(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
所与の第２の大きさ（Ｋ）の組織情報部分と、冗長部分とを含む、所与の第１の大きさ（Ｎ）の誤り訂正符号を得るための方法であって、ブロックターボ符号は、最初に前記組織情報部分と、既知の位置において与えられる所定の情報要素とから得られ、前記ブロックターボ符号は、前記組織情報部分と前記所定の情報要素とから構成される基本組織ブロック符号の積であり、少なくとも前記所定の情報要素は、短縮されたブロックターボ符号を生成するために前記得られたブロックターボ符号から除去され、付加的な誤り訂正符号が前記短縮されたブロックターボ符号の少なくとも一部から導出され、前記短縮されたブロックターボ符号は前記所与の第１の大きさを達成するようにスタッフィング要素でスタッフィングされ、前記スタッフィング要素は前記付加的な誤り訂正符号の情報要素であることを特徴とする方法。
【請求項２】
前記スタッフィング要素は、前記付加的な誤り訂正符号の前記冗長部分の情報要素であることを特徴とする請求項１に記載の誤り訂正符号を得るための方法。
【請求項３】
前記誤り訂正符号は、反復符号であることを特徴とする請求項２に記載の誤り訂正符号を得るための方法。
【請求項４】
前記スタッフィング要素は、前記所定の情報要素が除去された場所において前記ブロックターボ符号に挿入されることを特徴とする請求項１ないし３のいずれか一項に記載の誤り訂正符号を得るための方法。
【請求項５】
前記誤り訂正符号の前記情報要素は、擬似ランダムパターンにしたがって挿入されることを特徴とする請求項４に記載の誤り訂正符号を得るための方法。
【請求項６】
前記誤り訂正符号の前記情報要素は、一様な規則的パターンにしたがって挿入されることを特徴とする請求項４に記載の誤り訂正符号を得るための方法。
【請求項７】
請求項１ないし６による方法によって得られる誤り訂正符号を復号化するための方法であって、前記誤り訂正符号は復調ステップによって軟値の第１のブロックとして与えられ、前記スタッフィング要素に対応する前記軟値を用いる軟値予備復号化ステップが、より高い信頼性の軟値の第２のブロックを生成するように行われ、除去ステップでは、前記スタッフィング要素に対応する前記軟値が前記第２のブロックから除去され、その後、前記所定の情報要素が、最も信頼性の高い軟値として前記既知の位置において前記第２のブロックに挿入されて軟値の第３のブロックが生成され、前記軟値の第３のブロックはターボ復号化され、前記所定の情報要素が前記ターボ復号化されたブロックから除去されて、前記所与の第２の大きさを有する組織情報部分が生成されることを特徴とする方法。
【請求項８】
所与の第２の大きさ（Ｋ）の組織情報部分と冗長部分とを有する情報要素のブロックを所与の第１の大きさ（Ｎ）を有する誤り訂正符号に符号化するための符号器であって、前記符号器は、既知の位置において与えられる所定の情報要素を挿入するための手段（８１０）と、前記組織情報部分と前記所定の情報要素とから構成される基本組織ブロック符号の積であるブロックターボ符号を適用することにより、結果として生成されたブロックをターボ符号化するための手段（８２０、８３０）と、短縮されたブロックターボ符号を生成するために前記ターボ符号化されたブロックから少なくとも前記所定の情報要素を除去するための手段（８４０）とを含み、前記短縮されたブロックターボ符号の少なくとも一部を符号化するための付加的な誤り訂正符号化手段（８５０）と、前記付加的な誤り訂正符号の情報要素で前記短縮されたブロックターボ符号をスタッフィングするためのスタッフィング手段（８６０）とを含むことを特徴とする符号器。
【請求項９】
請求項８による符号器によって生成される誤り訂正符号に対応する軟値の第１のブロックを復号化するための復号器であって、前記復号器は、前記スタッフィング要素に対応する前記軟値を用いて軟値予備復号化ステップを実行し、より信頼性の高い軟値の第２のブロックを生成するための手段（９１０）と、前記第２のブロックから前記スタッフィング要素に対応する前記軟値を除去するための手段（９２０）と、軟値の第３のブロックを生成するために、前記既知の位置において前記第２のブロックに最も信頼性の高いレベルを有する所定の情報要素を挿入するための手段（９３０）と、前記軟値の第３のブロックをターボ復号化するための手段（９４０）と、前記第２の大きさを有する情報ブロックを生成するために、前記ターボ復号化されたブロックから前記所定の情報要素を除去するための手段（９５０）とを含む復号器。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】
本発明は全般にブロックターボ符号から所望のパラメータの誤り訂正符号を得るための方法に関する。また本発明はそのような誤り訂正符号を復号化するための方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】
よく知られているように、ターボ符号は最初に、C. Berrou、A. GlavieuxおよびP. ThitimajshimaによってICC-1993 Conference Proceedings（pages 1064-1070）に発表された「Near Shannon Limit Error Correcting and Decoding: Turbo-codes」というタイトルの論文において創案された。その後、ターボ符号は多くの開発の対象になってきた。
【０００３】
広い意味で言うと、ターボ符号化の原理は、これ以降、それぞれ基本符号と呼ばれる単純な符号を用いて複数の基本符号化ステップを連結することに基づく。基本符号化ステップは、データが考慮される順序を変更するインターリーブステップによって分離される。
【０００４】
ターボ符号は、基本符号化ステップがパラレルに実行されるパラレルターボ符号と、基本符号化ステップがシーケンシャルに実行されるシリアルターボ符号との２つに大別される。ブロックターボ符号（ＢＴＣ）は特殊なシリアルターボ符号であり、基本符号がハミング符号、ＲＳ（リードソロモン）符号あるいはＢＣＨ（Bose- Chaudhuri- Hocquenghem）符号に類似のブロック符号である。
【０００５】
図１はブロックターボ符号器の構造を概略的に示す。ブロックターボ符号器１００は直列に連結された基本ブロック符号器１１０１、・・・、１１０ｐを備える。ここでＰはターボ符号の次元と呼ばれる。ターボ符号器はＰ次元のデータブロックにおいて動作し、各基本符号器は１次元においてのみ動作する。一般性を失うことなく、以下においてはＰ＝２と仮定されるであろう。
【０００６】
ｋ１×ｋ２シンボルからなる行列によって表されるデータのブロックが第１のブロック符号器１１０１に入力される。ブロック符号のタイプに応じて、シンボルとしてビットあるいはワードが用いられる場合があることに留意されたい。第１のブロック符号器１１０１は行列の行（あるいは列）において動作し、元のデータ（組織情報あるいは組織部分とも呼ばれる）に第１の冗長情報（あるいは冗長部分、ここでは点付きの領域によって表される）を付加して、大きさｎ１×ｋ２の行列が形成される。第２のブロック符号器１１０２はｎ１×ｋ２の行列の列（あるいは行）において動作し、それに第２の冗長情報（点付き領域）を付加して、大きさｎ１×ｎ２の行列が形成される。組織部分は大きさｋ１×ｋ２の空白領域によって表される。
【０００７】
一般に誤り訂正符号は（Ｎ，Ｋ，Ｄ）で表される。ここでＮは符号の大きさであり、Ｋは元の情報の大きさ（すなわち、組織符号の場合の組織情報の大きさ）であり、Ｄはその符号の最小ハミング距離である。（ｎ１，ｋ１，ｄ１）および（ｎ２，ｋ２，ｄ２）をそれぞれ第１および第２のブロック符号器によって用いられるブロック符号とすると、結果として生成されるターボ符号は実際には、最小ハミング距離の積符号ｄ＝ｄ１×ｄ２であり、それゆえ（ｎ１×ｎ２，ｋ１×ｋ２，ｄ１×ｄ２）で表される。それゆえ、小さなハミング距離のブロック符号を連結することにより、非常に大きなハミング距離を有するブロックターボ符号を得ることができる。
【０００８】
ブロックターボ符号器によって出力される符号化されたデータは、伝送チャネル上で送信される前に、Ｍ−ａｒｙあるいは二値変調（たとえば、ＢＰＳＫ変調）される。受信側では、復調器が、送信されたＭ−ａｒｙシンボルあるいはビットの確率を反映する軟値を出力する。これらの軟値は、確率、尤度比、さらに一般的には対数尤度比（ＬＬＲ）に関してラベルを付されることができる。
【０００９】
図２はブロックターボ復号器の構造を概略的に示す。その情報は、復調器によって供給される軟値のＰ次元のブロックとして与えられる。ターボ符号化過程は、入力ブロックにおける一連の繰返し１、・・・、ｋを含み、各繰返しは基本復号化ステップを連結することであり、各基本復号化ステップは入力ブロックの１次元において動作する。たとえば、図２の（１）は、最初の繰返しの基本復号化ステップ（あるいは基本復号器）２１０１（１）、・・・、２１０Ｐ（１）の連結を表し、（ｋ）は、最後の繰返しの基本復号化ステップ（あるいは基本復号器）２１０１（ｋ）、・・・、２１０Ｐ（ｋ）の連結を表す。最後の繰返しの後に、復号化されたビットあるいはワードを得るために、硬判定２２０、たとえば閾値処理が行われる。
【００１０】
基本復号器の入力情報は事前情報と呼ばれ、対応する基本符号器の出力の雑音を含む信号からなる。この情報と、対応する基本符号器の符号化則とから、基本復号器は、対応する基本符号器に入力される情報に関する信頼性の高い推定値である事後情報を生成する。事前情報に対して事後情報によって与えられる付加情報は外因的情報と呼ばれる。
【００１１】
基本復号器２１０ｉ（ｊ）において、種々のアルゴリズム、たとえばProc. IEEE Globecom (1994, pages 339-343) に発表された「Near optimum product codes」というタイトルの論文に開示される追跡（Chase）アルゴリズム、あるいはProc. ICC'93 (pages 1740-1745)に発表された「Separate MAP filters for the decoding of product of concatenated codes」というタイトルのJ. Lodge等の論文に記載されるアルゴリズムを用いることができる。
【００１２】
各基本復号器は入力ブロックの全体を受信し、たとえば上記の追跡アルゴリズムを用いることにより、対応する基本符号器の符号化次元にしたがって、そのブロックの軟値の推定を実行する。その軟値がＬＬＲに関して表される場合には、復号器から出力される事後情報が事前情報から減算され、入力ブロックと同じ大きさを有する外因的情報のブロックが得られる。その後、外因的情報が入力ブロックに加算され、次の基本復号器のための事前情報としての役割を果たす。基本復号器／復号化ステップの順序はあまり重要ではなく、それぞれｎ次元のブロックの１つの直交する次元において動作することに留意されたい。１つの次元から別の次元に、かつ１つの繰返しから次の繰返しに連続して渡すことにより、信頼性の高い組織情報の推定値が得られる。
【００１３】
より具体的には、ｐ番目の次元を復号化する基本復号器の構造が図３に表される。ここでＬＬＲに関して表されるものとすると、入力ブロックは復調器によって供給される軟値の行列Ｒによって表される。基本復号器は外因的値の行列ＷＰを入力し、外因的値の行列ＷＰ＋１を出力する。ここで、第１の繰返しにおいて第１の復号器によって入力される外因的値の行列はＷ１＝０である。その後、外因的値は、行列Ｒの軟値に加算される前に、３１０において重み付け因子αＰによって重み付けされる。重み付け因子αＰの目的は外因的情報の寄与を低減することである。外因的情報の信頼性は第１の繰返し中には低い。それゆえ、その結果として生成される軟値の行列ＲＰは以下の式によって書き表すことができる。
【００１４】
【数１】
0004102174.tif 000002
【００１５】
３３０において、たとえば追跡アルゴリズムを用いることにより軟値が復号化され、それにより軟値の行列Ｒ’Ｐによって表される、より高い信頼性の事後情報が与えられる。外因的値の新たな行列は、３４０において事後情報に対して事前情報を減算することにより得られる。すなわち以下の式によって表される。
【００１６】
【数２】
0004102174.tif 000003
【００１７】
最後の繰返しにおいて、Ｒ’Ｐの組織部分が硬判定ユニット２において閾値処理される。
【００１８】
パラメータ（Ｎ，Ｋ，Ｄ）の誤り訂正符号の重要な特性は、符号比と呼ばれ、符号の符号化効率を与える比Ｒ＝Ｋ／Ｎである。
【数３】
0004102174.tif 000004
で表される基本符号（ｎＰ，ｋＰ，ｄＰ）の積符号のパラメータは以下の式によって与えられる。
【００１９】
【数４】
0004102174.tif 000005
【００２０】
それゆえ以下の式が成り立つ。
【００２１】
【数５】
0004102174.tif 000006
【００２２】
ここでｒＰ＝ｋＰ／ｎＰはｐ番目の基本符号の符号速度である。
【００２３】
誤り訂正符号の別の重要な特性は、それぞれ符号化する場合および符号化しない場合に、所与のビット誤り率（ＢＥＲ）を達成するために必要とされる情報ビット当たりのエネルギーＥｂのｄＢ単位の比として表される、いわゆる符号の漸近的な利得である。積符号の漸近的な利得Ｇは、以下の式によって与えられるように、基本符号の漸近的な利得の和に等しい。
【００２４】
【数６】
0004102174.tif 000007
【００２５】
実際には、所与の電気通信システムの場合に、誤り訂正符号のパラメータＫ’およびＮ’の値は多くの場合に強制的に与えられる。一方、既知のブロック符号（ｎＰ，ｋＰ，ｄＰ）のパラメータｎＰおよびｋＰは、わずかな取り得る値を除いて与えられない。（３）によれば、ブロックターボ符号は、利用可能なパラメータＫおよびＮに関して非常に制限された選択肢しか提供しない。さらに、誤り訂正符号パラメータを伝送チャネルの状態に適合させることが必要な場合もある。たとえば、伝送チャネルの品質が良好な場合には、速い速度の符号を選択することができるのに対して、伝送チャネルの品質が良好でない場合には、遅い速度の符号が必要とされる。ブロックターボ符号のパラメータＫおよびＮの値の選択肢を広げるために、符号の短縮化、符号パンクチャ処理の一般的な技術を適用することができる。
【００２６】
ブロック符号（ｎ，ｋ，ｄ）の短縮化は、符号化されることになる情報の複数ｓのビット（短縮されたビットと呼ばれる）を０に設定することにある。これらの０値は冗長部分を生成するために考慮されるが、それらは受信機には送信されない。組織情報のｋ−ｓの残りビットと、冗長情報のｎ−ｋビットとが短縮された符号（ｎ−ｓ，ｋ−ｓ，ｄｓ）を定義する。ここで、ｄｓ≧ｄである。受信側では、復号器は、短縮されたビットの位置と値（０に等しい）とがわかり、それゆえ、それらは最も高いレベルの信頼性（すなわち、ＬＬＲが用いられる場合には、−１）を与えられることができる。ｓ個の短縮されたビットを事前に知ることにより、ｎ−ｓの残りビットの復号化が改善される。短縮されたブロック符号を連結して、
【数７】
0004102174.tif 000008
で表される短縮されたブロックターボ符号を形成することができる。典型的には、短縮されたビットは行および列に沿って配列され、復号化過程を簡略化する。図４はそのような２次元の短縮されたブロックターボ符号の例を示す。０に設定される短縮されたビットは、灰色に塗り潰された領域によって示されている。図示される短縮された符号のパラメータは（（ｎ１−ｓ１）×（ｎ２−ｓ２），（ｋ１−ｓ１）×（ｋ２−ｓ２），ｄ１ｓ×ｄ２ｓ）であり、それゆえ、以下の式に表されるように、短縮された符号の符号速度は元の符号の符号速度より小さい。
【００２７】
【数８】
0004102174.tif 000009
【００２８】
符号のパンクチャ処理は、その符号が組織符号である場合に、ほとんどの場合に冗長部分に属する、その符号のある特定のビットを送信するのを省略することにある。受信側では、パンクチャードビットは任意の値であり、最も低いレベルの信頼性（ＬＬＲが用いられる場合には０）に属する。
【００２９】
図５はパンクチャード２次元ブロックターボ符号を示す。パンクチャードビットは黒塗りの正方形で表される。ｘがパンクチャードビットの全数であるものとすると、パンクチャード符号のパラメータは（ｎ１ｎ２，ｋ１ｋ２−ｘ，ｄｘ）（ここでｄｘ＜ｄ）であり、以下に表されるように、パンクチャード符号の符号速度は元の符号速度より速い。
【００３０】
【数９】
0004102174.tif 000010
【００３１】
パリティビットの数は少なく、パンクチャードビットは最も低い信頼性レベルを有するので、パンクチャード符号の利得は元の符号の利得より小さい。
【００３２】
短縮化およびパンクチャ処理を組み合わせることにより、達成可能なパラメータの選択肢が著しく拡大される。詳細には、短縮化され、パンクチャ処理された２次元ブロックターボ符号の場合、パラメータは（（ｎ１−ｓ１）×（ｎ２−ｓ２）−ｘ，（ｋ１−ｓ１）×（ｋ２−ｓ２），ｄ１ｓ×ｄ２ｓ）であり、それゆえ符号速度は以下の式によって書き表すことができる。
【００３３】
【数１０】
0004102174.tif 000011
【００３４】
基本ブロック符号のパラメータ、短縮する長さおよびパンクチャードビットの数を注意深く選択することにより、所望のパラメータＮ、Ｋを得ることができる。これらの符号はパラメトリック・ブロックターボ符号と呼ばれる。
【００３５】
しかしながら、パラメータの選択肢がより大きくなる代わりに、基本的にはパンクチャ処理に起因して、得られる符号の漸近的利得が小さくなる。
【００３６】
【発明が解決しようとする課題】
従来技術、たとえばＥＰ−Ａ−８２７２８５において、ターボ符号およびパンクチャードビットに隣接する異なる次元に沿って短縮されたビットを一様に分布させることが提案されている。そのようなターボ符号が図６に示されており、パンクチャードビットは黒色で表されており、短縮されたビットは灰色で表される。そうすることにより、短縮されたビットの高い信頼性がパンクチャードビットの低い信頼性を補償し、結果として、短縮化され、かつパンクチャ処理されたターボ符号の漸近的利得値が改善される。しかしながら、パンクチャ処理の必要性は冗長性、それゆえ最適下限の漸近的利得を暗示する。
【００３７】
【課題を解決するための手段】
それゆえ、本発明の第１の目的は、ブロックターボ符号から、所望のパラメータＮ、Ｋを有し、従来技術よりも高い利得を示す誤り訂正符号を得ることである。本発明の第２の目的は、パンクチャ処理を行うことなく、所望のパラメータの誤り訂正符号を得ることである。
【００３８】
本発明の目的は、請求項１に明示される方法によって達成される。また本発明の目的は請求項７に記載される復号化方法によっても明示される。
【００３９】
上記の本発明の特徴および他の特徴は、添付の図面に関連して以下の説明を読むことからさらに明らかになるであろう。
【００４０】
【発明の実施の形態】
本発明の根底をなす全般的な概念は、符号短縮化とビットスタッフィングとを組み合わせてともに用いることであり、スタッフィングビットは、短縮されたブロックターボ符号に付加的な誤り訂正符号を適用することにより得られる。
【００４１】
一般に、ビットスタッフィングは、送信されることになるコードワードにダミービットを付加する、たとえば添付することである。受信機側では、スタッフィングビットがコードワードから除去され、復号化過程が残りのビット上で行われる。（ｎ，ｋ，ｄ）がブロック符号のパラメータであり、ｚがスタッフィングビットの数であるとすると、スタッフィングされた符号のパラメータは（ｎ＋ｚ，ｋ，ｄ）であり、それゆえ以下の式に表されるように、新たな符号速度は元の符号速度よりも遅くなる。
【００４２】
【数１１】
0004102174.tif 000012
【００４３】
所与のパラメータＮ、Ｋの誤り訂正符号が必要とされ、以下の式が成り立つようなパラメータ（ｎ１，ｋ１，ｄ１）および（ｎ２，ｋ２，ｄ２）の２つの組織ブロック符号がそれぞれ選択されるものと仮定しよう。
【００４４】
【数１２】
0004102174.tif 000013
【００４５】
【数１３】
0004102174.tif 000014
【００４６】
また最小符号化利得Ｇｍｉｎが必要とされる場合には、以下の制約も満たされるようにする。
【００４７】
【数１４】
0004102174.tif 000015
【００４８】
積符号あるいはブロックターボ符号（ｎ１，ｋ１，ｄ１）×（ｎ２，ｋ２，ｄ２）はｎ１ｎ２の符号長を有し、ｋ１ｋ２個の組織ビットを含む。所望の数のＫ個の組織ビットを得るために、ｋ１ｋ２−Ｋ個の組織ビットは除去、言い換えると短縮されなければならない。
【００４９】
既に見てきたように、短縮化は行全体および／または列全体および／または離隔されたビットを０に設定することにより達成されることができる。積符号のｓ１個の列とｓ１個の行とが短縮される場合には、行／列短縮動作において短縮された組織ビットの数は以下の通りである。
【００５０】
【数１５】
0004102174.tif 000016
【００５１】
さらに、行／列において短縮されたビットの全数は以下の通りである。
【００５２】
【数１６】
0004102174.tif 000017
【００５３】
それゆえ、Ｋ個の組織ビットを得るために短縮されることになる離隔された組織ビットの残りの数は以下の通りである。
【００５４】
【数１７】
0004102174.tif 000018
【００５５】
離隔された組織ビットを短縮した後に、（１１）および（１２）を考慮に入れて、符号長は以下のようになる。
【００５６】
【数１８】
0004102174.tif 000019
【００５７】
すなわち、その式は以下のように書き換えられる。
【００５８】
【数１９】
0004102174.tif 000020
【００５９】
（１４）の第１項のみが正の値である。ｓ１、ｓ２はｎｓ≦Ｎのように選択されるものと仮定される。
【００６０】
本発明によれば、符号短縮化ステップの後に、以下の数のスタッフィングビットが挿入される。
【００６１】
【数２０】
0004102174.tif 000021
【００６２】
スタッフィングビットは、短縮された符号に誤り訂正符号（以下において、付加的な誤り訂正符号と呼ばれる）を適用することにより得られる。付加的な誤り訂正符号として簡単な符号、たとえば、反復符号あるいはパリティ符号が選択されることが有利である。
【００６３】
図７Ａおよび図７Ｂは、一例を用いて、パラメータＮ、Ｋの所望の符号がブロックターボ符号（ｎ１，ｋ１，ｄ１）×（ｎ２，ｋ２，ｄ２）から如何にして得られるか示す。
【００６４】
図７Ａはビット短縮化ステップの結果を示しており、短縮されたビットが濃い灰色で表される。ここでは、５つの行が短縮化されているが、列は短縮されず（ｓ１＝０およびｓ２＝５）、かつ符号の２次元に沿ってビットが一様に分布される（対角線を参照）。短縮されるビットは送信されないが、積符号の冗長部分を計算するために考慮に入れられることに特に留意されたい。
【００６５】
図７Ｂはビットスタッフィングステップの結果を示しており、スタッフィングビットが薄い灰色で表される。本発明の一実施形態によれば、スタッフィングビットは、（１５）によって与えられる数において、短縮されたビットのうちのいくつかの場所を占める。第１の変形形態によれば、スタッフィングビットは組織部分にわたって擬似ランダムに分散される。第２の変形形態によれば、スタッフィングビットは、組織部分にわたって、たとえばその１つあるいは複数の対角線に沿って、規則的で一様な分布則にしたがって分布される。スタッフィングビットは、積符号の冗長部分を計算するために考慮に入れられないが、送信されることに特に留意されたい。
【００６６】
スタッフィングビットは上記付加的な誤り訂正符号を適用することにより得られる。たとえば、各スタッフィングビットには、矢印６１０によって示されるように、その右側の隣接部分を複製したものを用いることができる。
【００６７】
数値例によって、本発明による短縮化およびビットスタッフィング過程がよりわかりやすく説明されるであろう。Ｋ＝４２４ビットを入力し、Ｎ＝８３２ビットを出力する符号器、すなわちＲ＝４２４／８３２＝０．５１の符号速度を課せられた符号器を実現しなければならないものと仮定する。
【００６８】
ここで、２つの同じＢＣＨ（３２，２６，４）符号の連結であるターボ符号について考えてみよう。２６２＞４２４および３２２＞８３２であるので、制約９．１および９．２は満たされる。短縮されることになる組織ビットの量は２６２−４２４＝２５２である。さらに、ｓ２＝６行が短縮され、列は短縮されないものと仮定しよう。それゆえ、短縮されることになる離隔された組織ビットの量は２５２−６×２６＝９６ビットである。短縮されるビットの全数は、短縮される行のビット数（組織および冗長）と、短縮される離隔された組織ビットの数との和、すなわち３２×６＋９６＝２８８ビットに等しい。短縮化ステップの後、残りのビットの全数は３２２−２８８＝７３６ビットに等しい。この数は、所望の符号長８３２より少なく、それゆえ、たとえば９６個の短縮された組織ビットの位置において、短縮された符号に８３２−７３６＝９６スタッフィングビットが挿入される。各スタッフィングビットは隣接するビットの複製であることが好ましい。
【００６９】
図８はブロックターボ符号（ｎ１，ｋ１，ｄ１）×（ｎ２，ｋ２，ｄ２）から開始してパラメータＮ、Ｋの符号を得ることができるようにする本発明による符号器の構造を概略的に示す。モジュール８１０では、短縮されたビットの位置にあるＫ個の情報ビットと０とがｋ１×ｋ２行列に配列される。連結された符号器８２０および８３０はそれぞれ（ｎ１，ｋ１，ｄ１）および（ｎ２，ｋ２，ｄ２）符号化を実行する。短縮されることになるビット（行、列あるいは「離隔された」ビット）が８４０において除去される。８５０において、８４０から出力される短縮されたターボ符号に付加的な誤り訂正符号が適用される。こうして得られたＮ−ｎｓの誤り訂正ビットが、所定の位置においてターボ符号をスタッフィングするために８６０において用いられる。スタッフィングされた、短縮されたターボ符号はＮビットの必要とされる数を含む。
【００７０】
図９は本発明による復号器の構造を概略的に示す。復号器は、復調後に、Ｎ個の軟値のブロックを受信する。Ｎ−ｎｓ個のスタッフィングされた値が、短縮されたターボ符号を誤り訂正するために軟値予備復号器９１０において用いられる。たとえば、スタッフィングされたビットが情報ビットと、ＬＬＲとして表される軟値との複製である場合には、より高い信頼性の推定値を得るために、情報ビットの軟値がその複製の軟値で平均される。予備復号化の後、９２０において、スタッフィングされたビットに対応する軟値が受信されたブロックから除去される。９３０において、最も信頼性の高いレベルを有する０が、短縮されたビットの位置に挿入される。すなわち、ＬＬＲが用いられる場合には、−１が挿入される。反復ターボ復号化過程が９４０において実行され、その後、短縮されたビットが９５０において除去され、Ｋビットのブロックが出力される。
【００７１】
図１０は先に記載された、短縮されたＢＴＣ（８３２，４２４）の例の場合のＢＥＲ（ビット誤り率）対Ｅｂ／Ｎを示す。曲線（１０１０）はビットスタッフィングを用いない場合の短縮されたＢＴＣに関連し、曲線（１０２０）は複製でスタッフィングされた、短縮されたＢＴＣに関連する。曲線（１０１０）と（１０２０）とを比較することからわかるように、スタッフィングビットの挿入はＢＥＲを著しく改善する。
【００７２】
図１１は同じ例の場合のＰＥＲ（パケット誤り率）対Ｅｂ／Ｎを示す。曲線（１１１０）はビットスタッフィングを用いない場合の短縮されたＢＴＣに関連し、曲線（１１２０）は複製でスタッフィングされた、短縮されたＢＴＣに関連する。曲線（１１１０）と（１１２０）とを比較することからわかるように、スタッフィングビットの挿入はＰＥＲを著しく改善する。
【００７３】
パラメータＮ、Ｋの符号が２次元のブロックターボ符号から得られたが、代わりにより高次元のブロックターボ符号が用いられることができたことは当業者には明らかであろう。
【００７４】
図８に示される符号器の種々のモジュールは、説明の目的を果たすためだけに導入されたことも明らかであろう。実際には、符号器は、それぞれが１つあるいは複数の符号化ステップを実行する、複数のプロセッサによって、あるいはそれらを全て実行する１つのプロセッサによって実現されることができる。この点は図９の復号器にも同じく当てはまる。
【図面の簡単な説明】
【図１】  ブロックターボ符号器の一般的な構造の概略図である。
【図２】  ブロックターボ復号器の一般的な構造の概略図である。
【図３】  １次元のターボ符号のための基本復号器の構造の概略図である。
【図４】  ２次元の短縮されたブロックターボ符号を示す図である。
【図５】  ２次元のパンクチャードブロックターボ符号を示す図である。
【図６】  従来技術による、短縮され、パンクチャ処理された２次元のブロックターボ符号を表す図である。
【図７Ａ】  ２次元ブロックターボ符号から開始する、パラメータＮ、Ｋの誤り訂正符号を得るための本発明による方法のステップを表す図である。
【図７Ｂ】  ２次元ブロックターボ符号から開始する、パラメータＮ、Ｋの誤り訂正符号を得るための本発明による方法のステップを表す図である。
【図８】  上記パラメータＮ、Ｋの誤り訂正符号を生成するための本発明による符号器の概略図である。
【図９】  図８の符号器によって生成される符号を復号化するための本発明による復号器の概略図である。
【図１０】  本発明によるブロックターボ符号の場合のＢＥＲと、従来のブロックターボ符号の場合のＢＥＲとを示すグラフである。
【図１１】  本発明によるブロックターボ符号の場合のＰＥＲと、従来のブロックターボ符号の場合のＰＥＲとを示すグラフである。
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４】
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【図５】
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【図６】
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【図７Ａ】
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【図７Ｂ】
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【図８】
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【図９】
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【図１０】
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【図１１】
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