WO1995001008A1

WO1995001008A1 - Bit error counting method and counter

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Publication number: WO1995001008A1
Application number: PCT/JP1993/000830
Authority: WO
Inventors: Masami Abe
Original assignee: Oki Electric Industry Co Ltd
Current assignee: Oki Electric Industry Co Ltd
Priority date: 1993-06-21
Filing date: 1993-06-21
Publication date: 1995-01-05
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Description

明細書

ビット誤り計数方式、ならびに計数装置技術分野

本願発明は、ディジタル通信方式における信号の誤りを計数する方式ならびに装置に関し、特に、 viterbi複号化プロセスを用いて誤り訂正を行う方式において、ビット単位で信号の誤りを計数する方法ならびに装置に関する。背景技術

本願と関連の深い背景技術は、たとえば Qualcom社 DSP Q0256 technical data sheet p.13, p.15-16に示されている。この文献には、送信側でたた込み符号化によって符号化された信号を伝送して、受信側で Viterbi復号化によってもとの信号に戻す処理を行う場合、伝送に伴う信号の誤りを計数する処理をハードウヱァによって実現する技術の一例力 s、開示されている。ここに開示されている技術は、受信 Viterbi復号部 901側で、送信側と同じ処理を試みに行って、その結果を送信側から実際に送られて来た信号と比較し、誤りを検出しょうとするものである。この処理を行うための回路構成の概要を、第 9図に示す。

第 9図において、受信信号は、通信回線などを介して送られてくる。この受信信号は、符号化処理を既に施されたものである。この符号化の処理には、一般に知られた多くの種類があるが、ここではトレリス符号化を施されたものとして説明する。

上に述べた受信信号は、ふたつに分岐して、ひとつは Viterbi復号部 901 へ、いまひとつは遅延部 902へ入力する。 Viterbi復号部 901は、受信信号に対して、一般に知られた Viterbi複号化という処理を行う。この Viterbi復号化は、トレリス符号化を施された受信信号から、符号化以前の信号を復元する処理である。この Viterbi復号化については、のちに詳細に説明す

Viterbi復号部 901で符号化以前の状態に戻された信号（以下、復号信号と称する）は、そのまま出力されるとともに、畳み込み符号化部 903へも送られる。ここでは、既に述べた受信信号を生成するのと同じ処理を行う。したがって、この畳み込み符号化部 903の出力（以下、再符号化信号と称する）は、受信信号と同じになるものと考えられる。 .

一方遅延部 902は、受信信号を一定時間だけ遅延させて出力させる。この遅延により、再符号化信号と受信信号との出力のタイミングを一致させる。このために、遅延部 902による遅延時間は、 Viterbi復号部 901とのちに述べる畳み込み符号化部 903との処理時間の合計に、実質的に等しくあるべきである。この遅延部 902では、上に述べたような時間の遅延以外には、信号を何ら変化させない。

この再符号化信号と遅延した受信信号とを、比較部 904に入力する。両者の入力するタイミングは、既に述べたように遅延部 902の効果によって揃えられている。比較部 904では、入力したこれらの信号を比較する。両方の信号は、本来なら一致するはずであるが、受信信号に伝送誤りを生じていると、誤りを生じた点で両者が一致しない。この一致しない箇所に応じて、比較部が誤り計数出力を出す。

また、遅延部 902に代えて、受信信号を記憶させるメモリを設けた回路も知られている。この回路構成では、再符号化信号の出力とタイミングを合わせて、メモリに記憶された受信信号を読み出す。そののち、同様に比較部で受信信号と再符号化信号を照合して、誤りを発見する。発明の開示技術的課題

上記の文献に開示された技術が持つ技術的課題は、次のとおりであ Ό o

第一に、ハードウェアの規模が大きくなること。受信側では、再符号化の処理を行う再符号化回路、ならびに、再符号化信号と受信信号とを比較する比較処理回路などを持たなければならない。さらに、復号化と再符号化とに要する時間のために、上に述べたような遅延部 902やメモリ、必要になる。このために、どうしても回路規模が大きくなること力 ^s、避けられない。

第二に、実行ステップ数が大きいこと。上記の技術では、受信側で送信側と同様の符号化ないし復号化のプロセスを、改めて実行することになる。このため、受信側で再符号化処理、比較処理などを必要とする。第三に、誤り訂正が不完全だと、計数に影響すること。上記の技術では、受信側で Viterbi復号化された信号が正しい信号である、ということ、前提になっている。しかし、この Viterbi復号化された信号自体に誤りが含まれているか否かについては、これを判断する手段が用意されていない。

したがって、万一 Viterbi複号化の段階で誤りを完全に訂正しきれず、複号化された信号に誤りが残った場合には、その後の再符号化段階でも正しい結果が得られず、比較処理の段階でも、誤り計数を正しく行えない。解決方法

以上に述べた二つの技術的課題を解決するために、本願発明においては、 Vi rbi復号化部に通常設けられるメトリックメモリから、パスメトリック値を取り出し、このパスメトリック値の中から最小値を選び出し、この最小値から誤り数を計数するようにしたものである。

一般に、 2値符号を伝送する系におけるパスメトリック値は、後述するトレリス図形にみられるパスのハミング距離の総和として表わされる。ここでいうハミング距離は、次のように定義される。すなわち；ふたつの符号系列 Uならびに Vを、

U=(ul, u2, u3, · · ·，un)

V=(vl, v2, v3, · · ·，vn)

と表わすとき、これらの符号系列 U，Vのハミング距離 d(U，V)は、

d(U，V)=∑(u-v)†2

で定義される。ただし、上向きの矢印は、累乗を示す。以下、同様とする。このハミング距離は、ふたつの符号系列がいずれも 2進信号である場合には、 2符号間の異なる符号の数に等しい。このことから、一般に、符号系列を形成する符号の数が多く符号間距離が長いほど、誤りを発生する確率は小さくなる。

この符号系列のハミング距離を別の形で表現したものが、パスメトリック値である。すなわち、符号化器に入力する信号の系列と復号化された信号の系列とのハミング距離は、この系におけるパスメトリック値と等しい。

そこで、復号化を行う際に、このハミング距離が最も小さくなる信号の組み合わせが、符号化以前の信号に最も近いと考えて、この組み合わせに対応する符号を、復号信号とする。これ力'、 Viterbi復号化である。このことから、復号化された信号に 1ビット誤りを生じるごとに、符号系列のハミング距離が 1増加する。このために、ハミング距離の増加分は、そのまま誤りビットの数を示していると言える。したがって、このハミング距離を記憶することで、誤りの数を決定することが可能になそこで、本発明においては、このハミング距離を記憶する方法として、通常の復号化器に用いられるメトリックメモリを用いる。具体的には、以下のとおりである。

通常、 Viterbi復号化を実行する際には、 ACS演算部、メトリックメモリ、パスメモリ、ならびにこれらを制御する制御部が用いられる。そこで、 ACS演算部においてハミング距離からパスメトリックを演算によって求め、メトリックメモリにはこのパスメトリックを記憶するとともに、パスメモリにはこのパスメトリックを与えるパス自体を記憶する。そして、パスメトリックを最小にするパスを選択して、これに対応する信号を復号化信号として採用する。

このときに、パスメトリツクの値を取り出して、これを誤り数として採用する。

さらに、こうして求められる誤り数が一定の値を超えて大きくなったときには、本来基準となるべき Viterbi復号化が正確に行われなかったものとみなして、誤り数の補正処理を行う。

さらに、かかる復号化処理を行う装置を、音声信号の復号化のための装置と、 FACCH信号と呼ばれるよく知られた制御信号の復号化のための装置と、両方設ける。この両方の装置に、受信した信号を入力し、それぞれ音声信号ならびに FACCH信号に適した複号化処理を行う。この復号化処理の結果それぞれの装置から得られる誤り数を比較して、受信した信号が音声信号であつたのか、あるいは FACCH信号であつたのかを識別するとともに、受信した信号を正しく復号化したものを出力する。有利な効果本願発明に伴う有利な効果として、第一に再符号化部、比較処理部、遅延部などを省略することによるハードウエアの簡素化、第二に再符号化処理と比較処理がなくなることによる実行ステツプ数の削減、第三に Viterbi復号化が正しくないときに誤り数の補正処理を行うことによる誤り計数の精度向上が挙げられる。

また、第四に受信信号が音声信号であったのか FACCH信号であつたのかを、受信信号自体から、復号化処理と同時に、識別することができる、ということが挙げられる。図面の簡単な説明

第 1図は、実施例の処理手順の概要を示すフローチヤ一トである。

第 2図は、複号化部の構成を示すブロック図である。

第 3図は、拘束長 3の符号化器の構成を示すブロック図である。

第 4図は、トレリス図形を示す説明図である。

第 5図は、部分的に拡大されたトレリス図形を示す説明図である。

第 6図は、パスメトリックの計算を示す説明図である。

第 7図は、 Viterbi復号化の処理手順を示すフローチヤ一トである。

第 8図は、パスメトリックの演算手順を示すフローチヤ一トである。第 9図は、従来の誤り計数装置の構成を示すプロック図である。

第 10図は、信号識別の手順を示すフローチャートである。

第 1 1図は、信号識別装置の構成を示すプロック図である。発明を実施するための最良の形態以下に、出願人が最良と考える発明の実施形態を、図面を適宜引用しつつ説明する。

まず、 Viterbi復号化の原理について、説明する。 Viterbi復号化とは、復号化の手法のひとつである。複号化とは、符号化と併用される信号変換の手法である。本明細書では、符号化とは、ディジタル符号などを伝送するシステムにおいて、送信側のターミナルにおいて、伝送すべきディジタル符号などを特定の法則に基づいて変換する方法を指す。一方復号化とは、送信側のターミナルから符号化されて伝送されてきた信号をもとに、符号化以前のディジタル符号を得る方法を指す。

Viterbi復号化は、トレリス符号化と組み合わせて用いられる。このように伝送の前後で符号化ならびに複号化を行う目的は、符号化利得を得ることにある。符号化利得は、一定の誤り率を得るための符号化を行わない場合の理論 CN比と、誤り訂正復号後の CN比との差によって、定義される。ただし CN比は、動作信号の搬送電力と雑音電力との比である。このような符号化利得を得ることによって、信号の伝送に伴って発生する伝送誤りの影響を抑制することができる。特に、トレリス符号ィ匕と Viterbi復号化を用いることで、誤りの訂正をも同時に行うことができる。

Viterbi復号化の背景として、まずたたみ込み符号化の過程について、簡単に説明する。たたみ込み符号は、入力ビットとそれに先行する一定数のビットとの mod2加算によって生成される。このため、符号化器は、第 3 図に示すようにシフトレジスタと排他的論理和回路とによって形成される o

第 3図は、符号化率 1/2、拘束長 3の符号化器の構成を示す。符号化率は、入力ビット数と出力ビット数の比率を示し、拘束長は、符号化器の出力に影響を与える情報ビットの数を示す。第 3図において、 3 1は、 (j)(a)(b)から成る 3段のシフトレジスタである。このシフトレジスタ 31には、 1ビットずつの入力が可能である。

1ビットの入力データは、レジスタ（a)のデータをレジスタ（b)に、レジスタ (j)のデータをレジスタ（a)にシフトした後、レジスタ (j)に格納される。 EXOR-1ならびに EXOR-2は排他的論理和回路である。排他的論理和回路 EXOR-1ないし EXOR-2では、各々 mod 2の加算が、行われる。この排他的論理和回路 EXOR- 1ないし EXOR-2の出力 X 1ならびに X2が、そのまま符号化器の出力となる。この出力を、符号化出力と呼ぶ。この符号化出力は、シフトレジスタ 31にデ一タカ ^slビット入力するたびに取り出される。このため、入力されるデータの 1ビットごとに、 XIならびに X2からそれぞれ 1 ビットずつ、合計 2ビットの出力が得られる。

このような符号化器の処理を概念的に表現する手法として、トレリス図形と呼ばれるものがある。このトレリス図形を前述の第 3図の符号化器の構成に基づいて作成したものを、第 4図に示す。

第 4図において、整列した円は、符号化器の最新入力の 1ビットを除いて、シフトレジスタ 31の採り得る状態を、すなわち、レジスタ（a)(b)の採り得る状態を示す。一般には、最新入力 1ビットを含めない場合、符号化器のシフトレジスタは、（k-1)段で構成されるので、 2† (k-1)通りの状態を採り得る。第 3図では、 'Ό，0"、 "0，Γ、 "1，0"、 "1 ,1 "の 4通りとなる。

このようなシフトレジスタの状態を示す円を、一般にノードと呼ぶ。このノードは、第 4図では 4列に並んでいる。この 4列は、 4段階の状態遷移を示す。符号化器の出力は、初期状態においては左端の列の 4つのノードのいずれかによつて示される。この状態から符号化器に 1ビットの入力があるたびに、順に右隣の列に属するノードのいずれかへと順次遷移する。右端の状態で、さらに符号化器に 1ビットの入力があれば、図示してないが、同様にさらに図の右方向へ遷移が起こる。

ただし、全く任意の状態に遷移するわけではない。第 4図において矢印で結ばれた矢印に沿ってしか、遷移は起こり得ない。第 4図において、実線で示された矢印は、符号化器に' Ό"の入力があった場合の遷移を、また点線で示された矢印は、符号化器に" Γの入力があった場合の遷移を示す。このようなノード相互間を結ぶ矢印を、ブランチと呼ぶ。各ブランチには、実線で示されると点線で示されるとにかかわらず、それぞれ固有の 2桁の値が割り当てられている。

この 2桁の値は、符号化器のシフトレジスタ 31に蓄えられているデータに対し、排他的論理和演算 EXOR-1と EXOR-2を実行した出力値 (X1，X2)を示している。たとえば、シフトレジスタ 31の (a)、（b)が 'Ό,Γの状態にあるとき、入力データ力 " 1"であれば、出力 XIは 3ビット 1、 0、 1の排他的論理和だから、 0となる。一方、出力 Χ2は 2ビット 1、 1の論理和であるから、 0 となる。このことから、第 4図の状態 "0，0"と、次の状態" 1，0"を結ぶブランチには、（00)が割り当てられている。

このようにして、符号化の処理は、遷移を示すブランチをトレリス図形の上でたどって行くことによって表現されることになる。すなわち、このブランチの連続によって、遷移の過程を連続的に示すことができる。この連続的な遷移の過程を、パスと呼ぶ。

こうした符号化出力力'、通信回線などを介して送信側のターミナルから受信側のターミナルへと伝送される。このようにして伝送された符号化出力を受信した側では、この符号化出力を基にして、符号化器に 1ビットずつ入力された入力信号と同じ信号を得るために、復号化と呼ばれる処理を行う。この複号化の処理として代表的なものが、先に述べた Viterbi 復号化と呼ばれる処理である。以下に、 Viterbi復号化の概念ならびに処理手順の詳細について、説明する。

Viterbi復号化は、復号化処理の中でも、特に最尤復号化と呼ばれる手順である。これは、符号化信号をもとに、入力信号の候補をいくつか想定して、その中から正しい入力信号である確率が最も高いと思われる候補を、もとの入力信号として採用するものである。この手順では、符号化信号のみに基づいて、他の信号を用いずに復号化を行うことを特徴とする o

第 2図に、本発明の実施のために用いられる複号化装置の概要を示す。第 2図において、復号化装置は、 ACS演算部 201、メトリックメモリ 202、パスメモリ 203、誤り演算部 204、ならびにこれらを制御する制御部 205から構成される。このうち誤り演算部を除く各部が、 Viterbi複号化部を構成する。この Viterbi復号化部が、 Viterbi復号化の処理を全て実行する。

また、第 1図に、本発明の実施手順を示す。まず、ステップ 101において復号化装置が、符号化信号を受信する。この符号化信号は、 ACS演算部 201に設けられたメモリに記憶される。次いで、記憶された符号化信号が取り出され、 Viterbi復号化が施される。この Viterbi復号化の処理中に、ノ、。スメトリックが算出される。このパスメトリックは、 ACS演算部 201の中の図示しないメモリに記憶される。その後、パスメトリックが取り出され、所定の値を超えているか否かが調べられる。パスメトリックが所定の値を超えていなければ、パスメトリックがそのまま誤り数となる。一方、パスメトリックが所定の値を超えていれば、別の所定の値が、誤り数となる。そして最後に、この誤り数と、パスメトリックをそのまま誤り数にしたか否かを示す誤り補正信号、ならびに Viterbi復号化の結果求められた復号化信号が、複号化装置から出力される。

次いで、上に述べた一連の処理の詳細について、以下に説明を行う。まず、 ACS演算部 201が、第 3図に示した符号化器の 2系統の出力 al'ならびに a2'から成る符号化信号を受信する。 ACS演算部 201は、受信した符号化信号を基に、先に述べたパスを推定し、このパスから符号化器に入力された信号を復元する処理を行う。この処理の手順について、以下に説明する。なお、これ以降、受信した符号化信号を、単に受信信号と呼ぶ。

この受信信号に応答する符号化器のシフトレジスタの状態は、先に第 4 図に示したトレリス図形の 4通りの状態のいずれかにあてはまる。この状態に到達するまでに、トレリス図形の左端の初期状態のいずれかから、第 4図に示されたいずれかのブランチをたどって、状態遷移が行われてきたはずである。

ところで、このブランチには、それぞれブランチメトリックが対応する。このメトリックは、符号語間のハミング距離を用いて求められる。すなわち、受信した信号と各ブランチのメトリックを、ハミング距離で比較することによって、ブランチごとのメトリックが求められる。

そこで、 ACS演算部 201においては、ノードごとに、そのノードに到達するパスに属する全てのブランチのメトリックを合計す.ることによつて、パスメトリックを求める。

このパスメトリックの計算の詳細について、次に説明する。第 5図に、第 4図のトレリス図形の一部を拡大したものを示す。第 5図においては、特定の状態 mに遷移する 2本のブランチが示されている。この 2本のブランチには、それぞれビット列 (a0(m)， al(m))ならびに (b0(m)， bl(m))が割り当てられている。この各々割り当てられたビット列は、第 5図に示されたブランチを通って符号化器の状態が遷移した場合に、符号化器から出力される符号化出力を示す。すなわち、符号化器の状態が状態 kOから状態 mに遷移したのであれば、この遷移に伴って符号化出力 (a0(m), al(m))が出力されたはずである。同様に、符号化器の状態が状態 klから状態 mに遷移したのであれば、この遷移に伴って符号化出力 (b0(m)，bl(m))が出力されたはずである o

これに対して、実際に Viterbi復号部 901が受信したビット列を、（r0(t)， rl(t))とする。このビット列は、伝送誤りを含むことによって、実際の符号化出力と異なっている可能性がある。なお、伝送誤りとは、符号化器の出力から Viterbi復号部 901への入力までの間に発生する信号の誤りを指す。

まず、任意のブランチに対応する状態遷移について、実際に受信した信号とのハミング距離を求める。

このハミング距離の計算は、それぞれのブランチについて、次の式によって行われる。

状態 k0から状態 mへ遷移する場合

X=EXOR |a0(m), r0(t)[ +EXOR |al(m), rl(t)[

状態 klから状態 mへ遷移する場合

Y=EXOR IbO(m), r0(t)| +EXOR |bl(m), rl(t)|

なお、ここで EXOR laO(m)， rO(t)i は、 a0(m)と r0(t)との排他的論理和を採ることを示す。上記の式における他の項でも、同様である。このように、受信した信号の nビットごとに、受信した信号とブランチとの排他的論理和を求めることで、受信した信号とブランチとのハミング距離を求めることができる。次いで、このハミング距離を一連の状態遷移から成るパス全体について累積する。このハミング距離の合計が、パス全体のパスメトリックになる。この演算は、次の式で示される。

ただし、入力データ数が nビット（ただし、 nは拘束長の逆数）増えるごとに、採り得るパスの数は 2†n倍になる。このため、入力データが多量になると、パスの数が膨大になり、受信信号と採り得るすべてのパスとについてハミング距離を把握することは、難しくなる。そこで、 nビット受信するごとに、各ノードに到達する 2本のパスのうち、当該ノードまでのパスメトリックをより小さくするパスを、生き残りパスとして選択する。この方法によれば、ノード数と等しい 2† (nレ 1)通りのパスを把握するだけで済む。このとき、パスメトリックは、

sw0=min { s(k0，t- 1 )+x,s(k 1 ,t- 1 )+y }

で与えられる。ここに、 s(k0,t-l)は (t-1)の時刻における状態 k0のパスメトリック、 s(kl,t-l)は (t-1 )の時刻における状態 klのパスメトリックである。第 6図に、計算の一例を挙げる。実際に受信した信号を、 Z=(00, 1 1,00,11) とする。これに対して、図示されたパスには、 Y=(00，1 1 ,10,1 1) が対応する。このときに、生き残りパスを選択する手法が採用される。この手法について、以下に説明する。

まず、第 6図のクロック番号 1，2における初期状態では、 4通りのパスしか存在しない。一般に、符号化レジスタの初期値が定まっている場合、 n(k-l)ビットが受信されるまでは、クロック番号 2において、トレリス図形の初期状態にある。第 6図で、各状態に到達するパスのパスメトリックは、次の通りとなる。

i) パスが "00"— "00"→"00" である場合には、ノ、 °スメトリックは 3 ii) パスが "00"→"10"— 'ΌΓ である場合には、ノ、'スメトリックは 2 iii) パスが "00"→"00"→"10" である場合には、パスメトリックは 1 iv) パスが "00"→" 10"— "11" である場合には、パスメトリックは 2 次に、定常状態では、各々のノードで、該ノードに入力される 2本のパスのメトリックを比較して、より小さなメトリックを有するパスを残し、他のパスを排除する。ここで、もし 2本のパスが同一のメトリック値を持つ場合には、いずれか任意のひとつを選択する。

このパスメトリックの計算の具体例を、第 6図を用いて説明する。

まず、第 3図に示した符号化器に、 X=(0，1，0，0)が入力されたものとする。このとき、符号化器の符号化出力は、 Y=(00，l l，10，l l)となる。この信号を復号部に伝送したところ、第 2ビットならびに第 5ビットに誤りを生じて、実際の受信信号が、 Z=(01，l l，00，l l)になったものとする。この場合に、パスメトリックの計算のために、次の手順を用いる。

クロック番号 3において、状態 "0，0"に到達するパスは、 "0，0"→"0，0"と

'Ό，Γ→'Ό，0"の 2本ある。これらのパスメトリックは、それぞれ次に示す通りとなる。

i) 3+EXOR(00,00)=3

ii) 2+EXOR(l l ,00)=4

この結果、 i)がより小さいパスメトリックを与える。この結果に基き、 i)を生き残りパスとして採用する。

以下、すべての状態について同様に処理すると、

"0,0"→"0,0"→"0,0"→"0,0"

"0,0"→"1,0"→"1 ,1"→"0,1"

"0,0"→"1,0"→"0,1 "→"1,0"

"0,0"→"0,0"→" 1,0"→"1,1"

以上 4本のパスが、選択される。

同様に、クロック番号 4において、各状態に到達するパスは、

'Ό,0"→"0,0"→" 1，0"— 'Ό，Γ→'Ό，0"

"0,0"→" 1 ,0"→"0, 1 "→" 1 ,0"→"0,1 "

'Ό，0"→'Ό，0"→'Ό，0"→'Ό，0"→"1，0"

"0,0"—" 1 ,0"— "0， 1 "→" 1 ,0"→" 1,1"

となる。

以上のように、定常状態では、常に 4本のパスが生き残りパスとなっている力 ^s、最終的には、この 4本から 1本を選択しなければならない。このためには、 4本のパスのメトリックを比較して、最も小さなパスメトリックを与えるパスを選択する方法もあるが、実際には、入力信号のあとにテールビットを (k-1)ビット追加して符号化し、これによつてパスを 1本選択できるようにすること力、行われている。

以下、このパスメトリックを求める処理手順の詳細を説明する。

第 7図に、 ACS演算部 201ならびに制御部 205で行われる処理を示す。ここでは、まずステップ 701、ならびに 702においてパスメトリックの計算と、生き残りパスの選択を行う。この処理手順を、第 8図に示す。

まず、ステップ 801において、初期値を設定する。ここに、 iは受信信号が何ビット目の人力を符号化したものかを、 tは演算の対象となるブランチが何度目の状態遷移にあたるかを、 s2(m)は状態 mに到達するパスのパスメトリックを、 jは復号化された信号のビット数を、それぞれ示す数値である。次に、ステップ 802において、 sl(m) = s2(m)とする。

次いで、ステップ 803において受信信号 a'l(i)、 a'2(i)の対を入力する。これは、符号化器に入力した信号の iビット目に対応して符号化器から出力される信号に誤りを付加した信号であり、それぞれ 1ビットを占める。ついで、ステップ 804において、ブランチメトリックの演算を行う。第

8図に示された bl(m，kO)、 b2( k0)、 bl(m，kl)、 b2(m，kl)の値は、いずれも生成多項式と呼ばれる当業者に知られた計算により求められる。これらの値は、いずれも 1もしくは 0のいずれかを採る。この値と、ステップ 802において入力した受信信号 a'l (i)、 a'2( の対の排他的論理和をそれぞれ採ることにより、 i番目の状態遷移に対応したブランチメトリック Xならびに y の組が、求められる。ここに、 k Oならびに klは、第 5図と同様に、いずれもノードを示す値である。

次に、ステップ 805において、求められたブランチメトリックを、該当するノードまでの生き残りパスに対応するパスメトリックに加える。ここで、入力した受信信号 a'l(i)、 a'2(i)に対応するブランチまでのパスメトリック力 ^?、 2種類求められる。ここで、求められるパスメトリックは、常に 2種類である。これは、任意のノードに入力するブランチが 2通り存在し、且つ任意のブランチに対して生き残りパスが 1通り存在するためである 0

なお、ここでいう生き残りパスは、次に述べる手順で、（i-1)番目までの状態遷移に対応したブランチから成るすべてのパスから選び出された、特定のパスである。

ついで、ステップ 806において、 2種類のパスメトリックを比較する。この比較の結果、より小さなパスメトリックを有するパスを、生き残りパスとして採用する。ステップ 807またはステップ 810において、生き残りパスのパスメトリックを表わす変数 s2(m)に、ステップ 806で採用したパスメトリックを代入する。次いで、ステップ 809またはステップ 812において、パスメモリに記憶される変数 PM(m，t)に、生き残りパスが通過するノードを示す値 kOを代人する。このステップ 802〜ステップ 812における処理を、 m=0〜2† (nl-l )の間、繰り返して実行する。その後、ワーキングメモリに記憶される変数 WM(m，iw)に、パスメモリに記憶された値 PM(m，t)を代入する。

この後、第 7図のステップ 704に示されるように、受信信号の全ビットの処理が終了したか否かを判定する。このステップ 704以降の処理は、制御部 205において行われる。この段階でパスが収束していない場合には、可能な限り正確な復号信号を得るための方法として、ステップ 705においてメトリックメモリから最小メトリックを読み出し、この最小メトリックに対応するパスを基に、ステツプ 706において復号信号を確定する。この計算を完了したのちに、変数 M(m，it)に、ヮ一キングメモリにすでに記憶された変数 WM(im，it)の値を代入する。この処理を、 it=0〜t-l、 m=0 〜2† (nl-l)-lの範囲で、それぞれについて行う。

ただし、この Viterbi復号化の処理では、受信信号に含まれる誤りを完全に訂正できないことも有り得る。そのようなケースを発見するために、第 1図のステップ 105において、既に求められたパスメトリックが設定値よりも大きくなつているか否かを判定する。ここで、パスメトリックが設定値よりも大きければ、復号化された信号に誤りが多いことになる。このケースでは、既に述べた復号化の過程で、生き残りパスとして最も適切なパスを選び得たか否かが、疑わしい。

このようにして受信信号の復号化を終了した後に、メトリックメモリに記憶されたパスメトリックの値を読み出す。このとき、メトリックメモリの値は、先に述べた最尤パスに対応するものである。この最尤パスを迪ることにより、復号信号を得ることができる。このことから、メトリックメモリに記憶されたパスメトリックの値は、復号信号に対応するものと言える。また、ノ、。スメトリックの値がブランチメトリックの総和であり、かつブランチメトリックがブランチと受信信号とのハミング距離によって求められることから、最尤パスが符号化以前の入力信号を忠実に再現しているものと仮定すれば、パスメトリックの値は、受信信号の誤りビットの数に等しいことがわかる。

そこで、パスメトリックの値を、そのまま誤り数として出力する。また、誤り数が Viterbi復号化により訂正可能な最大誤り数を超えた場合には、設定閾値を超えた最新の誤り j個の誤り数 Novの平均をとつた値 Ner= (∑ Nov) Zj

をもって、誤り数とする補正処理を行う。このときには、パスメトリックの値に代えて Nerを制御部から出力することとして、パスメトリックの値を、誤り数の出力どしては無効とする。この補正処理について、続いて説明する。

また、上に述べた方法で求められた誤り数を利用して、信号の識別を行うことができる。以下に、この処理について説明する。

一般に、音声信号と FACCH信号とでは、符号化の処理方法がやや異なる。このために、復号化の方法も必然的に異なるものでなければならない。これらの信号を復号化する際に、各信号の符号化方法に対応しない復号化方法を用いると、対応する復号化方法を用いた場合に比べて、誤りの数が見かけ上増加する。これは、たとえ受信信号に誤りがなくても、復号化の方法が適切でないために、正確な復号信号を得ることができないからである。このため、復号信号が誤っている分だけ、見かけ上誤りを発生することになる。

そこで、この誤り数を監視しつつ、同一の受信信号に対して相異なる方法を用いて、繰り返し復号化を行う。次に、この複数回の複号化に伴う誤り数を比較する。この比較の結果、より誤りの少ない復号化方法力 ^s、受信信号に対して適切な復号化方法であると判定できる。これを音声信号と FACCH信号との両方に行えば、受信した信号が音声信号であるか FACCH信号であるかを判定することができる。

第 14図は、本発明の信号識別装置の構成の概要を示すブロック図である。第 14図に示された信号識別装置は、大きく分けて 3つの部分から成る。第 1に音声信号復号化部 111、第 2に FACCH信号復号化部 112、第 3に信号識別部 1 13である。これ以降の処理については、第 10図に示されたフ口一 ·チャートと第 1 1図に示されたブロック図を並行して参照しつつ、説明する。

上に述べた信号識別装置に、音声信号あるいは FACCH信号が入力する。これらの信号は、いずれも符号化されているものとする。また、これらの信号の符号化を行う際に、符号化レート、拘束長、生成多項式などは、両信号で異なっているものとする。ただし、これらのすべての条件が異なったものである必要は、必ずしもない。これらの条件は、根本的には音声信号あるいは FACCH信号の規格により、より具体的には符号化の手順により決められる。また、この発明の狙いからみても、同一の信号が入力された際に、発生する誤りの数に差を生じる程度に、条件が異なっていれば構わない。このため、一部の条件は、同一の信号に対して誤り数に差を生じる限り、音声信号復号化部 111と FACCH信号復号化部 112とで、同一であっても構わない。この信号は、音声信号複号化部 1 1 1と FACCH信号復号化部 1 12にそれぞれ設けられた ACS演算部に、同時に入力する。ここで、すでに述べた方法に従って、生き残りパスの選択が行われる。この選択に従い、どのパスが選択されたかが、パスメモリ 203に記録される。これと実質的に同時に、ノ、。スメトリックの値が、メトリックメモリ 202に記録される。このパスメモリの記録から、信号の復号化を行う。一方、メトリックメモリ 202 の記録から、先に述べた方法を用いて誤り数の算出を行う。すなわち、音声信号複号化部 1 1 1と FACCH信号複号化部 112において、各々独自に既に述べた方法を用いて生き残りパスを決定し、この生き残りパスと受信信号との間でハミング距離を求めて、パスメトリックを決定する。このようにして求められた 2種類のパスメトリックを、それぞれ誤り数として、同様に独自に決定された復号信号とともに出力する。この結果、誤り数は、同一の信号入力に対しても、音声信号復号化部 111と FACCH信号復号化部 1 12とで異なる。これは、音声信号と FACCH信号とが、符号化レート、拘束長、生成多項式などの条件を異にする手順に基づいて復号化されるべきものであるという理由による。その後、選択された生き残りパスに応じて、複号化の処理が行われる。また、パスメトリックの値に従って、誤り数が求められる。以下、処理の詳細について、第 10図に示されたフロー .チャートを参照しつつ、説明する。

まず、ステップ 1001において、誤り数、正誤信号、ならびに復号信号が、それぞれ # 1ならびに # 2の 2種類ずつ入力する。これらの信号は、それぞれ別の復号化部によって復号化の処理を施されたものである。ここに、誤り数はパスメトリックの値に従って求められた値、正誤信号は第

10図において誤り検出の結果が正しいか否かを示す信号、復号信号は、 ACS演算部に入力した受信信号に Viterbi復号化の処理を施したものである。ここでは、説明を理解し易くするために、 # 1が音声信号復号化部、 # 2が FACCH信号復号化部に、それぞれ相当するものとする。

次いで、ステップ 1002において正誤信号 # 1が正であるか否かを調べる。これは、音声信号復号化部において正確な複号化がなされたか否かを判定する処理である。この信号としては、 TIAに規定された誤り検出符号を用いればよい。この結果、正誤信号が正であれば、復号化が正確になされたものと判断される。この場合には、入力した信号はおそらく音声信号であろう、と考えられる。次に、ステップ 1003では、誤り数 # 1が設定閾値 # laを超えたかどうかを調べる。ここで誤り数 # 1が設定閾値 # la以下であれば、入力した信号が音声信号だと断定しても差し支えないと考えられる。ステップ 1004において、識別信号を # 1とし、復号信号ならびに誤り数として、それぞれ復号信号 # 1ならびに誤り数 # 1を採用する。これに対して、ステップ 1002において正誤信号 # 1が誤であった、あるいはステツプ 1003において誤り数 # 1が設定閾値 # laを超えたような場合には、音声信号復号化部において入力信号の復号化が正しくなされなかったことになる。この原因としては、入力した信号が FACCH信号であったことが考えられる。もし入力した信号が FACCH信号であれば、入力した信号が FACCH信号復号化部において正しく復号化されているはずである。

そこで、正誤信号 # 1が誤であった場合には、ステップ 1005において誤り数 # 1が設定閾値 # lbを超えたかどうかを調べる。ここでいう設定閾値 # lbの値は、設定閾値 # laに比べて大きくても小さくても構わない。この結果、誤り数 # 1が設定閾値 # lb未満であれば、正誤信号 # 1が正であったときと同様に、ステップにおいて識別信号を # 1とし、復号信号ならびに誤り数として、それぞれ復号信号 # 1ならびに誤り数 # 1を採用する。一方、誤り数 # 1が設定閾値 # lb以上であれば、ステップ 1006において正誤信号 # 2が正であるか否かを調べる。また、それ以前にステップ 1003において誤り数 # 1が設定閾値 # laを超えた場合にも、同様に正誤信号 #2が正であるか否かを調べる。これらの結果、正誤信号 #2が正であれば、人力した信号はおそらく FACCH信号であろう、と考えられる。次に、ステツプ 1010では、誤り数 #2が設定閾値 #2aを超えたかどうかを調べる。ここで誤り数 # 1が設定閾値 #2a以下であれば、入力した信号が FACCH信号だと断定しても差し支えないと考えられる。ステップ 1009において、識別信号を #2とし、復号信号ならびに誤り数として、それぞれ復号信号 #2ならびに誤り数 #2を採用する。

これに対して、ステップ 1006において正誤信号 #2が誤であつたときには、ステツプ 1007において誤り数 #2が設定閾値 #2b以上であるか否かを調べる。この結果、誤り数 #2が設定閾値 #2b未満であれば、正誤信号 #2 が正であったときと同様に、ステップ 1009において識別信号を #2とし、復号信号ならびに誤り数として、それぞれ復号信号 #2ならびに誤り数 # 2を採用する。

一方、ステップ 1010において誤り数 #2が設定閾値 #2aを超えた場合、あるいはステツプ 1007において誤り数 #2が設定閾値 #2b以上であった場合には、 FACCH信号復号化部においても、入力信号が正しく復号化されなかった虞がある。

この場合には、ステップ 1008において誤り数 #1と誤り数 #2の大小を比較する。この結果に応じて、ステップ 1004あるいはステップ 1009において、より誤り数の少ない方の識別信号、復号信号、ならびに誤り数を採用する。その後、これらの処理結果を出力する。産業上の利用可能性

本癸明は、無線あるいは有線の伝送路を介してディジタル信号を伝送する各種通信機器に適しており、特に伝送路の前後伝送すべき信号を符号化あるいは復号化して伝送を行う通信機器に適する,

Claims

補正書の請求の範囲 [ 1 9 9 4年 1 1月 8日（0 8 . 1 1 . 9 4 ) 国際事務局受理：出願当初の請求の範囲 2— 8、 1 0および 1 2 _ 1 6は補正された；出願当初の請求の範囲 1 1は取り下げられた；他の請求の範囲は変更無し。（ 3頁） ]

1 . 入力した信号に従って、該信号に含まれる情報の所定量ごとに生き ' 残りノスを設定し、この生き残りパスに対応するパスメ卜リックを求め、このパスメトリック値に基づいて前記信号の復号化を行う誤り検出方法であって、前記パスメ卜リックの値に基づいて前記入力した信号に含まれる誤りの数を決定することを特徴とする誤り検出方法。

2 . (補正後）請求の範囲第 1 項に記載の誤り検出方法であって、パスメトリックの値を誤り数とすることを特徴とする誤り検出方法。

3 . (補正後）請求の範囲第 1 項に記載の誤り検出方法であって、パスメ卜リックを、生き残りパスと受信信号とのハミング距離から求めることを特徴とする誤り検出方法。

4 . (補 ΊΕ後）請求の範囲第 1 項に記載の誤り検出方法であって、誤りの数が設定閾値を超えたときに、所定の値を誤り数とすることを特徴とする誤り検出方法。

5 . (補正後）請求の範囲第 4項に記載の誤り検出方法であって、前記所定の数として、誤り数が設定閾値を超えた場合の平均誤り数を採用することを特徴とする誤り検出方法。

6 . (補正後）請求の範囲第 1 項に記載の誤り検出方法であって、入力した信号の全部を復号化してもパスが収束しないときには、最小のパスメトリック値を与えるパスによって、パスメトリックならびに復号信号を求めることを特徴とする誤り検出方法。

7 - (補正後）請求の範囲第 6項に記載の誤り検出方法であって、誤りの数が設定閾値を超えたときに、所定の値を誤り数とすることを特徴とする誤り検出方法。

8 - (補正後）請求の範囲第 7 項に記載の誤り検出方法であって、前記所定の数として、誤り数が設定闞値を超えた場合の平均誤り数を採用することを特徴とする誤り検出方法。

9 . 復号化部と、ノス情報を記録するパスメモリと、ノ、'スメトリックを記録するメ卜リックメモリとを持ち、入力した信.号に対して復号化を行う誤り検出装置であって、該メトリックメモリに記録されたパスメトリックを読み出す誤り演算部を持つことを特徴とする誤り検出装置。

1 0 . (補正後）請求の範囲第 9 項に記載の誤り検出装置であって、前記誤り演算部が、メトリックメモリの値を誤り数として出力する演算部であることを特徴とする誤り検出装置。

1 1 (削除）

1 2 . (補正後）第一および第二の相異なる復号化処理手順を持ち、該復号化処理手順によって各々求められたパスメ卜リックの値に基づいて、該復号化処理手順による誤り数を決定し、

前記誤り数から、入力した信号がいずれかの復号化処理手順に対応するかを判断する信号識別方法。

1 3 . (補正後）請求の範朋第 1 2 項に記載の信号識別方法であって、前記第一および第二の相異なる復号化処理手順によって各々求められたパスメ卜リックの値を誤り数とすることを特徴とする信号識別方法。

1 4 . (補正後）請求の範囲第 1 2 項に記載の信号識別方法であって、第一の復号化手順に依る処理の結果、誤り数が所定の値よりも小さければ、第一の復号化手順を採用することを特徴とする信号識別方法。

1 5 . (補正後）請求の範囲第 1 2 項に記載の信号識別方法であって、第二の復号化手順に依る処理の結果、誤り数が所定の値よりも小さければ、第二の復号化手順を採用することを特徴とする信号識別方法。 1 6 . (袖正後）請求の範囲第 1 2 項に記載の信号識別方法であって、第一および第二のいずれかの復号化処理手順でも、誤りの数が所定の闞値よりも大きければ、より誤り数の少ない復号化手順を採用することを特徴とする信号識別方法。