
テート候補は、テールビツトの値「０」によつて決まる
ステート候補に本来達するはずである。そこでこの区間
においては、その考えられるステート候補に限定して、
その中から最尤ステートを選択するようにする。この場
合、考えられるステート候補は、図１１に示すように、
例えばＡＣＳ演算が〔最後のＡＣＳ演算−１〕回目のと
きにはステート００及び８０の２つが考えられ、〔最後
のＡＣＳ演算−２〕回目のときにはステート００、４
０、８０及びＣ０の４つが考えられ、以下同様にＡＣＳ
演算の回数に応じて図１１に示すようなステートが考え
られる。

【００８１】本発明では、ＡＣＳ演算が〔最後のＡＣＳ
演算−（ｋ−２）〕回目から〔最後のＡＣＳ演算−１〕
回目に相当するときには、最尤ステートを選択する際の
ステート候補をテールビツトの値によつて決まるステー
ト候補に限定し、そのステート候補の中でパスメトリツ
クが最も小さい最尤ステートをトレースバツクの起点ス
テートとして決め、その起点ステートからパスメモリ長
分のトレースバツクを行う毎に１ビツト分のデータを復
号するようになされており、これにより本来考えられな
い誤つたステートからトレースバツクすることを回避し
て、正確にデータ復号を行うようになされている。

【００８２】ここでこのような第１、第２及び第３の処
理を加えたビタビ復号器３７の復号アルゴリズムを図１
２及び図１３に示す。この図１２及び図１３に示すよう
に、ビタビ復号器３７では、まず始めにステツプＳＰ１
から入つたステツプＳＰ２において、各ステートのパス
メトリツクの初期値を図１０に示した重み付けがなされ
た値に設定する。具体的には、パスメトリツク記憶部４
２に記憶しておく各ステートの初期パスメトリツクを図
１０に示した値に設定する。

【００８３】次のステツプＳＰ３においては、ビタビ復
号器３７は受信シンボルＤ２６に基づいてＡＣＳ演算を
行うと共に、そのＡＣＳ演算に基づいてパス選択を行つ
てパス選択情報Ｄ３５を記憶する。具体的には、まずブ
ランチメトリツク演算回路４０が受信シンボルＤ２６と
して入力された２つのシンボルのブランチメトリツクＢ
Ｍ（０、０）、ＢＭ（０、１）、ＢＭ（１、０）及びＢ
Ｍ（１、１）を算出する。そしてＡＣＳ演算回路４１が
このブランチメトリツクと、パスメトリツク記憶部４２
に記憶されている前時刻のパスメトリツクとに基づいて
現時刻で考えられる各パスのパスメトリツクを算出して
各ステートの最尤パスを選択すると共に、その選択した
最尤パスのパスメトリツクをパスメトリツク記憶部４２
に記憶し、さらに選択したパスを示すパス選択情報Ｄ３
５をパス選択記憶部４４に記憶する。

【００８４】次のステツプＳＰ４では、ビタビ復号器３
７はＡＣＳ演算回数が（パスメモリ長＋ｋ−１）回以下
であるか否か判断し、ＡＣＳ演算回数がその基準値を下
回つていればステツプＳＰ３に戻つて処理を繰り返し、
ＡＣＳ演算回数がその基準値に達するとステツプＳＰ５
に進む。なお、この判断は例えばデータ推定回路４５に
よつて行われ、最尤ステート情報Ｄ３４の出力回数をカ
ウントすることにより行われる。またこの実施の形態で
は、拘束長ｋを「９」としていることから基準値として
は（パスメモリ長＋８）回となる。

【００８５】次のステツプＳＰ５では、ビタビ復号器３
７は、テールビツトを除いた畳み込みデータ数をＸとす
ると（この実施の形態においてはフレーム単位で送られ
てくる184 ビツトに対して８ビツトのテールビツトを付
加していることから畳み込みデータ数Ｘとしては184 と
なる）、ＡＣＳ演算回数が畳み込みデータ数Ｘを越えた
か否か判断し、越えていなければステツプＳＰ６に進
み、越えていればステツプＳＰ７に進む。なお、この判
断も例えばデータ推定回路４５によつて行われる。因み
に、この判断は、上述した第３の処理に基づく処理であ
り、今現在行つたＡＣＳ演算が〔最後のＡＣＳ演算−
（ｋ−２）〕回目以降のものに相当するか否か判断する
ための処理である。

【００８６】ステツプＳＰ６では、ビタビ復号器３７は
トレースバツクの初期アドレスを最尤ステートに設定す
る。すなわちデータ推定回路４５はトレースバツクの起
点ステートを最尤検出器４３が検出した最尤ステートに
設定する。

【００８７】次のステツプＳＰ８では、ビタビ復号器３
７のデータ推定回路４５が１時刻分前のパス選択情報Ｄ
３６をパス選択情報記憶部４４から読み出してトレース
バツクを１ステツプ分行う。次のステツプＳＰ９では、
データ推定回路４５はトレースバツクのステツプ回数が
パスメモリ長になつたか否か判断し、パスメモリ長にな
つていなければステツプＳＰ１０に進み、パスメモリ長
になつていればステツプＳＰ１１に進む。

【００８８】ステツプＳＰ１０では、データ推定回路４
５は先程行つたトレースバツクに基づいて新たなトレー
スバツクのアドレスを作成し、ステツプＳＰ８に戻つて
処理を繰り返す。すなわちデータ推定回路４５は先程行
つたトレースバツクの終点ステートを今度は起点ステー
トに設定し、ステツプＳＰ８に戻つて再度トレースバツ
クを行う。

【００８９】一方、ステツプＳＰ１１では、データ推定
回路４５はパスメモリ長分だけトレースバツクを行つた
ものと判断して、最終的に辿り着いたステートを基に受
信したデータを１ビツト分推定し、復号データとして出
力する。この処理が終えると、ビタビ復号器３７はステ
ツプＳＰ３に戻つて処理を繰り返す。

【００９０】これに対してＡＣＳ演算回数が畳み込みデ
ータ数Ｘを越えたためにステツプＳＰ５からステツプＳ
Ｐ７に進んだ場合には、データ推定回路４５は今現在行
つたＡＣＳ演算が受信シンボルＤ２６における最後のＡ
ＣＳ演算であるか否か判断し、最後のＡＣＳ演算でなけ
ればステツプＳＰ１２に進み、最後のＡＣＳ演算であれ
ばステツプＳＰ１３に進む。

【００９１】ステツプＳＰ１２では、データ推定回路４
５はＡＣＳ演算回数に応じてトレースバツクの初期アド
レスを図１１に示したステート候補に限定し、その中の
最尤ステートに設定する。例えばＡＣＳ演算が〔最後の
ＡＣＳ演算−７〕回目であれば、データ推定回路４５は
図１１に示した１２８個のステート候補の中でパスメト
リツクが最も小さい最尤ステートを選び、その最尤ステ
ートをトレースバツク時の起点ステートに設定する。

【００９２】次のステツプＳＰ１４では、データ推定回
路４５が１時刻分前のパス選択情報Ｄ３６をパス選択情
報記憶部４４から読み出してトレースバツクを１ステツ
プ分行う。次のステツプＳＰ１５では、データ推定回路
４５はトレースバツクのステツプ回数がパスメモリ長に
なつたか否か判断し、パスメモリ長になつていなければ
ステツプＳＰ１６に進み、パスメモリ長になつていれば
ステツプＳＰ１７に進む。

【００９３】ステツプＳＰ１６では、データ推定回路４
５は先程行つたトレースバツクに基づいて新たなトレー
スバツクのアドレスを作成し、ステツプＳＰ１４に戻つ
て処理を繰り返す。すなわちデータ推定回路４５は先程
行つたトレースバツクの終点ステートを今度は起点ステ
ートに設定し、ステツプＳＰ１４に戻つて再度トレース
バツクを行う。

【００９４】一方、ステツプＳＰ１７では、データ推定
回路４５はパスメモリ長分だけトレースバツクを行つた
ものと判断して、最終的に辿り着いたステートを基に受
信したデータを１ビツト分推定し、復号データとして出
力する。この処理が終えると、ビタビ復号器３７はステ
ツプＳＰ３に戻つて処理を繰り返す。

【００９５】これに対して最後のＡＣＳ演算であつたた
めにステツプＳＰ７からステツプＳＰ１３に進んだ場合
には、データ推定回路４５はトレースバツクの初期アド
レスを最尤検出器４３が検出した最尤ステートに設定す
るのではなく、ステート００に設定する。

【００９６】次のステツプＳＰ１８では、データ推定回
路４５は１時刻分前のパス選択情報Ｄ３６をパス選択情
報記憶部４４から読み出してトレースバツクを１ステツ
プ分行う。次のステツプＳＰ１９では、その１ステツプ
のトレースバツクで辿り着いたステートを基に受信した
データを１ビツト分推定し、復号データとして出力す
る。次のステツプＳＰ２０では、データ推定回路４５は
トレースバツクのステツプ回数がパスメモリ長になつた
か否か判断し、パスメモリ長になつていなければステツ
プＳＰ２１に進み、パスメモリ長になつていれば受信し
たデータを全て復号し得たと判断してステツプＳＰ２２
に進んで処理を終了する。

【００９７】ステツプＳＰ２１では、データ推定回路４
５は先程行つた１ステツプのトレースバツクに基づいて
新たなトレースバツクのアドレスを作成し、ステツプＳ
Ｐ１８に戻つて処理を繰り返す。すなわちデータ推定回
路４５は先程行つたトレースバツクの終点ステートを今
度は起点ステートに設定し、ステツプＳＰ１８に戻つて
再度トレースバツクを行う。かくしてこのようなビタビ
アルゴリズムを実行することにより、このビタビ復号器
３７は受信シンボルＤ２６から順にデータを復号するよ
うになされている。

【００９８】以上の構成において、この通信端末装置１
０では、送信時、畳み込み符号器３１の各レジスタの値
を「０」に設定すると共に、フレーム単位で形成された
送信データＤ２０の末尾に値「０」からなる拘束長ｋ−
１ビツトのテールビツトを付加して畳み込み符号化を行
い、その結果得られる送信シンボルＤ２１をインタリー
バ３２及び送信機１７等を介して送信する。

【００９９】一方、受信時には、このような送信処理と
同様の処理によつて生成されたシンボルを受信機２１及
びデインタリーバ３６等を介して受信し、その受信シン
ボルＤ２６をビタビ復号器３７に入力して受信したデー
タを復号する。この場合、ビタビ復号器３７では、パス
メトリツク記憶部４２に記憶しておく各ステートの初期
パスメトリツクを、畳み込み符号器３１の各レジスタの
値が最初「０」であることに着目して重み付けした値に
設定し、この状態から順次ＡＣＳ演算を開始してパスメ
トリツクの算出及びパス選択を行う。そしてビタビ復号
器３７では、ＡＣＳ演算がテールビツトを除いた畳み込
みデータ数Ｘに達する前までは、パスメトリツクの値が
最も小さい最尤ステートを起点としてパスメモリ長分だ
け順次トレースバツクを行つて当該パスメモリ長分のト
レースバツクが終了する度に１ビツトずつデータを復号
し、ＡＣＳ演算が畳み込みデータ数Ｘを越えてから受信
シンボルＤ２６における最後のＡＣＳ演算に達する前ま
では（すなわちＡＣＳ演算が受信シンボルＤ２６におけ
る〔最後のＡＣＳ演算−（ｋ−２）〕回目から〔最後の
ＡＣＳ演算−１〕回目に相当するとき）、テールビツト
によつて決まるステート候補（図１１参照）の中で最尤
ステートを選び、その最尤ステートを起点としてパスメ
モリ長分だけ順次トレースバツクを行つて当該パスメモ
リ長分のトレースバツクが終了する度に１ビツトずつデ
ータを復号し、ＡＣＳ演算が受信シンボルＤ２６におけ
る最後のＡＣＳ演算に達したときにはテールビツトによ
つて特定されるステート００を起点として１ステツプト
レースバツクする毎に１ビツトずつデータを復号する。

【０１００】このようにしてこのビタビ復号器３７で
は、各ステートの初期パスメトリクツク値を均等に設定
するのではなく、畳み込み符号器３１の各レジスタの初
期値に基づいて重み付けした値に設定するようにしたこ
とにより、従来に比してパスメトリツクの値そのものを
正確にすることができ、より正確にデータ復号を行つて
ビタビ復号の復号特性を向上することができる。またこ
れに加えてこのビタビ復号器３７では、ＡＣＳ演算が畳
み込みデータ数Ｘを越えてから最後の演算に達する前ま
では、テールビツトの値によつて限定されるステート候
補の中から最尤ステートを選び、その最尤ステートを起
点としてトレースバツクを行うようにしたことにより、
本来考えられない誤つたステートからトレースバツクす
ることを回避して、正確にデータ復号を行うことがで
き、ビタビ復号特性をさらに向上することができる。さ
らにこれに加えてこのビタビ復号器３７では、パスメト
リツク演算が受信シンボルＤ２６における最後の演算に
なつたとき、畳み込み符号化時に付加したテールビツト
の値で決まるステート００を起点ステートとして１ステ
ツプトレースバツクを行う毎に１ビツトずつデータを復
号するようにしたことにより、従来のように毎回パスメ
モリ長分だけトレースバツクする場合に比してトレース
バツクのステツプ数を減らすことができ、復号処理を高
速化することができると共に、本来取り得る理想状態か
らトレースバツクを行うことができ、一段と精度良く復
号処理を行うことができる。

【０１０１】以上の構成によれば、ビタビ復号時、各ス
テートの初期パスメトリツク値を畳み込み符号器３１の
各レジスタの初期値に応じて重み付けすると共に、パス
メトリツク演算が畳み込みデータ数Ｘを越えてから最後
の演算に達する前まではテールビツトの値によつて限定
されるステート候補の中から最尤ステートを選んでトレ
ースバツクし、さらにパスメトリツク演算が最後の演算
に達したときにはテールビツトの値によつて決まるステ
ート００を起点ステートとしてトレースバツクするよう
にしたことにより、従来に比してトレースバツクの回数
を減らすことができるので復号処理を高速に行うことが
できると共に、従来に比して復号特性を向上することが
できる。

【０１０２】なお上述の実施の形態においては、畳み込
み符号化時の拘束長ｋを「９」に設定すると共に、符号
化率Ｒを「１／２」に設定した場合について述べたが、
本発明はこれに限らず、拘束長ｋ及び符号化率Ｒの値と
してはその他の値であつても良い。

【０１０３】また上述の実施の形態においては、図１０
に示すような初期パスメトリツク値を設定した場合につ
いて述べたが、本発明はこれに限らず、初期パスメトリ
ツク値として設定する値としてはこれ以外の値であつて
も良い。要は、畳み込み符号器の各レジスタの初期値に
基づいて重み付けした初期パスメトリツク値を各ステー
トの初期値として設定するようにすれば上述の場合と同
様の効果を得ることができる。

【０１０４】また上述の実施の形態においては、パスメ
トリツク演算が畳み込みデータ数Ｘを越えたとき、図１
１に示すようなステート候補の中から最尤ステートを選
んでトレースバツクした場合について述べたが、本発明
はこれに限らず、ステート候補としてはこれ以外であつ
ても良い。要は、パスメトリツク演算が畳み込みデータ
数を越えたとき、畳み込み符号化時に付加したテールビ
ツトの値で決まるステートにステート候補を限定し、そ
のステート候補の中から最尤ステートを選んでトレース
バツクを行うようにすれば、上述の場合と同様の効果を
得ることができる。

【０１０５】また上述の実施の形態においては、パスメ
トリツク演算が終了したときステート００を起点ステー
トとしてトレースバツクした場合について述べたが、本
発明はこれに限らず、起点ステートをこれ以外のステー
トに設定しても良い。要は、パスメトリツク演算が終え
たときの起点ステートをパスメトリツクの値で決まる最
尤ステートに設定するのではなく、テールビツトの値に
よつて決まる固定ステートに設定するようにすれば、上
述の場合と同様の効果を得ることができる。

【０１０６】

【発明の効果】上述のように本発明によれば、各ステー
トの初期パスメトリツク値を畳み込み符号器の初期値に
基づいて重み付けした値に設定すると共に、パスメトリ
ツク演算がデータ列数を越えてから最後の演算に達する
前まではテールビツトの値によつて決まるステート候補
の中から最尤ステートを選んで当該最尤ステートを起点
ステートとしてトレースバツクし、パスメトリツク演算
が最後の演算に達したときにはテールビツトの値によつ
て決まる固定ステートを起点ステートとして１ステツプ
トレースバツクする毎にデータ列を１ビツトずつ復号す
るようにしたことにより、パスメトリツクを正確に演算
し得ると共に、トレースバツク回数を減らすことがで
き、かくして従来に比して復号精度を向上し得ると共に
復号処理を高速化し得るビタビ復号装置及びビタビ復号
方法を実現し得る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を適用した通信端末装置の全体構成を示
すブロツク図である。

【図２】本発明のビタビ復号器を含んだチヤネルコーデ
ツクの構成を示すブロツク図である。

【図３】チヤネルコーデツクにおける各ブロツクのデー
タ処理量の説明に供するブロツク図である。

【図４】各ブロツクにおけるデータ処理量を示す図表で
ある。

【図５】チヤネルコーデツクにおける各ブロツクのデー
タ処理量の説明に供するブロツク図である。

【図６】チヤネルコーデツクに設けられた畳み込み符号
器の構成を示すブロツク図である。

【図７】受信シンボルＤ６を構成する16値軟判定データ
の説明に供する図表である。

【図８】受信シンボルＤ２５を構成する14値軟判定デー
タの説明に供する図表である。

【図９】ビタビ復号器の構成を示すブロツク図である。

【図１０】各ステートの初期パスメトリツクの値を示す
図表である。

【図１１】ＡＣＳ演算回数が畳み込みデータ数を越えた
ときのステート候補を示す図表である。

【図１２】本発明によるビタビ復号のアルゴリズムを示
すフローチヤートである。

【図１３】本発明によるビタビ復号のアルゴリズムを示
すフローチヤートである。

【図１４】従来のビタビ復号の説明に供する一般的な畳
み込み符号器の構成を示すブロツク図である。

【図１５】畳み込み符号化における状態遷移の説明に供
する状態遷移図である。

【図１６】状態遷移図を時間方向に展開したトレリス線
図である。

【図１７】従来のビタビ復号のアルゴリズムの説明に供
するトレリス線図である。

【図１８】従来のビタビ復号におけるトレースバツクの
説明に供する略線図である。

【符号の説明】

１、３１……畳み込み符号器、２、３１Ａ……シフトレ
ジスタ、３、４、３１Ｂ、３１Ｃ……エクスクルーシブ
オア回路、１０……通信端末装置、１１……マイクロフ
オン、１２……送受話器、１３……音声コーデツク、１
４……チヤネルコーデツク、１５……チヤネルエンコー
ダ、１６……コントローラ、１７……送信機、１８……
シンセサイザ、１９……送受共用器、２０……アンテ
ナ、２１……受信機、２２……チヤネルデコーダ、２３
……スピーカ、３０……ＣＲＣジエネレータ、３２……
インタリーバ、３３……置換処理回路、３５……消失処
理回路、３６……デインタリーバ、３７……ビタビ復号
器、３８……誤り検出器、４０……ブランチメトリツク
演算回路、４１……ＡＣＳ演算回路、４２……パスメト
リツク記憶部、４３……最尤検出器、４４……パス選択
情報記憶部、４５……データ推定回路。

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】所定長のデータ列の末尾に畳み込み符号器
   の拘束長をｋとして（ｋ−１）ビツトの所定値からなる
   テールビツトを付加し、当該テールビツトが付加された
   上記データ列を上記畳み込み符号器のシフトレジスタの
   各レジスタの初期値を所定値に設定して当該畳み込み符
   号器を用いて畳み込み符号化することにより生成された
   シンボル列を受信して、当該シンボル列から上記データ
   列を復号するビタビ復号装置において、 上記各レジスタの初期値に基づいて重み付けしたパスメ
   トリツク値を各ステートの初期パスメトリツク値として
   設定し、当該初期パスメトリツク値を基準にして上記シ
   ンボル列を受信する毎に順次各ステートのパスメトリツ
   ク値を演算して生き残りパスをパスメモリに記憶して行
   き、当該パスメトリツク演算が上記データ列数に達する
   前までは上記パスメトリツク値に基づいて決定される最
   尤ステートを起点ステートとして上記パスメモリ長分だ
   けトレースバツクを行う毎に上記データ列を１ビツトず
   つ復号し、上記パスメトリツク演算が上記データ列数を
   越えてから上記シンボル列における最後の演算に達する
   前までは上記テールビツトの値によつて決まるステート
   候補の中から最尤ステートを選んで当該最尤ステートを
   起点ステートとして上記パスメモリ長分だけトレースバ
   ツクを行う毎に上記データ列を１ビツトずつ復号し、上
   記パスメトリツク演算が上記シンボル列における最後の
   演算に達したときには上記テールビツトの値によつて決
   まる固定ステートを起点ステートとして１ステツプトレ
   ースバツクする毎に上記データ列を１ビツトずつ復号す
   る復号手段を具えることを特徴とするビタビ復号装置。
2. 【請求項２】所定長のデータ列の末尾に畳み込み符号器
   の拘束長をｋとして（ｋ−１）ビツトの所定値からなる
   テールビツトを付加し、当該テールビツトが付加された
   上記データ列を上記畳み込み符号器のシフトレジスタの
   各レジスタの初期値を所定値に設定して当該畳み込み符
   号器を用いて畳み込み符号化することにより生成された
   シンボル列を受信して、当該シンボル列から上記データ
   列を復号するビタビ復号方法において、 上記各レジスタの初期値に基づいて重み付けしたパスメ
   トリツク値を各ステートの初期パスメトリツク値として
   設定し、当該初期パスメトリツク値を基準にして上記シ
   ンボル列を受信する毎に順次各ステートのパスメトリツ
   ク値を演算して生き残りパスをパスメモリに記憶して行
   き、当該パスメトリツク演算が上記データ列数に達する
   前までは上記パスメトリツク値に基づいて決定される最
   尤ステートを起点ステートとして上記パスメモリ長分だ
   けトレースバツクを行う毎に上記データ列を１ビツトず
   つ復号し、上記パスメトリツク演算が上記データ列数を
   越えてから上記シンボル列における最後の演算に達する
   前までは上記テールビツトの値によつて決まるステート
   候補の中から最尤ステートを選んで当該最尤ステートを
   起点ステートとして上記パスメモリ長分だけトレースバ
   ツクを行う毎に上記データ列を１ビツトずつ復号し、上
   記パスメトリツク演算が上記シンボル列における最後の
   演算に達したときには上記テールビツトの値によつて決
   まる固定ステートを起点ステートとして１ステツプトレ
   ースバツクする毎に上記データ列を１ビツトずつ復号す
   ることを特徴とするビタビ復号方法。