JPS6225516A - デコ−ド方法 - 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】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、２進データからなるサンプル振幅シーケンス
の検出に関するものである。具体的には本余明は、サン
プルについて可能な３つの名目値がありｔそれがサンプ
ル間で制約されているシーケンスの検出に関するもので
ある。

Ｂ、従来技術 検出過程は、通信チャネルまたは記録チャネルにとって
基本的なものである。送られた又は書き込まれたデータ
に依存する名目信号と雑音または成分の欠陥による汚染
からなる信号が、受は取られまた読み戻される・。検出
過程とは、受は取ったまたは読み戻された信号にもとづ
いて送られたまたは書き込まれたデータを評価する過程
である。

磁気記録での典型的な場合は、２進データが。

ＮＲＺＩコードでコード化される。書込み電流の極性を
反転することによって「１ノがコード化され、書込み電
流の極性を反転しないことによって「０」がコード化さ
れる。すなわち、ＮＲＺＩコードでは「１」は媒体の２
つの磁気状態の間での遷移によって表わされ、ｒＯＪは
同じ状態の保持によって表わされる。状態間での遷移は
、書込みおよび読取り過程における一定の媒体速度に対
する等間隔のいくつかのクロック時間に対応する等間隔
のいくつかの位置でのみ起こり得る。

記録されたデータが読み取られると、負の飽和から正の
飽和への遷移によって、ある極性のパルスが生じ、一方
正の飽和から負の飽和への遷移によって逆の極性のパル
スが生じる。関連するタロツク時間に遷移が起こらなか
った場合は、パルスは生じない。すなわち、記録された
ｒｌＪは、読み戻された信号中で正または負のパルスに
よって表わされ、記録された「０」はパルスの不在によ
って表わされる。

このとき、各データ・ビットは、それぞれ周期的間隔で
隔置された正のパルス、負のパルス、またはパルスなし
によって表される。しかし読み戻された信号は理想的な
ものではなく、雑音や成分の欠陥によって汚染されてい
る。理想的でない信号を２進データとして解釈するため
に、何らかの方法が必要である。直接法は、信号を正お
よび負の閾値と比較して検出するものである。信号が正
の閾値よりも大きいかまたは負の閾値よりも小さい場合
は「１」が検出され、それ以外の場合は「０」・が検出
される。

磁気記録チャネルから読み戻された信号は、正のパルス
と負のパルスを含むことができ、これらのパルスは関連
するクロック時間にパルスなしによって分離されている
こともそうでないこともある。一方の極性のパルスは媒
体の正の飽和と負の飽和の間での遷移を表し、もう一方
の極性のパルスは負の飽和と正の飽和の間での遷移を表
すので。

逆の極性のパルスが介在せずに同じ極性のパルスが２つ
続くことはあり得ない。すなわち、「１」を表すパルス
の極性は交互に変化しなければならない。この連続する
「１」のパルスの極性を制約する極性交互変化の規則を
擬似三元制約と呼ぶ。

以前に論じた単純閾値検出法は、信号が実際に三元のも
のである場合、最尤検出である。擬似三元制約とは、コ
ンテキスト中の検出を使って最尤検出を達成することが
できるという意味で、単純閾値検出法よりも誤差の確率
が小さくなる。

擬似三元方式に関してヴイテルビ・アルゴリズムの最尤
シーケンス検出法を使用することは、上記の応用領域で
は、Ｈ・コバヤシが「デジタル磁気記録システムへの確
率的デコーディングの応用（Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎ　
ｏｆ　Ｐｒｏｂａｂｉｌｉｓｔｉｃ　Ｄｅｃｏｄｉｎｇ
　ｔ。

Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｍａｇｎｅｔｉｃ　Ｒｅｃｏｒｄｉｎ
ｇ　Ｓｙｓｔｅｍｓ）Ｊ、ＩＢＭジャーナル・オブ・リ
サーチ・アンド・デヴエロツプメント（ＩＩＩＭ　Ｊｏ
ｕｒｎａｌ　ｏｆ　Ｒｅ５ｅａｒｃｈ　ａｎｄＤｅｖｅ
ｌｏｐｍｅｎｔ）　、　Ｖｏｌ　１５．　Ｎｏ、　１．
１９７１年１月、６４−７４頁で、またＴ・オーリン（
Ａｕｌｉｎ）等が「連続位相変調−第２部二部分応答信
号発信（Ｃｏｎｔｉｎｕｏｕｓ　Ｐｈａｓｅ　Ｍｏｄｕ
ｌａｔｉｏｎ−−ＰａｒｔＩＩ　：　ＰａｒｔｉａｌＲ
ｅｓｐｏｎｓｅ　Ｓｉｇｎａｌｌｉｎｇ）　Ｊ　、　Ｉ
ＥＥＥ　トランザクションズ・オブ・コミュニケーショ
ンズ（ＩＥＥＨＴｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｆ　Ｃｏ
ｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ）、Ｖｏｌ＋Ｃ０Ｍ−２９％
Ｎ００３．１９８１年３月、１２０−２２５頁で提案し
ている。これらの刊行物には、受信装置の若干の基本的
形態も開示されている。フォーニー（Ｆｏｒｎｅｙ）が
指摘したように、ヴイテルビ・アルゴリズムは、無記憶
雑音での離散時間有限状態マルコフ過程の観測値のシー
ケンスＺが与えられている場合に、事後確率Ｐ　［Ｘ／
Ｚ］が最大となる状態シーケンスＸを見つける問題の解
である。即ち、デコーディングとは、符号を回復するた
めに「コンテキスト中でデコードすること」である。

ヴイテルビ検出器は、それに印加される所与のコーディ
ングに対する可能なすべての符号を生成する。すなわち
この検出器は、検出判定を行なわなければならないシー
ケンスの数を少数の残存シーケンスに減らす。残存シー
ケンスは、メトリックによって検出される。メトリック
とは、所与の残存シーケンスが実際のシーケンスである
確度の測度である。残存シーケンスを検出する際のメト
リックの一つの発現形態は、各残存シーケンスを絶対値
として測定する場合、非有界数シーケンスである。

ヴイテルビ・アルゴリズムは、このように基本的に基本
最尤度が意味する並行検出を逐次化するための系統的方
法を提供する。この方法は、いつでもいくつかの残存シ
ーケンスを伴っている。可能な将来事象の各シーケンス
毎に唯一つの残存シ−ケンスがある。残存シーケンスと
は、将来シーケンスと整合する最尤過去シーケンスであ
る。過去シーケンスは、いくつかの将来シーケンスと一
致するので、多くの将来シーケンスは同じ残存シーケン
スを共用する。

ｎ番目のサンプルＩＮ′ｌＪＡとサンプル値のときの残
存シーケンスとそれに関連するメトリックが与えられて
いるとすると、ヴイテルビ法を使ってｎ十１サンプルの
ときのサンプルとメトリック値から残存シーケンスとそ
れに対応するメトリックを計算することができる。ただ
し、これらのメトリックは境界なしに増大することがあ
る。この問題の解は、本願と同日出願の米国特許出願第
０６１５２０６６６号に開示されている。ドリヴオ（Ｄ
ｏｌｉｖｏ）等は、メトリック間の差だけを含む計算に
もとづく検出法を示している。

Ｃ１発明が解決しようとする問題点 連続するサンプルで、メトリックは境界なしに増大する
ことがあるものの、それらの差は有界である。処理に必
要な計算および記憶資源が減ったため、単純さと効率が
増大した。その上、必要な回路も減った。しかし、この
簡単化によっても、依然として多くの計算時間を要した
。

メトリックの計算が不要な最尤検出法は、Ｃ０Ｍ、メラ
ス（Ｍｅｌａｓ）が「雑音免疫をもつ三レベルーニレベ
ル・デジタル・コード変換（Ｔｈｒｅｅ−Ｌｅｖｅｌ　
ｔｏ　Ｔｗｏ−Ｌｅｖｅｌ　Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｃｏｄｅ
　Ｃｏｎｖｅｒｓｉｏｎｗｉｔｈ　Ｎｏ１ｓｓ　Ｉｍｍ
ｕｎｉｔｙ）　Ｊ　、　Ｉ　Ｂ　Ｍテクニカル・デスク
ロージャ・ブリティン（ＩＢＭ　ＴｅｃｈｎｉｃａｌＤ
ｉｓｃｌｏｓｕｒｅ　Ｂｕｌｌｅｔｉｎ）　、Ｖｏｌ、
　１５、Ｎｏ、１．１９７２年１１月、ｐｐ、１９２４
−１９２６に記載している。この方法では、三レベル・
コードをニレベル・コードに変換中に雑音免疫が増大す
るように閾値検出レベルが調節される。

Ｄ０問題点を解決するための手段 本発明は、最尤検出法をコンテキスト・デコーディング
の形で使って、擬似三元コード化信号のあいまいなサン
プル振幅を解決するための方法に関するものである。信
号中には正と負のパルスが存在する。信号は、パルスが
生じ得るクロック時間にサンプルを取り出すことによっ
て特徴づけられる。重大なステップは、瞬間サンプルと
推定量の反復比較およびサンプルによる推定量の瞬間的
置換である。比較は、サンプル振幅が推定量を指定量だ
け上回っているかまたは下回っているかどうかによって
解決される。正の遷移が解決されると、逆の極性を探索
する方式が呼び出され、逆も同様である。

検出過程は、正のサンプル「１」または負のサンプルを
探索することからなる。そのどちらかが「１」を表す。

正の「１」を探索する場合、最も正のサンプルが最尤「
１」として記録され、それよりも名目サンプル振幅以上
小さい次の連続サンプルの観測によって［１」として確
認される。確認が済むと、負の「１」の探索が始まり、
最も負のサンプルが次の最尤「１」として記録される。

この最尤「１」は、それよりも名目サンプル振幅以上大
きい連続サンプルの観測によって確認され、再び正の「
１」の探索が始まる。

本発明では、デジタル・インプレメンテ−ジョンで推定
量と瞬間サンプルと名目振幅の比較が行われる。適切な
スケーリングを用いると、推定量とサンプルの２つの高
位デジットとそれらの低位デジットの絶対位比較しか要
らない。この方法によれば、形式的加減算による遅延が
減少する。

Ｅ、実施例 第１図を参照すると、最尤検出過程１０を使って１通信
または記録装置チャネル中での誤差の確率を最小限に抑
えることができる。過程１ｏは、元の擬似三元符号ａｌ
＝（＋１．０、−１）のシーケンスにもとづいて信号に
適用される。ただし、ｎは整数の時間指標であり、＋１
は−１の介在なしに続けて出現することはなく、−１は
＋１の介在なしに続けて出現することはない。

最　過の 最左検出過程は、必ず２つのサンプル探索モードのどち
らかである。第一のモードでは、信号ａＱで正のサンプ
ルが探索され、第二のモードでは。

ａｆｉで負のサンプルが探索される。第一モードでは、
記録装置チャネルの出力信号の最も正のサンプルが正の
「１」の推定量として使われ、最尤「１」として記録さ
れる。次にこの推定量がその後の各サンプルと比較され
、それよりも「１」の名目サンプル振幅の絶対値以上小
さいサンプルの観測によって「１」として確認される。

「１」の名目サンプル振幅は、正の「１」または負の「
１」が理想的なチャネル状態で持つべき絶対値に近い値
をもつ。実際には、それは当該技術で周知の自動利得制
御技術によってチャネルの利得制御を調節することによ
って決定される。すなわち、サンプルが推定量よりも、
推定量が正の「１」であると結論するのに充分な量だけ
小さくなければならない。

正の「１」の探索中に最尤「１」が確認されると、検出
過程１０のモードが負の「１」の探索に切り換わる。第
二モードでは、最も負のサンプルの振幅が推定量として
使われ、最尤「１」として記録される。ただし、この場
合は、最尤「１」とは負の最大振幅をもつサンプルを意
味する。最尤「１」よりも名目サンプル振幅以上負の度
合が小さいサンプルが観測されると、この推定量が負の
「１」として確認される。推定量が負の「１」であると
確認されると、正の「１」の探索にモードが戻る（すな
わち第一モード）。このように、検出過程１０は、ある
極性で探索し連続する推定量が確認されると逆の極性に
切り換わり、再び循環的に元に戻る反復的方法である。

正の「１」の探索 再度第１図を参照すると、ｎは現サンプルの時間振幅を
表す。現サンプルはこのとき現在デコード中のサンプル
であると定義される。現在最尤「１」であるサンプルの
指標がｋで示されている。

最尤「１」はこのとき正の「１」の探索中に検出過程１
０によって処理された、記録装置チャネルの出力チャネ
ルの最も正のサンプルであると定義される。「１」の名
目サンプルの絶対値が、Ａと記されている。一般に、検
出過程１０でデコードされたサンプルは、読み戻しチャ
ネルから受は取った信号の電圧レベルが「０」レベルよ
り高いかそれとも低いかに応じて、負または正の振幅を
もつ。すべてのサンプルは正の絶対値をもち、振幅の絶
対値として定義される。

デコードすべき信号のサンプルａｆｉは通常のやり方で
生成され、アナログ−デジタル変換器（図示せず）によ
って検出過程１０に与えられる。第１図のブロック１２
で、新しいサンプルｎ＋１がサンプルｎに置き換わると
、それが現サンプルになる。

菱形１３に示されている演算子Ｘ　［ｉ］がｉ番目のサ
ンプルの振幅を決定する。すなわち、菱形１３でｎ番目
のサンプルの振幅Ｘ　［ｎ］が最尤「１」の振幅Ｘ　［
ｋｌより大きいかどうか判定される。ただしｋは以前に
抽出された最尤「１」の指標である。現サンプルｎの振
幅が以前のサンプルによりも大きい場合、時間指標にの
ついたビットに「０」の値が割り当てられる。すなわち
最尤「１」として記録されたサンプルｋかに番目のサン
プルに代わるものとして選択され、新しい最尤「１」と
呼ばれる。

ブロック１４に、以前の最尤「１」を「０」としてデコ
ードすることが示されている。ここで演算子Ｂ　［ｉ］
はｉ番目のデータ・ビットを表し、演算Ｂ　［ｋｌ←０
によってビットＢ　［ｋｌに「０」が割り当てられる。

現サンプルの方が以前の最尤「１」よりも大きかったの
で、やはりブロック１４に示されている割当てに＋−ｎ
において、現サンプルの指標ｎが最尤「１」の指標とな
る。すなわち、推定量の指標に振幅の値ｎが割り当てら
れ、最尤「１」の指標ｋが改訂されて、現サンプルが新
しい最尤「１」になる。検出過程１０は、ブロック１４
からブロック１２に進んで、新しいサンプルｎ＋１を生
成する。

菱形１３およびブロック１４で検出過程が実施する演算
を、第２図にグラフの形で示す。第２図は、軸３６上の
サンプルＳの振幅を軸４８上の推定量Ｅと比較したグラ
フを示したもので、サンプルは比較の結果に応じて３つ
の領域４２．４４．４６の何れかに入る。破線３４は、
方程式Ｓ＝Ｅを表わす。破線３４と軸３８は、ブロック
４０に示すようにサンプルが推定量よりも大きな領域４
２の境界を構成する。すなわち、サンプルが推定量より
も大きい場合、サンプルの振幅は領域４２に入り、推定
量の振幅が改訂され、ブロック１４について説明したよ
うに推定量が置換される。

現サンプルが最尤「１」よりも大きくない場合、菱形１
６で、現サンプルが最尤「１」−名目サンプル値Ａより
も大きいかどうか判断される。答がイエスの場合、サン
プルは推定量を置換するのに充分な大きさでないが、推
定量よりも検定量を確認するのに充分な量だけ小さくは
ない。サンプルが推定量よりもＡ以上小さくない場合、
現サンプルは負の「１」にはなり得ない。−行に２つの
正の「１」は存在できないので、現サンプルは「０」で
あると決定される。したがって、ブロック１８で示すよ
うに演算Ｂ　［ｎ］←０によってｎ番目のサンプルビッ
トＢ　［ｎ］に「０」が割り当てられ。

検出過程１０はある形のコンテキスト・デコーディング
の実施を終える。

第２図において、破線３４．３６はブロック５０に示す
ように推定量がサンプルより大きく、サンプルが推定量
−名目サンプル振幅よりも大きな領域４４を画定してい
る。破ｌＩｃ３６は、方程式５＝Ｅ−Ａを表す。前述の
ように、絶対値が領域４４に含まれるサンプルは、ｒＯ
Ｊであると決定される。

ｎ番目のサンプルが最尤「１」−名目サンプル振幅より
も小さい場合、最尤ｒｌＪ　、Ｂ　［ｋ］がｒＬＪであ
ると確認される。すなわち、サンプルは、（１）そのサ
ンプルが充分な振幅差をもつ次のサンプルによって「１
」であると確認され、（２）最尤サンプルと確認サンプ
ルの間にあるどのサンプルも最尤「１」を表さない場合
にのみ、データ「１」に対応する。したがって、ブロッ
ク２ｏでその指標がｋであるビット、すなわち推定量ま
たは最尤ｒｌＪに値「１」が割り当てられる。

第２図のグラフで、ブロック２０の演算に対応する領域
は領域４６である。領域４６の境界は、軸４８と、方程
式５＝Ｅ−Ａを表す破線３６によって画定されている。

サンプルが領域４６に入ると、それは推定量を正の「１
」であると確認するのに充分なだけ推定量よりも小さい
と決定される。

漁（ｙ）ｒエユＪｌｉ方− 上記の過程と基本的に対称的な過程で、検出過程１ｏは
、正のｒｌＪの確認後の負の最尤「１」を探索する。推
定量の振幅の出発値は、正の最尤「１」を確認したサン
プルの絶対値である。このサンプルはサンプルｎである
。すなわちブロック２０で、サンプル指４１ｎの値にｋ
が割り当てられる。新しい最尤「１」は、最近のゼロで
ない符号であり、その振幅が負のｒｌＪを表す確度が最
も大きなサンプルであると理解される。

ブロック２２で、現サンプルｎが取り出され、菱形２４
で、サンプルｎの振幅が推定量の振幅Ｘ［ｋ］よりも小
さいかどうか決定が行なわれる。

ただし、ｋは以前の正の「１」を確認したサンプルの指
標である。サンプルと推定量は共に負の振幅をもつと理
解されるので、推定量の振幅よりも負の振幅をもつサン
プルは、推定量の絶対値よりも大きな絶対値をもつと理
解される。したがって、新しいサンプルの振幅が推定量
の振幅よりも小さい場合、演算Ｂ　［ｋ］←０によって
に番目のサンプルに対応するビットに「０」が割り当て
られる。

すなわち、最尤「１」はｒＯＪであると解釈され、ブロ
ック２６に示すように演算に＋−ｎによって現サンプル
ｎが新しい最尤「１」になる。

現サンプルの絶対値が第３図の領域６４に入る場合、ブ
ロック２６の演算が実施される。検出過程１０が負の「
１」を探索中、サンプルは可能な３つの領域６４．７８
または７６に入る。破線６０は方程式Ｓ＝Ｅを表すもの
であり、ブロック７４に示すようにＳがＥよりも小さい
領域６４の一つの境界を画定する。領域６４に入るサン
プルは。

現推定量よりも負である。したがって、ブロック２６に
示すように、このサンプルが推定量にならなければなら
ない。このとき、ｎの値にｋが割り当てられ、それによ
って推定量の指標が改訂される。次に検出過程１０は、
新しいサンプルに備えて、ブロック２２に戻る。

菱形１４の判断に対する答ノーで示されるように、現サ
ンプルの振幅が推定量の振幅よりも負でない場合、菱形
２８で、新しいサンプルが推定量子名目量よりも小さい
かどうか決定される。前述のように、ブロック１８で、
現サンプルが最尤「１」から充分な量、すなわち名目信
号振幅Ａだけ離れていない場合、ブロック３２で示すよ
うに、演算Ｂ　［ｎ］←Ｏによって、現サンプルに対応
するデータ・ビットに「０」が割り当てられる。

最尤「１」よりも負であるが、それから名目サンプル振
幅以下しか離れていないサンプルは、ブロック６６に示
すように領域７８に入る。領域７８は、破線６０および
破線６２を境界とする。破線６２は、方程式Ｓ＝Ｅ＋Ａ
を表す。領域７８に入るサンプルは、ｒＯＪであるとデ
コードされる。

現サンプルが推定量からＡ以上離れている場合、現サン
プルは推定量を負の「１」として循環する。

これらのサンプルは、ブロック７２に示すように、領域
７６に入る。これらは、線６０から少くとも絶対値Ａだ
け離れており、したがって推定量を確認する。

菱形２８とブロック３０での確認の後、検出過程１０は
ブロック１２に戻って再度モードを切り換え、正の最尤
「１」を探索することによって新しいサイクルを開始す
る。負の最尤「１」を確認したサンプルの絶対値が正の
「１」を探索する際の出発推定量として使われる。ブロ
ック３０に示すように演算に４−ｎによって現サンプル
の指標ｎの値が、最尤「１」の指標に割り当てられる。

最尤検出器 次に、第４図を参照すると、最尤検出システム１１は、
検出過程１０の各ステップを実施する。

検出システム１１は、入力データ・バス１００を含んで
いる。これは５通常のアナログ−デジタル変換器（図示
せず）からデータを受は取る。変換された信号は、名目
「１」サンプルの絶対値がその最上位から２番目のビッ
トの重みに等しくなるようにスケーリングされる。本明
細書では、変換された信号はオフセット２進値であると
仮定する。

通信チャンネルまたは記録チャネル（図示せず）からの
元の似元三元出力信号の周期的サンプルは、アナログ−
デジタル変換器が受は取り、並列６ビツトの２進形で入
力バス１００を介してにビット・ランチ８６に印加する
ことができる。良好な実施例では、ｋ＝６でありデータ
・バス１００は６ビツト幅である。すなわち、ランチ８
６はクロック線１０２の各クロック・サンプルで６ビツ
トのサンプル情報を受は取る。、６ビツトにすると最適
に近い分解能が得られる。６ビツト未満の場合は充分な
分解能が得られず、６ビツトを越えても分解能は著しく
改善されない。クロック線１０２はまたすべての遂次回
路構成を検出システム１１の全体操作が同期化されるよ
うに刻時する。

サンプル・バス８８に印加されるランチ８６の出力は、
検出システム１１がデコードするためのサンプルである
。サンプル・バス８８は６ビツト幅であり、次に４ビツ
トを受は取るバス８９とそれぞれ１ビツトを受は取る線
９０ａ、ｂに分割される。線９０ａはサンプル・バス８
８の最高位ビットＳＯを運び、線９０ｂはサンプル・バ
ス８８の次高位ビットＳ１を運ぶ。線９０ａ、ｂは、そ
れぞれサンプル・バス８８の高位２ビツトを組合せ論理
９４に印加する。サンプル・バス８８の残りの低位４ビ
ツトは、バス８９によってに一２ビットの絶対値比較機
構１１２に印加される。

ｋビット・ランチ１１６は、指定量の絶対値の６ビツト
２進表現を記憶する。この推定量は、現最尤「１」とし
て記録される値である。ランチ１１６の出力は、６ビツ
トの指定量バス１１８である。推定量バス１１８の低位
４ビツトは、バス１１９によってに一２ビットの絶対値
比較機構１１２に印加される。推定量バス１１８の高位
２ビツトは、線９２ａ、ｂによって、組合せ論理９４に
印加される。線９２ａは、推定量バス１１８の最高位ビ
ットＥＯを組合せ論理９４に印加し、線９２ｂは次高位
ビットＥ１を組合せ論理９４に印加する。後述するよう
に、組合せ論理９４は、新しいサンプルが推定量になる
かどうか、最尤「１」が真の「１」として確認されるか
どうか、および検出過程１０が第１図の菱形１３．１６
．２４．２８の判断に応じて、ある探索モードを別のモ
ードに返り換えるかどうかを決定する。組合せ論理９４
は、本明細書の第１表に完全に記載され詳述されている
。

サンプルの高位２ビツトだけを推定量のそれと比較する
ことによって完了できる検出過程１ｏのどのステップも
、線９０ａ、ｂと線９２ａ、ｂ上のビット・パターンに
もとづいて組合せ論理９４によって解決される。たとえ
ば、正の１を探索する際、ＳＯと８１が１１でＥＯとＥ
ｌが１０．０１またはＯＯの場合、第１図の菱形１３に
示すように、サンプルは推定量よりも大きく、サンプル
は領域４２に入ると決定することができる。サンプル・
バス８８の高位ビットＳＯと８１が推定量バス１１８の
高位２ビツトＥＯとＥｌよりも大きな絶対値をもつので
、低位４ビツトの値がどうであれ、新しいサンプルは推
定量よりも大きい。

同様に、それぞれＳＯと８１を運ぶ線９０ａ、ｂが１０
であり、ＥＯとＥｌを運ぶ線９２ａ、ｂが０１または０
０である場合、組合せ論理は、サンプルが推定量よりも
大きいと決定することができる。

しかし、サンプル・バス８８と推定量バス１１８の高位
ビットが等しい場合、すなわち線９０ａ。

ｂと線９２ａ、ｂが組合せ論理９４に同じビット・パタ
ーンを印加する場合、組合せ論理９４は、サンプルが推
定量よりも大きいと決定するために、サンプル・バス８
８の低位４ビツトおよび推定量バス１１８の低位４ビツ
トからの情報を必要とする。絶対値比較機構１１２は、
バス８９上で比較機構１１２に印加されるサンプル・バ
ス８８の低位４ビツトを、バス１１９上で比較機構１１
２に印加される推定量バス１１８の低位４ビツトと比較
する。　　　　（ バス８９上のビット・パターンで表される絶対値すなわ
ちサンプルの低位ビットが、バス１１９上のビット・パ
ターンで表される絶対値、すなわち推定量の低位ビット
よりも大きいと、線１１０はＨになる。線１１０がＨに
なると、サンプルの低位４ビツトが推定量の低位４ビツ
トよりも大きいことを示す。線１１０は組合せ論理９４
に印加され、線９０ａ、ｂ上のビット・パターンが線９
２ａ、ｂ上のビット・パターンに等しいとき、組合せ論
理９４によって第１図の菱形１３の決定を行うために使
用される。

その上、線１１０の状態は、サンプルの絶対値が推定量
め絶対値を上回らないとき、組合せ論理９４によって、
サンプルと推定量の絶対値の差が名目サンプル振幅より
も大きいかどうか決定するのに使用される。この決定か
ら、検出過程１０が正の最尤「１」を探索中にサンプル
が領域４４と領域４６のどちらかに含まれるか、および
検出過程１０が負の最尤「１」を探索中にサンプルが領
域７６と領域７８のどちらに含まれるかがわかる。

検出過程１０のすべての決定を最も直接的な形で実施す
るには、サンプルが推定量から名目サンプル振幅Ａ以上
離れているかどうかを決定しなければならないため、減
算、加算および３回の絶対値比較が必要である。かかる
加算器、減算器および追加的比較機構の伝播遅延のため
に、検査過程１０の実行が遅くなる。しかし、デジタル
実施形では、相対的振幅比較にスケーリングを使って。

必要な計算の複雑さを減らすことができる。本明細書で
前述したように、検出システム１１への入力は、名目サ
ンプル振幅Ａがサンプルと推定量の２進表現における次
高位ビット°の重みに等しくなるようにスケーリングさ
れる。このスケーリングは、通常の自動利得制御によっ
て実施できる。

次高位ビットは名目振幅となるように選択されているの
で、１００％のアナログ−デジタル変換能力がもたらさ
れる。すなわち、ＳｌとＥｌの重み、すなわちサンプル
と推定量の次高位ビットが絶対値Ａを表すことがわかっ
ている場合、菱形１６の相対的振幅比較が、組合せ論理
９４によって加算器と減算器による伝播遅延なしに実施
できる。

たとえば、ＳＯと８１が０１でＥｏとＥｌが１１の場合
、推定量がサンプルよりも大きいことがわかるだけでな
く、推定量がサンプルより名目信号振幅以上大きいこと
もわかる。すなわち、ＥＯとＥｌからＳＯとＳｌを引く
と、方程式１ｌ−０１＝１０が得られる。この結果の他
１０は、Ａのスケーリングされた値０１よりも大きい。

すなわちサンプルと推定量の差が、名目サンプル振幅を
上回っている。この決定は、組合せ論理９４のみを使っ
て、絶対値比較機構１１２からの線１１０を参照せずに
行うことができる。

しかし、サンプルの高位ビットが推定量の高位ビットと
等しいとき、および推定量ビットがサンプル・ビットを
０１の差だけ上回る場合には、第１図の菱形１６の決定
を解決するために、約１１０の状態が必要である。たと
えば、ＳＯと８１が１０でＥＯとＥｌが１１の場合、１
ｌ−１０＝０１なので、線９０ａ、ｂと９２ａ−ｂのみ
にもとづいて、推定量がサンプルより大きいと決定でき
る。

しかし、線９０ａ、ｂと９２ａ、ｂ上の情報から、推定
量がサンプルを名目サンプル振幅以上上回っているかど
うか決定できない。明らかにＥＯとＥｌが１１のとき、
推定量の６ビツト値は１１ｏＯｏＯから１１１１１１ま
テノ値をとり、ＳＯと８１が１０のとき、サンプルの６
ビツト値は１ｏｏｏｏｏから１０１１１１の値をとる。

推定量とサンプルの差が最大の０１１１１１になるのは
、推定量が１１１１１１でサンプルが１０００００のと
きである。差が最小の０００００１になるのは、推定量
が１１００００でサンプルが１０１１１１のときである
。

すなわち、サンプルと推定量の差は、ｏｏｏ。

Ｏｌから０１１１１１の間の値となる。Ａの値０１００
００は、この範囲に含まれ、サンプル推定量の差はＡよ
り大きいことも小さいこともある。

したがって、サンプルと推定量の相対的振幅を高位ビッ
トのみにもとづいて解決することはできず、この比較を
解決するには、線１１０によって組合せ論理４４に印加
される信号を使う。

組合せ論理９４内で実施されるすべての演算は、確認線
９６．ポインタ線１０４、および次ＰＯＬ線１０６の状
態を決定するために行われる。組合せ論理９４の６本の
入力線のすべての状態について、確認線９６、ポインタ
線１０４、および次ＰＯＬ線１０６の状態を、第１表に
示す。組合せ論理９４は、容量が長さ３ビツトで少くと
も６４ワードの通常のＲＯＭを使って実施できる。また
、本明細書で先に指摘したように、組合せ論理９４は、
第１表にもとづくランダム論理を使っても実施できる。

ポインタ線１０４は、サンプル・バス８８上の新しいサ
ンプルが、ラッチ１１６に記憶されている推定量よりも
大きい場合にＨとなる。ポインタ線１０４は、ｋビット
のマルチプレクサ１１４に印加される。ポインタ線１０
４がＨのとき、ｋビット・マルチプレクサ１１４はサン
プル・バス８８上のデータをバス１１５上に置く。バス
１１５は、このデータをにビットのランチ１１６に印加
する。ランチ１１６の出力は６ビツトの推定量バス１１
８を形成し、その低位４ビツトが振幅比較機構１１２に
印加され、高位２ビツトが前述のように組合せ論理９４
に印加される。すなわち、サンプル・バス８８上の現サ
ンプルは、ポインタ線１０４がＨのときランチ１１６に
ラッチされて推定量となり、ブロック１４の演算に←ｎ
が実施される。

サンプルが推定量よりも大きくないとき、ポインタ線１
０４はＬであり、二方向マルチプレクサ１１４にサンプ
ル・バス８８ではなくランチ１１６に印加される推定量
バス１１８を選択させる。

ポインタ線１０４がＬのとき、ラッチ１１６の出力が推
定量バス１１８とマルチプレクサ１１４を経て、ラッチ
１１６の出力に送り戻され、それによって現推定量を維
持する。すなわち、マルチプレクサ１１４は、ポインタ
線１０４の制御下で、サンプルｎまたは現推定量がｎ番
目のクロック・サイクル中にランチ１１６に記憶される
かどうかを決定する。新しい推定量を選択するか、それ
とも現推定量を維持するかは、現サンプルが推定量より
も大きいかどうかによって決まる。

その上、ポインタ線１０４がＨのとき、ラッチ１０８ａ
の入力りはＨである。インバ〜り１２０がポインタ線１
０４上の信号レベルを反転し、線１２２上の反転された
ポインタ線１０４の信号を。

ＡＮＤゲート１３０ａ−ｄを経てランチ１０８ｂ−ｅに
印加する。ラッチ１０８ａに「１」がラッチされたとき
、このアクションによりラッチ１０８ｂ−ｅに「０」が
ラッチされる。すなわち、ポインタ線１０４がＨになる
と、ラッチ１０８ａ以外のすべてのラッチ１０８　ａ　
−ｅはリセットされる。１０８ａにラッチされた「１」
は、以降のクロック・サイクル中にラッチ１０３ｂ−ｅ
を経てシフトする。すなわち、これは現最尤「１」のビ
ット位置をマークし、ラッチ１０８ａ−ｅは、最尤「１
」のビット位置を指す単一の「１」を含むシフト・レジ
スタとして働く。このビット位置が、ビットｋに対応す
る。

たとえば、２サンプルの後に新しいサンプルが現最尤「
１」を越えた場合、ラッチ１０８ａ中の「１」はラッチ
１０８ｃにシフトする。ポインタ線１０４は再度Ｈにな
り、新しい「１」をラッチ１０８ｃにラッチさせる。以
前の最尤「１」に対応する「１」、すなわちラッチ１０
８ｃにラッチされた「１」は、ランチ１０３ｄにシフト
されない。線１２２上の「０」がＡＮＤゲート１３０ｃ
に印刷されてラッチ１３０ｄにｒＯＪを受は取らせる。

この以前の最尤「１」がゼロになることによって、第１
図のブロック１６の演算Ｂ　（ｋ）←０が実施される。

すなわち最近のゼロでない入力信号の指標が、ポインタ
線１０４からのｒＬＪをラッチ１０８ａの異なるビット
位置にラッチすることによって修正される。

各ラッチ１０８ａ−ｅは、ＡＮＤゲート１２６ａ−ｅを
介して対応するラッチ９８　ａ　−ｅを指示する。たと
えば、ラッチ１０８ａはＡＮＤゲート１２６ａを介して
ラッチ９８ａを指示し、ラッチ１０８ｄはＡＮＤゲート
１２６ｄを介してラッチ９８ｄを指示する。すなわち、
ラッチ１０８ａ−ｄは「１」以外の各ラッチ１０８ａ−
ｄが「Ｏ」を記憶するポインタ・ラッチである。たとえ
ば菱形１６で決定されるように、最尤「１」が真の「１
」として確認されると、確認線９６はＨとなる。確認線
９６は、ＡＮＤゲート１２６ａ−ｅに印加される。ポイ
ンタ・ラッチ１０８ａ−ｅの出力は、それぞれ前述のよ
うにＡＮＤゲート１２６ａ　−ｅにも印加される。確認
線９６に高レベルがあると、ＡＮＤゲートａ　−ａが各
ランチ１０８ａ−ｅの内容を対応するラッチ９８ａ−ｅ
にゲートする。

ラッチ１０８　ａ　−ｅは最尤「１」のビット位置に対
応する位置以外のすべての位置で「Ｏ」を含むので、１
個のｒｌＪがＡＮＤゲート１２６ａ−Ｃを経てラッチ９
８ａ−ｅに転送される。この１個の「１」とは、組合せ
論理９４中で確認されて。

確認線９４をＨにする「１」である、ＯＲゲート１２８
ａ−ｄは、ラッチ１０８ａ−ｅからのｒＯＪが確認線９
６上の高レベルによってＡＮＤゲー１−１２６ａ−ｅを
経てラッチ９８ａ−ｅにゲートされる時、以前に確認さ
れた「１」がラッチ９８ａ−ｅを介して引き続きシフト
できるようにする。

組合せ論理９４が最尤「］」を確認し、ラッチ１０３ａ
−ｅの内容をラッチ９８　ａ　−ｅにゲートした後、検
出システム１１はモードを切り換えて。

逆の極性の「１」の探索を始める。したがって、次のモ
ードの極性を探索すべきことを示す次ＰＯＬ線１０６が
Ｈとなり、ランチ８０をトグルして、ランチ８０の状態
を変更させる。ラッチ８０の出力が線８２によって組合
せ論理９４に印加され、極性の変更を示す。極性をトグ
ルするために別のラッチ８０を使うことにより、論理９
４内の論理を純粋な組合せ論理にすることができる。

次ＰＯＬ線１０６によりラッチ８０が検出過程１０が負
の「１」の探索であることを組合せ論理９４に指示する
と、組合せ論理９４内で菱形１３と１６の論理ではなく
菱形２４と２８の論理が実施される。組合せ論理９４は
、負の「１」を探索するとき、前述のようにサンプル・
バス８８の高位２ビツト、推定量パス１１８の高位２ビ
ツトおよび比較機構１１２からの線を使用する。前述の
ようにポインタ線１０４がＨとなり、現サンプルが最尤
「１」であることを示すとき、および確認線９６がＨと
なり、ラッチ１０８ａ−ｄの内容をラッチ９８ａ−ｄに
ゲートするとき、１個の２進「１」がラッチ９８ａ−ｄ
のうちの１つに転送される。すなわち、ａｎ：＝＋１ま
たはａｎニー１を表すすべてのサンプルは検出システム
１によって２進「１」としてデコードされ、残りすへて
のサンプルは２進「０」としてデコードされる。検出シ
ステム１１の２進出力は、出力線１２４上に現われる。

検出システム１１が検出過程１０を実施するために必要
な、ラッチ１０８　ａ　−ｅおよびラッチ９８ａ−ｅか
らなるシフト・レジスタの長さを考慮すると、真の「１
」を表すラッチ１０８ａ−ｅ中の最尤「１」は、ラッチ
１０８　ａ　−ｅを介してシフトされる前に、確認され
、ラッチ９８ａ−ｄにゲートされなければならないこと
がわかる。したがって、シフト・レジスタは、真の「１
」を表すポインタが確認される前に終りに達しないだけ
の充分な長さでなければならない。シフト・レジスタ中
のラッチの数は、入力データ中の「０」の最大連続数よ
りも１つ多くなければならない。すなわち、シフト・レ
ジスタの長さは、検出システム１１に印加される擬似三
元コードのｒＯＪの最大連続数によって決まる。有界長
シフト・レジスタで正しい検出を確保するためにこの連
続数の制約を適用しなければならない。

Ｆ０発明の効果 本発明によれば、雑音が最少で、計算時間を要しないデ
コード方法が提供される効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の最尤検出の流れ図である。 第２図は、第１図の検出過程における正の「１」のサン
プルと推定量の関係を示したグラフである。 第３図は、第１図の検出過程における負の「１」のサン
プルと推定量の関係を示したグラフである。 第４図は、本発明の最尤検出システムを示したものであ
る。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　岡　　１）　次　　生（外１名） Ｅ 第２図

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）通信ないし記録装置チャンネルの雑音で汚染され
   た出力信号をデコードする方法であつて、上記信号が元
   の擬似３元符号シーケンスａｎ＝（＋１、０、−１）に
   もとづくものであり、ｎは整数の時間指標であり、ゼロ
   でない符号はその極性が交互に変わるものに於て、 最新のゼロでない符号の指定量を反復的に修正するデコ
   ード方法。
2. （２）上記修正は、上記信号のサンプルを生じ、且つ上
   記サンプルの振幅を、上記指定量の振幅と比較すること
   を特徴とする特許請求の範囲第（１）項記載のデコード
   方法。