(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
通信路値と事前情報とから軟判定情報を出力する軟判定情報出力方法において、
前記通信路値と前記事前情報とから受信系列のトレリスを構築し、最尤パスを決定する第１のステップと、
前記トレリスと前記最尤パスとから時点ｋ＋１における各パスの状態を求め、さらに、時点ｋ＋１で前記最尤パスと分離するパスを検索してこれを消滅させ、時点ｋ＋１で互いに分離するパスを検索し、前記最尤パスとの合流点におけるメトリック差が大きい方のパスを消滅させることことで生き残りパスを求め、前記生き残りパスから時点ｋでのＬＬＲを計算する処理をｋがＮ−１（Ｎ：通信路値のデータ長）から０になるまで繰り返す第２のステップと、
前記ＬＬＲと前記事前情報とから軟判定情報を求める第３のステップと
を有していることを特徴とする軟判定情報出力方法。
【請求項２】
通信路値と事前情報とから軟判定情報を出力する軟判定情報出力方法において、
通信路値と事前情報とから受信系列のトレリスを構築し、最尤パスを決定する第１のステップと、
前記トレリスと前記最尤パスとから時点ｋにおける各パスの状態を求め、さらに、時点ｋで最尤パスに合流するパスを検索してこれを消滅させ、時点ｋで互いに合流するパスを検索し、最尤パスとの分離点におけるメトリック差が大きい方のパスを消滅させることことで生き残りパスを求め、前記生き残りパスから時点ｋでのＬＬＲを計算する処理をｋが０からＮ−１（Ｎ：通信路値のデータ長）になるまで繰り返す第２のステップと、
前記ＬＬＲと前記事前情報とから軟判定情報を求める第３のステップと
を有していることを特徴とする軟判定情報出力方法。
【請求項３】
通信路値と事前情報とから軟判定情報を出力する軟判定情報出力方法において、
通信路値を最初からＭ（Ｎ＞Ｎ：Ｎは通信路値のデータ長）個づつグループ化して、１番目からＬ番目までの複数のグループとし、前記グループ毎に、通信路値と事前情報とから受信系列のトレリスを構築し、最尤パスを決定した後に、ＬＬＲを計算する第１のステップと、
前記ＬＬＲと前記事前情報とから軟判定情報を求める第２のステップとを有し、
前記第１のステップは、ｇ番目（Ｌ≧ｇ≧１）のグループに対しては、トレリスと最尤パスとから時点ｋ＋１における各パスの状態を求め、さらに、時点ｋ＋１で前記最尤パスと分離するパスを検索してこれを消滅させ、時点ｋ＋１で互いに分離するパスを検索し、最尤パスとの合流点におけるメトリック差が大きい方のパスを消滅させることで生き残りパスを求め、前記生き残りパスから時点ｋでのＬＬＲを計算する処理をｋがｇＭ−１からｇ（Ｍ−１）になるまで繰り返すＬＬＲ計算ステップを有することを特徴とする軟判定情報出力方法。
【請求項４】
通信路値と事前情報とから軟判定情報を出力する軟判定情報出力方法において、
通信路値を最初からＭ（Ｎ＞Ｎ：Ｎは通信路値のデータ長）個づつグループ化して、１番目からＬ番目までの複数のグループとし、前記グループ毎に、通信路値と事前情報とから受信系列のトレリスを構築し、最尤パスを決定した後に、ＬＬＲを計算する第１のステップと、
前記ＬＬＲと前記事前情報とから軟判定情報を求める第２のステップとを有し、
前記第１のステップは、ｇ番目（Ｌ≧ｇ≧１）のグループに対しては、トレリスと最尤パスとから時点ｋにおける各パスの状態を求め、さらに、時点ｋで前記最尤パスに合流するパスを検索してこれを消滅させ、時点ｋで互いに合流するパスを検索し、最尤パスとの分離点におけるメトリック差が大きい方のパスを消滅させることで生き残りパスを求め、前記生き残りパスから時点ｋでのＬＬＲを計算する処理をｋがｇ（Ｍ−１）からｇＭ−１になるまで繰り返すＬＬＲ計算ステップを有することを特徴とする軟判定情報出力方法。
【請求項５】
通信路値と事前情報を入力し、軟判定情報を出力する少なくとも１以上の軟入力・軟出力復号器を有する復号・誤り訂正装置において、
前記軟入力・軟出力復号器は、前記通信路値と前記事前情報から受信系列のトレリスを生成し、最尤パスを決定するトレリス生成・最尤パス決定手段と、
時点ｋ(Ｎ≧k≧１:Ｎは通信路値のデータ長)での前記最尤パスと前記トレリスの情報とから生き残りパスを抽出するパス操作手段と、
前記生き残りパスを用いて時点ｋにおけるＬＬＲを計算するＬＬＲ計算手段と、
前記ＬＬＲを用いて軟判定情報を計算する軟判定出力情報計算手段と
を有し、
前記パス操作手段は、少なくとも１以上のパスのうち、時点ｋ＋１で最尤パスと分離するパスを検索してこれを消滅させることにより生き残りパスを抽出することを特徴とする復号・誤り訂正装置。
【請求項６】
通信路値と事前情報を入力し、軟判定情報を出力する少なくとも１以上の軟入力・軟出力復号器を有する復号・誤り訂正装置において、
前記軟入力・軟出力復号器は、前記通信路値と前記事前情報から受信系列のトレリスを生成し、最尤パスを決定するトレリス生成・最尤パス決定手段と、
時点ｋ(Ｎ≧k≧１:Ｎは通信路値のデータ長)での前記最尤パスと前記トレリスの情報とから生き残りパスを抽出するパス操作手段と、
前記生き残りパスを用いて時点ｋにおけるＬＬＲを計算するＬＬＲ計算手段と、
前記ＬＬＲを用いて軟判定情報を計算する軟判定出力情報計算手段と
を有し、
前記パス操作手段は、時点ｋ＋１で互いに分離するパスを検索し、最尤パスとの合流点におけるメトリック差が大きい方のパスを消滅させることにより生き残りパスを抽出することを特徴とする復号・誤り訂正装置。
【請求項７】
アンテナと、
ダウンコンバート部と、
復調部と、
請求項５または請求項６のいずれかに記載の復号・誤り訂正装置と
を有することを特徴とするデータ受信装置。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】
この発明は、移動体通信等の通信システムで、データ送信装置から送られた信号を受信し誤り訂正復号を行う復号・誤り訂正装置、この復号・誤り訂正装置を有するデータ受信装置、および軟判定情報出力方法に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】
移動体通信の分野では，電波による情報伝送中に誤りが発生することを前提とし、受信装置側では誤り訂正装置（回路）を用いて誤りを訂正した後に復号処理を行うことが一般的に行なわれている。
図８は、無線通信における受信装置の一般的な構成を示す構成図である。
図８中、受信装置は、アンテナ１００と、ダウンコンバート部１０１と、復調部１０２と、復号・誤り訂正部１０３とから主に構成されている。
【０００３】
アンテナ１００で受信された高周波信号Ｓｉ１０１は、ダウンコンバート部１０１に送られる。ダウンコンバート部１０１では、高周波信号Ｓｉ１０１からベースバンド信号Ｓｉ１０２を取り出し、復調部１０２に送る。復調部１０２では、ベースバンド信号Ｓｉ１０２の検波・復調を行って受信情報Ｓｉ１０３を取り出し、復号・誤り訂正部１０３に送る。復号・誤り訂正部１０３では、受信信号Ｓｉ１０３の誤りを訂正し、最終的な出力Ｓｉ１０４を得る。
【０００４】
次に、復号・誤り訂正部１０３の構成について説明する。
図９は、復号・誤り訂正部１０３の構成図である。
図９中、復号・誤り訂正部１０３は、第１のバッファ２００と、第１のインタリーバ２０１と、第１の軟入力・軟出力復号器２０２と、第２のバッファ２０３と、第２のインタリーバ２０４と、第２の軟入力・軟出力復号器２０５と、デインタリーバ２０６と、スイッチ２０７とで主に構成されている。
【０００５】
復調部１０２から出力された受信情報Ｓｉ１０３は、変換されて通信路値Ｓｉ２００となり、第１のバッファ２００に送られる。なお、本明細書では、通信路値は、符号の拘束条件に関する受信情報を含むものとしている。第１のバッファ２００では、１バースト分の通信路値Ｓｉ２００を保持し、順次に個々の通信路値Ｓｉ２０１を第１の軟入力・軟出力復号器２０２に送る。
【０００６】
また、スイッチ２０７が動作し、最初の場合には、各ビットに対する事前確率情報の初期値Ｓｉ２０２を、２回目以降の繰り返し処理の場合には事前情報Ｓｉ２０３を第１の軟入力・軟出力復号器２０２に送る。
第１の軟入力・軟出力復号器２０２では、送られてきた通信路値Ｓｉ２０１と事前情報Ｓｉ２０３（最初の時は、各ビットに対する事前確率情報の初期値Ｓｉ２０２）を使用して各ビットの０である確からしさと１である確からしさの比である尤度比（「軟判定情報」とも称す）Ｓｉ２０４と外部情報Ｓｉ２０５を出力する。なお、尤度比Ｓｉ２０４は通常使用されない。
【０００７】
第１の軟入力・軟出力復号器２０２から出力された外部情報Ｓｉ２０５は、第２のインタリーバ２０４でインタリーブされた後、事前情報Ｓｉ２０６として第２の軟入力・軟出力復号器２０５に送られる。また、通信路値Ｓｉ２００は、第１のインタリーバ２０１でインタリーブされて通信路値Ｓｉ２０７とされ、第２のバッファ２０３に送られる。第２のバッファ２０３では、１バースト分の通信路値Ｓｉ２０７を保持し、順次に個々の通信路値Ｓｉ２０８を第２の軟入力・軟出力復号器２０５に送る。
【０００８】
第２の軟入力・軟出力復号器２０５では、第１の軟入力・軟出力復号器２０２と同様に、事前情報Ｓｉ２０６と通信路値Ｓｉ２０８を使用して各ビットの尤度比Ｓｉ２０９と外部情報Ｓｉ２１０を出力する。
【０００９】
第２の軟入力・軟出力復号器２０５から出力された外部情報Ｓｉ２１０は、デインタリーバ２０６でインタリーブが解除されて事前情報Ｓｉ２０３となり、第１の軟入力・軟出力復号器２０２に送られる。
また、最終的な復号処理の停止条件が満足されると、第２の軟入力・軟出力復号器２０５から出力された各ビットの尤度比Ｓｉ２０９が復号・誤り訂正部１０３の出力として外部に渡される。
【００１０】
復号・誤り訂正部１０３の中心となるのは第１の軟入力・軟出力復号器２０２および第２の軟入力・軟出力復号器２０５であり、これらの復号器のアルゴリズムとして何種類かの理論が知られている。
図１０は、「Shannon限界への道標： “parallel concatenated (Turbo) coding”、“Turbo  (iterative) decoding”とその周辺」（ 電子情報通信学会 技術報告 IT98-51）、および、“Iterative Decoding of Binary Block and Convolutional Codes”（IEEE TRANSACTIONS ON INFORMATION THEORY, Vol 42, No.2, pp 429-445（１９９６年３月））に記載された従来のHagenuaer−SOVA (Soft OutputViterbi Algorithm)を使用した軟入力・軟出力復号器での軟判定処理を示すフロー図である。
【００１１】
図１０に基づき、従来の軟入力・軟出力復号器での動作について説明する。
まず、ウインドウ内のパス情報から各送信情報のLLR（対数尤度比）を計算するためのSOVAウインドウを設定する（ステップ（以降、「Ｓｔ」とする）１００）。次に、与えられたメトリック情報を利用して，通常のビタビアルゴリズムにより最尤パスを決定する（Ｓｔ１０１）。なお、この最尤パスをPath-0と表記する。
【００１２】
次に、時点jに初期値１を設定し（Ｓｔ１０２）、時点jに１を加える（Ｓｔ１０３）。この場合、ウインドウは時点ｊを右端とし、ウインドウサイズδの範囲で設定されることになる。次に、時点jがNを超えたかの判定を行う（Ｓｔ１０４）。なお、NはSOVAアルゴリズムを適用するブロックの全データ長である。SOVAでは、時点jで最尤パスに合流するパス（Path-1と表記）とPath-0のメトリック差Δｌを利用して各情報のLLRを計算するため、j＝１〜Nの範囲で演算を行えば基本的によい。
【００１３】
次に、時点jで最尤パスに合流するパス:Path-1の検索を行い（Ｓｔ１０５）、Path-1とPath-0のメトリック差Δｌを計算する（Ｓｔ１０６）。次に、LLRの更新をするための時点であるkにj-1を設定した（Ｓｔ１０７）後、kにk-1を設定する（Ｓｔ１０８）。
【００１４】
次に、kがj-δ未満か否かを判定する（Ｓｔ１０９）。Ｓｔ１０９で、kがj-δ以上の場合には、時点kにおけるPath-0の送信情報uｋ0とPath-1の送信情報uk1を比較する（Ｓｔ１１０）。Ｓｔ１１０で、uk0＝uk1の場合にはＳｔ１０８に移動し以降を実施する。また、uk0≠uk1ならば前時点までのLLRであるＬk(j-1)とメトリック差Δｌを比較し、｜Ｌk(j-1)｜＞Δｌの場合にはＬk=±Δｌ（uk0＝０の時＋、１の時−）とし、それ以外の場合はＬk(j)=Ｌk(j-1)とする（Ｓｔ１１１）。その後、Ｓｔ１０８に移動し以降を実施する。
【００１５】
このようにすることで、LLRの更新をk=j-1からk=j-δの範囲で、kが大きい方から小さい方に向かって実行することになる。
また、Ｓｔ１０９で、kがj-δ未満の場合には、ウインドウ内の全ての更新が終わった事を意味すので、Ｓｔ１０３に移行し、jに１を加えて、ウインドウ位置を次の位置へ移動させ、以降を実行する。なお、本操作の概念図を図１１に示す。
【００１６】
【発明が解決しようとする課題】
従来の方法では、各送信情報のLLRはウインドウサイズ内のパス情報のみを基に計算している。従って、最尤パスと競合するべきパス（時点kにおける推定送信情報ukがPath-0と異なるパスの中で，最大尤度を持つもの）がウインドウサイズを越えて継続する場合、LLRの計算対象となるパスの選択を誤るため、通信システムの特性が劣化する。また、競合するパスを算出する際にSOVAウインドウの移動に伴って、以前探索したパスの一部分を再探索する必要があり無駄な計算が発生する。
【００１７】
また、このようなパス選択ミスを防ぐためには、ウインドウサイズを大きく設定する必要があるが、従来のアルゴリズムではウインドウサイズの増大とともにＳｔ１０８からＳｔ１１１を繰り返す回数が増えるので、計算量が飛躍的に増加する欠点を有する。
【００１８】
特に、フェージングチャネルでは最尤パスから長い期間にわたって逸脱するパスが多くなり、パスの選択ミスによるLLRの計算誤差が増加する。
【００１９】
この発明は、上述の課題を解決するためになされたものであり、移動体通信装置計算量の増大、およびこれに伴い発生する回路の大規模化を抑えつつ性能を向上させ、良好な受信特性を有する誤り訂正装置を得ることを目的とする。
【００２０】
【課題を解決するための手段】
この発明における軟判定情報出力方法においては、通信路値と事前情報とから受信系列のトレリスを構築し、最尤パスを決定する第１のステップと、トレリスと最尤パスとから時点ｋ＋１における各パスの状態を求め、さらに、時点ｋ＋１で最尤パスと分離するパスを検索してこれを消滅させ、時点ｋ＋１で互いに分離するパスを検索し、最尤パスとの合流点におけるメトリック差が大きい方のパスを消滅させることことで生き残りパスを求め、生き残りパスから時点ｋでのＬＬＲを計算する処理をｋがＮ−１（Ｎ：通信路値のデータ長）から０になるまで繰り返す第２のステップと、ＬＬＲと事前情報とから軟判定情報を求める第３のステップとを有しているものとした。
【００２１】
また、この発明における軟判定情報出力方法においては、通信路値と事前情報とから受信系列のトレリスを構築し、最尤パスを決定する第１のステップと、トレリスと最尤パスとから時点ｋにおける各パスの状態を求め、さらに、時点ｋで最尤パスに合流するパスを検索してこれを消滅させ、時点ｋで互いに合流するパスを検索し、最尤パスとの分離点におけるメトリック差が大きい方のパスを消滅させることことで生き残りパスを求め、生き残りパスから時点ｋでのＬＬＲを計算する処理をｋが０からＮ−１（Ｎ：通信路値のデータ長）になるまで繰り返す第２のステップと、ＬＬＲと事前情報とから軟判定情報を求める第３のステップとを有しているものとした。
【００２２】
また、この発明にかかる軟判定情報出力方法においては、通信路値を最初からＭ（Ｎ＞Ｎ：Ｎは通信路値のデータ長）個づつグループ化して、１番目からＬ番目までの複数のグループとし、このグループ毎に、通信路値と事前情報とから受信系列のトレリスを構築し、最尤パスを決定した後に、ＬＬＲを計算する第１のステップと、ＬＬＲと事前情報とから軟判定情報を求める第２のステップとを有しているものとした。
【００２３】
さらに、第１のステップは、ｇ番目（Ｌ≧ｇ≧１）のグループに対しては、トレリスと最尤パスとから時点ｋ＋１における各パスの状態を求め、さらに、時点ｋ＋１で最尤パスと分離するパスを検索してこれを消滅させ、時点ｋ＋１で互いに分離するパスを検索し、最尤パスとの合流点におけるメトリック差が大きい方のパスを消滅させることで生き残りパスを求め、生き残りパスから時点ｋでのＬＬＲを計算する処理をｋがｇＭ−１からｇ（Ｍ−１）になるまで繰り返すＬＬＲ計算ステップを有するものとした。
【００２４】
さらに、第１のステップは、ｇ番目（Ｌ≧ｇ≧１）のグループに対しては、トレリスと最尤パスとから時点ｋにおける各パスの状態を求め、さらに、時点ｋで最尤パスに合流するパスを検索してこれを消滅させ、時点ｋで互いに合流するパスを検索し、最尤パスとの分離点におけるメトリック差が大きい方のパスを消滅させることで生き残りパスを求め、生き残りパスから時点ｋでのＬＬＲを計算する処理をｋがｇ（Ｍ−１）からｇＭ−１になるまで繰り返すＬＬＲ計算ステップを有するものとした。
【００２５】
また、この発明にかかる軟入力・軟出力復号器を有する復号・誤り訂正装置においては、軟入力・軟出力復号器は、通信路値と事前情報から受信系列のトレリスを生成し、最尤パスを決定するトレリス生成・最尤パス決定手段と、時点ｋ(Ｎ≧k≧１:Ｎは通信路値のデータ長)での最尤パスとトレリスの情報とから生き残りパスを抽出するパス操作手段と、生き残りパスを用いて時点ｋにおけるＬＬＲを計算するＬＬＲ計算手段と、ＬＬＲを用いて軟判定情報を計算する軟判定出力情報計算手段とを有しているものとした。
【００２６】
さらに、パス操作手段は、少なくとも１以上のパスのうち、時点ｋ＋１で最尤パスと分離するパスを検索してこれを消滅させることにより生き残りパスを抽出することとした。
【００２７】
さらに、パス操作手段は、時点ｋ＋１で互いに分離するパスを検索し、最尤パスとの合流点におけるメトリック差が大きい方のパスを消滅させることにより生き残りパスを抽出するようにした。
【００２８】
さらに、アンテナと、ダウンコンバート部と、復調部と、上記の復号・誤り訂正装置とを有するデータ受信装置とした。
【００２９】
【発明の実施の形態】
実施の形態１．
図１は、この発明の実施の形態１における軟入力・軟出力復号器の構成を示すブロック図である。なお、ここでは、図９での第１の軟入力・軟出力復号器に対応するものとして記載する。
【００３０】
図１中、軟入力・軟出力復号器は、入力される通信路値Ｓｉ２０１、および事前情報Ｓｉ２０３またはＳｉ２０２から受信系列のトレリスを構築し、最尤パスを決定するトレリス作成・最尤パス決定手段１と、最尤パスとトレリスの情報とから競合パスの候補を検索し、いわゆる生き残りパスを抽出するパス操作手段２と、時点ｋにおけるLLRを計算するLLR計算手段３と、LLRおよび通信路値Ｓｉ２０１、事前情報Ｓｉ２０３またはＳｉ２０２から尤度比Ｓｉ２０４と外部情報Ｓｉ２０５を計算する軟判定出力情報計算手段４とで主に構成されている。また、パス操作手段２は、処理中生き残りパスに関する情報を保持するパスバッファ５を有している。
【００３１】
次に、この軟入力・軟出力復号器でLLRを計算する概念について、図２に基づいて説明する。
Hagenauer−SOVAの定義から、LLRの算出に関しては最尤パスPath-0に直接接続するパスと、そのメトリック差のみを考慮すれば良い。
図２において、S0、S1、S2、…、S7はトレリス上の各状態を表わしており、Path-0は最尤パス、Path-A、Path-B、…、Path-Jは各時点において最尤パスに接続するパス、ΔA、ΔB、…、ΔJは各パスが最尤パスに接続した際のメトリック差を表わしているものとする。なお、メトリック情報も対数領域で与えられるものとする。
【００３２】
ここで、Path-0、Path-A、Path-B、…、Path-Jの各パスの時点kにおける送信情報を以下の様に表わす。
uk0、ukA、ukB、ukC、ukD、ukE、ukF、ukG、ukJ
さらに、今回は、各パスの送信情報には以下の関係があるものとする。
ukC＝ukD＝ukF＝ukG＝ukJ＝uk0
ukA＝ukB＝ukE、ukA≠uk0
【００３３】
この場合に、最尤パスPath-0と競合するパスになる可能性があるのは、Path-A、Path-B、Path-Eの３本である。よって、時点ｋにおける送信情報ukのLLRはΔA、ΔB、ΔEの中の最小値に等しくなる。すなわち、Hagenauer−SOVAでは、更新位置kからトレリスの終点までの間に最尤パスと合流する全てのパスについて、時点kにおける送信情報を効率よく検索できれば、性能が向上することになる。
【００３４】
次に、図１の軟入力・軟出力装置での尤度比Ｓｉ２０４と外部情報Ｓｉ２０５を出力するまでの動作を、図３の動作フロー図に基づいて説明する。
まず、トレリス作成および最尤パス決定手段１で、入力された通信路値Ｓｉ２０１、および事前情報Ｓｉ２０３またはＳｉ２０２から通常のビタビアルゴリズムを用いて受信系列のトレリスを構築し、最尤パス(Path-0)を決定する（Ｓｔ１）。このトレリス情報と最尤パスはパス操作手段２に送られる。パス操作手段２では、まず、パス操作手段２のパスバッファ５をクリアにする（Ｓｔ２）。これは、送信情報ukのLLRを計算するには競合するパスの情報が必要となるので、このパスの情報をバッファに確保する時に、前回処理を行った時の情報が誤り等を発生させることを防止するためである。
次に、LLRの更新位置kの初期値としてN(N:通信路値のデータ長)をセットし（Ｓｔ３）、kをデクリメントする（Ｓｔ４）。
【００３５】
次に、kが負であるか否か判定する（Ｓｔ５）。
Ｓｔ５で、kが負でないと判定した場合には、時点kの更新処理として、まずパスバッファ中の生き残りパスを更新する（Ｓｔ６）。これは、時点k+1における各パスの状態を求めるのと同じことである。
【００３６】
続いて、パスバッファ５内の生き残りパス相互、あるいは最尤パスとの間で時点k+1において分離するパスを調べ、選択することがありえないパスを消去する（Ｓｔ７）。手順としては、時点k+1において最尤パスと分離するパスは無条件に消滅させ、生き残りパス同士が時点k+1において分離する場合には、双方のパスの最尤パスとの合流点におけるメトリック差を比較し、その結果、メトリック差の大きなパスを消滅させる。
続いて時点k+1において最尤パスに合流するパスを生成し、パスバッファに登録する（Ｓｔ８）。
【００３７】
ここで、Ｓｔ８の具体例について図４に基づき説明する。
なお、図４では、Path-0は最尤パス、Path-A、Path-B、Path-C、Path-D、Path-Eは各時点において最尤パスに合流する生き残りパス（各パスの最尤パスとの合流時におけるメトリック差をΔAからΔEとする）とし、Path-Fは時点k+1で最尤パスから分離し，時点NまでのどこかでPath-0に合流するパスとしている。また、時点k+1における生き残りパスはPath-BからPath-Fの5本とし、状態数はＳ０からＳ７の８状態であるとしている。
【００３８】
この時、時点kにおけるパスバッファの更新処理としては、まず、Path-B、Path-C、Path-D、Path-E、Path-Fの時点k+1における状態を調べ、バッファに書き込む。次に、各パス相互、あるいは生き残りパスと最尤パスで状態が一致（時点k+1において2つのパスが分離）していないかどうかをチェックする。この例では、時点k+1において、Path-Fが最尤パスPath-0から分離している。よって，Path-Fは時点kにおける送信情報の尤度計算には使われないため、パスを消滅させる。また、Path-DとPath-Eは時点k+1で分離しており、ΔD＞ΔEであるとすると時点kの尤度計算ではPath-Dは使われることはない。よって、Path-Dを消滅させる。このように、全ての生き残りパスに関するチェックが実行した後に、時点k+1で最尤パスに合流するパスPath-Aを生成し、パスバッファ５に登録する。このようにして、パスバッファの更新を行う。
【００３９】
次に、LLR計算手段３で、時点kにおける送信情報ukに関するLLRを計算する（Ｓｔ９）。これは、以下の様にして行う。まず、全ての生き残りパスについて，時点kにおける送信情報を算出する。その後、生き残りパスのうち、最尤パスの競合パスになるのは最尤パスの送信情報と異なる情報を伝送したパスであるから、このパス群の中で、最尤パス接続時に最尤パスとのメトリック差が最も小さくなるものを検索し、LLRとする。例えば、この最尤パスとのメトリック差が最も小さくなるパスをPath-1とし、Path-1と最尤パスPath-0の合流時におけるメトリック差をΔ1とすると、時点kにおける送信情報に関するLLRは±Δ1（uk0＝０の時＋、１の時−）となる。
【００４０】
次に、Ｓｔ４に戻り、LLRの更新位置kをデクルメントした後に、以降を実施する。なお、Ｓｔ５で、kが負となった場合には、軟判定出力情報計算手段４でLLRおよび通信路値Ｓｉ２０１、事前情報Ｓｉ２０３またはＳｉ２０２から尤度比Ｓｉ２０４と外部情報Ｓｉ２０５を計算し、出力することになる（Ｓｔ１０）。
【００４１】
このように、生き残りパスをトレリス上において消滅させて行くことにより，無駄なパス検索を防ぐことができる。
【００４２】
さらに、無駄なパス検索を防ぐことにより負荷が減るので、計算量をあまり増加させること無くSOVAウインドウサイズを必要なだけ大きくすることができるようになり、ウインドウサイズを越えて継続するパスの取りこぼしによる特性劣化（不適切なパス選択によるLLRの計算）を防ぎ、良好な誤り訂正能力を有するデータ受信装置を得ることができる。
【００４３】
実施の形態２．
実施の形態１では、SOVAのトレリス上におけるメトリック計算を開始点から終了点（k＝0→k＝N）に向かって行ったが、この計算を終了点から開始点に向かって逆向きに行うようにしてもよい。その場合には、生き残りパスと最尤パスの分岐点におけるメトリック差情報を基に各送信情報のLLR計算を行うことになる。
【００４４】
図５は、この考えを適用した場合の、軟入力・軟出力装置での尤度比Ｓｉ２０４と外部情報Ｓｉ２０５を出力するまでの動作を示す動作フロー図である。
なお、この場合でも装置構成としては図１に記載したものと同様である。
図７の動作フローに従って、動作の詳細につき説明する。
【００４５】
まず、Ｓｔ１、Ｓｔ２を実行する。
次に、LLRの更新位置kの初期値として０をセットし（Ｓｔ２０）、kをインクリメントする（Ｓｔ２１）。
【００４６】
次に、kがN以上か否かを判定する（Ｓｔ２２）。
Ｓｔ２２で、kがNを以上でないと判定した場合には、時点kの更新処理として、まずパスバッファ中の生き残りパスを更新する（Ｓｔ２３）。これは、時点kにおける各パスの状態を求めるのと同じことである。
【００４７】
続いて、パスバッファ５内の生き残りパス相互、あるいは最尤パスとの間で時点kにおいて合流するパスを調べ、選択することがありえないパスを消去する（Ｓｔ２４）。手順としては、時点kにおいて最尤パスに合流するパスは無条件に消滅させ、生き残りパス同士が時点kにおいて合流する場合には、双方のパスの最尤パスとの分離点におけるメトリック差を比較し、その結果、メトリック差の大きなパスを消滅させる。
続いて時点kにおいて最尤パスから分離するパスを生成し、パスバッファに登録する（Ｓｔ２５）。
【００４８】
次に、LLR計算手段３で、時点kにおける送信情報ukに関するLLRを計算する（Ｓｔ２６）。その後、Ｓｔ２１に戻り、以降を実行する。
また、Ｓｔ２２でｋがＮ以上と判断された場合には、Ｓｔ１０で尤度比Ｓｉ２０４と外部情報Ｓｉ２０５を計算し、出力することになる。
【００４９】
実施の形態３．
SOVAアルゴリズムでの計算においては，ターボ符号器のインターリーブサイズと同じ長さのデータ系列を対象に復号アルゴリズムを適用することで、最も良い特性を得ることができる。しかし、データ系列途中に特定の状態を通るようにする既知パターンを入れるとか、あるいは、復号の並列処理などの観点からデータ系列をいくつかのブロックに分割して、それぞれにSOVAアルゴリズムを適用することも考えられる。
【００５０】
図６は、この発明の実施の形態３における受信データの概念図を示したものである。例えば、送信するデータ系列（通常，長さはターボ符号器のインターリーブサイズに一致）をいくつかの小さなブロック、例えばM個ずつに1番目からL番目までのブロックに分割した場合，各ブロックの先頭および最後部のトレリスにおける状態が決まっている場合には各状態に収束するように，収束すべき状態が不明な場合には全状態を等確率として扱うようにする。
【００５１】
図７は、この考えを適用した場合の、軟入力・軟出力装置での尤度比Ｓｉ２０４と外部情報Ｓｉ２０５を出力するまでの動作を示す動作フロー図である。
ここでは、全データ数がN個の入力に対して、M個づつのブロックに分割し、並列処理するようにしている。
なお、装置構成としては図１に記載したものと同様である。
【００５２】
次に、図７の動作フローに従って、動作の詳細につき説明する。
まず、並列に処理を行なう必要から、１つのプロセスで処理する範囲を決定する（Ｓｔ３０）。例えば、ここでg=1と設定した場合には、その後のプロセスでは1番目からM番目までのデータに関する処理を行なうことになる。また、g=２と設定した場合には、そのプロセスではM+1番目から2M番目までのデータに関する処理を行なうことになる。
【００５３】
次に、各プロセス毎にＳｔ１・Ｓｔ２を実施し、Ｓｔ３で、LLRの更新位置kの初期値としてｇＭをセットする（Ｓｔ３１）。次に、Ｓｔ４でkをデクリメントした後に、kが(g-1)M未満であるか否かを判定する（Ｓｔ３２）。
Ｓｔ３２で、(g-1)M未満でないと判定した場合には、以降Ｓｔ６からＳｔ９までを繰り返す。
また、Ｓｔ３２で、(g-1)M未満であると判定した場合には、g=1〜Lで設定した全ての処理が終了するまで待ち（Ｓｔ３３）、終了を確認した時点で、Ｓｔ１０にて、LLRおよび通信路値Ｓｉ２０１、事前情報Ｓｉ２０３またはＳｉ２０２から尤度比Ｓｉ２０４と外部情報Ｓｉ２０５を計算し、出力することになる。
【００５４】
このようにすることで、誤り訂正能力をさほど落とすこと無く並列処理などにより高速な復号が可能となり、優れた通信特性を有するデータ受信装置を得ることができる。
【００５５】
なお、SOVAのトレリス上におけるメトリック計算を終了点から開始点に向かって逆向きに行うようにしてもよい。
【００５６】
【発明の効果】
このように、この発明では、生き残りパスをトレリス上において消滅させて行くので、無駄なパス検索を防ぐことができる。
【００５７】
さらに、無駄なパス検索を防ぐことにより負荷が減るので、計算量をあまり増加させること無くSOVAウインドウサイズを必要なだけ大きくすることができるようになる。
【００５８】
また、通信路値を複数のグループに分割した後に処理を行なうので、誤り訂正能力をさほど落とすこと無く並列処理などにより高速な復号が可能となり、優れた通信特性が得られる。
【図面の簡単な説明】
【図１】  実施の形態１における軟入力・軟出力装置の構成図である。
【図２】  実施の形態１における軟入力・軟出力装置で、LLRを計算する概念を示す図である。
【図３】  実施の形態１における軟入力・軟出力装置の動作を示すフロー図である。
【図４】  実施の形態１における軟入力・軟出力装置で、生き残りパスを求める概念を示す図である。
【図５】  実施の形態２における軟入力・軟出力装置の動作を示すフロー図である。
【図６】  実施の形態３におけるデータ概念を示す図である。
【図７】  実施の形態３における軟入力・軟出力装置の動作を示すフロー図である。
【図８】  データ受信装置の構成図である。
【図９】  復号・誤り訂正部の構成図である。
【図１０】  従来の軟入力・軟出力装置で使用されたＳＯＶＡアリゴリズムのフロー図である。
【図１１】  実施の形態１における軟入力・軟出力装置で、LLRを計算する概念を示す図である。
【符号の説明】
１  トレリス作成・最尤パス決定手段、  ２  パス操作手段、
３  LLR計算手段、  ４  軟判定出力情報計算手段、
５  パスバッファ、  １００  アンテナ、  １０１  ダウンコンバート、
１０２  復調部、  １０３  復号・誤り訂正部、
２００  第１のバッファ、  ２０１  第１のインタリーバ、
２０２  第１の軟入力・軟出力復号器、  ２０３  第２のバッファ、
２０４  第２のインタリーバ、  ２０５  第２の軟入力・軟出力復号器、
２０６  デインタリーバ
【図１】
0004048668.tif 000002
【図２】
0004048668.tif 000003
【図３】
0004048668.tif 000004
【図４】
0004048668.tif 000005
【図５】
0004048668.tif 000006
【図６】
0004048668.tif 000007
【図７】
0004048668.tif 000008
【図８】
0004048668.tif 000009
【図９】
0004048668.tif 000010
【図１０】
0004048668.tif 000011
【図１１】
0004048668.tif 000012