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WO2012108308A1 - データ処理装置、及び、データ処理方法 - Google Patents

データ処理装置、及び、データ処理方法 Download PDF

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WO2012108308A1
WO2012108308A1 PCT/JP2012/052233 JP2012052233W WO2012108308A1 WO 2012108308 A1 WO2012108308 A1 WO 2012108308A1 JP 2012052233 W JP2012052233 W JP 2012052233W WO 2012108308 A1 WO2012108308 A1 WO 2012108308A1
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WO
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address
code
bit
start position
storage unit
Prior art date
Application number
PCT/JP2012/052233
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English (en)
French (fr)
Inventor
雄二 篠原
山本　真紀子
横川　峰志
Original Assignee
ソニー株式会社
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Filing date
Publication date
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Priority to US13/982,494 priority patent/US9094043B2/en
Priority to CN201280006754.7A priority patent/CN103339863B/zh
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    • H03M13/151—Cyclic codes, i.e. cyclic shifts of codewords produce other codewords, e.g. codes defined by a generator polynomial, Bose-Chaudhuri-Hocquenghem [BCH] codes using error location or error correction polynomials
    • H03M13/152—Bose-Chaudhuri-Hocquenghem [BCH] codes
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    • H04L27/00—Modulated-carrier systems
    • H04L27/26—Systems using multi-frequency codes
    • H04L27/2601—Multicarrier modulation systems
    • H04L27/2626—Arrangements specific to the transmitter only
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    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L27/00—Modulated-carrier systems
    • H04L27/26—Systems using multi-frequency codes
    • H04L27/2601—Multicarrier modulation systems
    • H04L27/2647—Arrangements specific to the receiver only

Definitions

  • the present technology relates to a data processing device and a data processing method, and more particularly, to a data processing device and a data processing method that can improve, for example, tolerance against data errors.
  • LDPC Low Density Parity Check
  • DVB Digital Video Broadcasting
  • S.2 Satellite Digital Broadcasting
  • LDPC codes are also being considered for next-generation terrestrial digital broadcasting.
  • LDPC codes have been found to have performance close to the Shannon limit as the code length is increased, as is the case with turbo codes and the like.
  • the LDPC code has the property that the minimum distance is proportional to the code length, its characteristic is that the block error probability characteristic is good, and furthermore, the so-called error floor phenomenon observed in the decoding characteristic such as turbo code is observed.
  • An advantage is that it hardly occurs.
  • LDPC code is a linear code and does not necessarily need to be binary, but will be described here as being binary.
  • LDPC code is characterized by the fact that the parity check matrix that defines the LDPC code is sparse.
  • a sparse matrix is a matrix in which the number of “1” s in the matrix is very small (a matrix in which most elements are 0).
  • FIG. 1 shows an example of a parity check matrix H of an LDPC code.
  • the weight of each column (column weight) (the number of “1”) (weight) is “3”, and the weight of each row (row weight) is “6”. .
  • a generator matrix G is generated based on the check matrix H, and the generator matrix G is multiplied by binary information bits to generate a codeword (LDPC code). ) Is generated.
  • the generator matrix G is a K ⁇ N matrix
  • the encoding device multiplies the generator matrix G by a bit string (vector u) of information bits made up of K bits to generate a code made up of N bits.
  • Generate the word c ( uG).
  • the code word (LDPC code) generated by this encoding device is received on the receiving side via a predetermined communication path.
  • LDPC code decoding is an algorithm proposed by Gallager called probabilistic decoding (Probabilistic Decoding), which consists of a variable node (also called a message node) and a check node (check node). This can be done by a message passing algorithm based on belief propagation on a so-called Tanner graph.
  • the variable node and the check node are also simply referred to as nodes as appropriate.
  • FIG. 2 shows a procedure for decoding the LDPC code.
  • a real value (reception LLR) expressing the “0” likelihood of the value of the i-th code bit of the LDPC code (1 codeword) received on the receiving side as a log likelihood ratio as appropriate. ) Is also referred to as a received value u 0i . Further, a message output from the check node is u j and a message output from the variable node is v i .
  • step S11 the LDPC code is received, the message (check node message) u j is initialized to “0”, and the counter of the iterative process is used.
  • the variable k taking the integer of is initialized to “0”, and the process proceeds to step S12.
  • step S12 a message (variable node message) v i is obtained by performing the calculation (variable node calculation) shown in Expression (1) based on the received value u 0i obtained by receiving the LDPC code.
  • the message u j is obtained by performing the calculation (check node calculation) shown in Expression (2).
  • Equation (1) and Equation (2) can be arbitrarily selected to indicate the number of “1” s in the vertical direction (column) and horizontal direction (row) of the parity check matrix H, respectively.
  • variable node calculation of Expression (1) the message input from the edge (line connecting the variable node and the check node) to which the message is to be output, respectively.
  • the computation range is 1 to d v -1 or 1 to d c -1.
  • the check node calculation of equation (2) actually creates a table of function R (v 1 , v 2 ) shown in equation (3) defined by one output for two inputs v 1 and v 2 in advance. In addition, this is performed by using it continuously (recursively) as shown in Equation (4).
  • step S12 the variable k is further incremented by “1”, and the process proceeds to step S13.
  • step S13 it is determined whether or not the variable k is larger than a predetermined iterative decoding count C. If it is determined in step S13 that the variable k is not greater than C, the process returns to step S12, and thereafter the same processing is repeated.
  • step S13 determines whether the variable k is larger than C. If it is determined in step S13 that the variable k is larger than C, the process proceeds to step S14, and a message v i as a decoding result to be finally output is obtained by performing the calculation shown in equation (5). And the LDPC code decoding process ends.
  • equation (5) is performed using messages u j from all branches connected to the variable node.
  • FIG. 3 shows an example of a parity check matrix H of a (3, 6) LDPC code (coding rate 1/2, code length 12).
  • the column weight is 3 and the row weight is 6, as in FIG.
  • FIG. 4 shows a Tanner graph of the check matrix H in FIG.
  • a plus “+” represents a check node
  • Check nodes and variable nodes correspond to the rows and columns of the parity check matrix H, respectively.
  • the connection between the check node and the variable node is an edge, and corresponds to “1” of the check matrix element.
  • the branch represents that the sign bit corresponding to the variable node has a constraint condition corresponding to the check node.
  • FIG. 5 shows variable node calculation performed in the variable node.
  • the message v i corresponding to the branch to be calculated is the variable node of the formula (1) using the messages u 1 and u 2 from the remaining branches connected to the variable node and the received value u 0i. It is obtained by calculation. Messages corresponding to other branches are obtained in the same manner.
  • FIG. 6 shows a check node operation performed at the check node.
  • sign (x) is 1 when x ⁇ 0, and ⁇ 1 when x ⁇ 0.
  • Equation (6) can be transformed into Equation (7).
  • the message u j corresponding to the branch to be calculated is the messages v 1 , v 2 , v 3 , v 4 , v from the remaining branches connected to the check node. It is obtained by the check node calculation of Equation (7) using 5 . Messages corresponding to other branches are obtained in the same manner.
  • ⁇ (x) and ⁇ ⁇ 1 (x) are mounted on hardware, they may be mounted using a LUT (Look Up Table), but both are the same LUT.
  • DVB-S.2 ETSI EN 302 307 V1.1.2 (2006-06)
  • LDPC code is used in DVB-S.2 which is a standard for satellite digital broadcasting and DVB-T.2 which is a standard for next-generation terrestrial digital broadcasting.
  • the LDPC code is planned to be used in DVB-C.2, which is the next-generation CATV (Cable Television) digital broadcasting standard.
  • LDPC codes are converted to symbols of orthogonal modulation (digital modulation) such as QPSK (Quadrature Phase Shift Keying), and these symbols are signals. It is mapped to a point and transmitted.
  • digital modulation digital modulation
  • QPSK Quadrature Phase Shift Keying
  • the code bits of the LDPC code are exchanged in units of two or more code bits, and the code bit after the exchange is used as a symbol bit.
  • DVB-T.2 is a standard for digital broadcasting for fixed terminals such as television receivers installed in homes and the like, and may not be appropriate for digital broadcasting for portable (mobile) terminals.
  • the mobile terminal needs to have a smaller circuit scale than the fixed terminal, and it is necessary to reduce power consumption. Therefore, in digital broadcasting for portable terminals, in order to reduce the load necessary for processing such as decoding of LDPC codes in portable terminals, for example, the number of repetitions of LDPC code decoding (repetition decoding number C), LDPC code May be more limited than in the case of digital broadcasting for fixed terminals.
  • This technology has been made in view of such a situation, and is intended to improve resistance to errors in data such as LDPC codes.
  • the data processing device / method includes a rearrangement unit that performs rearrangement processing of code bits of an LDPC (Low Density Parity Check) code encoded with a code length of 16200 in the data processing device / method.
  • LDPC Low Density Parity Check
  • the rearrangement process is a process of changing the storage start position of the code bit for each storage unit when the code bit is stored in eight storage units,
  • the start address of each unit is address 0, the first write unit of the 8 storage units is the write start position of the address 0, the second of the 8 storage units
  • the write start position of the storage unit is the position where the address is 1
  • the write start position of the third storage unit of the eight storage units is the position where the address is 0,
  • the fourth storage unit of the unit The starting position is the position where the address is 8, the writing start position of the fifth storage unit among the 8 storage units is the position where the address is 2, and 6 of the 8 storage units
  • the write start position of the th storage unit is the position where the address is 0,
  • the write start position of the seventh storage unit of the eight storage units is the position where the address is 1, and the eight storage units
  • This is a data processing apparatus / method which is processing for setting the write start position of the eighth storage unit among the storage units to the position where the address is 5.
  • rearrangement processing of code bits of an LDPC (Low Density Parity Check) code encoded with a code length of 16200 is performed.
  • LDPC Low Density Parity Check
  • the storage start position of the code bits is changed for each storage unit, and each head of each storage unit is changed.
  • the address is address 0, the start position of writing of the first storage unit of the eight storage units is the position of address 0, and the second storage unit of the eight storage units is written.
  • the starting position is the position where the address is 1
  • the writing start position of the third storage unit among the 8 storage units is the position where the address is 0, and 4 of the 8 storage units
  • the write start position of the second storage unit is the position of the address 8
  • the write start position of the fifth storage unit of the eight storage units is the position of the address 2
  • the eight storage units Add the starting position of the 6th storage unit
  • the address is 0,
  • the write start position of the seventh storage unit among the eight storage units is the position where the address is 1, and the eighth storage unit of the eight storage units Processing is performed in which the position at the beginning of writing is set to the position where the address is 5.
  • a data processing device / method includes a reverse rearrangement unit / step that performs reverse rearrangement processing of bits included in two received symbols in the data processing device / method.
  • the symbol is data obtained by performing a reordering process of code bits of an LDPC (Low Density Parity Check) code encoded with a code length of 16200, and the reordering process converts the sign bits into 8
  • LDPC Low Density Parity Check
  • the start position of the first storage unit of the unit is the position where the address is 0, and the start position of the second storage unit of the eight storage units is the position where the address is 1.
  • 8 The write start position of the third storage unit of the storage units is the position where the address is 0, and the write start position of the fourth storage unit of the eight storage units is the address of 8
  • the position of the start of writing the fifth storage unit of the eight storage units, the position of the address of 2, and the position of the start of writing the sixth storage unit of the eight storage units Where the address is 0, and the write start position of the seventh storage unit of the eight storage units is the position of address 1, and the eighth storage of the eight storage units
  • the reverse rearrangement processing of the bits included in the two received symbols is performed.
  • the two symbols are data obtained by performing a reordering process of code bits of an LDPC (Low Density Parity Check) code encoded with a code length of 16200, and in the reordering process, the code bits Is stored in eight storage units, the storage start position of the code bit is changed for each storage unit, and each head address of the storage unit is set to address 0, and the 8 Of the eight storage units, the write start position of the first storage unit is the position where the address is 0, and the write start position of the second storage unit of the eight storage units is the address of 1 And the start position of the third storage unit of the eight storage units is the position where the address is 0, and the start of writing the fourth storage unit of the eight storage units.
  • LDPC Low Density Parity Check
  • the position is the position where the address is 8, and the 8
  • the write start position of the fifth storage unit of the storage units is the position where the address is 2, and the write start position of the sixth storage unit of the eight storage units is the address of 0 Position
  • the write start position of the seventh storage unit among the eight storage units is the position where the address is 1, and the write start position of the eighth storage unit of the eight storage units Is processed with the address at position 5.
  • the code bits after the rearrangement process are returned to the original order.
  • a data processing apparatus / method includes a rearrangement unit that performs rearrangement processing of code bits of an LDPC (Low Density Parity Check) code encoded with a code length of 16200 in the data processing apparatus / method.
  • LDPC Low Density Parity Check
  • the rearrangement process is a process of changing the storage start position of the code bit for each storage unit when the code bit is stored in eight storage units,
  • the start address of each unit is address 0, the first write unit of the 8 storage units is the write start position of the address 0, the second of the 8 storage units
  • the write start position of the storage unit is the position where the address is 1
  • the write start position of the third storage unit of the eight storage units is the position where the address is 0,
  • the fourth storage unit of the unit The starting position is the position where the address is 8, the writing start position of the fifth storage unit among the 8 storage units is the position where the address is 2, and 6 of the 8 storage units
  • the write start position of the th storage unit is the position where the address is 0,
  • the write start position of the seventh storage unit of the eight storage units is the position where the address is 1, and the eight storage units
  • This is a data processing apparatus / method which is processing for setting the write start position of the eighth storage unit among the storage units to the position where the address is 5.
  • the starting position is the position where the address is 1
  • the writing start position of the third storage unit among the 8 storage units is the position where the address is 0, and 4 of the 8 storage units
  • the write start position of the second storage unit is the position of the address 8
  • the write start position of the fifth storage unit of the eight storage units is the position of the address 2
  • the eight storage units Add the starting position of the 6th storage unit
  • the address is 0,
  • the write start position of the seventh storage unit among the eight storage units is the position where the address is 1, and the eighth storage unit of the eight storage units Processing is performed in which the position at the beginning of writing is set to the position where the address is 5.
  • a data processing device / method includes a reverse rearrangement unit / step that performs reverse rearrangement processing of bits included in one received symbol in the data processing device / method.
  • the symbol is data obtained by performing a reordering process of code bits of an LDPC (Low Density Parity Check) code encoded with a code length of 16200, and the reordering process converts the sign bits into 8
  • LDPC Low Density Parity Check
  • a storage start position of the code bit is changed for each of the storage units when storing in the storage units, and each of the eight storages is set with the head address of each storage unit as address 0
  • the start position of the first storage unit of the unit is the position where the address is 0, and the start position of the second storage unit of the eight storage units is the position where the address is 1.
  • the above The write start position of the third storage unit of the eight storage units is the address 0 position
  • the write start position of the fourth storage unit of the eight storage units is the address
  • the position of 8 is the start position of writing the fifth storage unit of the 8 storage units
  • the address is the position 2 and the start of writing of the 6th storage unit of the 8 storage units.
  • the write start position of the seventh storage unit of the eight storage units is the position of address 1
  • the eighth of the eight storage units A data processing apparatus / method in which the write start position of the storage unit is set to the position where the address is 5, and the reverse rearrangement process is a process of returning the code bits after the rearrangement process to the original order. It is.
  • the reverse rearrangement processing of the bits included in one received symbol is performed.
  • the one symbol is data obtained by rearranging the code bits of an LDPC (Low Density Parity Check) code encoded with a code length of 16200, and in the rearrangement process, the code bits Is stored in eight storage units, the storage start position of the code bit is changed for each storage unit, and each head address of the storage unit is set to address 0, and the 8 Of the eight storage units, the write start position of the first storage unit is the position where the address is 0, and the write start position of the second storage unit of the eight storage units is the address of 1 And the start position of the third storage unit of the eight storage units is the position where the address is 0, and the start of writing the fourth storage unit of the eight storage units.
  • LDPC Low Density Parity Check
  • the position is the position where the address is 8,
  • the write start position of the fifth storage unit of the eight storage units is the position of address 2, and the write start position of the sixth storage unit of the eight storage units is the address
  • the position of 0 is the write start position of the seventh storage unit of the eight storage units
  • the address is the position of 1
  • the write start of the eighth storage unit of the eight storage units is started.
  • a process is performed in which the position of the address is the position of the address 5. In the reverse rearrangement process, the code bits after the rearrangement process are returned to the original order.
  • a data processing apparatus / method includes a rearrangement unit that performs rearrangement processing of code bits of an LDPC (Low Density Parity Check) code encoded with a code length of 16200 in the data processing apparatus / method.
  • LDPC Low Density Parity Check
  • the rearrangement process is a process of changing the storage start position of the code bit for each storage unit when storing the code bit in 12 storage units,
  • the start address of each unit is address 0, the write start position of the first storage unit of the 12 storage units is the position of address 0, and the second of the 12 storage units
  • the write start position of the storage unit is the position of the address 12
  • the write start position of the third storage unit of the 12 storage units is the position of the address 7
  • the writing start position is the position where the address is 1
  • the writing start position of the fifth storage unit of the 12 storage units is the position of the address 3
  • the address of the 12 storage units is
  • the writing start position of the sixth storage unit is the position where the address is 1
  • the writing start position of the seventh storage unit of the 12 storage units is the position of the address 8
  • the write start position of the 8th storage unit among the storage units is the position where the address is 7, and the write start position of the 9th storage unit among the 12 storage units is
  • the write start position of the 10th storage unit of the 12 storage units is the position where the address is 0, and the write start position of the 11th storage unit of the 12 storage units Is the position of address 3, and the 12th storage unit of the 12 storage units is written.
  • This is a data processing apparatus / method which is processing for setting the start position to the position where the address is 9.
  • the rearrangement process of the code bits of the LDPC (Low Density Parity Check) code encoded with the code length 16200 is performed.
  • the storage start position of the code bits is changed for each storage unit, and each of the storage units starts The address is address 0, the start position of writing of the first storage unit among the 12 storage units is the position of address 0, and the writing of the second storage unit of the 12 storage units is performed.
  • the starting position is the position where the address is 12, the writing start position of the third storage unit among the 12 storage units is the position where the address is 7, and 4 of the 12 storage units.
  • the write start position of the th storage unit is the position where the address is 1, the write start position of the fifth storage unit of the 12 storage units is the position of the address 3, and the 12 storage units
  • the starting position of writing of the sixth storage unit of the storage units The address is 1 position, the write start position of the 7th storage unit among the 12 storage units is the address 8 position, the 8th storage unit of the 12 storage units
  • the writing start position is the position where the address is 7, and the writing start position of the ninth storage unit among the 12 storage units is the position where the address is 1, and the address of the 12 storage units is
  • the write start position of the 10th storage unit is the position where the address is 0, the write start position of the 11th storage unit of the 12 storage units is the position of the address 3, and the 12 A process is performed in which the writing start position of the twelfth storage unit among the storage units is the position where the address is 9.
  • a data processing device / method includes a reverse rearrangement unit / step that performs reverse rearrangement processing of bits included in two received symbols in the data processing device / method.
  • the symbol is data obtained by performing a rearrangement process of code bits of an LDPC (Low Density Parity Check) code encoded with a code length of 16200, and the rearrangement process uses the code bits as 12 A process of changing the storage start position of the code bit for each of the storage units when storing in each of the storage units, wherein each of the 12 storages has the head address of each storage unit as address 0
  • the position where the first storage unit of the unit starts writing is the position where the address is 0, and the position where the second storage unit of the 12 storage units starts writing is the position where the address is 12.
  • the write start position of the third storage unit of the 12 storage units is the address 7 position
  • the write start position of the fourth storage unit of the 12 storage units is the address
  • the position of 1 is the start position of the fifth storage unit in the 12 storage units
  • the address is the position 3 and the start of the 6th storage unit of the 12 storage units.
  • the position of the address is 1 and the write start position of the 7th storage unit among the 12 storage units is the position of the address 8 and the 8th of the 12 storage units.
  • the write start position of the storage unit is the position where the address is 7
  • the write start position of the ninth storage unit of the 12 storage units is the position where the address is 1, and the 12 storage positions
  • the start position of the 10th storage unit in the unit is the position where the address is 0, and the 12
  • the start position of the eleventh storage unit of the storage units is the position of the address 3
  • the start position of the twelfth storage unit of the twelve storage units is the position of the address 9.
  • the reverse rearrangement process is a process of returning the code bits after the rearrangement process to the original order.
  • the reverse rearrangement process of the bits included in the two received symbols is performed.
  • the two symbols are data obtained by performing a reordering process of code bits of an LDPC (Low Density Parity Check) code encoded with a code length of 16200, and in the reordering process, the code bits Is stored in twelve storage units, the storage start position of the code bit is changed for each storage unit, and each head address of the storage unit is set to address 0, and the 12 Of the 12 storage units, the write start position of the first storage unit is the position where the address is 0, and the write start position of the second storage unit of the 12 storage units is the address of 12 Of the 12 storage units, the write start position of the third storage unit of the 12 storage units is the position of address 7, and the write start of the fourth storage unit of the 12 storage units.
  • LDPC Low Density Parity Check
  • the position is the position where the address is 1, Of the 12 storage units, the write start position of the fifth storage unit is the position of the address 3, and the write start position of the sixth storage unit of the 12 storage units is the address Is the position of 1, the writing start position of the seventh storage unit of the 12 storage units is the position of the address 8, and the writing of the eighth storage unit of the 12 storage units is performed.
  • the starting position is the position where the address is 7
  • the writing start position of the ninth storage unit among the 12 storage units is the position where the address is 1, and 10 of the 12 storage units
  • the write start position of the th storage unit is the position where the address is 0,
  • the write start position of the eleventh storage unit of the 12 storage units is the position where the address is 3
  • the code bits after the rearrangement process are returned to the original order.
  • the data processing apparatus may be an independent apparatus or an internal block constituting one apparatus.
  • This technique can improve tolerance to errors.
  • FIG. 3 is a block diagram illustrating a configuration example of a transmission device 11.
  • FIG. 3 is a block diagram illustrating a configuration example of a bit interleaver 116.
  • FIG. It is a figure which shows a check matrix.
  • FIG. 6 is a diagram for explaining processing of a demultiplexer 25.
  • FIG. 6 is a diagram for explaining processing of a demultiplexer 25.
  • FIG. 10 is a flowchart for explaining processing performed by a bit interleaver 116 and a QAM encoder 117. It is a figure which shows the model of the communication path employ
  • An error rate obtained by the simulation is a diagram showing the relationship between the Doppler frequency f d of the flutter.
  • An error rate obtained by the simulation is a diagram showing the relationship between the Doppler frequency f d of the flutter.
  • 3 is a block diagram illustrating a configuration example of an LDPC encoder 115.
  • FIG. 5 is a flowchart for explaining processing of an LDPC encoder 115. [Fig. 38] Fig.
  • Fig. 38 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with the code rate 1/4 and the code length 16200. It is a figure explaining the method of calculating
  • Fig. 38 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with an encoding rate of 1/5 and a code length of 16200.
  • Fig. 38 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with the code rate 4/15 and the code length 16200.
  • Fig. 38] Fig. 38 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with an encoding rate of 1/3 and a code length of 16200.
  • Fig. 32 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with the code rate 2/5 and the code length 16200.
  • Fig. 38 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with the code rate 4/9 and the code length 16200.
  • Fig. 38 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with the code rate 7/15 and the code length 16200.
  • Fig. 38] Fig. 38 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with the code rate 8/15 and the code length 16200.
  • Fig. 38 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with the code rate 3/5 and the code length 16200.
  • Fig. 38 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with the code rate 2/3 and the code length 16200. It is a figure which shows the example of the Tanner graph of the ensemble of a degree sequence that column weight is 3 and row weight is 6.
  • FIG. It is a figure which shows the example of the Tanner graph of a multi-edge type ensemble. It is a figure which shows the minimum cycle length and performance threshold value of the parity check matrix of the LDPC code of code length 16200. It is a figure explaining the check matrix of the LDPC code of code length 16200.
  • Fig. 16 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 1/5 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2. [Fig. 16] Fig.
  • FIG. 16 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 1/5 is modulated by 16QAM, and a multiple b is 2.
  • FIG. 16 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 1/5 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 16 Fig. 16 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 4/15 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 16 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 4/15 is modulated by 16QAM, and a multiple b is 2.
  • FIG. 19 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 4/15 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 22 Fig. 22 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 1/3 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 10 Fig.
  • FIG. 10 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 1/3 is modulated by 16QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 12 is a diagram illustrating exchanging of code bits according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 1/3 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 11 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 2/5 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 12 Fig.
  • FIG. 12 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 2/5 is modulated by 16QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 12 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 2/5 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 11 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 4/9 is modulated by 16QAM and the multiple b is 2.
  • FIG. 12 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 4/9 is modulated by 16QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 10 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 4/9 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 11 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 7/15 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 10 Fig.
  • FIG. 10 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 7/15 is modulated by 16QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 10 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 7/15 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 11 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 8/15 is modulated by 16QAM and the multiple b is 2.
  • Fig. 10 Fig.
  • FIG. 10 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 8/15 is modulated by 16QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 16 is a diagram illustrating exchanging of code bits according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 8/15 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 10 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 3/5 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 12 Fig.
  • FIG. 12 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 3/5 is modulated by 16QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 12 is a diagram illustrating exchanging of code bits according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 3/5 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 22 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 2/3 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 12 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 2/3 is modulated by 16QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 16 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 2/3 is modulated by 16QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 22 Fig. 22 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 1/5 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 12 Fig.
  • FIG. 12 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 1/5 is modulated by 64QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 10 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and an encoding rate of 1/5 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 16 Fig. 16 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 4/15 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 16 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 4/15 is modulated by 64QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 20 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 4/15 is modulated by 64QAM and the multiple b is 2.
  • Fig. 22 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 1/3 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 19 Fig.
  • FIG. 19 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 1/3 is modulated by 64QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 16 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 1/3 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 16 Fig. 16 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 2/5 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 12 Fig.
  • FIG. 12 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 2/5 is modulated by 64QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 20 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 2/5 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 22 Fig. 22 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 4/9 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 16 Fig.
  • FIG. 16 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 4/9 is modulated by 64QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 10 is a diagram illustrating exchanging of code bits according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 4/9 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 16 Fig. 16 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 7/15 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 19 Fig.
  • FIG. 19 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 7/15 is modulated by 64QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 20 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 7/15 is modulated by 64QAM and the multiple b is 2.
  • Fig. 22 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 8/15 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 22 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 8/15 is modulated by 64QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 16 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 8/15 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 16 Fig. 16 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 3/5 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 16 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 3/5 is modulated by 64QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 16 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 3/5 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • Fig. 22 Fig. 22 is a diagram illustrating a code bit group and a symbol bit group when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 2/3 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2.
  • FIG. 19 Fig.
  • FIG. 19 is a diagram illustrating an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 2/3 is modulated by 64QAM, and a multiple b is 2.
  • Fig. 16 is a diagram illustrating code bit replacement according to an allocation rule when an LDPC code having a code length of 16200 and a coding rate of 2/3 is modulated by 64QAM and a multiple b is 2. It is a figure which shows the number of columns of the memory 31 required for column twist interleaving, and the address of the write start position. It is a figure which shows the simulation result of BER and FER. It is a figure which shows the simulation result of BER and FER.
  • Fig. 40 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with an encoding rate of 1/4 and a code length of 16200 defined in DVB-T.2. [Fig. 31] Fig.
  • FIG. 31 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with an encoding rate of 1/3 and a code length of 16200 defined in DVB-S.2.
  • Fig. 40 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with an encoding rate of 2/5 and a code length of 16200 defined in DVB-S.2.
  • Fig. 31 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with an encoding rate of 1/2 and a code length of 16200 defined in DVB-T.2.
  • FIG. 31 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with an encoding rate of 3/5 and a code length of 16200 defined in DVB-T.2.
  • Fig. 31 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with an encoding rate of 2/3 and a code length of 16200 defined in DVB-T.2.
  • Fig. 32 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with an encoding rate of 3/4 and a code length of 16200 defined in DVB-T.2. It is a figure explaining the column twist interleaving performed per L codewords.
  • 3 is a block diagram illustrating a configuration example of a receiving device 12.
  • FIG. 31 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table with an encoding rate of 3/5 and a code length of 16200 defined in DVB-T.2.
  • Fig. 31 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value
  • FIG. 12 is a flowchart for describing processing performed by a QAM decoder 164, a bit deinterleaver 165, and an LDPC decoder 166. It is a figure which shows the example of the check matrix of a LDPC code. It is a figure which shows the matrix (conversion test matrix) which performed row substitution and column substitution to the check matrix. It is a figure which shows the conversion test matrix divided
  • FIG. 12 is a flowchart for describing processing performed by a QAM decoder 164, a bit deinterleaver 165, and an LDPC decoder 166. It is a figure which shows the example of the check matrix of a LDPC code. It is a figure which shows the matrix (conversion test matrix) which performed row
  • FIG. 18 is a block diagram illustrating a configuration example of an embodiment of a computer to which the present technology is applied.
  • FIG. 7 shows a transmission system to which the present technology is applied (a system is a logical collection of a plurality of devices, regardless of whether or not each component device is in the same housing). The structural example of embodiment is shown.
  • the transmission system includes a transmission device 11 and a reception device 12.
  • the transmission device 11 transmits (broadcasts) (transmits) programs for fixed terminals and portable terminals. That is, the transmission device 11 encodes target data to be transmitted, such as image data and audio data as a program for a fixed terminal or a portable terminal, into an LDPC code, for example, a communication channel that is a terrestrial wave 13 to transmit.
  • target data to be transmitted such as image data and audio data as a program for a fixed terminal or a portable terminal
  • an LDPC code for example, a communication channel that is a terrestrial wave 13 to transmit.
  • the receiving device 12 is, for example, a portable terminal, receives an LDPC code transmitted from the transmitting device 11 via the communication path 13, decodes it into target data, and outputs it.
  • the LDPC code used in the transmission system of FIG. 7 exhibits extremely high capability in an AWGN (Additive White Gaussian Noise) channel.
  • AWGN Additional White Gaussian Noise
  • a burst error or erasure may occur in the communication path 13 such as terrestrial waves.
  • echo Orthogonal-Frequency-Division-Multiplexing
  • D / U Desired-to-Undesired-Ratio
  • Desired main path power
  • a burst error may occur due to the state of the wiring from the receiving unit (not shown) such as an antenna that receives a signal from the transmitting device 11 to the receiving device 12 on the receiving device 12 side or the instability of the power supply of the receiving device 12. May occur.
  • the code bit (received value u 0i of the LDPC code) at the variable node corresponding to the column of the parity check matrix H and thus the code bit of the LDPC code. Since the variable node operation of the expression (1) with the addition of) is performed, if an error occurs in the sign bit used for the variable node operation, the accuracy of the required message is reduced.
  • the check node performs the check node calculation of Expression (7) using the message obtained by the variable node connected to the check node, so that a plurality of connected variable nodes ( When the number of check nodes in which the error (including erasure) of the code bits of the LDPC code corresponding to) simultaneously increases, the decoding performance deteriorates.
  • the check node sends a message with an equal probability of a probability of 0 and a probability of 1 to all the variable nodes. return.
  • a check node that returns an equiprobable message does not contribute to one decoding process (one set of variable node calculation and check node calculation), and as a result, requires a large number of repetitions of the decoding process. As a result, the decoding performance deteriorates, and the power consumption of the receiving apparatus 12 that decodes the LDPC code increases.
  • the transmission system of FIG. 7 is designed to improve the tolerance to burst errors and erasures while maintaining the performance on the AWGN communication path.
  • FIG. 8 is a block diagram illustrating a configuration example of the transmission device 11 of FIG.
  • one or more input streams (Input Streams) as target data are supplied to a Mode Adaptation / Multiplexer 111.
  • the mode adaptation / multiplexer 111 selects a mode and multiplexes one or more input streams supplied thereto, and supplies data obtained as a result to a padder 112.
  • the padder 112 performs necessary zero padding (Null insertion) on the data from the mode adaptation / multiplexer 111 and supplies the resulting data to the BB scrambler 113.
  • the BB scrambler 113 performs energy diffusion processing on the data from the padder 112 and supplies data obtained as a result to a BCH encoder 114.
  • the BCH encoder 114 BCH-encodes the data from the BB scrambler 113, and supplies the resulting data to an LDPC encoder 115 as LDPC target data that is an LDPC encoding target.
  • the LDPC encoder 115 performs LDPC encoding on the LDPC target data from the BCH encoder 114 according to a parity check matrix in which a parity matrix that is a part corresponding to the parity bits of the LDPC code has a staircase structure. Output LDPC code as information bits.
  • the LDPC encoder 115 performs LDPC encoding for encoding LDPC target data into an LDPC code such as an LDPC code defined in the DVB-T.2 standard, and outputs the resulting LDPC code. To do.
  • the LDPC code defined in the DVB-S.2 standard is adopted except when the code length is 16200 bits and the coding rate is 3/5. .
  • the LDPC code defined in the DVB-T.2 standard is an IRA (Irregular Repeat Accumulate) code, and the parity matrix in the parity check matrix of the LDPC code has a staircase structure. The parity matrix and the staircase structure will be described later.
  • IRA codes for example, “Irregular Repeat-Accumulate Codes,” H. Jin, A. Khandekar, and R. J. McEliece, in Proceedings of 2nd International Symposium on Turbo codes and Related Topics-8 , Sept. 2000.
  • the LDPC code output from the LDPC encoder 115 is supplied to the bit interleaver 116.
  • the bit interleaver 116 performs bit interleaving described later on the LDPC code from the LDPC encoder 115, and supplies the LDPC code after the bit interleaving to a QAM encoder (QAM encoder) 117.
  • QAM encoder QAM encoder
  • the QAM encoder 117 maps the LDPC code from the bit interleaver 116 to a signal point representing one symbol of orthogonal modulation in units of one or more code bits (symbol unit) of the LDPC code and performs orthogonal modulation ( Multilevel modulation).
  • the QAM encoder 117 converts the LDPC code from the bit interleaver 116 into an IQ plane (IQ constellation) defined by an I axis representing an I component in phase with the carrier and a Q axis representing a Q component orthogonal to the carrier. ) Perform the quadrature modulation by mapping to the signal points determined by the modulation method that performs the quadrature modulation of the LDPC code.
  • IQ plane IQ constellation
  • a modulation method of orthogonal modulation performed by the QAM encoder 117 for example, a modulation method including a modulation method defined in the DVB-T standard, that is, for example, QPSK (QuadraturerPhase Shift Keying), 16QAM (Quadrature Amplitude Modulation), 64QAM, 256QAM, 1024QAM, 4096QAM, etc.
  • QPSK QuadratturerPhase Shift Keying
  • 16QAM Quadadrature Amplitude Modulation
  • 64QAM 64QAM
  • 256QAM 256QAM
  • 1024QAM 1024QAM
  • 4096QAM a modulation method including a modulation method defined in the DVB-T standard, that is, for example, QPSK (QuadraturerPhase Shift Keying), 16QAM (Quadrature Amplitude Modulation), 64QAM, 256QAM, 1024QAM, 4096QAM, etc.
  • Time Interleaver Time Interleaver
  • the time interleaver 118 performs time interleaving (interleaving in the time direction) in units of symbols on the data (symbols) from the QAM encoder 117, and obtains the resulting data as a MISO / MIMO encoder (MISO / MIMO encoder) 119. To supply.
  • the MISO / MIMO encoder 119 performs space-time coding on the data (symbol) from the time interleaver 118 and supplies it to a frequency interleaver 120.
  • the frequency interleaver 120 performs frequency interleaving (interleaving in the frequency direction) for each data (symbol) from the MISO / MIMO encoder 119 and supplies the data to a frame builder / resource allocation unit (Frame Builder & Resource Allocation) 131. To do.
  • the BCH encoder 121 is supplied with control data (signaling) for transmission control such as a preamble called L1 or the like.
  • the BCH encoder 121 performs BCH encoding on the control data supplied thereto in the same manner as the BCH encoder 114, and supplies the resulting data to the LDPC encoder 122.
  • the LDPC encoder 122 performs LDPC encoding on the data from the BCH encoder 121 as LDPC target data in the same manner as the LDPC encoder 115, and supplies the resulting LDPC code to the QAM encoder 123.
  • the QAM encoder 123 converts the LDPC code from the LDPC encoder 122 into a signal point representing one symbol of orthogonal modulation in units of one or more code bits (symbol unit) of the LDPC code.
  • the orthogonal modulation is performed by mapping, and data (symbol) obtained as a result is supplied to the frequency interleaver 124.
  • the frequency interleaver 124 performs frequency interleaving on the data (symbol) from the QAM encoder 123 in units of symbols and supplies the data to the frame builder / resource allocation unit 131.
  • the frame builder / resource allocation unit 131 inserts pilot symbols at necessary positions of the data (symbols) from the frequency interleavers 120 and 124, and from the resulting data (symbols), a predetermined number A frame composed of a number of symbols is constructed and supplied to an OFDM generation unit 132.
  • the OFDM generation unit 132 generates an OFDM signal corresponding to the frame from the frame from the frame builder / resource allocation unit 131, and transmits the OFDM signal via the communication path 13 (FIG. 7).
  • FIG. 9 shows a configuration example of the bit interleaver 116 of FIG.
  • the bit interleaver 116 is a data processing device that interleaves data, and includes a parity interleaver 23, a column twist interleaver 24, and a demultiplexer (DEMUX) 25.
  • the parity interleaver 23 performs parity interleaving for interleaving the parity bits of the LDPC code from the LDPC encoder 115 to the positions of other parity bits, and supplies the LDPC code after the parity interleaving to the column twist interleaver 24.
  • the column twist interleaver 24 performs column twist interleaving on the LDPC code from the parity interleaver 23 and supplies the LDPC code after the column twist interleaving to the demultiplexer 25.
  • the LDPC code is transmitted in the QAM encoder 117 of FIG. 8 by mapping one or more code bits of the LDPC code to a signal point representing one symbol of orthogonal modulation.
  • the column twist interleaver 24 uses a parity interleaver 23 so that a plurality of code bits of the LDPC code corresponding to 1 in any one row of the parity check matrix used in the LDPC encoder 115 are not included in one symbol. As rearrangement processing for rearranging the code bits of the LDPC code, for example, column twist interleaving as described later is performed.
  • the demultiplexer 25 performs an exchange process for exchanging positions of two or more code bits of the LDPC code as a symbol for the LDPC code from the column twist interleaver 24 to obtain an LDPC code with enhanced resistance to AWGN. Then, the demultiplexer 25 supplies two or more code bits of the LDPC code obtained by the replacement process to the QAM encoder 117 (FIG. 8) as a symbol.
  • FIG. 10 shows a parity check matrix H used for LDPC encoding by the LDPC encoder 115 of FIG.
  • LDGM Low-Density Generation Matrix
  • the number of information bits and the number of parity bits in the code bits of one LDPC code are referred to as information length K and parity length M, respectively, and one LDPC.
  • the information length K and the parity length M for an LDPC code having a certain code length N are determined by the coding rate.
  • the parity check matrix H is an M ⁇ N matrix with rows ⁇ columns. Then, the information matrix H A, becomes the matrix of M ⁇ K, the parity matrix H T is a matrix of M ⁇ M.
  • Figure 11 illustrates a parity matrix H T of the parity DVB-T.2 (and DVB-S.2) check matrix H of an LDPC code prescribed in the standard of.
  • the row weight of the parity matrix H T is 1 for the first row and 2 for all the remaining rows.
  • the column weight is 1 for the last column and 2 for all the remaining columns.
  • LDPC codes of the check matrix H the parity matrix H T has a staircase structure can be using the check matrix H, readily produced.
  • an LDPC code (one codeword), together represented by a row vector c, and column vector obtained by transposing the row vector is represented as c T. Further, in the row vector c which is an LDPC code, the information bit portion is represented by the row vector A, and the parity bit portion is represented by the row vector T.
  • FIG. 12 is a diagram for explaining the parity check matrix H of the LDPC code defined in the DVB-T.2 standard.
  • the column weight is X
  • the subsequent K3 column is the column weight 3
  • the subsequent The column weight is 2 for the M-1 column
  • the column weight is 1 for the last column.
  • KX + K3 + M-1 + 1 is equal to the code length N.
  • FIG. 13 is a diagram showing the number of columns KX, K3, and M and the column weight X for each coding rate r of the LDPC code defined in the DVB-T.2 standard.
  • the DVB-T.2 standard specifies LDPC codes with a code length of 64800 bits and 16200 bits.
  • LDPC code having a code length N of 64,800 bits 11 coding rates (nominal rates) 1/4, 1/3, 2/5, 1/2, 3/5, 2/3, 3 / 4, 4/5, 5/6, 8/9, and 9/10 are defined, and for an LDPC code having a code length N of 16200 bits, 10 coding rates 1/4, 1/3, 2/5, 1/2, 3/5, 2/3, 3/4, 4/5, 5/6, and 8/9 are specified.
  • the code length N of 64800 bits is also referred to as 64k bits
  • the code length N of 16200 bits is also referred to as 16k bits.
  • the column weight on the head side (left side) tends to be large.
  • the LDPC code corresponding to there is a tendency that the first code bit is more resistant to errors (is more resistant to errors), and the last code bit is more vulnerable to errors.
  • FIG. 14 shows an arrangement on the IQ plane of 16 symbols (corresponding signal points) when 16QAM is performed by the QAM encoder 117 of FIG.
  • a in FIG. 14 shows a 16QAM symbol of DVB-T.2.
  • the 16 symbols are arranged so that the I direction ⁇ Q direction is a 4 ⁇ 4 square shape with the origin of the IQ plane as the center.
  • bit y i + 1 bit from the most significant bit in the bit string represented by one symbol is represented as bit y i
  • the four bits represented by one symbol of 16QAM are bit y 0 in order from the most significant bit. , y 1 , y 2 , y 3 .
  • 4 code bits of the LDPC code is (symbolized) into 4-bit y 0 to y 3 symbol (symbol value).
  • FIG. 14B shows bit boundaries for each of 4 bits (hereinafter also referred to as symbol bits) y 0 to y 3 represented by a 16QAM symbol.
  • the symbol bit y i represented by a symbol is more likely to be erroneous (lower error probability) as there are more symbols far from the bit boundary, and more likely to be erroneous (higher error probability) as there are more symbols near the bit boundary.
  • strong to errors a bit that is hard to error
  • weak to errors a bit that is easy to error
  • 4 symbol bits y 0 to y 3 of a 16QAM symbol 4 symbol bits y 0 to y 3 of a 16QAM symbol .
  • the most significant symbol bit y 0 and the second symbol bit y 1 are strong bits
  • the third symbol bit y 2 and the fourth symbol bit y 3 are weak bits. .
  • 15 to 17 show the arrangement of 64 symbols (corresponding signal points) on the IQ plane when 64QAM is performed by the QAM encoder 117 of FIG. 8, that is, DVB-T.2 16QAM symbols. Is shown.
  • One symbol bit of 64QAM can be expressed as bits y 0 , y 1 , y 2 , y 3 , y 4 , y 5 in order from the most significant bit.
  • the 6 code bits of the LDPC code are the symbol bit y 0 no 6-bit to the symbol y 5.
  • FIG. 15 shows bit boundaries for the most significant symbol bit y 0 and the second symbol bit y 1 among the symbol bits y 0 to y 5 of the 64QAM symbol, and FIG. th symbol bit y 2, the bit boundaries for the fourth symbol bit y 3, respectively, FIG. 17, the fifth symbol bit y 4, the bit boundaries for the sixth symbol bit y 5, respectively, each Show.
  • the symbol bits y 0 of the uppermost bit boundaries for the second symbol bit y 1, respectively, has at one place. Also, as shown in FIG. 16, there are two bit boundaries for each of the third symbol bit y 2 and the fourth symbol bit y 3 , and as shown in FIG. 17, the fifth symbol bit There are four bit boundaries for bit y 4 and sixth symbol bit y 5 .
  • the most significant symbol bit y 0 and the second symbol bit y 1 are strong bits, and the third symbol bits y 2 and 4 th symbol bit y 3 has become a strong bit to the next.
  • the fifth symbol bit y 4 and the sixth symbol bit y 5 are weak bits.
  • the LDPC code output from the LDPC encoder 115 includes a code bit that is resistant to errors and a code bit that is vulnerable to errors.
  • the symbol bits of the orthogonal modulation symbols performed by the QAM encoder 117 include strong bits and weak bits.
  • an interleaver for interleaving the code bits of the LDPC code has been proposed in which the code bits vulnerable to errors of the LDPC code are assigned to the strong bits (symbol bits) of the orthogonal modulation symbol.
  • FIG. 18 is a diagram for explaining the processing of the demultiplexer 25 in FIG.
  • a in FIG. 18 shows a functional configuration example of the demultiplexer 25.
  • the demultiplexer 25 includes a memory 31 and a replacement unit 32.
  • the memory 31 is supplied with the LDPC code from the LDPC encoder 115.
  • the memory 31 has a storage capacity for storing mb bits in the row (horizontal) direction and N / (mb) bits in the column (vertical) direction, and the LDPC supplied thereto The sign bit of the code is written in the column direction, read in the row direction, and supplied to the switching unit 32.
  • N information length K + parity length M
  • m represents the number of code bits of an LDPC code that is one symbol
  • b is a predetermined positive integer, which is a multiple used to multiply m by an integer.
  • the demultiplexer 25 uses the sign bit of the LDPC code as a symbol (symbolizes), and the multiple b represents the number of symbols obtained by the demultiplexer 25 by one-time symbolization.
  • FIG. 18A shows a configuration example of the demultiplexer 25 when the modulation scheme is 64QAM. Therefore, the number m of code bits of the LDPC code that is one symbol is 6 bits.
  • the multiple b is 1, and therefore the memory 31 has a storage capacity of N / (6 ⁇ 1) ⁇ (6 ⁇ 1) bits in the column direction ⁇ row direction.
  • the storage area of the memory 31 extending in the column direction and having a 1-bit row direction is hereinafter referred to as a column as appropriate.
  • the code bits of the LDPC code are written from the top to the bottom (column direction) of the columns constituting the memory 31 from the left to the right columns.
  • the sign bit When writing of the sign bit is completed to the bottom of the rightmost column, the sign bit is changed in units of 6 bits (mb bits) in the row direction from the first row of all the columns constituting the memory 31. It is read out and supplied to the replacement unit 32.
  • the exchanging unit 32 performs an exchanging process of exchanging the positions of the 6-bit code bits from the memory 31, and the 6 bits obtained as a result are replaced with 6 symbol bits y 0 , y 1 , y 2 , y representing one symbol of 64QAM. Output as 3 , y 4 , y 5 .
  • mb bits (6 bits in this case) of code bits are read from the memory 31 in the row direction, and the i-th bit from the most significant bit of the mb bits of code bits read from the memory 31 is read out.
  • bit b i the 6-bit code bits read out from the memory 31 in the row direction are bits b 0 , It can be expressed as b 1 , b 2 , b 3 , b 4 , b 5 .
  • the sign bit in the direction of bit b 0 is a sign bit that is resistant to errors in the relationship of the column weights described in FIGS. 12 and 13, and the sign bit in the direction of bit b 5 is a sign that is vulnerable to errors. It is a bit.
  • the 6-bit code bits b 0 to b 5 from the memory 31 are assigned the error-sensitive code bits to the strong bits of the 64QAM 1-symbol symbol bits y 0 to y 5. As shown in the figure, it is possible to perform a replacement process for replacing the positions of the 6-bit code bits b 0 to b 5 from the memory 31.
  • FIG. 18B shows the first replacement method
  • FIG. 18C shows the second replacement method
  • FIG. 18D shows the third replacement method.
  • FIG. 19 shows a case where the modulation scheme is 64QAM (therefore, the number m of code bits of the LDPC code mapped to one symbol is 6 bits as in FIG. 18) and the multiple b is 2.
  • the demultiplexer 25 and a fourth replacement method are shown.
  • FIG. 19A shows the order of writing LDPC codes to the memory 31.
  • the code bits of the LDPC code are written from the upper side to the lower side (column direction) of the columns constituting the memory 31. Is called.
  • the sign bit When the writing of the sign bit is completed to the bottom of the rightmost column, the sign bit is set in units of 12 bits (mb bits) in the row direction from the first row of all the columns constituting the memory 31. It is read out and supplied to the replacement unit 32.
  • the exchanging unit 32 performs an exchanging process of exchanging the positions of the 12-bit code bits from the memory 31 by the fourth exchanging method, and the 12 bits obtained as a result represent 2 symbols (b symbols) of 64QAM. 12 bits, that is, 6 symbol bit y 0 representing a symbol of 64QAM, y 1, y 2, y 3, y 4, and y 5, 6 symbol bits y 0 representing the next one symbol, y 1, y 2 , y 3 , y 4 , y 5
  • B of FIG. 19 shows a fourth replacement method of the replacement processing by the replacement unit 32 of A of FIG.
  • mb code bits are allocated to mb symbol bits of b consecutive symbols.
  • bit (symbol bit) y i the i + 1-th bit from the most significant bit of the mb bits of b consecutive symbols.
  • parity interleaving by the parity interleaver 23 in FIG. 9 will be described with reference to FIGS.
  • FIG. 20 shows (part of) a Tanner graph of a parity check matrix of an LDPC code.
  • variable nodes corresponding code bits
  • all the check nodes are connected to the check node.
  • a message having a probability that the value is 0 and the probability that the value is 1 is returned to the variable node. For this reason, if a plurality of variable nodes connected to the same check node simultaneously become erasures or the like, the decoding performance deteriorates.
  • LDPC encoder 115 of FIG. 8 outputs, LDPC code prescribed in the standard of DVB-T.2 is the IRA code, parity matrix H T of the parity check matrix H, as shown in FIG. 11 It has a staircase structure.
  • FIG. 21 shows a parity matrix H T having a staircase structure and a Tanner graph corresponding to the parity matrix H T.
  • a of FIG. 21 shows a parity matrix H T having a staircase structure
  • B of FIG. 21 shows a Tanner graph corresponding to the parity matrix H T of A of FIG.
  • parity matrix H T has a staircase structure, in each row (except the first row) first element is adjacent. Therefore, in the Tanner graph of the parity matrix H T, the value of the parity matrix H T corresponding to the columns of two adjacent elements are set to 1, the two variable nodes adjacent, connected to the same check node Yes.
  • the parity bits corresponding to the two adjacent variable nodes mentioned above simultaneously become an error due to a burst error, an erasure, or the like, two variable nodes corresponding to the two parity bits in error (using the parity bit). Since the check node connected to the variable node that seeks the message returns the message having the same probability of 0 and 1 to the variable node connected to the check node, the decoding performance is improved. to degrade. When the burst length (the number of parity bits that continuously cause an error) increases, the number of check nodes that return messages with equal probability increases, and the decoding performance further deteriorates.
  • the parity interleaver 23 (FIG. 9) performs parity interleaving for interleaving the parity bits of the LDPC code from the LDPC encoder 115 to the positions of other parity bits in order to prevent the above-described degradation in decoding performance. .
  • Figure 22 illustrates a parity matrix H T of the parity check matrix H corresponding to the LDPC code after parity interleave to the parity interleaver 23 of FIG. 9 is performed.
  • the information matrix H A of the parity check matrix H corresponding to the LDPC code defined in the DVB-T.2 standard and output from the LDPC encoder 115 has a cyclic structure.
  • a cyclic structure is a structure in which a column matches a cyclic shift of another column.For example, for each P column, the position of 1 in each row of the P column is the first of the P column.
  • a structure in which the column is cyclically shifted in the column direction by a value proportional to the value q obtained by dividing the parity length M is also included.
  • the P column in the cyclic structure is referred to as the number of columns in the cyclic structure unit as appropriate.
  • the LDPC code defined in the DVB-T.2 standard includes two types of LDPC codes having a code length N of 64800 bits and 16200 bits.
  • N 64800 bits
  • 16200 bits 16200 bits.
  • the number P of columns in the unit of the cyclic structure is defined as 360 which is one of the divisors excluding 1 and M among the divisors of the parity length M.
  • the parity interleaver 23 sets the information length to K, sets x to an integer between 0 and less than P, and sets y to an integer between 0 and less than q.
  • the K + qx + y + 1-th code bit is interleaved at the position of the K + Py + x + 1-th code bit.
  • the K + qx + y + 1-th code bit and the K + Py + x + 1-th code bit are both the K + 1-th code bit and the subsequent parity bits, and are therefore parity bits. According to interleaving, the position of the parity bit of the LDPC code is moved.
  • variable nodes connected to the same check node are separated by the number of columns P of the cyclic structure unit, that is, 360 bits here, so the burst length is In the case of less than 360 bits, it is possible to avoid a situation in which a plurality of variable nodes connected to the same check node cause an error at the same time, and as a result, it is possible to improve resistance to burst errors.
  • the LDPC code after parity interleaving that interleaves the K + qx + y + 1-th code bit at the position of the K + Py + x + 1-th code bit is K + qx + of the original parity check matrix H.
  • the pseudo cyclic structure means a structure in which a part except for a part has a cyclic structure.
  • the parity check matrix obtained by performing column replacement equivalent to parity interleaving on the parity check matrix of the LDPC code specified in the DVB-T.2 standard is a 360-row x 360-column portion at the right corner.
  • the shift matrix there is only one element of 1 (it is an element of 0), and in that respect, it is not a (complete) cyclic structure but a pseudo cyclic structure.
  • the conversion check matrix in FIG. 22 replaces rows so that the conversion check matrix is configured with a configuration matrix described later. (Row replacement) is also applied to the matrix.
  • LDPC 8 transmits one or more code bits of the LDPC code as one symbol. That is, for example, when 2 bits of code bits are used as one symbol, QPSK is used as a modulation system, for example. When 4 bits of code bits are used as 1 symbol, a modulation system is used. For example, 16QAM is used.
  • LDPC encoder 115 is output, the parity check matrix H of an LDPC code prescribed in the standard of DVB-T.2, the information matrix H A has a cyclic structure and the parity matrix H T is Has a staircase structure.
  • a cyclic structure (more precisely, a pseudo cyclic structure as described above) also appears in the parity matrix.
  • FIG. 23 shows a conversion check matrix
  • a in FIG. 23 shows a conversion parity check matrix of a parity check matrix H of an LDPC code having a code length N of 64,800 bits and a coding rate (r) of 3/4.
  • FIG. 23B shows processing performed by the demultiplexer 25 (FIG. 9) for the LDPC code of the conversion parity check matrix of FIG. 23A, that is, the LDPC code after parity interleaving.
  • the modulation method is 16QAM, and the code bits of the LDPC code after parity interleaving are written in the column direction in the four columns constituting the memory 31 of the demultiplexer 25.
  • the sign bit written in the column direction in the four columns constituting the memory 31 is read out in units of 4 bits in the row direction to become one symbol.
  • 4-bit code bits B 0 , B 1 , B 2 , and B 3 that are one symbol are code bits corresponding to 1 in any one row of the conversion check matrix of A in FIG.
  • the variable nodes corresponding to the sign bits B 0 , B 1 , B 2 , and B 3 are connected to the same check node.
  • a plurality of code bits corresponding to a plurality of variable nodes connected to the same check node may be one symbol of 16QAM. is there.
  • the column twist interleaver 24 performs a process after parity interleaving from the parity interleaver 23 so that a plurality of code bits corresponding to 1 in any one row of the conversion check matrix are not included in one symbol. Column twist interleaving is performed to interleave the code bits of the LDPC code.
  • FIG. 24 is a diagram for explaining column twist interleaving.
  • FIG. 24 shows the memory 31 of the demultiplexer 25 (FIGS. 18 and 19).
  • the memory 31 stores mb bits in the row (horizontal) direction and has a storage capacity for storing N / (mb) bits in the column (vertical) direction.
  • Consists of The column twist interleaver 24 performs column twist interleaving by controlling the write start position when writing the code bits of the LDPC code in the column direction and reading in the row direction to the memory 31.
  • a plurality of code bits, which are read as one symbol, are read out in the row direction by appropriately changing the write start position at which code bit writing is started for each of a plurality of columns.
  • the sign bit corresponding to 1 in any one row of the conversion parity check matrix is prevented (a plurality of code bits corresponding to 1 in any one row of the parity check matrix are not included in the same symbol.
  • the code bits of the LDPC code are rearranged).
  • the column twist interleaver 24 writes the code bits of the LDPC code from the top to the bottom (column direction) of the four columns constituting the memory 31 (instead of the demultiplexer 25 in FIG. 18) from left to right. Towards the direction column.
  • the column twist interleaver 24 starts from the first row of all the columns constituting the memory 31 in the row direction in units of 4 bits (mb bits).
  • the code bit is read out and output to the switching unit 32 (FIGS. 18 and 19) of the demultiplexer 25 as the LDPC code after column twist interleaving.
  • the address at the top (top) position of each column is 0 and the address at each position in the column direction is expressed as an integer in ascending order
  • the starting position of writing is the position where the address is 0, the second column (from the left) is the starting position of writing, the address is the position 2, and the third column is the starting position of writing.
  • the address is at position 4, and for the fourth column, the write start position is the position at address 7.
  • the writing start position is other than the position where the address is 0
  • the writing start position After writing the sign bit to the lowest position, it returns to the beginning (position where the address is 0), and the writing start position. Writing up to the position immediately before is performed. Thereafter, writing to the next (right) column is performed.
  • FIG. 25 shows the number of columns of the memory 31 required for column twist interleaving and the writing of LDPC codes for 11 coding rates with a code length N of 64,800 as defined in the DVB-T.2 standard. The address of the starting position is shown for each modulation method.
  • the write start position of the first column of the two columns of the memory 31 is the position where the address is 0, and the write start position of the second column is the position where the address is 2.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 4 columns for storing 2 ⁇ 2 bits and stores 64800 / (2 ⁇ 2) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 2 position
  • the third column The start position of writing in the column is the position where the address is 4
  • the start position of writing in the fourth column is the position where the address is 7.
  • the multiple b is 2.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has four columns for storing 4 ⁇ 1 bits, and stores 64800 / (4 ⁇ 1) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 2 position
  • the write start position of the second column is the position where the address is 4
  • the write start position of the fourth column is the position where the address is 7.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 8 columns for storing 4 ⁇ 2 bits and stores 64800 / (4 ⁇ 2) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 0 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 2
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 4
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 4.
  • the position and the start position of writing in the sixth column are the position where the address is 5
  • the start position of writing in the seventh column is the position where the address is 7, and the starting position of the eighth column is The address is made with 7 positions, respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 6 columns for storing 6 ⁇ 1 bits, and stores 64800 / (6 ⁇ 1) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 2 position
  • the first column write position is the address 5 position
  • the fourth column write start position is the address 9 position
  • the fifth column write start position is the address 10.
  • the position and the position at the beginning of writing in the sixth column are the position where the address is 13, respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction. It has 12 columns for storing 6 ⁇ 2 bits, and stores 64800 / (6 ⁇ 2) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 0 position
  • 3 The start position of the second column is the position where the address is 2
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 2
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 3.
  • the position and the start position of the 6th column are the position where the address is 4, the start position of the 7th column is the position where the address is 4 and the start position of the 8th column is The position where the address is 5 and the start position of writing in the ninth column are the position where the address is 5, and the start position of writing in the 10th column is the position where the address is 7 and the start position of writing in the 11th column The position of is the position of address 8 and the 12th color Position of the writing start is set to the position whose address is 9, are respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 8 columns for storing 8 ⁇ 1 bits and stores 64800 / (8 ⁇ 1) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 0 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 2
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 4
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 4.
  • the position and the start position of writing in the sixth column are the position where the address is 5
  • the start position of writing in the seventh column is the position where the address is 7, and the starting position of the eighth column is The address is made with 7 positions, respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 16 columns for storing 8 ⁇ 2 bits, and stores 64800 / (8 ⁇ 2) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 2 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 2
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 2
  • the start position of the fifth column is the address where the address is 2.
  • the position and the start position of writing the sixth column are the position where the address is 3
  • the start position of the seventh column is the position where the address is 7
  • the start position of the eighth column is
  • the position where the address is 15 and the start position of the 9th column are the position where the address is 16 and the start position where the 10th column is written are the position where the address is 20 and the start position of the 11th column.
  • the positions of the address 22 and the 12th The start position of the program is the position where the address is 22, the start position of the 13th column is the position where the address is 27, and the start position of the 14th column is the position where the address is 27.
  • the write start position of the 15th column is the position where the address is 28, and the write start position of the 16th column is the position where the address is 32.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 10 columns for storing 10 ⁇ 1 bits, and stores 64800 / (10 ⁇ 1) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 3 position
  • the first column write position is the address 6 position
  • the fourth column write start position is the address 8 position
  • the fifth column start position is the address 11
  • the position and the start position of the 6th column are the position of the address 13
  • the start position of the 7th column is the position of the address 15
  • the start position of the 8th column is The address 17 position, the 9th column write start position, the address 18 position, and the 10th column write start position, the address 20 position, respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 20 columns for storing 10 ⁇ 2 bits and stores 64800 / (10 ⁇ 2) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 1 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 3
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 4
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 5.
  • the position and the start position of writing in the sixth column are the position where the address is 6
  • the start position of writing in the seventh column is the position where the address is 6
  • the starting position of the eighth column is
  • the position where the address is 9 and the start position of writing the ninth column are the position where the address is 13, and the start position of writing the tenth column is the position where the address is 14 and the start of writing the eleventh column.
  • the position of is the position of address 14 and the 12th
  • the start position of the program is the position where the address is 16, the start position of the 13th column is the position where the address is 21, and the start position of the 14th column is the position where the address is 21.
  • the 15th column write start position is the address 23
  • the 16th column write start position is the address 25 position
  • the 17th column write start position is the address
  • the 25th position and the 18th column start position are the address 26
  • the 19th column start position are the address 28 and the 20th column start position. Is addressed with 30 positions, respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 12 columns for storing 12 ⁇ 1 bits, and stores 64800 / (12 ⁇ 1) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 0 position
  • 3 The start position of the second column is the position where the address is 2
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 2
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 3.
  • the position and the start position of the 6th column are the position where the address is 4, the start position of the 7th column is the position where the address is 4 and the start position of the 8th column is The position where the address is 5 and the start position of writing in the ninth column are the position where the address is 5, and the start position of writing in the 10th column is the position where the address is 7 and the start position of writing in the 11th column The position of is the position of address 8 and the 12th color Position of the writing start is set to the position whose address is 9, are respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 24 columns for storing 12 ⁇ 2 bits, and stores 64800 / (12 ⁇ 2) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 5 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 8
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 8
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 8.
  • the position and the writing start position of the sixth column are the position where the address is 8
  • the writing start position of the seventh column is the position of the address 10
  • the writing start position of the eighth column is
  • the position where the address is 10 and the start position of the 9th column are the position where the address is 10 and the start position where the 10th column is written are the position where the address is 12 and the start position of the 11th column.
  • the position of is the position of address 13 and the 12th
  • the starting position of the ram writing is the position of address 16, the starting position of the 13th column is the position of address 17, the starting position of the 14th column is the position of address 19
  • the 15th column write start position is the address 21 position
  • the 16th column write start position is the address 22 position
  • the 17th column write start position is the address
  • the position of 23 and the start position of writing of the 18th column are the position of address 26
  • the start position of writing of the 19th column is the position of address 37 and the start position of writing of the 20th column.
  • the position of the address 39 and the start position of the 21st column are the position of the address 40 and the start position of the 22nd column is the position of the address 41 and the position of the 23rd column.
  • the address at the beginning of writing is 41 Position and, writing starting the 24th column position is set to the position whose address is 41, are respectively.
  • FIG. 26 shows the number of columns of the memory 31 required for column twist interleaving and the writing for each LDPC code of 10 coding rates defined in the DVB-T.2 standard and having a code length N of 16200. The address of the starting position is shown for each modulation method.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has two columns that store 2 ⁇ 1 bits and stores 16200 / (2 ⁇ 1) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 0 position. Is done.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has four columns for storing 2 ⁇ 2 bits, and stores 16200 / (2 ⁇ 2) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 2 position
  • the writing start position of the second column is the position where the address is 3
  • the writing start position of the fourth column is the position where the address is 3.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has four columns for storing 4 ⁇ 1 bits, and stores 16200 / (4 ⁇ 1) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 2 position
  • the writing start position of the second column is the position where the address is 3
  • the writing start position of the fourth column is the position where the address is 3.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 8 columns that store 4 ⁇ 2 bits, and stores 16200 / (4 ⁇ 2) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 0 position
  • the first column write start position is the address 0
  • the fourth column write start position is the address 1 position
  • the fifth column write start position is the address 7.
  • the position and the start position of writing the sixth column are the position where the address is 20, the start position of the seventh column is the position where the address is 20, and the start position of the eighth column is Addresses are made with 21 positions, respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 6 columns for storing 6 ⁇ 1 bits, and stores 16200 / (6 ⁇ 1) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 0 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 2
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 3
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 7.
  • the position and the position at the beginning of writing in the sixth column are set to the position where the address is 7, respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 12 columns for storing 6 ⁇ 2 bits, and stores 16200 / (6 ⁇ 2) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 0 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 0
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 2
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 2.
  • the position of the start position of the 6th column is the position where the address is 2
  • the start position of the 7th column is the position of the address 3
  • the start position of the 8th column is
  • the position where the address is 3 and the start position of the 9th column are the position where the address is 3 and the start position of the 10th column is the position where the address is 6 and the start of writing the 11th column.
  • the position of is the position of address 7 and the 12th color Position of the writing start is set to the position whose address is 7, are respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 8 columns for storing 8 ⁇ 1 bits, and stores 16200 / (8 ⁇ 1) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 0 position
  • the first column write start position is the address 0
  • the fourth column write start position is the address 1 position
  • the fifth column write start position is the address 7.
  • the position and the start position of writing the sixth column are the position where the address is 20, the start position of the seventh column is the position where the address is 20, and the start position of the eighth column is Addresses are made with 21 positions, respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 10 columns for storing 10 ⁇ 1 bits, and stores 16200 / (10 ⁇ 1) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 1 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 2
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 2
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 3.
  • the position of the start position of the 6th column is the position where the address is 3
  • the start position of the 7th column is the position of the address 4
  • the start position of the 8th column is The address 4 position, the 9th column write start position, the address 5 position, and the 10th column write start position are the address 7 position, respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 20 columns for storing 10 ⁇ 2 bits, and stores 16200 / (10 ⁇ 2) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 0 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 0
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 2
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 2.
  • the position and the start position of writing in the sixth column are the position where the address is 2
  • the start position of writing in the seventh column is the position of address 2
  • the starting position of the eighth column is
  • the position where the address is 2 and the start position of writing the ninth column are the position where the address is 5,
  • the start position of writing the tenth column is the position where the address is 5 and the start of writing the eleventh column.
  • the position of is the position of address 5 and the 12th color
  • the writing start position is the position where the address is 5
  • the writing start position of the 13th column is the position where the address is 5
  • the writing start position of the 14th column is the position where the address is 7
  • the write start position of the 15th column is the position where the address is 7
  • the write start position of the 16th column is the position of address 7
  • the write start position of the 17th column is address 7
  • the position of the 18th column and the start position of the 18th column are the position where the address is 8
  • the start position of the 19th column is the position of the address 8 and the start position of the 20th column is ,
  • the address is 10 positions, respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction. It has 12 columns for storing 12 ⁇ 1 bits, and stores 16200 / (12 ⁇ 1) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 0 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 0
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 2
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 2.
  • the position of the start position of the 6th column is the position where the address is 2
  • the start position of the 7th column is the position of the address 3
  • the start position of the 8th column is
  • the position where the address is 3 and the start position of the 9th column are the position where the address is 3 and the start position of the 10th column is the position where the address is 6 and the start of writing the 11th column.
  • the position of is the position of address 7 and the 12th color Position of the writing start is set to the position whose address is 7, are respectively.
  • the memory 31 is arranged in the row direction according to FIG. It has 24 columns for storing 12 ⁇ 2 bits, and stores 16200 / (12 ⁇ 2) bits in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 0 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 0
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 0
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 0.
  • the position of the start position of the 6th column is the position where the address is 0
  • the start position of the 7th column is the position where the address is 0,
  • the start position of the 8th column is
  • the position where the address is 1 and the start position of writing the ninth column are the position where the address is 1, and the start position of writing the tenth column is the position where the address is 1 and the start of writing the eleventh column.
  • the position of is the position of address 2 and the 12th color
  • the write start position is the position where the address is 2
  • the write start position of the 13th column is the position where the address is 2
  • the write start position of the 14th column is the position where the address is 3
  • the write start position of the 15th column is the position where the address is 7
  • the write start position of the 16th column is the position of address 9
  • the write start position of the 17th column is the address 9
  • the 18th column write start position are the address 9 position
  • the 19th column write start position are the address 10 position
  • the 20th column write start position are
  • the first position is the position where the address is 10.
  • the writing starting position for the 24th column is set to the position whose address is 11, are respectively.
  • FIG. 27 is a flowchart for explaining processing performed by the LDPC encoder 115, the bit interleaver 116, and the QAM encoder 117 of FIG.
  • the LDPC encoder 115 waits for the LDPC target data to be supplied from the BCH encoder 114, encodes the LDPC target data into an LDPC code in step S101, and supplies the LDPC code to the bit interleaver 116. The process proceeds to step S102.
  • step S102 the bit interleaver 116 performs bit interleaving on the LDPC code from the LDPC encoder 115, supplies a symbol obtained by symbolizing the LDPC code after the bit interleaving to the QAM encoder 117, and performs processing.
  • the process proceeds to step S103.
  • the parity interleaver 23 performs parity interleaving for the LDPC code from the LDPC encoder 115, and converts the LDPC code after the parity interleaving into the column twist interleave. Supplied to Lever 24.
  • the column twist interleaver 24 performs column twist interleaving on the LDPC code from the parity interleaver 23 and supplies it to the demultiplexer 25.
  • the demultiplexer 25 replaces the code bits of the LDPC code after the column twist interleaving by the column twist interleaver 24, and performs a replacement process using the replaced code bits as symbol bits (symbol bits) of the symbols.
  • the replacement process by the demultiplexer 25 can be performed according to the first to fourth replacement methods shown in FIGS. 18 and 19 and according to the allocation rule.
  • the allocation rule is a rule for allocating a code bit of an LDPC code to a symbol bit representing a symbol, and details thereof will be described later.
  • the symbol obtained by the replacement process by the demultiplexer 25 is supplied from the demultiplexer 25 to the QAM encoder 117.
  • step S103 the QAM encoder 117 maps the symbol from the demultiplexer 25 to a signal point determined by the modulation method of the orthogonal modulation performed by the QAM encoder 117 and performs orthogonal modulation, and the resulting data is converted into a time interleaver. 118.
  • the parity interleaver 23 that is a block that performs parity interleaving and the column twist interleaver 24 that is a block that performs column twist interleaving are configured separately.
  • the parity interleaver 23 and the column twist interleaver 24 can be integrally configured.
  • both parity interleaving and column twist interleaving can be performed by writing and reading code bits to and from the memory, and an address (write address) for writing code bits is an address for reading code bits. It can be represented by a matrix to be converted into (read address).
  • parity interleaving is performed by converting the sign bit by the matrix, and further, the parity.
  • the result of column twist interleaving of the interleaved LDPC code can be obtained.
  • the demultiplexer 25 can also be configured integrally.
  • the replacement process performed by the demultiplexer 25 can also be represented by a matrix that converts the write address of the memory 31 that stores the LDPC code into a read address.
  • parity interleaving, column twist interleaving, and replacement processing are performed according to the matrix. Can be performed collectively.
  • parity interleaving and column twist interleaving can be performed, or neither can be performed.
  • the simulation was performed using a communication path with flutter with a D / U of 0 dB.
  • FIG. 28 shows a model of the communication path adopted in the simulation.
  • FIG. 28A shows a flutter model employed in the simulation.
  • 28B shows a model of a communication path with flutter represented by the model of A in FIG.
  • H represents the flutter model of A in FIG.
  • N represents ICI (Inter Carrier Interference).
  • E [N 2 ] of the power is approximated by AWGN.
  • an error rate obtained by the simulation shows the relationship between the Doppler frequency f d of the flutter.
  • FIG. 29 shows the relationship between the error rate and the Doppler frequency f d when the modulation method is 16QAM, the coding rate (r) is (3/4), and the replacement method is the first replacement method.
  • FIG. 30 shows the relationship between the error rate and the Doppler frequency f d when the modulation method is 64QAM, the coding rate (r) is (5/6), and the replacement method is the first replacement method. Show.
  • the thick line indicates the relationship between the error rate and the Doppler frequency f d when the parity interleaving, the column twist interleaving, and the replacement process are all performed
  • the thin line indicates the parity. interleave, column twist interleave and of the replacement process, in the case of performing only the replacement process, shows the relationship between the error rate and the Doppler frequency f d.
  • the error rate is improved (smaller) when parity interleaving, column twist interleaving, and replacement processing are all performed than when only replacement processing is performed. I understand that.
  • FIG. 31 is a block diagram showing a configuration example of the LDPC encoder 115 of FIG.
  • LDPC encoder 122 of FIG. 8 is similarly configured.
  • the DVB-T.2 standard defines LDPC codes with two code lengths N of 64800 bits and 16200 bits.
  • LDPC codes having a code length N of 64,800 bits eleven coding rates 1/4, 1/3, 2/5, 1/2, 3/5, 2/3, 3/4, 4 / 5, 5/6, 8/9, and 9/10 are defined, and for LDPC codes with a code length N of 16200 bits, 10 coding rates 1/4, 1/3, 2/5, 1/2, 3/5, 2/3, 3/4, 4/5, 5/6, and 8/9 are defined (FIGS. 12 and 13).
  • the LDPC encoder 115 performs encoding (error correction coding) using an LDPC code having a code length N of 64,800 bits or 16200 bits for each code length N and each code rate. This can be performed according to the prepared check matrix H.
  • the LDPC encoder 115 includes an encoding processing unit 601 and a storage unit 602.
  • the encoding processing unit 601 includes an encoding rate setting unit 611, an initial value table reading unit 612, a parity check matrix generation unit 613, an information bit reading unit 614, an encoded parity calculation unit 615, and a control unit 616, and an LDPC encoder
  • the LDPC encoding of the LDPC target data supplied to 115 is performed, and the resulting LDPC code is supplied to the bit interleaver 116 (FIG. 8).
  • the coding rate setting unit 611 sets the code length N and coding rate of the LDPC code in accordance with, for example, an operator's operation.
  • the initial value table reading unit 612 reads a parity check matrix initial value table, which will be described later, corresponding to the code length N and the coding rate set by the coding rate setting unit 611 from the storage unit 602.
  • the information bit reading unit 614 reads (extracts) information bits for the information length K from the LDPC target data supplied to the LDPC encoder 115.
  • the encoded parity calculation unit 615 reads the parity check matrix H generated by the parity check matrix generation unit 613 from the storage unit 602, and uses the parity check matrix H to calculate a parity bit for the information bits read by the information bit reading unit 614, A codeword (LDPC code) is generated by calculating based on the formula.
  • LDPC code LDPC code
  • the control unit 616 controls each block constituting the encoding processing unit 601.
  • the storage unit 602 stores, for example, a plurality of parity check matrix initial value tables corresponding to a plurality of coding rates and the like shown in FIGS. 12 and 13 for code lengths N such as 64800 bits and 16200 bits, respectively. Has been.
  • the storage unit 602 temporarily stores data necessary for the processing of the encoding processing unit 601.
  • FIG. 32 is a flowchart for explaining processing of the LDPC encoder 115 of FIG.
  • step S201 the coding rate setting unit 611 determines (sets) a code length N and a coding rate r for performing LDPC coding.
  • step S202 the initial value table reading unit 612 reads, from the storage unit 602, a predetermined parity check matrix initial value table corresponding to the code length N and the coding rate r determined by the coding rate setting unit 611. .
  • the parity check matrix generation unit 613 uses the parity check matrix initial value table read from the storage unit 602 by the initial value table reading unit 612, and the code length N and the coding rate determined by the coding rate setting unit 611.
  • the parity check matrix H of the LDPC code of r is obtained (generated), supplied to the storage unit 602 and stored.
  • step S205 the encoded parity calculation unit 615 sequentially calculates the parity bits of the codeword c that satisfies Expression (8).
  • c represents a row vector as a code word (LDPC code), and c T represents transposition of the row vector c.
  • the information bit portion is represented by the row vector A and the parity bit portion is represented by the row vector T.
  • step S206 the control unit 616 determines whether or not to end LDPC encoding. If it is determined in step S206 that the LDPC encoding is not terminated, that is, for example, if there is still LDPC target data to be LDPC encoded, the process returns to step S201 (or step S204). The processing from S201 (or step S204) to S206 is repeated.
  • step S206 If it is determined in step S206 that the LDPC encoding is to be ended, that is, for example, if there is no LDPC target data to be LDPC encoded, the LDPC encoder 115 ends the processing.
  • a parity check matrix initial value table corresponding to each code length N and each coding rate r is prepared, and the LDPC encoder 115 has a predetermined code length N and a predetermined coding rate r.
  • LDPC encoding is performed using a parity check matrix H generated from a parity check matrix initial value table corresponding to the predetermined code length N and the predetermined coding rate r.
  • the parity check matrix initial value table includes an information matrix H A corresponding to the code length N of the LDPC code (LDPC code defined by the parity check matrix H) and the information length K of the parity check matrix H (FIG. 10). ) Is a table that represents the position of one element for each 360 columns (number of columns P of cyclic structure units), and is created in advance for each check matrix H of each code length N and each coding rate r.
  • FIG. 33 is a diagram illustrating an example of a parity check matrix initial value table.
  • FIG. 33 shows that the code length N is 16200 bits and the coding rate (coding rate in the notation of DVB-T.2) r is 1/4, which is defined in the DVB-T.2 standard.
  • the parity check matrix initial value table with respect to the parity check matrix H is shown.
  • the parity check matrix generation unit 613 obtains the parity check matrix H using the parity check matrix initial value table as follows.
  • FIG. 34 shows a method for obtaining the parity check matrix H from the parity check matrix initial value table.
  • parity check matrix initial value table in FIG. 34 is the parity check matrix initial value for the parity check matrix H defined in the DVB-T.2 standard and having a code length N of 16200 bits and a code rate r of 2/3. Shows the table.
  • the parity check matrix initial value table indicates the position of one element of the information matrix H A (FIG. 10) corresponding to the information length K corresponding to the code length N of the LDPC code and the coding rate r, as 360 columns.
  • This is a table expressed for each (number of columns P of the unit of the cyclic structure), and in the i-th row, the row number of the 1 element of the 1 + 360 ⁇ (i ⁇ 1) -th column of the check matrix H (check matrix H (The row number where the row number of the first row is 0) is arranged by the number of column weights of the 1 + 360 ⁇ (i ⁇ 1) th column.
  • the number of rows k + 1 in the parity check matrix initial value table differs depending on the information length K.
  • Equation (9) The relationship of Equation (9) is established between the information length K and the number k + 1 of rows in the parity check matrix initial value table.
  • 360 in equation (9) is the number of columns P of the unit of the cyclic structure described in FIG.
  • the column weights of the parity check matrix H obtained from the parity check matrix initial value table of FIG. 34 are 13 from the first column to the 1 + 360 ⁇ (3-1) ⁇ 1 column, and 1 + 360 ⁇ (3-1) It is 3 from the column to the Kth column.
  • the first row of the parity check matrix initial value table in FIG. 34 is 0,2084,1613,1548,1286,1460,3196,4297,2481,3369,3451,4620,2622, which is the parity check matrix H
  • the row number is 0,2084,1613,1548,1286,1460,3196,4297,2481,3369,3451,4620,2622
  • the element of the row is 1 (and other elements) Is 0).
  • 34 is 1,122,1516,3448,2880,1407,1847,3799,3529,373,971,4358,3108, which is 361 of the parity check matrix H.
  • the row number is 1,122,1516,3448,2880,1407,1847,3799,3529,373,971,4358,3108, indicating that the element is 1 ing.
  • the parity check matrix initial value table represents the position of one element of the information matrix HA of the parity check matrix H for every 360 columns.
  • the numerical value of the i-th row (i-th from the top) and j-th column (j-th from the left) of the parity check matrix initial value table is represented as h i, j and j items in the w-th column of the parity check matrix H. If the row number of the first element is represented as H wj , the row number H of the first element in the w column, which is a column other than the 1 + 360 ⁇ (i ⁇ 1) column of the parity check matrix H wj can be obtained by Expression (10).
  • mod (x, y) means the remainder of dividing x by y.
  • P is the number of columns of the unit of the cyclic structure described above, and is 360, for example, as described above in the DVB-T.2 standard.
  • the parity check matrix generation unit 613 (FIG. 31) specifies the row number of the 1 element in the 1 + 360 ⁇ (i ⁇ 1) column of the parity check matrix H using the parity check matrix initial value table.
  • the parity check matrix generation unit 613 calculates the row number H wj of the first element of the w column that is a column other than the 1 + 360 ⁇ (i ⁇ 1) column of the parity check matrix H by the formula ( 10) to generate a parity check matrix H in which the element of the row number obtained as described above is 1.
  • digital broadcasting for portable terminals is a standard for digital broadcasting for fixed terminals, for example, it can be performed without changing specifications of transmitters and receivers compliant with DVB-T.2 as much as possible. If possible, it is advantageous in terms of cost.
  • an LDPC code with a shorter code length is more suitable for an LDPC code with a shorter code length. Since it is possible to reduce the memory and delay required for decoding, etc., for digital broadcasting for mobile terminals, the code of LDPC codes of two code lengths stipulated in DVB-T.2 It is appropriate to adopt a short 16k bit LDPC code.
  • the number of repetitions of LDPC code decoding (the number of repetitions C) is more limited than in the case of a fixed terminal.
  • the 16k-bit LDPC code defined in DVB-T.2 may not have sufficient resistance to errors.
  • a new 16 kbit LDPC code that is more resistant to errors than the 16 kbit LDPC code defined in DVB-T.2 is suitable for digital broadcasting for mobile terminals. It can be used as a simple LDPC code (hereinafter also referred to as a portable LDPC code) to perform digital broadcasting for portable terminals.
  • parity check matrix H is the same as for LDPC codes specified in DVB-T.2, from the viewpoint of maintaining compatibility with DVB-T.2 as much as possible.
  • the matrix H T has a staircase structure (FIG. 11).
  • the information matrix HA of the parity check matrix H has a cyclic structure, and the number of columns P of the cyclic structure unit is 360 as in the LDPC code defined in DVB-T.2.
  • 35 to 43 are diagrams showing examples of the parity check matrix initial value table of the LDPC code (portable) having a code length N of 16k bits as described above.
  • FIG. 35 shows a parity check matrix initial value table for a parity check matrix H having a code length N of 16k bits and a coding rate r of 1/5.
  • FIG. 36 shows a parity check matrix initial value table for a parity check matrix H having a code length N of 16k bits and an encoding rate r of 4/15.
  • FIG. 37 shows a parity check matrix initial value table for a parity check matrix H having a code length N of 16k bits and a code rate r of 1/3.
  • FIG. 38 illustrates a parity check matrix initial value table for a parity check matrix H having a code length N of 16k bits and a code rate r of 2/5.
  • FIG. 39 shows a parity check matrix initial value table for a parity check matrix H having a code length N of 16k bits and an encoding rate r of 4/9.
  • FIG. 40 shows a parity check matrix initial value table for a parity check matrix H having a code length N of 16k bits and a coding rate r of 7/15.
  • FIG. 41 shows a parity check matrix initial value table for a parity check matrix H having a code length N of 16k bits and a coding rate r of 8/15.
  • the LDPC encoder 115 uses a parity check matrix H obtained from the parity check matrix initial value table shown in FIGS. 35 to 43 for digital broadcasting for mobile terminals, and a code length N is 16k bits.
  • the coding rate r is 1/5, 4/15, 1/3, 2/5, 4/9, 7/15, 8/15, 3/5, and 2/3. Encode to any LDPC code.
  • the LDPC code obtained by using the parity check matrix H obtained from the parity check matrix initial value table of FIG. 35 to FIG. 43 is a high-performance LDPC code.
  • a high-performance LDPC code is an LDPC code obtained from an appropriate check matrix H.
  • an appropriate parity check matrix H is an LDPC code obtained from the parity check matrix H with a low E s / N 0 (signal power to noise power ratio per symbol) or E b / N o (per bit). This is a parity check matrix that satisfies a predetermined condition for making BER (Bit Error Rate) smaller when transmitted at a signal power to noise power ratio.
  • An appropriate parity check matrix H can be obtained, for example, by performing a simulation for measuring the BER when LDPC codes obtained from various parity check matrices satisfying a predetermined condition are transmitted at low E s / N o .
  • the predetermined conditions that the appropriate check matrix H should satisfy are, for example, that the analysis result obtained by the code performance analysis method called “Density Evolution” is good, There are no loops, etc.
  • the predetermined condition to be satisfied by the appropriate parity check matrix H can be determined as appropriate from the viewpoints of improving the decoding performance of the LDPC code, facilitating (simplifying) the decoding process of the LDPC code, and the like.
  • 44 and 45 are diagrams for explaining density evolution in which an analysis result as a predetermined condition to be satisfied by an appropriate check matrix H is obtained.
  • Density evolution is a code analysis method that calculates the expected value of the error probability for the entire LDPC code (ensemble) with a code length N of ⁇ characterized by a degree sequence described later. It is.
  • the noise variance when the noise variance is increased from 0, the expected value of the error probability of a certain ensemble is initially 0, but the noise variance is greater than a certain threshold. Then, it is not 0.
  • the expected value of the error probability is not zero, and the threshold of noise variance (hereinafter also referred to as performance threshold) is compared to determine whether the ensemble performance (appropriateness of the check matrix) is good or bad. Can be decided.
  • performance threshold the threshold of noise variance
  • a high-performance LDPC code can be found among the LDPC codes belonging to the ensemble.
  • the above-described degree sequence represents the ratio of variable nodes and check nodes having weights of each value to the code length N of the LDPC code.
  • a regular (3,6) LDPC code with a coding rate of 1/2 is a degree in which the weights (column weights) of all variable nodes are 3 and the weights (row weights) of all check nodes are 6. Belongs to an ensemble characterized by a sequence.
  • FIG. 44 shows a Tanner graph of such an ensemble.
  • Each variable node is connected with three edges equal to the column weight, and therefore there are only 3N branches connected to the N variable nodes.
  • each check node is connected with 6 branches equal to the row weight, and therefore there are only 3N branches connected to N / 2 check nodes.
  • the interleaver randomly reorders 3N branches connected to N variable nodes, and reorders each of the rearranged branches into 3N branches connected to N / 2 check nodes. Connect to one of them.
  • the interleaver through which the branch connected to the variable node and the branch connected to the check node pass is divided into multiple (multi edge), which makes it possible to further characterize the ensemble. Strictly done.
  • FIG. 45 shows an example of a multi-edge type ensemble Tanner graph.
  • the Tanner graph of FIG. 45 there are two branches connected to the first interleaver, c1 check nodes with 0 branches connected to the second interleaver, and two branches connected to the first interleaver.
  • the number of branches connected to the second interleaver is c2 check nodes, the number of branches connected to the first interleaver is 0, and the number of branches connected to the second interleaver is c3. Exists.
  • the performance threshold value is E b / N 0 where the BER begins to drop (becomes smaller) due to multi-edge type density evolution. Finds an ensemble that falls below the specified value, and from among the LDPC codes belonging to that ensemble, the performance of an LDPC code that reduces BER in multiple modulation schemes used in digital broadcasting for mobile terminals, such as 16QAM and 64QAM, Selected as a good LDPC code.
  • 35 to 43 described above are parity check matrix initial value tables for LDPC codes having a code length N of 16k bits, which are obtained by the above simulation.
  • the code length N of FIGS. 35 to 43 is 16k bits, and 1/5, 4/15, 1/3, 2/5, 4/9, 7/15, 8/15, 3/5.
  • 4 is a diagram illustrating a minimum cycle length and a performance threshold value of a parity check matrix H obtained from a parity check matrix initial value table of 9 types of LDPC codes of 2/3.
  • the minimum cycle length of the parity check matrix H having the coding rate r of 1/5, 4/15, and 3/5 is 8 In the cycle, the minimum cycle length of the check matrix H with the coding rate r being 1/3, 2/5, 4/9, 7/15, 8/15, and 2/3 is 6 cycles, respectively. Yes.
  • the performance threshold tends to improve (decrease) as the encoding rate r decreases.
  • FIGS. 35 to 43 are diagrams for explaining a check matrix H (which is also referred to as a check matrix H of a portable LDPC code hereinafter) in FIGS. 35 to 43 (obtained from the check matrix initial value table).
  • H which is also referred to as a check matrix H of a portable LDPC code hereinafter
  • the column weight is X
  • the column weight is Y1
  • the column weight is Y2.
  • the column weight is 2, and for the last column, the column weight is 1.
  • the parity check matrix H of the portable LDPC code having a code length N of 16k As in the parity check matrix defined in DVB-T.2 described in FIG. 12 and FIG.
  • the column weight tends to be large, and therefore, the first code bit of the portable LDPC code tends to be more resistant to errors (resistant to errors).
  • FIG. 49 is a diagram showing a BER simulation result of the portable LDPC code shown in FIGS.
  • the horizontal axis represents E s / N 0 (signal power to noise power ratio per symbol), and the vertical axis represents BER.
  • the coding rate of portable LDPC code r 1/5, 4/15, 1/3, 2/5, 4/9, 7/15, 8/15, 3/5, and 2/3
  • the code length N of the same coding rate is the same in DVB-T.2.
  • a 16k LDPC code (hereinafter also referred to as a standard 16k code) is defined.
  • any code rate r is portable.
  • the BER of the LDPC code has also been confirmed to improve performance compared to the BER of the standard 16k code with the same coding rate specified in DVB-T.2. According to this, it is possible to improve resistance to errors.
  • the coding rate r of the portable LDPC code is 1/5, 4/15, 1/3, 2/5, 4/9, 7/15, 8/15, 3/5, and 2 / Of the three, the same coding rate as 4/15, 7/15, and 8/15 does not exist in the standard 16k code.
  • the intervals in the direction of E s / N 0 are arranged at relatively short intervals with a short interval equal to or less than a predetermined interval of about 1 dB.
  • the coding rate r of the standard 16k code since the coding rate r of the standard 16k code is not 4/15, 7/15, or 8/15, the coding rate r is 1/5 (DVB-T.2 notation The above is between BER for 1/4) and BER for coding rate r of 1/3, and for coding rate r of 4/9 (in DVB-T.2 notation 1/2)
  • E s / N In the direction of E s / N 0 between the BER of BER and the BER with a coding rate r of 3/5, a relatively large gap of about 2 dB is vacant, and such a large gap is vacant.
  • the BER sequence of the codes is not uniform.
  • Portable LDPC codes arranged at relatively equal intervals have an advantage that the coding rate used for broadcasting can be easily selected in accordance with the channel (communication path 13) status and the like.
  • a portable LDPC code as described above that is, an LDPC code having a code length N of 16200 bits is adopted, for example, the code length defined in DVB-T.2 Compared to a 64800-bit LDPC code with a long N, tolerance to errors in the communication path 13 (FIG. 7) is reduced.
  • a demultiplexer 25 As measures for improving the tolerance to errors, as described above, in addition to a method employing a modulation method with a relatively small number of signal points such as 16QAM and 64QAM, for example, a demultiplexer 25 (FIG. 9). There is a replacement process performed in.
  • the above-described first to fourth replacement methods DVB-T.2 and the like can be used as the replacement method for replacing the code bits of the LDPC code defined in the DVB-T.2 standard.
  • the replacement process can be performed according to the assignment rule.
  • the demultiplexer 25 performs a replacement process on the LDPC code defined in DVB-T.2 or the like (hereinafter also referred to as a defined code) by the current method. In this case, the replacement process will be described.
  • FIG. 50 shows an example of replacement processing of the current method when the LDPC code is an LDPC code defined in DVB-T.2 and having a code length N of 64,800 bits and a coding rate of 3/5. Show.
  • a in FIG. 50 is an LDPC code in which the code length N is 64800 bits, the coding rate is 3/5, the modulation scheme is 16QAM, and the multiple b is 2.
  • An example of the replacement process of the current method is shown.
  • the replacement unit 32 Sign bit b 0 to symbol bit y 7 Sign bit b 1 to symbol bit y 1 Sign bit b 2 to symbol bit y 4 Sign bit b 3 to symbol bit y 2 Sign bit b 4 to symbol bit y 5 Sign bit b 5 to symbol bit y 3 Sign bit b 6 into symbol bit y 6
  • the sign bit b 7 to the symbol bit y 0 Replace each assigned.
  • FIG. 50B shows the current scheme when the LDPC code is a defined code with a code length N of 64,800 bits and a coding rate of 3/5, and the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2. Shows an example of the replacement process.
  • the replacement unit 32 Sign bit b 0 to symbol bit y 11 Sign bit b 1 to symbol bit y 7 Sign bit b 2 to symbol bit y 3 Sign bit b 3 to symbol bit y 10 Sign bit b 4 to symbol bit y 6 Sign bit b 5 to symbol bit y 2 Sign bit b 6 to symbol bit y 9 Sign bit b 7 to symbol bit y 5 Sign bit b 8 to symbol bit y 1 Sign bit b 9 to symbol bit y 8 Sign bit b 10 to symbol bit y 4
  • the sign bit b 11 to the symbol bit y 0 Replace each assigned.
  • C in FIG. 50 shows the current scheme when the LDPC code is a defined code with a code length N of 64,800 bits and a coding rate of 3/5, the modulation scheme is 256QAM, and the multiple b is 2. Shows an example of the replacement process.
  • the replacement unit 32 Sign bit b 0 to symbol bit y 15 Sign bit b 1 to symbol bit y 1 Sign bit b 2 into symbol bit y 13 Sign bit b 3 to symbol bit y 3 Sign bit b 4 to symbol bit y 8 Sign bit b 5 to symbol bit y 11 Sign bit b 6 to symbol bit y 9 Sign bit b 7 to symbol bit y 5 Sign bit b 8 to symbol bit y 10 Sign bit b 9 to symbol bit y 6 Sign bit b 10 to symbol bit y 4 Sign bit b 11 to symbol bit y 7 Sign bit b 12 into symbol bit y 12 The sign bit b 13 into the symbol bit y 2 Sign bit b 14 into symbol bit y 14 The sign bit b 15 to the symbol bit y 0 Replace each assigned.
  • FIG. 51 shows an example of the current system replacement process when the LDPC code is a defined code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 3/5.
  • a in FIG. 51 is an LDPC code in which the LDPC code is an LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 3/5, and further, the modulation scheme is 16QAM and the multiple b is 2.
  • the replacement process of the current method is shown.
  • the replacement unit 32 performs replacement for assigning the code bits b 0 to b 7 to the symbol bits y 0 to y 7 as in the case of FIG. 50A described above.
  • 51B shows the current scheme when the LDPC code is a defined code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 3/5, and the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2. Shows an example of the replacement process.
  • the replacement unit 32 performs the replacement for assigning the code bits b 0 to b 11 to the symbol bits y 0 to y 11 as in the case of B in FIG. 50 described above.
  • 51C shows an LDPC code in which the code length N is 16200 bits and the coding rate is 3/5, the modulation method is 256QAM, and the multiple b is 1. An example of a replacement process is shown.
  • the replacement unit 32 Sign bit b 0 to symbol bit y 7 Sign bit b 1 to symbol bit y 3 Sign bit b 2 to symbol bit y 1 Sign bit b 3 to symbol bit y 5 Sign bit b 4 to symbol bit y 2 Sign bit b 5 to symbol bit y 6 Sign bit b 6 to symbol bit y 4
  • the sign bit b 7 to the symbol bit y 0 Replace each assigned.
  • modulation schemes such as QPSK with fewer signal points, 16QAM, 64QAM, etc. are adopted.
  • each of the modulation schemes is 16QAM and 64QAM. The new replacement method will be described.
  • the modulation method is QPSK
  • the 2-bit symbol bits y 0 and y 1 representing the four symbols (signal points) of QPSK do not have superiority or inferiority to the error described with reference to FIGS. Therefore, it is not necessary to perform the replacement process (the resistance to errors does not change even if the replacement process is performed).
  • FIGS. 55 to 105 are diagrams for explaining the new replacement method. *
  • the replacement unit 32 of the demultiplexer 25 performs replacement of the mb bit code bits according to a predetermined allocation rule.
  • Allocation rules are rules for allocating code bits of LDPC codes to symbol bits.
  • a group set that is a combination of a code bit group of a code bit and a symbol bit group of a symbol bit to which a code bit of the code bit group is allocated, and each of the code bit group and the symbol bit group of the group set.
  • the number of code bits and the number of symbol bits (hereinafter also referred to as the number of group bits) are defined.
  • the code bit group is a group that groups the code bits according to the error probability
  • the symbol bit group is a group that groups the symbol bits according to the error probability
  • code bits read from the memory 31 are divided into three code bit groups Gb1, Gb2, Gb3 as shown in FIG. Can be grouped.
  • the code bit group Gb # i is a group having a better (smaller) error probability of code bits belonging to the code bit group Gb # i as the suffix #i is smaller.
  • the # i + 1 bit from the most significant bit of the mb code bit read out from the memory 31 in the row direction is also expressed as bit b # i, and mb of consecutive b symbols.
  • the # i + 1 bit from the most significant bit of the bit symbols is also expressed as bit y # i.
  • the sign bit group Gb1 contains the sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 contains the sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 contains the sign bits b2, b3, b4, b5, b6, b7. Belong to each.
  • the symbol bit group Gy # i is a group having a better error probability of the symbol bits belonging to the symbol bit group Gy # i as the suffix #i is smaller.
  • symbol bits y0, y1, y4, and y5 belong to symbol bit group Gy1
  • symbol bits y2, y3, y6, and y7 belong to symbol bit group Gy2, respectively.
  • FIG. 53 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and an encoding rate of 1/5, and further when the modulation scheme is 16QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • the combination rule of the sign bit group Gb1 and the symbol bit group Gy1 is defined as one group set.
  • the number of group bits of the group set is defined as 1 bit.
  • group set information the group set and the number of group bits are collectively referred to as group set information.
  • group set information group set information (Gb1, Gy1, 1).
  • group set information (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy2, 3), (Gb3, Gy1, 3) are defined in addition to group set information (Gb1, Gy1, 1). Yes.
  • the group set information (Gb1, Gy1, 1) means that one bit of the code bit belonging to the code bit group Gb1 is allocated to one bit of the symbol bit belonging to the symbol bit group Gy1.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb1 having the highest error probability is allocated to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the sign bit of the code bit group Gb2 having the second highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • 3 bits of the code bit of the code bit group Gb3 having the third highest error probability are allocated to 3 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • the code bit group is a group that groups the code bits according to the error probability
  • the symbol bit group is a group that groups the symbol bits according to the error probability. Therefore, it can be said that the allocation rule defines a combination of an error probability of a code bit and an error probability of a symbol bit to which the code bit is allocated.
  • the allocation rule that defines the combination of the error probability of the code bit and the error probability of the symbol bit to which the code bit is assigned is, for example, an error resistance (resistance to noise) by simulation or the like that measures BER. Determined to be better.
  • group set information that minimizes the BER (Bit Error Rate), that is, the sign bit group of the sign bit and the symbol bit group of the symbol bit to which the sign bit of the sign bit group is assigned And the number of sign bits and the number of symbol bits (number of group bits) of each group bit set (group set) and the symbol bit group of the group set are defined as allocation rules.
  • the code bits may be exchanged so that the code bits are assigned to the symbol bits.
  • FIG. 54 shows an example of exchanging code bits in accordance with the assignment rule of FIG.
  • a in FIG. 54 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 1/5, and further, the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2. 53 shows a first example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y4, Sign bit b1 to symbol bit y3, Sign bit b2 to symbol bit y2 Sign bit b3 to symbol bit y1, Sign bit b4 to symbol bit y6, Sign bit b5 to symbol bit y5 Sign bit b6 to symbol bit y7, Sign bit b7 to symbol bit y0, Replace each assigned.
  • FIG. 54B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 1/5, a modulation scheme of 16QAM, and a multiple b of 2.
  • N code length
  • 16QAM code modulation scheme
  • FIG. 53B shows a second example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG. 53.
  • 54A and 54B are all assigned to the symbol bit y # i in accordance with the assignment rule of FIG. 53 (observing the assignment rule). ing).
  • FIG. 55 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/15, and further having a modulation scheme of 16QAM and a multiple b of 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • code bits read out from the memory 31 are divided into four code bit groups Gb1, Gb2, Gb3, Gb1, as shown in FIG. Can be grouped into Gb4.
  • the sign bit group Gb1 has a sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 has a sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 has a sign bit b2
  • the sign bit group Gb4 has a sign. Bits b3 to b7 belong to each.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y4, and y5
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y6, and y7. Belong to each.
  • FIG. 56 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/15, and further having a modulation scheme of 16QAM and a multiple b of 2. Is shown.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb1 having the highest error probability is allocated to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the sign bit of the code bit group Gb2 having the second highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb3 having the third highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • FIG. 57 shows an example of exchanging code bits in accordance with the assignment rule of FIG.
  • a in FIG. 57 is an LDPC code in which the code length N is 16200 bits and the portable LDPC code has a coding rate of 4/15, and the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 56 shows a first example of exchanging code bits in accordance with the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y4, Sign bit b1 to symbol bit y3, Sign bit b2 to symbol bit y2 Sign bit b3 to symbol bit y1, Sign bit b4 to symbol bit y6, Sign bit b5 to symbol bit y5 Sign bit b6 to symbol bit y7, Sign bit b7 to symbol bit y0, Replace each assigned.
  • FIG. 57B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/15, and further when the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 56 shows a second example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • FIG. 58 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 1/3, and further when the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • code bits read from the memory 31 are divided into four code bit groups Gb1, Gb2, Gb3, Gb1, as shown in FIG. Can be grouped into Gb4.
  • the sign bit group Gb1 includes the sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 includes the sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 includes the sign bit b2
  • the sign bit group Gb4 includes the sign bit. Bits b3 to b7 belong to each.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y4, and y5
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y6, and y7. Belong to each.
  • FIG. 59 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 1/3, and further when the modulation scheme is 16QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb1 having the highest error probability is allocated to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the sign bit of the code bit group Gb2 having the second highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb3 having the third highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • FIG. 60 shows an example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • a in FIG. 60 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and an encoding rate of 1/3, and further, the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 59 shows a first example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y4, Sign bit b1 to symbol bit y3, Sign bit b2 to symbol bit y2 Sign bit b3 to symbol bit y1, Sign bit b4 to symbol bit y6, Sign bit b5 to symbol bit y5 Sign bit b6 to symbol bit y7, Sign bit b7 to symbol bit y0, Replace each assigned.
  • FIG. 60B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 1/3, a modulation scheme of 16QAM, and a multiple b of 2.
  • 60 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • the replacement unit 32 follows the allocation rule in FIG. Sign bit b0 to symbol bit y0, Sign bit b1 into symbol bit y7 Sign bit b2 to symbol bit y3, Sign bit b3 to symbol bit y4, Sign bit b4 to symbol bit y5 Sign bit b5 to symbol bit y2 Sign bit b6 to symbol bit y6, Sign bit b7 to symbol bit y1 Replace each assigned.
  • FIG. 61 shows code bits when the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/5, and further when the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • the sign bit group Gb1 has a sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 has a sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 has a sign bit b2
  • the sign bit group Gb4 has a sign.
  • Bit b3 belongs to code bit group Gb5, and code bits b4 to b7 belong to it.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y4, and y5
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y6, and y7. Belong to each.
  • FIG. 62 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/5, and further when the modulation scheme is 16QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • the group set information (Gb1, Gy1, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy2, 1), (Gb4, Gy2, 1), (Gb5, Gy1, 3), (Gb5, Gy2, 1) is specified.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb1 having the highest error probability is allocated to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the sign bit of the code bit group Gb2 having the second highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb3 having the third highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • FIG. 63 shows an example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • a in FIG. 63 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/5, and further, the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 62 shows a first example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y0, Sign bit b1 to symbol bit y2 Sign bit b2 to symbol bit y6, Sign bit b3 into symbol bit y3 Sign bit b4 to symbol bit y4, Sign bit b5 to symbol bit y1, Sign bit b6 to symbol bit y5 Sign bit b7 into symbol bit y7 Replace each assigned.
  • 63B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/5, and further when the modulation scheme is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 62 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • the replacement unit 32 follows the allocation rules of FIG. Sign bit b0 to symbol bit y0, Sign bit b1 to symbol bit y2 Sign bit b2 to symbol bit y3, Sign bit b3 into symbol bit y6 Sign bit b4 to symbol bit y4, Sign bit b5 to symbol bit y5 Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 into symbol bit y7 Replace each assigned.
  • FIG. 64 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/9, and further having a modulation scheme of 16QAM and a multiple b of 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • the sign bit group Gb1 has a sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 has a sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 has a sign bit b2
  • the sign bit group Gb4 has a sign.
  • Bit b3 belongs to code bit group Gb5, and code bits b4 to b7 belong to it.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y4, and y5
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y6, and y7. Belong to each.
  • FIG. 65 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/9, and further having a modulation scheme of 16QAM and a multiple b of 2. Is shown.
  • the group set information (Gb1, Gy1, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy2, 1), (Gb4, Gy2, 1), (Gb5, Gy1, 3), (Gb5, Gy2, 1) is specified.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb1 having the highest error probability is allocated to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the sign bit of the code bit group Gb2 having the second highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb3 having the third highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • FIG. 66 shows an example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • a in FIG. 66 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/9, and further the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 65 shows a first example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y0, Sign bit b1 to symbol bit y2 Sign bit b2 to symbol bit y6, Sign bit b3 into symbol bit y3 Sign bit b4 to symbol bit y4, Sign bit b5 to symbol bit y1, Sign bit b6 to symbol bit y5 Sign bit b7 into symbol bit y7 Replace each assigned.
  • 66B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/9, and further when the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • a second example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG. 65 is shown.
  • FIG. 67 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 7/15, and the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • code bits read from the memory 31 are divided into five code bit groups Gb1, Gb2, Gb3, Gb1, as shown in FIG. Can be grouped into Gb4 and Gb5.
  • the sign bit group Gb1 includes the sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 includes the sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 includes the sign bit b2
  • the sign bit group Gb4 includes the sign bit.
  • Bit b3 belongs to code bit group Gb5, and code bits b4 to b7 belong to it.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y4, and y5
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y6, and y7. Belong to each.
  • FIG. 68 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 7/15, and further having a modulation scheme of 16QAM and a multiple b of 2. Is shown.
  • the group set information (Gb1, Gy1, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy2, 1), (Gb4, Gy2, 1), (Gb5, Gy1, 3), (Gb5, Gy2, 1) is specified.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb1 having the highest error probability is allocated to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the sign bit of the code bit group Gb2 having the second highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb3 having the third highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • FIG. 69 shows an example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • a in FIG. 69 is an LDPC code in which the code length N is 16200 bits and the portable LDPC code has a coding rate of 7/15, and the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 68 shows a first example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y0, Sign bit b1 to symbol bit y2 Sign bit b2 to symbol bit y6, Sign bit b3 into symbol bit y3 Sign bit b4 to symbol bit y4, Sign bit b5 to symbol bit y1, Sign bit b6 to symbol bit y5 Sign bit b7 into symbol bit y7 Replace each assigned.
  • 69B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 7/15, and further, when the modulation scheme is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 68 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • FIG. 70 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 8/15, and further having a modulation method of 16QAM and a multiple b of 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • the sign bit group Gb1, the sign bit b0, the sign bit group Gb2, the sign bit b1, the sign bit group Gb3, the sign bits b2 and b3, and the sign bit group Gb4 The code bits b4 and b7 belong to the code bit group Gb5.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y4, and y5
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y6, and y7. Belong to each.
  • FIG. 71 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 8/15, and the modulation scheme is 16QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • group set information (Gb1, Gy1, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy2, 2), (Gb4, Gy1, 1), (Gb5, Gy1, 2), (Gb5, Gy2, 1) is specified.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb1 having the highest error probability is allocated to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the sign bit of the code bit group Gb2 having the second highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • 2 bits of the code bit of the code bit group Gb3 having the third highest error probability are allocated to 2 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • 2 bits of the code bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability are allocated to 2 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the sign bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability and one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability It is stipulated to be assigned to
  • FIG. 72 shows an example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • a in FIG. 72 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 8/15, and further the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 71 shows a first example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y0, Sign bit b1 to symbol bit y2 Sign bit b2 to symbol bit y6, Sign bit b3 into symbol bit y3 Sign bit b4 to symbol bit y4, Sign bit b5 to symbol bit y1, Sign bit b6 to symbol bit y5 Sign bit b7 into symbol bit y7 Replace each assigned.
  • FIG. 72B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 8/15, and the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 71 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG. 71.
  • FIG. 73 shows code bits when the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 3/5, and further when the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • the sign bit group Gb1 has the sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 has the sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 has the sign bits b2 and b3
  • the sign bit group Gb4 has the sign bit group Gb4.
  • the code bits b4 and b7 belong to the code bit group Gb5.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y4, and y5
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y6, and y7. Belong to each.
  • FIG. 74 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and an encoding rate of 3/5, and further when the modulation scheme is 16QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • the group set information (Gb1, Gy1, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy2, 2), (Gb4, Gy1, 1), (Gb5, Gy1, 2), (Gb5, Gy2, 1) is specified.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb1 having the highest error probability is allocated to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the sign bit of the code bit group Gb2 having the second highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • 2 bits of the code bit of the code bit group Gb3 having the third highest error probability are allocated to 2 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • 2 bits of the code bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability are allocated to 2 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the sign bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability and one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability It is stipulated to be assigned to
  • FIG. 75 shows an example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • a in FIG. 75 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 3/5, and further, the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 74 shows a first example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y0, Sign bit b1 to symbol bit y2 Sign bit b2 to symbol bit y6, Sign bit b3 into symbol bit y3 Sign bit b4 to symbol bit y4, Sign bit b5 to symbol bit y1, Sign bit b6 to symbol bit y5 Sign bit b7 into symbol bit y7 Replace each assigned.
  • 75B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 3/5, and further when the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 74 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG. *
  • FIG. 76 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/3, and further when the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • code bits read out from the memory 31 are divided into six code bit groups Gb1, Gb2, Gb3, Gb3 as shown in FIG. Can be grouped into Gb4, Gb5, and Gb6.
  • the sign bit group Gb1 includes the sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 includes the sign bits b1 and b2
  • the sign bit group Gb3 includes the sign bit b3
  • the sign bit group Gb4 includes the sign bit b3.
  • the sign bit b4 belongs to the sign bit group Gb5, the sign bit b5 belongs to the sign bit group Gb6, and the sign bits b6 and b7 belong to the sign bit group Gb6.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y4, and y5
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y6, and y7. Belong to each.
  • FIG. 77 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/3, and further when the modulation scheme is 16QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • the group set information (Gb1, Gy1, 1), (Gb2, Gy2, 2), (Gb3, Gy2, 1), (Gb4, Gy1, 1), (Gb5, Gy1, 1), (Gb6, Gy1, 1) and (Gb6, Gy2, 1) are defined.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb1 having the highest error probability is allocated to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • 2 bits of the code bit of the code bit group Gb2 having the second highest error probability are allocated to 2 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb3 having the third highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb6 having the sixth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • FIG. 78 shows an example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • a in FIG. 78 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/3, and further, the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 77 shows a first example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y0, Sign bit b1 to symbol bit y2 Sign bit b2 to symbol bit y6, Sign bit b3 into symbol bit y3 Sign bit b4 to symbol bit y4, Sign bit b5 to symbol bit y1, Sign bit b6 to symbol bit y5 Sign bit b7 into symbol bit y7 Replace each assigned.
  • LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/3, and further when the modulation method is 16QAM and the multiple b is 2.
  • 77 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG. 77.
  • the sign bit group Gb1 has the sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 has the sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 has the sign bit b2
  • the sign bit group Gb4 has the sign bit. Bits b3 to b11 belong to each.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y6, and y7
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y8, and y9
  • symbol bit group Gy3 includes symbols. Bits y4, y5, y10, and y11 belong to each.
  • FIG. 80 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and an encoding rate of 1/5, and further, when the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • group set information (Gb1, Gy2, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy3, 1), (Gb4, Gy3, 3), (Gb4, Gy1, 4), (Gb4, Gy2, 2) is specified.
  • FIG. 81 shows an example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • a in FIG. 81 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 1/5, and further, the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 80 shows a first example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 into symbol bit y8 Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 to symbol bit y11, Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 into symbol bit y10, Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 into symbol bit y7 Sign bit b10 to symbol bit y3, Sign bit b11 to symbol bit y6, Replace each assigned.
  • FIG. 81B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 1/5, and further when the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 80 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 to symbol bit y3, Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 into symbol bit y10, Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 to symbol bit y11 Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 to symbol bit y6, Sign bit b10 to symbol bit y8 Sign bit b11 to symbol bit y7 Replace each assigned.
  • FIG. 82 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/15, and further having a modulation scheme of 64QAM and a multiple b of 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • the sign bit group Gb1 includes the sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 includes the sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 includes the sign bit b2
  • the sign bit group Gb4 includes the sign bit.
  • Sign bits b4 to b11 belong to bit b3 and sign bit group Gb5, respectively.
  • the symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y6, and y7
  • the symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y8, and y9.
  • Symbol bits y4, y5, y10, and y11 belong to the symbol bit group Gy3, respectively.
  • FIG. 83 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/15, and further having a modulation scheme of 64QAM and a multiple b of 2. Is shown.
  • the group set information (Gb1, Gy2, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy3, 1), (Gb4, Gy1, 1), (Gb5, Gy1, 3), (Gb5, Gy3, 3) and (Gb5, Gy2, 2) are defined.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • 3 bits of the code bit of the code bit group Gb5 with the fifth highest error probability are allocated to 3 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 with the highest error probability.
  • 3 bits of the code bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability are allocated to 3 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy3 having the third highest error probability.
  • FIG. 84 shows an example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • a in FIG. 84 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/15, and the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 83 shows a first example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 into symbol bit y8 Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 into symbol bit y6 Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 to symbol bit y11 Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 into symbol bit y7 Sign bit b10 to symbol bit y3, Sign bit b11 to symbol bit y10, Replace each assigned.
  • 84B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/15, and further, when the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 83 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 to symbol bit y3, Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 to symbol bit y0, Sign bit b4 to symbol bit y1, Sign bit b5 to symbol bit y5 Sign bit b6 to symbol bit y6, Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y11 Sign bit b9 into symbol bit y7 Sign bit b10 to symbol bit y8 Sign bit b11 to symbol bit y10, Replace each assigned.
  • FIG. 85 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and an encoding rate of 1/3, and further, when the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • the sign bit group Gb1 has a sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 has a sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 has a sign bit b2
  • the sign bit group Gb4 has a sign.
  • Sign bits b4 to b11 belong to bit b3 and sign bit group Gb5, respectively.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y6, and y7
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y8, and y9.
  • Symbol bits y4, y5, y10, and y11 belong to the symbol bit group Gy3, respectively.
  • FIG. 86 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and an encoding rate of 1/3, and further, when the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • group set information (Gb1, Gy2, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy3, 1), (Gb4, Gy1, 1), (Gb5, Gy1, 3), (Gb5, Gy3, 3) and (Gb5, Gy2, 2) are defined.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • 3 bits of the code bit of the code bit group Gb5 with the fifth highest error probability are allocated to 3 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 with the highest error probability.
  • 3 bits of the code bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability are allocated to 3 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy3 having the third highest error probability.
  • FIG. 87 shows an example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • a in FIG. 87 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 1/3, and further, the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 86 shows a first example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 into symbol bit y8 Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 into symbol bit y6 Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 to symbol bit y11 Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 into symbol bit y7 Sign bit b10 to symbol bit y3, Sign bit b11 to symbol bit y10, Replace each assigned.
  • 87B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 1/3, and further when the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 86 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 to symbol bit y3, Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 to symbol bit y0, Sign bit b4 to symbol bit y1, Sign bit b5 to symbol bit y5 Sign bit b6 to symbol bit y6, Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y11 Sign bit b9 into symbol bit y7 Sign bit b10 to symbol bit y8 Sign bit b11 to symbol bit y10, Replace each assigned.
  • FIG. 88 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/5, and further when the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • code bits read from the memory 31 are divided into five code bit groups Gb1, Gb2, Gb3, Gb1, as shown in FIG. Can be grouped into Gb4 and Gb5.
  • the sign bit group Gb1 includes the sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 includes the sign bits b1 and b2
  • the sign bit group Gb3 includes the sign bit b3
  • the sign bit group Gb4 includes the sign bit b3.
  • the code bits b4 and b11 belong to the code bit group Gb5.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y6, and y7
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y8, and y9.
  • Symbol bits y4, y5, y10, and y11 belong to the symbol bit group Gy3, respectively.
  • FIG. 89 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and an encoding rate of 2/5, and further, when the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • the group set information (Gb1, Gy2, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb2, Gy3, 1), (Gb3, Gy3, 1), (Gb4, Gy1, 1), (Gb5, Gy3, 2), (Gb5, Gy1, 3), (Gb5, Gy2, 2) are defined.
  • one bit of the sign bit of the code bit group Gb3 having the third highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy3 having the third highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • 2 bits of the code bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability are allocated to 2 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy3 having the third highest error probability.
  • 3 bits of the code bit of the code bit group Gb5 with the fifth highest error probability are allocated to 3 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 with the highest error probability.
  • 2 bits of the sign bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability and 2 bits of the symbol bits of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability It is stipulated to be assigned to
  • FIG. 90 shows an example of exchanging code bits according to the assignment rule of FIG.
  • 90A shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/5, and further, the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 89 shows a first example of code bit replacement in accordance with the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 into symbol bit y8 Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 to symbol bit y11, Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 into symbol bit y10, Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 into symbol bit y7 Sign bit b10 to symbol bit y3, Sign bit b11 to symbol bit y6, Replace each assigned.
  • 90B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/5, and further when the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 89 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 to symbol bit y3, Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 into symbol bit y10, Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 to symbol bit y11 Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 to symbol bit y6, Sign bit b10 to symbol bit y8 Sign bit b11 to symbol bit y7 Replace each assigned.
  • FIG. 91 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/9, and further, the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • the sign bit group Gb1 has a sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 has a sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 has a sign bit b2
  • the sign bit group Gb4 has a sign.
  • Bits b3 and b4 belong to code bit group Gb5, code bit b5 belongs to code bit group Gb6, and code bits b6 to b11 belong to code bit group Gb6, respectively.
  • the symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y6, and y7
  • the symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y8, and y9.
  • Symbol bits y4, y5, y10, and y11 belong to the symbol bit group Gy3, respectively.
  • FIG. 92 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/9, and further the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • the group set information (Gb1, Gy2, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy3, 1), (Gb4, Gy3, 1), (Gb4, Gy1, 1), (Gb5, Gy3, 1), (Gb6, Gy1, 3), (Gb6, Gy2, 2), (Gb6, Gy3, 1) are defined.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy3 having the third highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy3 having the third highest error probability.
  • FIG. 93 shows an example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • a in FIG. 93 is an LDPC code in which the code length N is 16200 bits and the portable LDPC code has a coding rate of 4/9, and the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 92 shows a first example of exchanging code bits according to the assignment rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 into symbol bit y8 Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 to symbol bit y11, Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 into symbol bit y10, Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 into symbol bit y7 Sign bit b10 to symbol bit y3, Sign bit b11 to symbol bit y6, Replace each assigned.
  • FIG. 93B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 4/9, and further, when the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 92 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 to symbol bit y3, Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 into symbol bit y10, Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 to symbol bit y11 Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 to symbol bit y6, Sign bit b10 to symbol bit y8 Sign bit b11 to symbol bit y7 Replace each assigned.
  • FIG. 94 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 7/15, and further having a modulation scheme of 64QAM and a multiple b of 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • the sign bit group Gb1 has a sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 has a sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 has a sign bit b2
  • the sign bit group Gb4 has a sign.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y6, and y7
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y8, and y9.
  • Symbol bits y4, y5, y10, and y11 belong to the symbol bit group Gy3, respectively.
  • FIG. 95 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 7/15, and further having a modulation scheme of 64QAM and a multiple b of 2. Is shown.
  • the group set information (Gb1, Gy2, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy3, 1), (Gb4, Gy3, 1), (Gb5, Gy1, 1), (Gb6, Gy3, 1), (Gb7, Gy1, 3), (Gb7, Gy2, 2), (Gb7, Gy3, 1) are defined.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy3 having the third highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • 1 bit of the code bit of the code bit group Gb6 having the sixth highest error probability is allocated to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy3 having the third highest error probability.
  • FIG. 96 shows an example of exchanging code bits according to the assignment rule of FIG. *
  • a in FIG. 96 is an LDPC code in which the code length N is 16200 bits and the portable LDPC code has a coding rate of 7/15, and the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 95 shows a first example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 into symbol bit y8 Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 to symbol bit y11, Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 into symbol bit y10, Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 into symbol bit y7 Sign bit b10 to symbol bit y3, Sign bit b11 to symbol bit y6, Replace each assigned.
  • FIG. 96B shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 7/15, and further, when the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2.
  • FIG. 96 shows a second example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG. 95.
  • Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 to symbol bit y3, Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 into symbol bit y10, Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 to symbol bit y11 Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 to symbol bit y6, Sign bit b10 to symbol bit y8 Sign bit b11 to symbol bit y7 Replace each assigned.
  • FIG. 97 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 8/15, and further, the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • the sign bit group Gb1 includes the sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 includes the sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 includes the sign bit b2
  • the sign bit group Gb4 includes the sign bit.
  • Bits b3 to b5 belong to code bit group Gb5
  • code bit b6 belongs to code bit group Gb6, and code bits b7 to b11 belong to code bit group Gb6, respectively.
  • symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y6, and y7
  • symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y8, and y9.
  • Symbol bits y4, y5, y10, and y11 belong to the symbol bit group Gy3, respectively.
  • FIG. 98 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 8/15, and further the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • the group set information (Gb1, Gy2, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy3, 1), (Gb4, Gy1, 2), (Gb4, Gy3, 1), (Gb5, Gy1, 1), (Gb6, Gy2, 2), (Gb6, Gy3, 2), (Gb6, Gy1, 1) are defined.
  • the group set information (Gb4, Gy1, 2) 2 bits of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability are allocated to 2 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the best error probability.
  • the group set information (Gb4, Gy3, 1) one bit of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy3 having the third highest error probability.
  • the group set information (Gb5, Gy1, 1) one bit of the code bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • FIG. 99 shows an example of exchanging code bits according to the assignment rule of FIG.
  • a in FIG. 99 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 8/15, and the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2.
  • FIG. 98 shows a first example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 into symbol bit y8 Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 into symbol bit y6 Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 to symbol bit y11 Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 into symbol bit y7 Sign bit b10 to symbol bit y3, Sign bit b11 to symbol bit y10, Replace each assigned.
  • FIG. 99 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG. 98.
  • FIG. 99 shows a second example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG. 98.
  • Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 to symbol bit y3, Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 to symbol bit y0, Sign bit b4 to symbol bit y1, Sign bit b5 to symbol bit y5 Sign bit b6 to symbol bit y6, Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y11 Sign bit b9 into symbol bit y7 Sign bit b10 to symbol bit y8 Sign bit b11 to symbol bit y10, Replace each assigned.
  • FIG. 100 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 3/5, and further, the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • code bits read out from the memory 31 are divided into five code bit groups Gb1, Gb2, Gb3, Gb1, as shown in FIG. Can be grouped into Gb4 and Gb5.
  • the sign bit group Gb1 includes the sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 includes the sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 includes the sign bits b2 to b6
  • the sign bit group Gb4 includes the sign bit b1.
  • the code bits b7 and code bits b8 to b11 belong to the code bit group Gb5, respectively.
  • symbol bits y0, y1, y6, and y7 are included in symbol bit group Gy1
  • symbol bits y2, y3, y8, and y9 are included in symbol bit group Gy2, as in B of FIG.
  • Symbol bits y4, y5, y10, and y11 belong to the symbol bit group Gy3, respectively.
  • FIG. 101 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code with a code length N of 16200 bits and a coding rate of 3/5, and further when the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • the group set information (Gb1, Gy2, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy3, 3), (Gb3, Gy1, 2), (Gb4, Gy2, 1), (Gb5, Gy3, 1), (Gb5, Gy1, 2), (Gb5, Gy2, 1) are defined.
  • the group set information (Gb3, Gy1, 2) 2 bits of the code bit of the code bit group Gb3 having the third highest error probability are allocated to 2 bits of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the best error probability.
  • the group set information (Gb4, Gy2, 1) 1 bit of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability is assigned to 1 bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy2 having the second highest error probability.
  • the group set information (Gb5, Gy3, 1) one bit of the code bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy3 having the third highest error probability.
  • FIG. 102 shows an example of exchanging code bits according to the allocation rule of FIG.
  • a in FIG. 102 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 3/5, and further, the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 101 shows a first example of code bit replacement according to the allocation rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 into symbol bit y8 Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 to symbol bit y11, Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 into symbol bit y10, Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 into symbol bit y7 Sign bit b10 to symbol bit y3, Sign bit b11 to symbol bit y6, Replace each assigned.
  • FIG. 102 shows a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 3/5, and further when the modulation scheme is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 101 shows a second example of code bit replacement according to the assignment rule of FIG.
  • Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 to symbol bit y3, Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 into symbol bit y10, Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 to symbol bit y11 Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 to symbol bit y6, Sign bit b10 to symbol bit y8 Sign bit b11 to symbol bit y7 Replace each assigned.
  • FIG. 103 shows a code bit when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and an encoding rate of 2/3, and further when the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2. A group and a symbol bit group are shown.
  • the sign bit group Gb1 has the sign bit b0
  • the sign bit group Gb2 has the sign bit b1
  • the sign bit group Gb3 has the sign bits b2 to b4
  • the sign bit group Gb4 has the sign bit group Gb4.
  • the code bits b5, code bits b6 and b7 belong to the code bit group Gb5, and code bits b8 to b11 belong to the code bit group Gb6, respectively.
  • the symbol bit group Gy1 includes symbol bits y0, y1, y6, and y7
  • the symbol bit group Gy2 includes symbol bits y2, y3, y8, and y9.
  • Symbol bits y4, y5, y10, and y11 belong to the symbol bit group Gy3, respectively.
  • FIG. 104 shows an allocation rule when the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/3, and further, the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2. Is shown.
  • the group set information (Gb1, Gy2, 1), (Gb2, Gy2, 1), (Gb3, Gy3, 2), (Gb3, Gy1, 1), (Gb4, Gy3, 1), (Gb5, Gy1, 1), (Gb5, Gy2, 1), (Gb6, Gy3, 1), (Gb6, Gy1, 2), (Gb6, Gy2, 1) are defined.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb3 having the third highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb4 having the fourth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy3 having the third highest error probability.
  • one bit of the code bit of the code bit group Gb5 having the fifth highest error probability is assigned to one bit of the symbol bit of the symbol bit group Gy1 having the highest error probability.
  • FIG. 105 shows an example of exchanging code bits according to the assignment rule of FIG.
  • a in FIG. 105 is a case where the LDPC code is a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/3, and further, the modulation method is 64QAM and the multiple b is 2.
  • 104 shows a first example of code bit replacement in accordance with the assignment rule of FIG.
  • the demultiplexer 25 uses the column direction ⁇
  • the replacement unit 32 Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 into symbol bit y8 Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 to symbol bit y11, Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 into symbol bit y10, Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 into symbol bit y7 Sign bit b10 to symbol bit y3, Sign bit b11 to symbol bit y6, Replace each assigned.
  • B in FIG. 105 is an LDPC code for a portable LDPC code having a code length N of 16200 bits and a coding rate of 2/3, a modulation scheme of 64QAM, and a multiple b of 2.
  • 104 shows a second example of code bit replacement according to the assignment rule of FIG.
  • Sign bit b0 to symbol bit y2 Sign bit b1 to symbol bit y3, Sign bit b2 to symbol bit y4, Sign bit b3 into symbol bit y10, Sign bit b4 to symbol bit y0, Sign bit b5 to symbol bit y11 Sign bit b6 to symbol bit y1 Sign bit b7 to symbol bit y9, Sign bit b8 to symbol bit y5 Sign bit b9 to symbol bit y6, Sign bit b10 to symbol bit y8 Sign bit b11 to symbol bit y7 Replace each assigned.
  • a dedicated bit allocation pattern can be employed for the LDPC code.
  • the bit allocation pattern mounted on the transmission device 11 can be reduced.
  • the modulation method is 64QAM, 81, 90, 93, 96, and 102 for portable LDPC codes with coding rates of 1/5, 2/5, 4/9, 7/15, 3/5, and 2/3, respectively.
  • the bit allocation pattern shown in A of FIG. 105 for assigning the code bits b0 to b11 to the symbol bits y2, y8, y4, y11, y0, y10, y1, y9, y5, y7, y3, y6, respectively.
  • the replacement unit 32 performs the replacement process for the code bit read from the memory 31, but the replacement process is performed in the memory 31. This can be done by controlling the writing and reading of the sign bit for.
  • the replacement process can be performed, for example, by controlling the address (read address) from which the code bits are read so that the code bits are read from the memory 31 in the order of the code bits after the replacement.
  • LDPC encoder 115 uses the parity check matrix shown in FIGS. 35 to 43 (determined from the parity check matrix initial value table) to convert the LDPC to a portable LDPC code that is a 16 kbit LDPC code.
  • the position of the start of writing in each column (FIG. 24) of the memory 31 in the column twist interleave as the rearrangement process performed by the column twist interleaver 24 (FIG. 9) is DVB-T. This is different from the writing start position (FIGS. 25 and 26) in the case of the LDPC code defined in .2.
  • FIG. 106 is a diagram showing the number of columns of the memory 31 necessary for column twist interleaving and the address of the writing start position for the portable LDPC code.
  • the code length N of FIGS. 35 to 43 is 16k bits, and the coding rate r is 1/5, 4/15, 1/3, 2/5, 4/9, 7/15,
  • the code length N of FIGS. 35 to 43 is 16k bits
  • the coding rate r is 1/5, 4/15, 1/3, 2/5, 4/9, 7/15
  • the 9 types of portable LDPC codes obtained from the parity check matrix obtained from the parity check matrix initial value table
  • QPSK QPSK
  • 16QAM 16QAM
  • 64QAM 64QAM
  • 256QAM which have a relatively small number of signal points
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 3 position. Is done.
  • the write start position of the first column of the four columns of the memory 31 is the address of 0
  • the position of the position and the start of writing in the second column are the position where the address is 2
  • the position of the start of writing in the third column is the position of the address 3
  • the position of starting writing in the fourth column is The address is 0, respectively.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 1 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 3
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 8
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 1.
  • the position and the position at the beginning of writing in the sixth column are set to the position where the address is 6, respectively.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 1 position
  • the start position of the second column is the position where the address is 0
  • the start position of the fourth column is the position where the address is 8
  • the start position of the fifth column is the position where the address is 2.
  • the position and the start position of the 6th column are the position where the address is 0,
  • the start position of the 7th column is the position where the address is 1 and the start position of the 8th column is The address is made with a position of 5, respectively.
  • the memory 31 stores 6 ⁇ 2 bits in the row direction. 12 columns are stored, and 16200 / (6 ⁇ 2) bits are stored in the column direction.
  • the first column write start position is the address 0 position
  • the second column write start position is the address 12 position
  • the first column write position is the position where the address is 7
  • the fourth column start position is the address 1 position
  • the fifth column start position is the address 3
  • the position and the start position of the 6th column are the position where the address is 1
  • the start position of the 7th column is the position where the address is 8
  • the start position of the 8th column is
  • the position where the address is 7 and the start position of the 9th column are the position where the address is 1
  • the start position of the 10th column is the position where the address is 0 and the start of writing the 11th column.
  • the position of is the position of address 3 and the 12th color Position of the writing start is set to the position whose address is 9, are respectively.
  • 107, 108, 109, 110, 111, 112, 113, 114, and 115 show the BER and FER (Frame Error Rate) when column twist interleaving is performed on a portable LDPC code. It is a figure which shows the result of the simulation of).
  • the horizontal axis represents E s / N 0 (signal power to noise power ratio per symbol), and the vertical axis represents BER and FER.
  • FIG. 107 shows the BER (solid line) and FER (dotted line) of a portable LDPC code with a coding rate r of 1/5
  • FIG. 108 shows the BER and FER of a portable LDPC code with a coding rate r of 4/15
  • 109 shows the BER and FER of a portable LDPC code with a coding rate r of 1/3
  • FIG. 110 shows the BER and FER of a portable LDPC code with a coding rate r of 2/5
  • FIG. Fig. 112 shows the BER and FER of a portable LDPC code with a coding rate r of 4/9
  • 112 shows the BER and FER of a portable LDPC code with a coding rate r of 7/15
  • Fig. 113 shows the coding.
  • 114 shows the BER and FER of a portable LDPC code with a rate r of 8/15
  • FIG. 114 shows the BER and FER of a portable LDPC code with a coding rate r of 3/5
  • FIG. 115 shows the coding rate r of 2 BER and FER of / 3 portable LDPC code are shown respectively.
  • the multiple b is set to 2, and 16QAM is adopted as the modulation method, and 50 times is adopted as the iterative decoding number C.
  • the column twist interleaving described in FIG. 106 is applied to an LDPC code having a code length of 16200 bits other than the portable LDPC code (of the check matrix obtained from the check matrix initial value table) shown in FIGS. Is possible.
  • the column twist interleaving described with reference to FIG. 106 has, for example, a code length of 16200 bits defined in the DVB-T.2 standard and a coding rate (coding rate in DVB-T.2 notation). ) Is 1/4, 1/2, 3/5, 2/3, 3/4 LDPC code (standard 16k code) and DVB-S.2 standard code length is 16200 bits
  • the code rate can be applied to LDPC codes with 1/3 or 2/5, and as with portable LDPC codes, a plurality of codes corresponding to a plurality of variable nodes connected to the same check node It can be avoided that a bit is one symbol of QPSK, 16QAM, 64QAM, or 256QAM.
  • the column twist interleaving described with reference to FIG. 106 is shared by the portable LDPC code and the LDPC code having a code length of 16200 bits defined in DVB-T.2 and DVB-S.2. be able to.
  • the code length is 16200 bits and the coding rate (coding rate in the notation of DVB-T.2) defined by the DVB-T.2 standard is 1 /. 4, 1/2, 3/5, 2/3, 3/4 LDPC codes and DVB-S.2 standard code length is 16200 bits, coding rate is 1 / It is a figure which shows the parity check matrix initial value table of each LDPC code of 3 and 2/5.
  • FIG. 116 shows a parity check matrix initial value table of an LDPC code defined in the DVB-T.2 standard and having a code length of 16200 bits and a coding rate of 1/4
  • FIG. 117 shows a DVB-T
  • FIG. 118 is specified in the DVB-S.2 standard
  • 119 shows a parity check matrix initial value table of an LDPC code having a code length of 16200 bits and a coding rate of 2/5.
  • FIG. 119 shows a code length of 16200 bits defined in the DVB-T.2 standard.
  • FIG. 120 shows a parity check matrix initial value table of an LDPC code having a coding rate of 1/2, and FIG. 120 shows a code length of 16200 bits and a coding rate of 3 / s as defined in the DVB-T.2 standard.
  • FIG. 121 shows a parity check matrix initial value table of LDPC code of 5, which is defined in the DVB-T.2 standard, and whose code length is 16200 bits and code rate is 2/3.
  • Value Bull FIG 122 is defined in the standard of DVB-T.2, the code length is 16200 bits, the parity check matrix initial value table of an LDPC code with a coding rate 3/4, respectively.
  • column twist interleaving is performed in units of one code word, that is, the LDPC code of one code word is changed to the memory 31 in the column direction while changing the writing start position of each column.
  • Writing After writing the LDPC code of one codeword the LDPC code of the one codeword is read in the row direction, but column twist interleaving can be performed in units of a plurality of codewords.
  • FIG. 123 is a diagram for explaining column twist interleaving performed in units of L codewords.
  • the memory 31 (FIGS. 18 and 19) of the demultiplexer 25 has L or more unit storage areas as storage areas.
  • the unit storage area is a storage area for storing LDPC codes in the row direction and the column direction, and stores mb bits in the row direction and N / (mb) bits in the column direction. That is, the unit area has only mb columns for storing N / (mb) bits.
  • the unit storage area may be secured in the memory 31 in any way.
  • FIG. 123A is a diagram showing a state in which L unit storage areas are secured in a row in the column (vertical) direction in the memory 31, and B in FIG. FIG. 2 is a diagram showing a state in which L unit storage areas are secured in a row arranged in a row (horizontal) direction.
  • FIG. 123C shows a state in which Lh unit storage areas are arranged in the memory 31 in the row direction and Lv in the column direction.
  • Lh ⁇ Lv is L or more.
  • the first code word of the L code words is the first unit of the L (or more) unit storage areas of the memory 31. Written in the column direction of the storage area.
  • the second code word is written in the column direction of the second unit storage area.
  • the write start position of each column is controlled as described above.
  • the first code storage area starts from the first unit storage area in the row direction. Are read out.
  • the second code word is read out from the second unit storage area in the row direction. Reading up to the codeword is performed.
  • the time interleaver 118 or the frequency interleaver 120 of the transmission apparatus performs one time interleaving or Frequency interleaving can be performed on symbols obtained from a plurality of codewords for which column twist interleaving is performed.
  • the reception environment changes from moment to moment, so as described above, one time interleaving or frequency interleaving is performed. It is particularly effective to improve tolerance to errors by performing on symbols obtained from a plurality of code words.
  • FIG. 124 is a block diagram illustrating a configuration example of the receiving device 12 of FIG.
  • An OFDM processor 151 receives an OFDM signal from the transmission device 11 (FIG. 7) and performs signal processing on the OFDM signal. Data (symbols) obtained by performing signal processing by the OFDM processing unit 151 is supplied to a frame management unit 152.
  • the frame management unit 152 performs processing (frame interpretation) of a frame including symbols supplied from the OFDM processing unit 151, and converts the symbol of the target data and the control data symbol obtained as a result thereof into a frequency deinterleaver. (Frequency Deinterleaver) 161 and 153, respectively.
  • the frequency deinterleaver 153 performs frequency deinterleaving for each symbol from the frame management unit 152 and supplies the symbol to the QAM decoder 154.
  • the QAM decoder 154 performs demapping (signal point constellation decoding) on the symbol (symbol arranged at the signal point) from the frequency deinterleaver 153 to perform orthogonal demodulation, and the resulting data (LDPC code) is converted into the LDPC decoder.
  • demapping signal point constellation decoding
  • LDPC decoder LDPC decoder
  • the LDPC decoder 155 performs LDPC decoding of the LDPC code from the QAM decoder 154, and supplies LDPC target data (in this case, BCH code) obtained as a result thereof to a BCH decoder (BCH decoder) 156.
  • LDPC target data in this case, BCH code
  • the BCH decoder 156 performs BCH decoding of the LDPC target data from the LDPC decoder 155 and outputs control data (signaling) obtained as a result.
  • the frequency deinterleaver 161 performs frequency deinterleaving for each symbol from the frame management unit 152 and supplies the symbol to the MISO / MIMO decoder 162.
  • the MISO / MIMO decoder 162 performs space-time decoding of data (symbols) from the frequency deinterleaver 161 and supplies it to a time deinterleaver 163.
  • the time deinterleaver 163 performs time deinterleaving on the data (symbol) from the MISO / MIMO decoder 162 in units of symbols, and supplies the data to the QAM decoder (QAM decoder) 164.
  • QAM decoder QAM decoder
  • the QAM decoder 164 performs demapping (signal point arrangement decoding) on the symbol (symbol arranged at the signal point) from the time deinterleaver 163 to perform orthogonal demodulation, and the resulting data (symbol) is subjected to bit deinterlacing. This is supplied to a Lieber (Bit Deinterleaver) 165.
  • the bit deinterleaver 165 performs bit deinterleaving on the data (symbol) from the QAM decoder 164 and supplies the resulting LDPC code to the LDPC decoder 166.
  • the LDPC decoder 166 performs LDPC decoding of the LDPC code from the bit deinterleaver 165 and supplies the LDPC target data (in this case, BCH code) obtained as a result to the BCH decoder 167.
  • the BCH decoder 167 performs BCH decoding of the LDPC target data from the LDPC decoder 155 and supplies data obtained as a result to a BB descrambler BB.
  • the BB descrambler 168 performs energy despreading processing on the data from the BCH decoder 167, and supplies the data obtained as a result to a null deletion unit (Null Deletion) 169.
  • the null deletion unit 169 deletes the null inserted by the padder 112 in FIG. 8 from the data from the BB descrambler 168 and supplies the null to the demultiplexer 170.
  • the demultiplexer 170 separates each of one or more streams (target data) multiplexed in the data from the null deletion unit 169, and outputs it as an output stream (Output stream).
  • FIG. 125 is a block diagram showing a configuration example of the bit deinterleaver 165 in FIG.
  • the bit deinterleaver 165 includes a multiplexer (MUX) 54 and a column twist deinterleaver 55, and performs (bit) deinterleaving of the symbol bits of the symbols from the QAM decoder 164 (FIG. 124).
  • MUX multiplexer
  • bit deinterleaver 55 performs (bit) deinterleaving of the symbol bits of the symbols from the QAM decoder 164 (FIG. 124).
  • the multiplexer 54 replaces the symbol bit of the symbol from the QAM decoder 164 by the reverse replacement process (reverse process of the replacement process) corresponding to the replacement process performed by the demultiplexer 25 of FIG.
  • a reverse permutation process is performed to return the position of the code bit (symbol bit) of the LDPC code to the original position, and the resulting LDPC code is supplied to the column twist deinterleaver 55.
  • the column twist deinterleaver 55 targets the LDPC code from the multiplexer 54, and corresponds to the column twist interleave as the rearrangement process performed by the column twist interleaver 24 of FIG. Processing), that is, column twist deinterleaving, for example, as reverse rearrangement processing for returning the code bits of LDPC codes whose rearrangement has been changed by column twist interleaving as rearrangement processing.
  • the column twist deinterleaver 55 writes the code bit of the LDPC code to the memory for deinterleaving configured similarly to the memory 31 shown in FIG. Perform column twist deinterleaving.
  • writing of the sign bit is performed in the row direction of the memory for deinterleaving, using the read address when reading the sign bit from the memory 31 as the write address.
  • the sign bit is read out in the column direction of the deinterleave memory using the write address at the time of writing the sign bit to the memory 31 as the read address.
  • the LDPC code obtained as a result of the column twist deinterleaving is supplied from the column twist deinterleaver 55 to the LDPC decoder 166.
  • the LDPC code supplied from the QAM decoder 164 to the bit deinterleaver 165 is subjected to parity interleaving, column twist interleaving, and replacement processing in that order.
  • bit deinterleaver 165 Only reverse permutation processing corresponding to permutation processing and column twist deinterleaving corresponding to column twist interleaving are performed, and therefore, parity deinterleaving corresponding to parity interleaving (processing opposite to parity interleaving), that is, parity interleaving is performed. Parity deinterleaving is not performed to return the code bits of the LDPC code whose code has been changed to the original order.
  • bit deinterleaver 165 the column twist deinterleaver 55
  • LDPC decoder 166 the reverse permutation process and the column twist deinterleave are performed, and the LDPC code not subjected to the parity deinterleave Is supplied.
  • the LDPC decoder 166 performs LDPC decoding of the LDPC code from the bit deinterleaver 165, and at least performs column replacement corresponding to parity interleaving on the parity check matrix H used by the LDPC encoder 115 in FIG. 8 for LDPC encoding.
  • the conversion check matrix obtained is used, and the resulting data is output as the decoding result of the LDPC target data.
  • 126 is a flowchart for explaining processing performed by the QAM decoder 164, the bit deinterleaver 165, and the LDPC decoder 166 of FIG.
  • step S111 the QAM decoder 164 demaps and orthogonally demodulates symbols (symbols mapped to signal points) from the time deinterleaver 163, and supplies them to the bit deinterleaver 165. Proceed to
  • step S112 the bit deinterleaver 165 performs deinterleaving (bit deinterleaving) of the symbol bits of the symbols from the QAM decoder 164, and the process proceeds to step S113.
  • step S112 in the bit deinterleaver 165, the multiplexer 54 performs a reverse permutation process on the symbol bits of the symbols from the QAM decoder 164, and converts the code bits of the LDPC code obtained as a result of This is supplied to the interleaver 55.
  • the column twist deinterleaver 55 performs column twist deinterleaving on the LDPC code from the multiplexer 54 and supplies the resulting LDPC code to the LDPC decoder 166.
  • step S113 the LDPC decoder 166 performs LDPC decoding of the LDPC code from the column twist deinterleaver 55, and a column corresponding to parity interleaving with respect to the parity check matrix H used by the LDPC encoder 115 in FIG. 8 for LDPC encoding.
  • the conversion check matrix obtained by performing at least the replacement is performed, and the data obtained as a result is output to the BCH decoder 167 as the decoding result of the LDPC target data.
  • the multiplexer 54 that performs reverse permutation processing and the column twist deinterleaver 55 that performs column twist deinterleaving are configured separately.
  • the multiplexer 54 and the column twist deinterleaver 55 can be configured integrally.
  • the column twist deinterleaver 55 need not be provided in the bit deinterleaver 165 in FIG.
  • Decoding is performed using a transform parity check matrix obtained by performing at least column replacement corresponding to parity interleaving on parity check matrix H for parity check matrix H used by LDPC encoder 115 in FIG.
  • 127 shows an example of a parity check matrix H of an LDPC code having a code length N of 90 and a coding rate of 2/3.
  • 0 is represented by a period (.).
  • the parity matrix has a staircase structure.
  • s, t, x, and y are integers in the range of 0 ⁇ s ⁇ 5, 0 ⁇ t ⁇ 6, 0 ⁇ x ⁇ 5, 0 ⁇ t ⁇ 6, respectively. It is.
  • the first, seventh, thirteenth, nineteenth, and twenty-fifth rows that divide by six and the remainder is 1, respectively, the first, second, third, fourth, and fifth rows,
  • the second, eighth, eighth, ninth, and tenth lines that are divided by the remainder of 2 are replaced with the sixth, seventh, eighth, ninth, and tenth lines, respectively.
  • the 61st column, the 67th column, the 73th column, and the 85th column in which the remainder is 1 after dividing by 6 with respect to the 61st column and later (parity matrix) are respectively obtained.
  • 62, 63, 64, and 65, the 62, 68, 74, 80, and 86 columns, which are divided by 6 and have a remainder of 2 are called 66, 67, 68, 69, and 70 columns, respectively.
  • the replacement is performed accordingly.
  • the matrix obtained by performing row and column replacement on the parity check matrix H in FIG. 127 is the parity check matrix H ′ in FIG.
  • the transformed parity check matrix H ′ in FIG. 128 is a parity check matrix of the LDPC code c ′ obtained by performing the column replacement of the equation (12) on the LDPC code c of the original parity check matrix H.
  • the column replacement of equation (12) is performed on the LDPC code c of the original check matrix H, and the LDPC code c ′ after the column replacement is decoded using the conversion check matrix H ′ of FIG. 128 (LDPC decoding). Then, the decoding result similar to the case of decoding the LDPC code of the original parity check matrix H using the parity check matrix H is obtained by performing the inverse permutation of the column permutation of the equation (12) on the decoding result. Can do.
  • FIG. 129 shows the conversion parity check matrix H ′ of FIG. 128 with an interval in units of 5 ⁇ 5 matrices.
  • the transform parity check matrix H ′ is a 5 ⁇ 5 unit matrix, a matrix in which one or more of the unit matrices are 0 (hereinafter referred to as a quasi-unit matrix as appropriate), a unit matrix or a quasi-unit A sum of two or more of a unit matrix, a quasi-unit matrix, or a shift matrix (hereinafter, referred to as sum matrix), 5 It is represented by a combination of ⁇ 5 zero matrices.
  • the conversion check matrix H ′ in FIG. 129 includes a 5 ⁇ 5 unit matrix, a quasi-unit matrix, a shift matrix, a sum matrix, and a zero matrix. Therefore, these 5 ⁇ 5 matrices constituting the conversion check matrix H ′ are hereinafter referred to as “configuration matrices” as appropriate.
  • FIG. 130 is a block diagram illustrating a configuration example of a decoding device that performs such decoding.
  • FIG. 130 decodes the LDPC code using at least the transformed parity check matrix H ′ of FIG. 129 obtained by performing column replacement of equation (12) on the original parity check matrix H of FIG. 2 shows a configuration example of a decoding device.
  • Decoding device in FIG. 130 six FIFO 300 1 to the edge data storage memory 300 consisting of 300 6, FIFO 300 1 to the selector 301 for selecting 300 6, a check node calculation section 302,2 one cyclic shift circuit 303 and 308, 18 FIFOs 304 1 to 304 18 the edge data storage memory 304 consisting of, FIFOs 304 1 to 304 18 to select the selector 305, the reception data memory 306 for storing received data, a variable node calculation section 307, a decoded word calculation section 309
  • the branch data storage memory 300 is composed of six FIFOs 300 1 to 300 6 that are numbers obtained by dividing the number of rows 30 of the conversion check matrix H ′ of FIG. 129 by the number of rows 5 of the configuration matrix.
  • the storage area of the first stage of the FIFO 300 1 includes (1, 1) to (5, 5) of the conversion parity check matrix H ′. The data corresponding to the position of 1 in the 5 ⁇ 5 unit matrix is stored.
  • the shift check matrix H '(1,21) to (5,25) shift matrix (shift matrix obtained by cyclically shifting three 5 ⁇ 5 unit matrices to the right by 3)
  • the data corresponding to the 1 position is stored.
  • the third to eighth storage areas store data in association with the conversion parity check matrix H ′.
  • 1 in the first row of the 5 ⁇ 5 unit matrix is replaced with 0 in the shift matrix from (1,86) to (5,90) of the conversion check matrix H ′. Data corresponding to one position of the shift matrix that has been shifted by one to the left.
  • the storage area of the first stage of the FIFO 300 2 has a sum matrix of (6,1) to (10,5) of the conversion check matrix H ′ (5 ⁇ 5 unit matrix cyclically shifted by one to the right)
  • the data corresponding to the position of 1 of the first shift matrix constituting the first shift matrix and the sum matrix which is the sum of the second shift matrix cyclically shifted by two to the right is stored.
  • the second storage area stores data corresponding to position 1 of the second shift matrix constituting the sum matrix of (6,1) to (10,5) of the conversion check matrix H ′.
  • the constituent matrix is a P ⁇ P unit matrix having a weight of 1, a quasi-unit matrix in which one or more of the elements of the unit matrix are 0, or Data corresponding to the unit matrix, quasi-unit matrix, or 1 position of the shift matrix when the unit matrix or quasi-unit matrix is expressed in the form of a plurality of shift matrices obtained by cyclically shifting the unit matrix or quasi-unit matrix (Messages corresponding to branches belonging to the unit matrix, quasi-unit matrix, or shift matrix) are stored in the same address (the same FIFO among the FIFOs 300 1 to 300 6 ).
  • the third to ninth storage areas are also stored in association with the conversion check matrix H ′.
  • the FIFOs 300 3 to 300 6 store data in association with the conversion check matrix H ′.
  • the branch data storage memory 304 is composed of 18 FIFOs 304 1 to 304 18 obtained by dividing the number of columns 90 of the conversion check matrix H ′ by 5 that is the number of columns of the configuration matrix.
  • the FIFO304 1 the data corresponding to the first position from the first row of the conversion parity check matrix H of FIG. 129 'to the fifth column (messages u j from the check nodes) are packed vertically in each column both Stored in the form (ignoring 0). That is, data corresponding to the position of 1 in the 5 ⁇ 5 unit matrix of (1, 1) to (5, 5) of the conversion parity check matrix H ′ is stored in the first-stage storage area of the FIFO 304 1 . .
  • the sum matrix of (6,1) to (10,5) of the conversion check matrix H ′ (the first shift obtained by cyclically shifting one 5 ⁇ 5 unit matrix to the right by one)
  • the data corresponding to the position of 1 of the first shift matrix constituting the matrix and the sum matrix that is the sum of the matrix and the second shift matrix cyclically shifted by two to the right is stored.
  • the third storage area stores data corresponding to position 1 of the second shift matrix constituting the sum matrix of (6,1) to (10,5) of the conversion check matrix H ′.
  • the constituent matrix is a P ⁇ P unit matrix having a weight of 1, a quasi-unit matrix in which one or more of the elements of the unit matrix are 0, or Data corresponding to the unit matrix, quasi-unit matrix, or 1 position of the shift matrix when the unit matrix or quasi-unit matrix is expressed in the form of a plurality of shift matrices obtained by cyclically shifting the unit matrix or quasi-unit matrix (identity matrix, the message corresponding to the branch belonging to quasi unit matrix or shift matrix) are stored in the same address (same FIFO from among the FIFOs 304 1 to 304 18).
  • data is also stored in the storage areas of the fourth and fifth stages in association with the conversion parity check matrix H ′.
  • the number of stages in the storage area of the FIFO 304 1 is 5, which is the maximum number of 1s (Hamming weights) in the row direction in the first to fifth columns of the conversion parity check matrix H ′.
  • the FIFOs 304 2 and 304 3 store data in association with the conversion parity check matrix H ′, and each has a length (number of stages) of 5.
  • the FIFOs 304 4 to 304 12 store data in association with the conversion check matrix H ′, and each has a length of 3.
  • the FIFOs 304 13 to 304 18 store data in association with the conversion check matrix H ′, and each has a length of 2.
  • the branch data storage memory 300 includes six FIFOs 300 1 to 300 6 , and information (Matrix) indicating to which row of the conversion check matrix H ′ the five messages D 311 supplied from the preceding cyclic shift circuit 308 belong. according to the data) D312, a FIFO to store the data, select from among the FIFO300 1 to 300 6, will be stored in the order together five messages D311 to the selected FIFO. Also, the edge data storage memory 300, when reading data, sequentially reads five messages D300 1 from FIFO 300 1, supplied to the next stage of the selector 301. The branch data storage memory 300 reads the messages in order from the FIFOs 300 2 to 300 6 after reading the messages from the FIFO 300 1 and supplies them to the selector 301.
  • the selector 301 selects five messages from the FIFO from which the current data is read out of the FIFOs 300 1 to 300 6 according to the select signal D301, and supplies the selected message to the check node calculation unit 302 as a message D302.
  • Check node calculation section 302, 302 1 five check node calculator to consist 302 5, messages D302 (D302 1 to D302 5) supplied through the selector 301 using (messages v i of the expression (7)), A check node operation is performed according to Equation (7), and five messages D303 (D303 1 to D303 5 ) (message u j in Equation (7)) obtained as a result of the check node operation are supplied to the cyclic shift circuit 303.
  • the cyclic shift circuit 303 is obtained by cyclically shifting the five unit messages D303 1 to D303 5 obtained by the check node calculation unit 302 from the unit matrix whose corresponding branch is the original in the conversion check matrix H ′. Based on such information (Matrix data) D305, a cyclic shift is performed, and the result is supplied as message D304 to branch data storage memory 304.
  • the branch data storage memory 304 includes 18 FIFOs 304 1 to 304 18 , and is in accordance with information D 305 indicating which row of the conversion check matrix H ′ the five messages D 304 supplied from the preceding cyclic shift circuit 303 belong to.
  • the FIFO for storing data is selected from the FIFOs 304 1 to 304 18 , and the five messages D 304 are collectively stored in the selected FIFO in order.
  • the edge data storage memory 304 when reading data, sequentially reads five messages D306 1 from FIFOs 304 1, supplied to the next stage of the selector 305.
  • Edge data storage memory 304 after completion of the data read from the FIFOs 304 1, from FIFOs 304 2 to 304 18, sequentially reads out a message, to the selector 305.
  • the selector 305 selects five messages from the FIFO from which the current data is read out of the FIFOs 304 1 to 304 18 in accordance with the select signal D307, and as the message D308, the variable node calculation unit 307 and the decoded word calculation unit 309.
  • the received data rearrangement unit 310 rearranges the LDPC code D313 received through the communication path 13 by performing column replacement of Expression (12), and supplies the rearranged data to the received data memory 306 as received data D314.
  • the reception data memory 306 calculates and stores reception LLRs (log likelihood ratios) from the reception data D314 supplied from the reception data rearrangement unit 310, and collects the reception LLRs by five as reception values D309.
  • the variable node calculation unit 307 and the decoded word calculation unit 309 are supplied.
  • the variable node calculation unit 307 includes five variable node calculators 307 1 to 307 5 , a message D308 (D308 1 to D308 5 ) (message u j in Expression (1)) supplied through the selector 305, and received data. using five reception values supplied from use memory 306 D309 (formula (reception values u 0i 1)), the variable node operation according to equation (1), to the message D310 (D310 1 not obtained as a result of the calculation D310 5 ) (message v i in equation (1)) is supplied to the cyclic shift circuit 308.
  • the cyclic shift circuit 308 determines how many times the messages D310 1 to D310 5 calculated by the variable node calculation unit 307 are cyclically shifted from the original unit matrix in the transformation check matrix H ′. A cyclic shift is performed based on the information, and the result is supplied to the branch data storage memory 300 as a message D311.
  • the LDPC code can be decoded once by performing the above operation once.
  • the decoding apparatus in FIG. 130 decodes the LDPC code a predetermined number of times, and then obtains and outputs a final decoding result in the decoded word calculation unit 309 and the decoded data rearranging unit 311.
  • the decoded word calculation unit 309 includes five decoded word calculators 309 1 to 309 5 , and five messages D308 (D308 1 to D308 5 ) (message u j in Expression (5)) output from the selector 305 and Using the five reception values D309 (the reception value u 0i in equation (5)) supplied from the reception data memory 306, the decoding result (decoding) based on equation (5) is used as the final stage of multiple times of decoding. And the decoded data D315 obtained as a result is supplied to the decoded data rearranging unit 311.
  • the decoded data rearrangement unit 311 rearranges the order of the decoded data D315 supplied from the decoded word calculation unit 309 by performing the column substitution inverse substitution in Expression (12), and obtains the final decoding result. Output as D316.
  • one or both of row permutation and column permutation is applied to the parity check matrix (original parity check matrix), and one or more of the P ⁇ P unit matrix and one of its elements is set to 0.
  • a quasi-unit matrix, a unit matrix or a shift matrix obtained by cyclically shifting a quasi-unit matrix, a unit matrix, a quasi-unit matrix, a sum matrix that is a sum of shift matrices, or a combination of P ⁇ P 0 matrices By converting to a parity check matrix (conversion parity check matrix) that can be represented by a combination of component matrices, it is possible to adopt an architecture that decodes LDPC codes and performs P check node operations and variable node operations simultaneously. Thus, a large number of iterative decoding can be performed while suppressing the operation frequency to a range that can be realized by performing P node operations simultaneously.
  • the LDPC decoder 166 constituting the receiving device 12 performs LDPC decoding by simultaneously performing P check node operations and P variable node operations, similarly to the decoding device of FIG.
  • the parity check matrix of the LDPC code output from the LDPC encoder 115 constituting the transmission apparatus 11 of FIG. 8 is, for example, the parity matrix shown in FIG.
  • the parity interleaver 23 of the transmission apparatus 11 interleaves the K + qx + y + 1-th code bit at the position of the K + Py + x + 1-th code bit.
  • the information length K is set to 60
  • the column number P of the cyclic structure unit is set to 5
  • the column twist deinterleaver 55 applies to the LDPC decoder 166 the LDPC code that has not been subjected to parity deinterleaving, that is, the sequence of the equation (12).
  • the LDPC code in a state where the replacement is performed is supplied, and the LDPC decoder 166 performs the same processing as that of the decoding device in FIG. 130 except that the column replacement of Expression (12) is not performed.
  • FIG. 131 shows a configuration example of the LDPC decoder 166 of FIG.
  • the LDPC decoder 166 is configured in the same manner as the decoding device in FIG. 130 except that the received data rearrangement unit 310 in FIG. 130 is not provided. Except for the above, since the same processing as that of the decoding device of FIG. 130 is performed, the description thereof is omitted.
  • the scale can be reduced as compared with the decoding apparatus of FIG.
  • the code length N of the LDPC code is 90
  • the information length K is 60
  • the number of columns of the unit of the cyclic structure (the number of rows and the number of columns of the constituent matrix).
  • P is 5
  • the LDPC code for the number P is 360 and the divisor q is M / P.
  • the LDPC decoder 166 of FIG. 131 performs P check node operations and variable node operations for such LDPC codes. It can also be applied to LDPC decoding by carrying out simultaneously.
  • FIG. 132 is a diagram for explaining processing of the multiplexer 54 constituting the bit deinterleaver 165 of FIG.
  • a in FIG. 132 shows a functional configuration example of the multiplexer 54.
  • the multiplexer 54 includes a reverse switching unit 1001 and a memory 1002.
  • the multiplexer 54 performs reverse replacement processing (reverse processing of replacement processing) corresponding to the replacement processing performed by the demultiplexer 25 of the transmission device 11 on the symbol bit of the symbol supplied from the preceding stage QAM decoder 164, that is, replacement.
  • a reverse replacement process is performed to return the position of the code bit (symbol bit) of the LDPC code replaced by the process to the original position, and the resulting LDPC code is supplied to the subsequent column twist deinterleaver 55.
  • the reverse switching unit 1001 includes the symbol bits y 0 , y 1 ,..., Y mb ⁇ 1 of the b symbols in units of (consecutive) b symbols. Is supplied.
  • the reverse permutation unit 1001 replaces the mb symbol bits y 0 to y mb ⁇ 1 with the original mb bit code bits b 0 , b 1 ,. Reverse replacement is performed to return to the order of the sign bits b 0 to b mb ⁇ 1 before the replacement in the replacement unit 32 constituting the multiplexer 25, and the resulting mb bit code bits b 0 to b mb ⁇ 1 is output.
  • the memory 1002 stores mb bits in the row (horizontal) direction and N / (mb in the column (vertical) direction, similarly to the memory 31 constituting the demultiplexer 25 on the transmission device 11 side. ) It has a storage capacity for storing bits. That is, the memory 1002 includes mb columns that store N / (mb) bits.
  • the code bits of the LDPC code output from the reverse switching unit 1001 are written in the direction in which the code bits are read from the memory 31 of the demultiplexer 25 of the transmission device 11.
  • the sign bit written in the memory 1002 is read in the direction in which the sign bit is written.
  • the multiplexer 54 reads the code bits from the memory 1002 in the column direction and supplies them to the subsequent column twist deinterleaver 55.
  • FIG. 132B is a diagram illustrating reading of the sign bit from the memory 1002.
  • the multiplexer 54 reads the code bits of the LDPC code from the top to the bottom (column direction) of the columns constituting the memory 1002 from the left to the right columns.
  • FIG. 133 is a diagram for explaining processing of the column twist deinterleaver 55 configuring the bit deinterleaver 165 of FIG.
  • FIG. 133 shows a configuration example of the memory 1002 of the multiplexer 54.
  • the memory 1002 stores mb bits in the column (vertical) direction and has a storage capacity for storing N / (mb) bits in the row (horizontal) direction, and includes mb columns.

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Abstract

　本技術は、エラーに対する耐性を向上させることができるデータ処理装置、及び、データ処理方法に関する。　符号長Nが16200ビットのLDPC符号の符号ビットが、8個等の記憶単位に書き込まれる。LDPC符号の検査行列の任意の１行にある1に対応する複数の符号ビットが、記憶単位から読み出された１個のシンボルに含まれないように、LDPC符号の符号ビットを並び替える並び替え処理として、符号ビットを、記憶単位内に記憶する際に、符号ビットの記憶開始位置を記憶単位毎に変更する処理が行われる。本技術は、例えば、LDPC符号を伝送する場合に適用できる。

Description

データ処理装置、及び、データ処理方法
　本技術は、データ処理装置、及び、データ処理方法に関し、特に、例えば、データのエラーに対する耐性を向上させることができるようにするデータ処理装置、及び、データ処理方法に関する。
　LDPC(Low Density Parity Check)符号は、高い誤り訂正能力を有し、近年では、例えば、欧州で行われているDVB(Digital Video Broadcasting)-S.2等の衛星ディジタル放送を含む伝送方式に広く採用され始めている（例えば、非特許文献１を参照）。また、LDPC符号は、次世代の地上ディジタル放送にも採用が検討されている。
　LDPC符号は、近年の研究により、ターボ符号等と同様に、符号長を長くしていくにしたがって、シャノン限界に近い性能が得られることがわかりつつある。また、LDPC符号は、最小距離が符号長に比例するという性質があることから、その特徴として、ブロック誤り確率特性がよく、さらに、ターボ符号等の復号特性において観測される、いわゆるエラーフロア現象が殆ど生じないことも利点として挙げられる。
　以下、このようなLDPC符号について具体的に説明する。なお、LDPC符号は、線形符号であり、必ずしも２元である必要はないが、ここでは、２元であるものとして説明する。
　LDPC符号は、そのLDPC符号を定義する検査行列(parity check matrix)が疎なものであることを最大の特徴とする。ここで、疎な行列とは、行列の要素の"1"の個数が非常に少ない行列（ほとんどの要素が0の行列）である。
　図１は、LDPC符号の検査行列Hの例を示している。
　図１の検査行列Hでは、各列の重み（列重み）（"1"の数）(weight)が"3"であり、且つ、各行の重み（行重み）が"6"になっている。
　LDPC符号による符号化（LDPC符号化）では、例えば、検査行列Hに基づいて生成行列Gを生成し、この生成行列Gを２元の情報ビットに対して乗算することで、符号語（LDPC符号）が生成される。
　具体的には、LDPC符号化を行う符号化装置は、まず、検査行列Hの転置行列HTとの間に、式GHT=0が成立する生成行列Gを算出する。ここで、生成行列Gが、K×N行列である場合には、符号化装置は、生成行列Gに対してKビットからなる情報ビットのビット列（ベクトルｕ）を乗算し、Nビットからなる符号語c(=uG)を生成する。この符号化装置によって生成された符号語（LDPC符号）は、所定の通信路を介して受信側において受信される。
　LDPC符号の復号は、Gallagerが確率復号(Probabilistic Decoding)と称して提案したアルゴリズムであって、バリアブルノード（variable node（メッセージノード(message node)とも呼ばれる）)と、チェックノード(check node)とからなる、いわゆるタナーグラフ(Tanner graph)上での確率伝播(belief propagation)によるメッセージ・パッシング・アルゴリズムによって行うことが可能である。ここで、以下、適宜、バリアブルノードとチェックノードを、単に、ノードともいう。
　図２は、LDPC符号の復号の手順を示している。
　なお、以下、適宜、受信側で受信したLDPC符号（１符号語）のi番目の符号ビットの、値の"0"らしさを対数尤度比(log likelihood ratio)で表現した実数値（受信LLR）を、受信値u0iともいう。また、チェックノードから出力されるメッセージをujとし、バリアブルノードから出力されるメッセージをviとする。
　まず、LDPC符号の復号においては、図２に示すように、ステップＳ１１において、LDPC符号が受信され、メッセージ（チェックノードメッセージ）ujが"0"に初期化されるとともに、繰り返し処理のカウンタとしての整数をとる変数kが"0"に初期化され、ステップＳ１２に進む。ステップＳ１２において、LDPC符号を受信して得られる受信値u0iに基づいて、式（１）に示す演算（バリアブルノード演算）を行うことによってメッセージ（バリアブルノードメッセージ）viが求められ、さらに、このメッセージviに基づいて、式（２）に示す演算（チェックノード演算）を行うことによってメッセージujが求められる。
Figure JPOXMLDOC01-appb-M000001
 　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（１）
Figure JPOXMLDOC01-appb-M000002
 　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（２）
　ここで、式（１）と式（２）におけるdvとdcは、それぞれ、検査行列Hの縦方向（列）と横方向（行）の"1"の個数を示す任意に選択可能とされるパラメータであり、例えば、(3,6)符号の場合には、dv=3，dc=6となる。
　なお、式（１）のバリアブルノード演算、及び（２）のチェックノード演算においては、それぞれ、メッセージを出力しようとする枝(edge)（バリアブルノードとチェックノードとを結ぶ線）から入力されたメッセージを、演算の対象としないことから、演算の範囲が、１ないしdv-1又は１ないしdc-1となっている。また、式（２）のチェックノード演算は、実際には、２入力v1，v2に対する１出力で定義される式（３）に示す関数R(v1,v2)のテーブルを予め作成しておき、これを式（４）に示すように連続的（再帰的）に用いることによって行われる。
Figure JPOXMLDOC01-appb-M000003
 　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（３）
Figure JPOXMLDOC01-appb-M000004
 　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（４）
　ステップＳ１２では、さらに、変数kが"1"だけインクリメントされ、ステップＳ１３に進む。ステップＳ１３では、変数kが所定の繰り返し復号回数Cよりも大きいか否かが判定される。ステップＳ１３において、変数kがCよりも大きくないと判定された場合、ステップＳ１２に戻り、以下、同様の処理が繰り返される。
　また、ステップＳ１３において、変数kがCよりも大きいと判定された場合、ステップＳ１４に進み、式（５）に示す演算を行うことによって最終的に出力する復号結果としてのメッセージviが求められて出力され、LDPC符号の復号処理が終了する。
Figure JPOXMLDOC01-appb-M000005
 　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（５）
　ここで、式（５）の演算は、式（１）のバリアブルノード演算とは異なり、バリアブルノードに接続している全ての枝からのメッセージujを用いて行われる。
　図３は、(3,6)LDPC符号（符号化率1/2、符号長12）の検査行列Hの例を示している。
　図３の検査行列Hでは、図１と同様に、列の重みが３に、行の重みが６に、それぞれなっている。
　図４は、図３の検査行列Hのタナーグラフを示している。
　ここで、図４において、プラス"+"で表わされるのが、チェックノードであり、イコール"="で表わされるのが、バリアブルノードである。チェックノードとバリアブルノードは、それぞれ、検査行列Hの行と列に対応する。チェックノードとバリアブルノードとの間の結線は、枝(edge)であり、検査行列の要素の"1"に相当する。
　すなわち、検査行列の第ｊ行第ｉ列の要素が１である場合には、図４において、上からｉ番目のバリアブルノード（"="のノード）と、上からｊ番目のチェックノード（"+"のノード）とが、枝により接続される。枝は、バリアブルノードに対応する符号ビットが、チェックノードに対応する拘束条件を持つことを表す。
　LDPC符号の復号方法であるサムプロダクトアルゴリズム(Sum Product Algorithm)では、バリアブルノード演算とチェックノード演算とが繰り返し行われる。
　図５は、バリアブルノードで行われるバリアブルノード演算を示している。
　バリアブルノードでは、計算しようとしている枝に対応するメッセージviは、バリアブルノードに繋がっている残りの枝からのメッセージu1およびu2と、受信値u0iを用いた式（１）のバリアブルノード演算により求められる。他の枝に対応するメッセージも同様に求められる。
　図６は、チェックノードで行われるチェックノード演算を示している。
　ここで、式（２）のチェックノード演算は、式a×b=exp{ln(|a|)+ln(|b|)}×sign(a)×sign(b)の関係を用いて、式（６）に書き直すことができる。但し、sign(x)は、x≧0のとき1であり、x＜0のとき-1である。
Figure JPOXMLDOC01-appb-M000006
 　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（６）
　x≧0において、関数φ(x)を、式φ(x)=ln(tanh(x/2))と定義すると、式φ-1(x)=2tanh-1(e-x)が成り立つから、式（６）は、式（７）に変形することができる。
Figure JPOXMLDOC01-appb-M000007
 　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（７）
　チェックノードでは、式（２）のチェックノード演算が、式（７）に従って行われる。
　すなわち、チェックノードでは、図６のように、計算しようとしている枝に対応するメッセージujは、チェックノードに繋がっている残りの枝からのメッセージv1,v2,v3,v4,v5を用いた式（７）のチェックノード演算によって求められる。他の枝に対応するメッセージも同様に求められる。
　なお、式（７）の関数φ(x)は、式φ(x)=ln((ex+1)/(ex-1))で表すことができ、x＞0において、φ(x)=φ-1(x)である。関数φ(x)およびφ-1(x)をハードウェアに実装する際には、LUT(Look Up Table)を用いて実装される場合があるが、両者共に同一のLUTとなる。
DVB-S.2 : ETSI EN 302 307 V1.1.2 (2006-06)
　LDPC符号は、衛星ディジタル放送の規格であるDVB-S.2や、次世代の地上ディジタル放送の規格であるDVB-T.2で採用されている。また、LDPC符号は、次世代のCATV(Cable Television)ディジタル放送の規格であるDVB-C.2での採用が予定されている。
　DVB-S.2等のDVBの規格に準拠したディジタル放送では、LDPC符号が、QPSK(Quadrature Phase Shift Keying)等の直交変調（ディジタル変調）のシンボルとされ（シンボル化され）、そのシンボルが信号点にマッピングされて送信される。
　LDPC符号のシンボル化では、LDPC符号の符号ビットの入れ替えが、２ビット以上の符号ビット単位で行われ、その入れ替え後の符号ビットが、シンボルのビットとされる。
　LDPC符号のシンボル化のための、符号ビットの入れ替えの方式としては、種々の方式で提案されており、例えば、DVB-T.2でも規定されている。
　ところで、DVB-T.2は、家庭等に設置されるテレビジョン受像機等の固定端末向けのディジタル放送の規格であり、携帯（移動）端末向けのディジタル放送には、適切でない場合がある。
　すなわち、携帯端末は、固定端末に比較して、回路規模を小さくする必要があり、低消費電力化を図る必要がある。したがって、携帯端末向けのディジタル放送では、携帯端末でのLDPC符号の復号等の処理に必要な負荷を軽減するために、例えば、LDPC符号の復号の繰り返し回数（繰り返し復号回数C）や、LDPC符号の符号長等が、固定端末向けのディジタル放送の場合よりも制限されることがある。
　しかしながら、そのような制限の下であっても、エラーに対する耐性は、ある程度維持する必要がある。
　本技術は、このような状況に鑑みてなされたものであり、LDPC符号等のデータのエラーに対する耐性を向上させることができるようにするものである。
　本技術の第１の側面のデータ処理装置／方法は、データ処理装置／方法において、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行う並び替え部／ステップを備え、前記並び替え処理は、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更する処理であって、前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする処理であるデータ処理装置／方法である。
　以上のような第１の側面においては、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理が行われる。前記並び替え処理では、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更する処理であって、前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする処理が行われる。
　本技術の第２の側面のデータ処理装置／方法は、データ処理装置／方法において、受信した２つのシンボルに含まれるビットの逆並び替え処理を行う逆並び替え部／ステップを備え、前記2つのシンボルは、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行うことにより取得されるデータであって、前記並び替え処理は、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を、前記記憶単位毎に変更する処理であって、前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする処理であり、前記逆並び替え処理は、前記並び替え処理後の符号ビットを、元の並びに戻す処理であるデータ処理装置／方法である。
　以上のような第２の側面においては、受信した２つのシンボルに含まれるビットの逆並び替え処理が行われる。前記2つのシンボルは、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行うことにより取得されるデータであって、前記並び替え処理では、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を、前記記憶単位毎に変更する処理であって、前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする処理が行われる。前記逆並び替え処理では、前記並び替え処理後の符号ビットが、元の並びに戻される。
　本技術の第３の側面のデータ処理装置／方法は、データ処理装置／方法において、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行う並び替え部／ステップを備え、前記並び替え処理は、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更する処理であって、前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする処理であるデータ処理装置／方法である。
　以上のような第３の側面においては、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理が行われる。前記並び替え処理では、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更する処理であって、前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする処理が行われる。
　本技術の第４の側面のデータ処理装置／方法は、データ処理装置／方法において、受信した１つのシンボルに含まれるビットの逆並び替え処理を行う逆並び替え部／ステップを備え、前記１つのシンボルは、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行うことにより取得されるデータであって、前記並び替え処理は、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を、前記記憶単位毎に変更する処理であって、前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする処理であり、前記逆並び替え処理は、前記並び替え処理後の符号ビットを、元の並びに戻す処理であるデータ処理装置／方法である。
　以上のような第４の側面においては、受信した１つのシンボルに含まれるビットの逆並び替え処理が行われる。前記１つのシンボルは、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行うことにより取得されるデータであって、前記並び替え処理では、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を、前記記憶単位毎に変更する処理であって、前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする処理が行われる。前記逆並び替え処理では、前記並び替え処理後の符号ビットが、元の並びに戻される。
　本技術の第５の側面のデータ処理装置／方法は、データ処理装置／方法において、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行う並び替え部／ステップを備え、前記並び替え処理は、前記符号ビットを、12個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更する処理であって、前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、前記12個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが12の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの9番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの10番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの11番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの12番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが9の位置とする処理であるデータ処理装置／方法である。
　以上のような第５の側面においては、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理が行われる。前記並び替え処理では、前記符号ビットを、12個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更する処理であって、前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、前記12個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが12の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの9番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの10番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの11番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの12番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが9の位置とする処理が行われる。
　本技術の第６の側面のデータ処理装置／方法は、データ処理装置／方法において、受信した２つのシンボルに含まれるビットの逆並び替え処理を行う逆並び替え部／ステップを備え、前記2つのシンボルは、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行うことにより取得されるデータであって、前記並び替え処理は、前記符号ビットを、12個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を、前記記憶単位毎に変更する処理であって、前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、前記12個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが12の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの9番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの10番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの11番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの12番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが9の位置とする処理であり、前記逆並び替え処理は、前記並び替え処理後の符号ビットを、元の並びに戻す処理であるデータ処理装置／方法である。
　以上のような第６の側面においては、受信した２つのシンボルに含まれるビットの逆並び替え処理が行われる。前記2つのシンボルは、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行うことにより取得されるデータであって、前記並び替え処理では、前記符号ビットを、12個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を、前記記憶単位毎に変更する処理であって、前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、前記12個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが12の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの9番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの10番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの11番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、前記12個の記憶単位のうちの12番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが9の位置とする処理が行われる。前記逆並び替え処理では、前記並び替え処理後の符号ビットが、元の並びに戻される。
　なお、データ処理装置は、独立した装置であっても良いし、１個の装置を構成している内部ブロックであっても良い。
　本技術によれば、エラーに対する耐性を向上させることができる。
LDPC符号の検査行列Hを説明する図である。 LDPC符号の復号手順を説明するフローチャートである。 LDPC符号の検査行列の例を示す図である。 検査行列のタナーグラフを示す図である。 バリアブルノードを示す図である。 チェックノードを示す図である。 本技術を適用した伝送システムの一実施の形態の構成例を示す図である。 送信装置１１の構成例を示すブロック図である。 ビットインターリーバ１１６の構成例を示すブロック図である。 検査行列を示す図である。 パリティ行列を示す図である。 DVB-S.2の規格に規定されているLDPC符号の検査行列を説明する図である。 DVB-S.2の規格に規定されているLDPC符号の検査行列を説明する図である。 16QAMの信号点配置を示す図である。 64QAMの信号点配置を示す図である。 64QAMの信号点配置を示す図である。 64QAMの信号点配置を示す図である。 デマルチプレクサ２５の処理を説明する図である。 デマルチプレクサ２５の処理を説明する図である。 LDPC符号の復号についてのタナーグラフを示す図である。 階段構造になっているパリティ行列HTと、そのパリティ行列HTに対応するタナーグラフを示す図である。 パリティインターリーブ後のLDPC符号に対応する検査行列Hのパリティ行列HTを示す図である。 変換検査行列を示す図である。 カラムツイストインターリーバ２４の処理を説明する図である。 カラムツイストインターリーブに必要なメモリ３１のカラム数と、書き始めの位置のアドレスを示す図である。 カラムツイストインターリーブに必要なメモリ３１のカラム数と、書き始めの位置のアドレスを示す図である。 ビットインターリーバ１１６、及び、QAMエンコーダ１１７で行われる処理を説明するフローチャートである。 シミュレーションで採用した通信路のモデルを示す図である。 シミュレーションで得られたエラーレートと、フラッタのドップラ周波数fdとの関係を示す図である。 シミュレーションで得られたエラーレートと、フラッタのドップラ周波数fdとの関係を示す図である。 LDPCエンコーダ１１５の構成例を示すブロック図である。 LDPCエンコーダ１１５の処理を説明するフローチャートである。 符号化率1/4、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 検査行列初期値テーブルから検査行列Hを求める方法を説明する図である。 符号化率1/5、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 符号化率4/15、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 符号化率1/3、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 符号化率2/5、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 符号化率4/9、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 符号化率7/15、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 符号化率8/15、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 符号化率3/5、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 符号化率2/3、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 列重みが3で、行重みが6であるというデグリーシーケンスのアンサンブルのタナーグラフの例を示す図である。 マルチエッジタイプのアンサンブルのタナーグラフの例を示す図である。 符号長16200のLDPC符号の検査行列の最小サイクル長と性能閾値とを示す図である。 符号長16200のLDPC符号の検査行列を説明する図である。 符号長16200のLDPC符号の検査行列を説明する図である。 符号長16200のLDPC符号のBERのシミュレーション結果を示す図である。 現行方式の入れ替え処理を説明する図である。 現行方式の入れ替え処理を説明する図である。 符号長16200、符号化率1/5のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率1/5のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率1/5のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率4/15のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率4/15のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率4/15のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率1/3のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率1/3のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率1/3のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率2/5のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率2/5のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率2/5のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率4/9のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率4/9のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率4/9のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率7/15のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率7/15のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率7/15のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率8/15のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率8/15のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率8/15のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率3/5のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率3/5のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率3/5のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率2/3のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率2/3のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率2/3のLDPC符号を16QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率1/5のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率1/5のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率1/5のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率4/15のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率4/15のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率4/15のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率1/3のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率1/3のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率1/3のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率2/5のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率2/5のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率2/5のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率4/9のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率4/9のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率4/9のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率7/15のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率7/15のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率7/15のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率8/15のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率8/15のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率8/15のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率3/5のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率3/5のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率3/5のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 符号長16200、符号化率2/3のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示す図である。 符号長16200、符号化率2/3のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示す図である。 符号長16200、符号化率2/3のLDPC符号を64QAMで変調し、倍数bが2である場合の、割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えを示す図である。 カラムツイストインターリーブに必要なメモリ３１のカラム数と、書き始めの位置のアドレスを示す図である。 BER及びFERのシミュレーション結果を示す図である。 BER及びFERのシミュレーション結果を示す図である。 BER及びFERのシミュレーション結果を示す図である。 BER及びFERのシミュレーション結果を示す図である。 BER及びFERのシミュレーション結果を示す図である。 BER及びFERのシミュレーション結果を示す図である。 BER及びFERのシミュレーション結果を示す図である。 BER及びFERのシミュレーション結果を示す図である。 BER及びFERのシミュレーション結果を示す図である。 DVB-T.2に規定されている符号化率1/4、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 DVB-S.2に規定されている符号化率1/3、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 DVB-S.2に規定されている符号化率2/5、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 DVB-T.2に規定されている符号化率1/2、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 DVB-T.2に規定されている符号化率3/5、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 DVB-T.2に規定されている符号化率2/3、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 DVB-T.2に規定されている符号化率3/4、符号長16200の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。 L個の符号語単位で行うカラムツイストインターリーブを説明する図である。 受信装置１２の構成例を示すブロック図である。 ビットデインターリーバ１６５の構成例を示すブロック図である。 QAMデコーダ１６４、ビットデインターリーバ１６５、及び、LDPCデコーダ１６６が行う処理を説明するフローチャートである。 LDPC符号の検査行列の例を示す図である。 検査行列に行置換と列置換を施した行列（変換検査行列）を示す図である。 ５×５単位に分割した変換検査行列を示す図である。 ノード演算をP個まとめて行う復号装置の構成例を示すブロック図である。 LDPCデコーダ１６６の構成例を示すブロック図である。 ビットデインターリーバ１６５を構成するマルチプレクサ５４の処理を説明する図である。 カラムツイストデインターリーバ５５の処理を説明する図である。 ビットデインターリーバ１６５の他の構成例を示すブロック図である。 受信装置１２を適用可能な受信システムの第１の構成例を示すブロック図である。 受信装置１２を適用可能な受信システムの第２の構成例を示すブロック図である。 受信装置１２を適用可能な受信システムの第３の構成例を示すブロック図である。 本技術を適用したコンピュータの一実施の形態の構成例を示すブロック図である。
　［本技術を適用した伝送システムの構成例］
　図７は、本技術を適用した伝送システム（システムとは、複数の装置が論理的に集合した物をいい、各構成の装置が同一筐体中にあるか否かは、問わない）の一実施の形態の構成例を示している。
　図７において、伝送システムは、送信装置１１と受信装置１２とから構成される。
　送信装置１１は、固定端末向けや携帯端末向けの番組の送信（放送）（伝送）を行う。すなわち、送信装置１１は、例えば、固定端末向けや携帯端末向けの番組としての画像データや音声データ等の、送信の対象である対象データをLDPC符号に符号化し、例えば、地上波である通信路１３を介して送信する。
　受信装置１２は、例えば、携帯端末であり、送信装置１１から通信路１３を介して送信されてくるLDPC符号を受信し、対象データに復号して出力する。
　ここで、図７の伝送システムで使用されるLDPC符号は、AWGN(Additive White Gaussian Noise)通信路で極めて高い能力を発揮することが知られている。
　しかしながら、地上波等の通信路１３では、バースト(burst)誤りやイレージャ(erasure)を発生することがある。例えば、OFDM(Orthogonal Frequency Division Multiplexing)システムでは、D/U(Desired to Undesired Ratio)が0dB(Undesired=echoのパワーがDesired=メインパスのパワーと等しい)のマルチパス環境において、エコー(echo)（メインパス以外のパス）の遅延(delay)に応じて、特定のシンボルのパワーが0になってしまう(erasure)場合がある。
　また、フラッタ(flutter)(遅延が0でドップラ(dopper)周波数の掛かったechoが加算される通信路)でも、D/Uが0dBである場合には、ドップラ周波数によって、特定の時刻のOFDMのシンボル全体のパワーが0になる(erasure)場合が生じる。
　さらに、受信装置１２側の、送信装置１１からの信号を受信するアンテナ等の受信部（図示せず）から受信装置１２までの配線の状況や、受信装置１２の電源の不安定性により、バースト誤りが発生することがある。
　一方、LDPC符号の復号においては、検査行列Hの列、ひいては、LDPC符号の符号ビットに対応するバリアブルノードにおいて、前述の図５に示したように、LDPC符号の符号ビット（の受信値u0i）の加算を伴う式（１）のバリアブルノード演算が行われるため、そのバリアブルノード演算に用いられる符号ビットにエラーが生じると、求められるメッセージの精度が低下する。
　そして、LDPC符号の復号では、チェックノードにおいて、そのチェックノードに繋がっているバリアブルノードで求められるメッセージを用いて、式（７）のチェックノード演算が行われるため、繋がっている複数のバリアブルノード（に対応するLDPC符号の符号ビット）が同時にエラー（イレージャを含む）となるチェックノードの数が多くなると、復号の性能が劣化する。
　すなわち、例えば、チェックノードは、そのチェックノードに繋がっているバリアブルノードの２個以上が同時にイレージャになると、全バリアブルノードに、値が0である確率と1である確率とが等確率のメッセージを戻す。この場合、等確率のメッセージを戻すチェックノードは、１回の復号処理（１セットのバリアブルノード演算及びチェックノード演算）に寄与しないこととなり、その結果、復号処理の繰り返し回数を多く必要とすることになって、復号の性能が劣化し、さらに、LDPC符号の復号を行う受信装置１２の消費電力が増大する。
　そこで、図７の伝送システムでは、AWGN通信路での性能を維持しつつ、バースト誤りやイレージャへの耐性を向上させるようになっている。
　［送信装置１１の構成例］
　図８は、図７の送信装置１１の構成例を示すブロック図である。
　送信装置１１では、対象データとしての１以上のインプットストリーム(Input Streams)が、モードアダプテーション／マルチプレクサ(Mode Adaptation/Multiplexer)１１１に供給される。
　モードアダプテーション／マルチプレクサ１１１は、モード選択、及び、そこに供給される１以上のインプットストリームの多重化を行い、その結果得られるデータを、パダー(padder)１１２に供給する。
　パダー１１２は、モードアダプテーション／マルチプレクサ１１１からのデータに対して、必要なゼロ詰め（Nullの挿入）を行い、その結果得られるデータを、BBスクランブラ(BB Scrambler)１１３に供給する。
　BBスクランブラ１１３は、パダー１１２からのデータに、エネルギ拡散処理を施し、その結果得られるデータを、BCHエンコーダ(BCH encoder)１１４に供給する。
　BCHエンコーダ１１４は、BBスクランブラ１１３からのデータをBCH符号化し、その結果得られるデータを、LDPC符号化の対象であるLDPC対象データとして、LDPCエンコーダ(LDPC encoder)１１５に供給する。
　LDPCエンコーダ１１５は、BCHエンコーダ１１４からのLDPC対象データについて、LDPC符号のパリティビットに対応する部分であるパリティ行列が階段構造になっている検査行列に従ったLDPC符号化を行い、LDPC対象データを情報ビットとするLDPC符号を出力する。
　すなわち、LDPCエンコーダ１１５は、LDPC対象データを、例えば、DVB-T.2の規格に規定されているLDPC符号等のLDPC符号に符号化するLDPC符号化を行い、その結果得られるLDPC符号を出力する。
　ここで、DVB-T.2の規格では、符号長が16200ビットで、符号化率が3/5の場合を除き、DVB-S.2の規格に規定されているLDPC符号が採用されている。DVB-T.2の規格に規定されているLDPC符号は、IRA(Irregular Repeat Accumulate)符号であり、そのLDPC符号の検査行列におけるパリティ行列は、階段構造になっている。パリティ行列、及び、階段構造については、後述する。また、IRA符号については、例えば、"Irregular Repeat-Accumulate Codes," H. Jin, A. Khandekar, and R. J. McEliece, in Proceedings of 2nd International Symposium on Turbo codes and Related Topics, pp. 1-8, Sept. 2000に記載されている。
　LDPCエンコーダ１１５が出力するLDPC符号は、ビットインターリーバ１１６に供給される。
　ビットインターリーバ１１６は、LDPCエンコーダ１１５からのLDPC符号について、後述するビットインターリーブを行い、そのビットインターリーブ後のLDPC符号を、QAMエンコーダ(QAM encoder)１１７に供給する。
　QAMエンコーダ１１７は、ビットインターリーバ１１６からのLDPC符号を、そのLDPC符号の１ビット以上の符号ビットの単位（シンボル単位）で、直交変調の１つのシンボルを表す信号点にマッピングして直交変調（多値変調）を行う。
　すなわち、QAMエンコーダ１１７は、ビットインターリーバ１１６からのLDPC符号を、搬送波と同相のI成分を表すI軸と、搬送波と直交するQ成分を表すQ軸とで規定されるIQ平面（IQコンスタレーション）上の、LDPC符号の直交変調を行う変調方式で定める信号点にマッピングして直交変調を行う。
　ここで、QAMエンコーダ１１７で行われる直交変調の変調方式としては、例えば、DVB-Tの規格に規定されている変調方式を含む変調方式、すなわち、例えば、QPSK(Quadrature Phase Shift Keying)や、16QAM(Quadrature Amplitude Modulation)，64QAM，256QAM，1024QAM，4096QAM等がある。QAMエンコーダ１１７において、いずれの変調方式による直交変調が行われるかは、例えば、送信装置１１のオペレータの操作に従って、あらかじめ設定される。なお、QAMエンコーダ１１７では、その他、例えば、4PAM(Pulse Amplitude Modulation)その他の直交変調を行うことが可能である。
　QAMエンコーダ１１７での処理により得られるデータ（信号点にマッピングされたシンボル）は、時間インターリーバ(Time Interleaver)１１８に供給される。
　時間インターリーバ１１８は、QAMエンコーダ１１７からのデータ（シンボル）について、シンボル単位での時間インターリーブ（時間方向のインターリーブ）を行い、その結果得られるデータを、MISO/MIMOエンコーダ(MISO/MIMO encoder)１１９に供給する。
　MISO/MIMOエンコーダ１１９は、時間インターリーバ１１８からのデータ（シンボル）に、時空間符号化を施し、周波数インターリーバ(Frequency Interleaver)１２０に供給する。
　周波数インターリーバ１２０は、MISO/MIMOエンコーダ１１９からのデータ（シンボル）について、シンボル単位での周波数インターリーブ（周波数方向のインターリーブ）を行い、フレームビルダ／リソースアロケーション部(Frame Builder & Resource Allocation)１３１に供給する。
　一方、BCHエンコーダ１２１には、例えば、L1等と呼ばれるプリアンブル等の伝送制御用の制御データ（signaling)が供給される。
　BCHエンコーダ１２１は、そこに供給される制御データを、BCHエンコーダ１１４と同様にBCH符号化し、その結果得られるデータを、LDPCエンコーダ１２２に供給する。
　LDPCエンコーダ１２２は、BCHエンコーダ１２１からのデータを、LDPC対象データとして、LDPCエンコーダ１１５と同様にLDPC符号化し、その結果得られるLDPC符号を、QAMエンコーダ１２３に供給する。
　QAMエンコーダ１２３は、QAMエンコーダ１１７と同様に、LDPCエンコーダ１２２からのLDPC符号を、そのLDPC符号の１ビット以上の符号ビットの単位（シンボル単位）で、直交変調の１つのシンボルを表す信号点にマッピングして直交変調を行い、その結果得られるデータ（シンボル）を、周波数インターリーバ１２４に供給する。
　周波数インターリーバ１２４は、周波数インターリーバ１２０と同様に、QAMエンコーダ１２３からのデータ（シンボル）について、シンボル単位での周波数インターリーブを行い、フレームビルダ／リソースアロケーション部１３１に供給する。
　フレームビルダ／リソースアロケーション部１３１は、周波数インターリーバ１２０、及び、１２４からのデータ（シンボル）の必要な位置に、パイロット(Pilot)のシンボルを挿入し、その結果られるデータ（シンボル）から、所定の数のシンボルで構成されるフレームを構成して、OFDM生成部(OFDM generation)１３２に供給する。
　OFDM生成部１３２は、フレームビルダ／リソースアロケーション部１３１からのフレームから、そのフレームに対応するOFDM信号を生成し、通信路１３（図７）を介して送信する。
　図９は、図８のビットインターリーバ１１６の構成例を示している。
　ビットインターリーバ１１６は、データをインターリーブするデータ処理装置であり、パリティインターリーバ(parity interleaver)２３、カラムツイストインターリーバ(column twist interleaver)２４、及びデマルチプレクサ(DEMUX)２５から構成される。
　パリティインターリーバ２３は、LDPCエンコーダ１１５からのLDPC符号のパリティビットを、他のパリティビットの位置にインターリーブするパリティインターリーブを行い、そのパリティインターリーブ後のLDPC符号を、カラムツイストインターリーバ２４に供給する。
　カラムツイストインターリーバ２４は、パリティインターリーバ２３からのLDPC符号について、カラムツイストインターリーブを行い、そのカラムツイストインターリーブ後のLDPC符号を、デマルチプレクサ２５に供給する。　
　すなわち、LDPC符号は、図８のQAMエンコーダ１１７において、そのLDPC符号の1ビット以上の符号ビットを、直交変調の１つのシンボルを表す信号点にマッピングして送信される。
　カラムツイストインターリーバ２４では、LDPCエンコーダ１１５で用いられる検査行列の任意の１行にある1に対応するLDPC符号の複数の符号ビットが、１つのシンボルに含まれないように、パリティインターリーバ２３からのLDPC符号の符号ビットを並び替える並び替え処理として、例えば、後述するようなカラムツイストインターリーブが行われる。
　デマルチプレクサ２５は、カラムツイストインターリーバ２４からのLDPC符号について、シンボルとなるLDPC符号の２以上の符号ビットの位置を入れ替える入れ替え処理を行うことで、AWGNに対する耐性を強化したLDPC符号を得る。そして、デマルチプレクサ２５は、入れ替え処理によって得られる、LDPC符号の２以上の符号ビットを、シンボルとして、QAMエンコーダ１１７（図８）に供給する。
　次に、図１０は、図８のLDPCエンコーダ１１５でLDPC符号化に用いられる検査行列Hを示している。
　検査行列Hは、LDGM(Low-Density Generation Matrix)構造になっており、LDPC符号の符号ビットのうちの、情報ビットに対応する部分の情報行列HAと、パリティビットに対応するパリティ行列HTとによって、式H＝[HA｜HT］（情報行列HAの要素を左側の要素とし、パリティ行列HTの要素を右側の要素とする行列）で表すことができる。
　ここで、１個のLDPC符号（１符号語）の符号ビットのうちの情報ビットのビット数と、パリティビットのビット数を、それぞれ、情報長Kと、パリティ長Mというとともに、１個のLDPC符号の符号ビットのビット数を、符号長N(=K+M)という。
　ある符号長NのLDPC符号についての情報長Kとパリティ長Mは、符号化率によって決まる。また、検査行列Hは、行×列がM×Nの行列となる。そして、情報行列HAは、M×Kの行列となり、パリティ行列HTは、M×Mの行列となる。
　図１１は、DVB-T.2（及びDVB-S.2）の規格に規定されているLDPC符号の検査行列Hのパリティ行列HTを示している。
　DVB-T.2の規格に規定されているLDPC符号の検査行列Hのパリティ行列HTは、図１１に示すように、1の要素が、いわば階段状に並ぶ階段構造になっている。パリティ行列HTの行重みは、１行目については１で、残りの全ての行については２になっている。また、列重みは、最後の１列については１で、残りの全ての列で２になっている。
　以上のように、パリティ行列HTが階段構造になっている検査行列HのLDPC符号は、その検査行列Hを用いて、容易に生成することができる。
　すなわち、LDPC符号（１符号語）を、行ベクトルcで表すとともに、その行ベクトルを転置して得られる列ベクトルを、cTと表す。また、LDPC符号である行ベクトルcのうちの、情報ビットの部分を、行ベクトルAで表すとともに、パリティビットの部分を、行ベクトルTで表すこととする。
　この場合、行ベクトルcは、情報ビットとしての行ベクトルAと、パリティビットとしての行ベクトルTとによって、式c =[A|T]（行ベクトルAの要素を左側の要素とし、行ベクトルTの要素を右側の要素とする行ベクトル）で表すことができる。
　検査行列Hと、LDPC符号としての行ベクトルc=[A|T]とは、式HcT=0を満たす必要があり、かかる式HcT=0を満たす行ベクトルc=[A|T]を構成するパリティビットとしての行ベクトルTは、検査行列H=[HA|HT]のパリティ行列HTが、図１１に示した階段構造になっている場合には、式HcT=0における列ベクトルHcTの１行目の要素から順に、各行の要素を０にしていくようにすることで、逐次的（順番）に求めることができる。
　図１２は、DVB-T.2の規格に規定されているLDPC符号の検査行列Hを説明する図である。
　DVB-T.2の規格に規定されているLDPC符号の検査行列Hの１列目からのKX列については、列重みがXに、その後のK3列については、列重みが３に、その後のM-1列については、列重みが２に、最後の１列については、列重みが１に、それぞれなっている。
　ここで、KX+K3+M-1+1は、符号長Nに等しい。
　図１３は、DVB-T.2の規格に規定されているLDPC符号の各符号化率rについての、列数KX，K3、及びM、並びに、列重みXを示す図である。
　DVB-T.2の規格では、64800ビットと16200ビットの符号長NのLDPC符号が規定されている。
　そして、符号長Nが64800ビットのLDPC符号については、１１個の符号化率(nominal rate)1/4,1/3,2/5,1/2,3/5,2/3,3/4,4/5,5/6,8/9、及び9/10が規定されており、符号長Nが16200ビットのLDPC符号については、１０個の符号化率1/4,1/3,2/5,1/2,3/5,2/3,3/4,4/5,5/6、及び8/9が規定されている。
　ここで、以下、64800ビットの符号長Nを、64kビットともいい、16200ビットの符号長Nを、16kビットともいう。
　LDPC符号については、検査行列Hの列重みが大の列に対応する符号ビットほど、エラーレートが低いことが知られている。
　図１２及び図１３に示した、DVB-T.2の規格に規定されている検査行列Hでは、先頭側（左側）の列ほど、列重みが大の傾向にあり、したがって、その検査行列Hに対応するLDPC符号については、先頭の符号ビットほど、エラーに強く（エラーに対する耐性があり）、終わりの符号ビットほど、エラーに弱い傾向がある。
　次に、図１４は、図８のQAMエンコーダ１１７で16QAMが行われる場合の、１６個のシンボル（に対応する信号点）のIQ平面上の配置を示している。
　すなわち、図１４のＡは、DVB-T.2の16QAMのシンボルを示している。
　16QAMでは、１シンボルは、４ビットで表され、１６(=24)個のシンボルが存在する。そして、１６個のシンボルは、IQ平面の原点を中心として、I方向×Q方向が４×４の正方形状となるように配置されている。
　いま、１シンボルが表すビット列の、最上位ビットからi+1ビット目のビットを、ビットyiと表すこととすると、16QAMの１シンボルが表す４ビットは、最上位ビットから順に、ビットy0,y1,y2,y3と表すことができる。変調方式が16QAMの場合には、LDPC符号の符号ビットの４ビットが、４ビットy0ないしy3のシンボル（シンボル値）に（シンボル化）される。
　図１４のＢは、16QAMのシンボルが表す４ビット（以下、シンボルビットともいう）y0ないしy3それぞれについてのビット境界を示している。
　ここで、シンボルビットyi（図１４では、i=0,1,2,3）についてのビット境界とは、そのシンボルビットyiが0になっているシンボルと、1になっているシンボルとの境界を意味する。
　図１４のＢに示すように、16QAMのシンボルが表す４シンボルビットy0ないしy3のうちの最上位のシンボルビットy0については、IQ平面のQ軸の１箇所だけがビット境界となり、２番目（最上位ビットから２番目）のシンボルビットy1については、IQ平面のI軸の１箇所だけがビット境界となる。
　また、３番目のシンボルビットy2については、４×４個のシンボルのうちの、左から１列目と２列目との間、及び３列目と４列目との間の２箇所が、ビット境界となる。
　さらに、４番目のシンボルビットy3については、４×４個のシンボルのうちの、上から１行目と２行目との間、及び３行目と４行目との間の２箇所が、ビット境界となる。
　シンボルが表すシンボルビットyiは、ビット境界から離れているシンボルが多いほど、誤りにくく（エラー確率が低く）、ビット境界に近いシンボルが多いほど、誤りやすい（エラー確率が高い）。
　いま、誤りにくい（エラーに強い）ビットを、「強いビット」というとともに、誤りやすい（エラーに弱い）ビットを、「弱いビット」ということとすると、16QAMのシンボルの４シンボルビットy0ないしy3については、最上位のシンボルビットy0、及び２番目のシンボルビットy1が強いビットになっており、３番目のシンボルビットy2、及び４番目のシンボルビットy3が弱いビットになっている。
　図１５ないし図１７は、図８のQAMエンコーダ１１７で64QAMが行われる場合の、６４個のシンボル（に対応する信号点）のIQ平面上の配置、すなわち、DVB-T.2の16QAMのシンボルを示している。
　64QAMでは、１シンボルは、６ビットを表し、６４(=26)個のシンボルが存在する。そして、６４個のシンボルは、IQ平面の原点を中心として、I方向×Q方向が８×８の正方形状となるように配置されている。
　64QAMの１シンボルのシンボルビットは、最上位ビットから順に、ビットy0,y1,y2,y3,y4,y5と表すことができる。変調方式が64QAMの場合には、LDPC符号の符号ビットの６ビットは、６ビットのシンボルビットy0ないしy5のシンボルにされる。
　ここで、図１５は、64QAMのシンボルのシンボルビットy0ないしy5のうちの、最上位のシンボルビットy0と、２番目のシンボルビットy1それぞれについてのビット境界を、図１６は、３番目のシンボルビットy2と、４番目のシンボルビットy3それぞれについてのビット境界を、図１７は、５番目のシンボルビットy4と、６番目のシンボルビットy5それぞれについてのビット境界を、それぞれ示している。
　図１５に示すように、最上位のシンボルビットy0と、２番目のシンボルビットy1それぞれについてのビット境界は、１箇所になっている。また、図１６に示すように、３番目のシンボルビットy2と、４番目のシンボルビットy3それぞれについてのビット境界は、２箇所になっており、図１７に示すように、５番目のシンボルビットy4と、６番目のシンボルビットy5それぞれについてのビット境界は、４箇所になっている。
　したがって、64QAMのシンボルのシンボルビットy0ないしy5については、最上位シンボルビットy0、及び２番目のシンボルビットy1が、強いビットになっており、３番目のシンボルビットy2、及び４番目のシンボルビットy3が、その次に強いビットになっている。そして、５番目のシンボルビットy4と、６番目のシンボルビットy5は、弱いビットになっている。
　図１４、さらには、図１５ないし図１７から、直交変調のシンボルのシンボルビットについては、上位ビットが強いビットとなり、下位ビットが弱いビットになる傾向があることが分かる。
　ここで、図１２及び図１３で説明したように、LDPCエンコーダ１１５（図８）が出力するLDPC符号については、エラーに強い符号ビットと、エラーに弱い符号ビットがある。
　また、図１４ないし図１７で説明したように、QAMエンコーダ１１７で行われる直交変調のシンボルのシンボルビットについては、強いビットと弱いビットがある。
　したがって、LDPC符号の、エラーに弱い符号ビットを、直交変調のシンボルの、弱いシンボルビットに割り当てると、全体として、エラーに対する耐性が低下する。
　そこで、LDPC符号の、エラーに弱い符号ビットを、直交変調のシンボルの、強いビット（シンボルビット）に割り当てる傾向で、LDPC符号の符号ビットをインターリーブするインターリーバが提案されている。
　図９のデマルチプレクサ２５は、そのインターリーバの処理を行うことができる。
　図１８は、図９のデマルチプレクサ２５の処理を説明する図である。
　すなわち、図１８のＡは、デマルチプレクサ２５の機能的な構成例を示している。
　デマルチプレクサ２５は、メモリ３１及び入れ替え部３２から構成される。
　メモリ３１には、LDPCエンコーダ１１５からのLDPC符号が供給される。
　メモリ３１は、ロウ(row)（横）方向にmbビットを記憶するとともに、カラム(column)（縦）方向にN/(mb)ビットを記憶する記憶容量を有し、そこに供給されるLDPC符号の符号ビットを、カラム方向に書き込み、ロウ方向に読み出して、入れ替え部３２に供給する。
　ここで、N（＝情報長K＋パリティ長M）は、上述したように、LDPC符号の符号長を表す。
　また、mは、１シンボルとなるLDPC符号の符号ビットのビット数を表し、bは所定の正の整数で、mを整数倍するのに用いられる倍数である。デマルチプレクサ２５は、上述したように、LDPC符号の符号ビットをシンボルとする（シンボル化する）が、倍数bは、デマルチプレクサ２５が、いわば一度のシンボル化によって得るシンボルの個数を表す。
　図１８のＡは、変調方式が64QAMである場合のデマルチプレクサ２５の構成例を示しており、したがって、１シンボルとなるLDPC符号の符号ビットのビット数mは、６ビットである。
　また、図１８のＡでは、倍数bは1になっており、したがって、メモリ３１は、カラム方向×ロウ方向がN/(6×1)×(6×1)ビットの記憶容量を有する。
　ここで、メモリ３１の、ロウ方向が1ビットの、カラム方向に延びる記憶領域を、以下、適宜、カラムという。図１８のＡでは、メモリ３１は、６(=6×1)個のカラムから構成される。
　デマルチプレクサ２５では、LDPC符号の符号ビットを、メモリ３１を構成するカラムの上から下方向（カラム方向）に書き込むことが、左から右方向のカラムに向かって行われる。
　そして、符号ビットの書き込みが、最も右のカラムの一番下まで終了すると、メモリ３１を構成するすべてのカラムの１行目から、ロウ方向に、６ビット（mbビット）単位で、符号ビットが読み出され、入れ替え部３２に供給される。
　入れ替え部３２は、メモリ３１からの６ビットの符号ビットの位置を入れ替える入れ替え処理を行い、その結果得られる６ビットを、64QAMの１シンボルを表す６シンボルビットy0,y1,y2,y3,y4,y5として出力する。
　すなわち、メモリ３１からは、ロウ方向に、mbビット（ここでは、６ビット）の符号ビットが読み出されるが、その、メモリ３１から読み出されるmbビットの符号ビットの、最上位ビットからiビット目を(i=0,1,・・・,mb-1)、ビットbiと表すこととすると、メモリ３１からロウ方向に読み出される６ビットの符号ビットは、最上位ビットから順に、ビットb0,b1,b2,b3,b4,b5と表すことができる。
　図１２及び図１３で説明した列重みの関係で、ビットb0の方向にある符号ビットは、エラーに強い符号ビットになっており、ビットb5の方向にある符号ビットは、エラーに弱い符号ビットになっている。
　入れ替え部３２では、メモリ３１からの６ビットの符号ビットb0ないしb5のうちの、エラーに弱い符号ビットが、64QAMの１シンボルのシンボルビットy0ないしy5のうちの、強いビットに割り当てられるように、メモリ３１からの６ビットの符号ビットb0ないしb5の位置を入れ替える入れ替え処理を行うことができる。
　ここで、メモリ３１からの６ビットの符号ビットb0ないしb5をどのように入れ替えて、64QAMの１シンボルを表す６シンボルビットy0ないしy5のそれぞれに割り当てるかの入れ替え方式としては、各社から、様々な方式が提案されている。
　図１８のＢは、第１の入れ替え方式を、図１８のＣは、第２の入れ替え方式を、図１８のＤは、第３の入れ替え方式を、それぞれ示している。
　図１８のＢないし図１８のＤにおいて（後述する図１９においても同様）、ビットbiとyjとを結ぶ線分は、符号ビットbiを、シンボルのシンボルビットyjに割り当てる（シンボルビットyjの位置に入れ替える）ことを意味する。
　図１８のＢの第１の入れ替え方式としては、３種類の入れ替え方のうちのいずれか１つを採用することが提案されており、図１８のＣの第２の入れ替え方式としては、２種類の入れ替え方のうちのいずれか１つを採用することが提案されている。
　図１８のＤの第３の入れ替え方式としては、６種類の入れ替え方を順番に選択して用いることが提案されている。
　図１９は、変調方式が64QAMであり（したがって、１シンボルにマッピングされるLDPC符号の符号ビットのビット数mは、図１８と同様に６ビットである）、かつ、倍数bが2の場合のデマルチプレクサ２５の構成例と、第４の入れ替え方式を示している。
　倍数bが2である場合、メモリ３１は、カラム方向×ロウ方向がN/(6×2)×(6×2)ビットの記憶容量を有し、１２(=6×2)個のカラムから構成される。
　図１９のＡは、メモリ３１へのLDPC符号の書き込み順を示している。
　デマルチプレクサ２５では、図１８で説明したように、LDPC符号の符号ビットを、メモリ３１を構成するカラムの上から下方向（カラム方向）に書き込むことが、左から右方向のカラムに向かって行われる。
　そして、符号ビットの書き込みが、最も右のカラムの一番下まで終了すると、メモリ３１を構成するすべてのカラムの１行目から、ロウ方向に、１２ビット（mbビット）単位で、符号ビットが読み出され、入れ替え部３２に供給される。
　入れ替え部３２は、メモリ３１からの１２ビットの符号ビットの位置を、第４の入れ替え方式で入れ替える入れ替え処理を行い、その結果得られる１２ビットを、64QAMの２シンボル（b個のシンボル）を表す１２ビット、つまり、64QAMの１シンボルを表す６シンボルビットy0,y1,y2,y3,y4,y5と、次の１シンボルを表す６シンボルビットy0,y1,y2,y3,y4,y5として出力する。
　ここで、図１９のＢは、図１９のＡの入れ替え部３２による入れ替え処理の第４の入れ替え方式を示している。
　なお、倍数bが2である場合（3以上である場合も同様）、入れ替え処理では、mbビットの符号ビットが、連続するb個のシンボルのmbビットのシンボルビットに割り当てられる。図１９を含め、以下では、説明の便宜上、連続するb個のシンボルのmbビットのシンボルビットの最上位ビットからi+1ビット目を、ビット（シンボルビット）yiと表す。
　また、どのような入れ替え方が適切であるか、つまり、AWGN通信路でのエラーレートをより向上させるかは、LDPC符号の符号化率や符号長、変調方式等によって異なる。
　［パリティインターリーブ］
　次に、図２０ないし図２２を参照して、図９のパリティインターリーバ２３によるパリティインターリーブについて説明する。
　図２０は、LDPC符号の検査行列のタナーグラフ（の一部）を示している。
　チェックノードは、図２０に示すように、そのチェックノードに繋がっているバリアブルノード（に対応する符号ビット）の２個等の複数が同時にイレージャ等のエラーになると、そのチェックノードに繋がっている全バリアブルノードに、値が0である確率と1である確率とが等確率のメッセージを戻す。このため、同一のチェックノードに繋がっている複数のバリアブルノードが同時にイレージャ等になると、復号の性能が劣化する。
　ところで、図８のLDPCエンコーダ１１５が出力する、DVB-T.2の規格に規定されているLDPC符号は、IRA符号であり、検査行列Hのパリティ行列HTは、図１１に示したように、階段構造になっている。
　図２１は、階段構造になっているパリティ行列HTと、そのパリティ行列HTに対応するタナーグラフを示している。
　すなわち、図２１のＡは、階段構造になっているパリティ行列HTを示しており、図２１のＢは、図２１のＡのパリティ行列HTに対応するタナーグラフを示している。
　階段構造になっているパリティ行列HTでは、各行において、１の要素が隣接する（１行目を除く）。このため、パリティ行列HTのタナーグラフにおいて、パリティ行列HTの値が1になっている隣接する２つの要素の列に対応する、隣接する２つのバリアブルノードは、同一のチェックノードに繋がっている。
　したがって、バースト誤りやイレージャ等によって、上述の隣接する２つのバリアブルノードに対応するパリティビットが同時にエラーとなると、そのエラーとなった２つのパリティビットに対応する２つのバリアブルノード（パリティビットを用いてメッセージを求めるバリアブルノード）に繋がっているチェックノードは、値が0である確率と1である確率とが等確率のメッセージを、そのチェックノードに繋がっているバリアブルノードに戻すため、復号の性能が劣化する。そして、バースト長（連続してエラーとなるパリティビットのビット数）が大になると、等確率のメッセージを戻すチェックノードが増加し、復号の性能は、さらに劣化する。
　そこで、パリティインターリーバ２３（図９）は、上述した復号の性能の劣化を防止するため、LDPCエンコーダ１１５からの、LDPC符号のパリティビットを、他のパリティビットの位置にインターリーブするパリティインターリーブを行う。
　図２２は、図９のパリティインターリーバ２３が行うパリティインターリーブ後のLDPC符号に対応する検査行列Hのパリティ行列HTを示している。
　ここで、LDPCエンコーダ１１５が出力する、DVB-T.2の規格に規定されているLDPC符号に対応する検査行列Hの情報行列HAは、巡回構造になっている。
　巡回構造とは、ある列が、他の列をサイクリックシフトしたものと一致している構造をいい、例えば、P列ごとに、そのP列の各行の1の位置が、そのP列の最初の列を、パリティ長Mを除算して得られる値qに比例する値だけ、列方向にサイクリックシフトした位置になっている構造も含まれる。以下、適宜、巡回構造におけるP列を、巡回構造の単位の列数という。
　DVB-T.2の規格に規定されているLDPC符号としては、図１２及び図１３で説明したように、符号長Nが64800ビットと16200ビットとの、２種類のLDPC符号があり、その２種類のLDPC符号のいずれについても、巡回構造の単位の列数Pが、パリティ長Mの約数のうちの、1とMを除く約数の１つである360に規定されている。
　また、パリティ長Mは、符号化率によって異なる値qを用いて、式M=q×P=q×360で表される素数以外の値になっている。したがって、値qも、巡回構造の単位の列数Pと同様に、パリティ長Mの約数のうちの、1とMを除く約数の他の１つであり、パリティ長Mを、巡回構造の単位の列数Pで除算することにより得られる（パリティ長Mの約数であるP及びqの積は、パリティ長Mとなる）。
　パリティインターリーバ２３は、上述したように、情報長をKとし、また、0以上P未満の整数をxとするとともに、0以上q未満の整数をyとすると、パリティインターリーブとして、NビットのLDPC符号の符号ビットのうちの、K+qx+y+1番目の符号ビットを、K+Py+x+1番目の符号ビットの位置にインターリーブする。
　K+qx+y+1番目の符号ビット、及び、K+Py+x+1番目の符号ビットは、いずれも、K+1番目以降の符号ビットであるから、パリティビットであり、したがって、パリティインターリーブによれば、LDPC符号のパリティビットの位置が移動される。
　このようなパリティインターリーブによれば、同一のチェックノードに繋がれるバリアブルノード（に対応するパリティビット）が、巡回構造の単位の列数P、すなわち、ここでは、360ビットだけ離れるので、バースト長が360ビット未満である場合には、同一のチェックノードに繋がっているバリアブルノードの複数が同時にエラーになる事態を避けることができ、その結果、バースト誤りに対する耐性を改善することができる。
　なお、K+qx+y+1番目の符号ビットを、K+Py+x+1番目の符号ビットの位置にインターリーブするパリティインターリーブ後のLDPC符号は、元の検査行列Hの、K+qx+y+1番目の列を、K+Py+x+1番目の列に置換する列置換を行って得られる検査行列（以下、変換検査行列ともいう）のLDPC符号に一致する。
　また、変換検査行列のパリティ行列には、図２２に示すように、P列（図２２では、360列）を単位とする擬似巡回構造が現れる。
　ここで、擬似巡回構造とは、一部を除く部分が巡回構造になっている構造を意味する。DVB-T.2の規格に規定されているLDPC符号の検査行列に対して、パリティインターリーブに相当する列置換を施して得られる変換検査行列は、その右隅部分の360行×360列の部分（後述するシフト行列）に、1の要素が１つだけ足らず（0の要素になっており）、その点で、（完全な）巡回構造ではなく、いわば、擬似巡回構造になっている。
　なお、図２２の変換検査行列は、元の検査行列Hに対して、パリティインターリーブに相当する列置換の他、変換検査行列が、後述する構成行列で構成されるようにするための行の置換（行置換）も施された行列になっている。
　［カラムツイストインターリーブ］
　次に、図２３ないし図２６を参照して、図９のカラムツイストインターリーバ２４による並び替え処理としてのカラムツイストインターリーブについて説明する。
　図８の送信装置１１では、LDPC符号の符号ビットの１ビット以上を、１個のシンボルとして送信する。すなわち、例えば、符号ビットの２ビットを１個のシンボルとする場合には、変調方式として、例えば、QPSKが用いられ、符号ビットの４ビットを１個のシンボルとする場合には、変調方式として、例えば、16QAMが用いられる。
　符号ビットの２ビット以上を、１個のシンボルとして送信する場合、あるシンボルに、イレージャ等が発生すると、そのシンボルの符号ビットは、すべてエラー（イレージャ）になる。
　したがって、復号の性能を向上させるために、同一のチェックノードに繋がっているバリアブルノード（に対応する符号ビット）の複数が同時にイレージャになる確率を低下させるには、１個のシンボルの符号ビットに対応するバリアブルノードが、同一のチェックノードに繋がることを避ける必要がある。
　一方、上述したように、LDPCエンコーダ１１５が出力する、DVB-T.2の規格に規定されているLDPC符号の検査行列Hでは、情報行列HAが巡回構造を有し、パリティ行列HTが階段構造を有している。そして、図２２で説明したように、パリティインターリーブ後のLDPC符号の検査行列である変換検査行列では、パリティ行列にも巡回構造（正確には、上述したように、擬似巡回構造）が現れる。
　図２３は、変換検査行列を示している。
　すなわち、図２３のＡは、符号長Nが64800ビットで、符号化率(r)が3/4のLDPC符号の検査行列Hの変換検査行列を示している。
　図２３のＡでは、変換検査行列において、値が1になっている要素の位置が、点（・）で示されている。
　図２３のＢは、図２３のＡの変換検査行列のLDPC符号、つまり、パリティインターリーブ後のLDPC符号を対象として、デマルチプレクサ２５（図９）が行う処理を示している。
　図２３のＢでは、変調方式を16QAMとして、デマルチプレクサ２５のメモリ３１を構成する４カラムに、パリティインターリーブ後のLDPC符号の符号ビットが、カラム方向に書き込まれている。
　メモリ３１を構成する４カラムに、カラム方向に書き込まれた符号ビットは、ロウ方向に、４ビット単位で読み出され、１シンボルとなる。
　この場合、１シンボルとなる４ビットの符号ビットB0,B1,B2,B3は、図２３のＡの変換検査行列の、任意の１行にある1に対応する符号ビットとなっていることがあり、この場合、その符号ビットB0,B1,B2,B3それぞれに対応するバリアブルノードは、同一のチェックノードに繋がっている。
　したがって、１シンボルの４ビットの符号ビットB0,B1,B2,B3が、変換検査行列の任意の１行にある1に対応する符号ビットとなっている場合には、そのシンボルに、イレージャが発生すると、符号ビットB0,B1,B2,B3それぞれに対応するバリアブルノードが繋がっている同一のチェックノードにおいて、適切なメッセージを求めることができず、その結果、復号の性能が劣化する。
　符号化率が3/4以外の符号化率についても、同様に、同一のチェックノードに繋がっている複数のバリアブルノードに対応する複数の符号ビットが、16QAMの１個のシンボルとされることがある。
　そこで、カラムツイストインターリーバ２４は、変換検査行列の任意の１行にある1に対応する複数の符号ビットが、１個のシンボルに含まれないように、パリティインターリーバ２３からのパリティインターリーブ後のLDPC符号の符号ビットをインターリーブするカラムツイストインターリーブを行う。
　図２４は、カラムツイストインターリーブを説明する図である。
　すなわち、図２４は、デマルチプレクサ２５のメモリ３１（図１８、図１９）を示している。
　メモリ３１は、図１８で説明したように、ロウ（横）方向にmbビットを記憶するとともに、カラム（縦）方向にN/(mb)ビットを記憶する記憶容量を有し、mb個のカラムから構成される。そして、カラムツイストインターリーバ２４は、メモリ３１に対して、LDPC符号の符号ビットを、カラム方向に書き込み、ロウ方向に読み出すときの書き始めの位置を制御することで、カラムツイストインターリーブを行う。
　すなわち、カラムツイストインターリーバ２４では、複数のカラムそれぞれについて、符号ビットの書き込みを開始する書き始めの位置を、適宜変更することで、ロウ方向に読み出される、１シンボルとされる複数の符号ビットが、変換検査行列の任意の１行にある1に対応する符号ビットにならないようにする（検査行列の任意の１行にある1に対応する複数の符号ビットが、同一のシンボルに含まれないように、LDPC符号の符号ビットを並び替える）。
　ここで、図２４は、変調方式が16QAMであり、かつ、図１８で説明した倍数bが1である場合の、メモリ３１の構成例を示している。したがって、１シンボルにされるLDPC符号の符号ビットのビット数mは、４ビットであり、また、メモリ３１は、４(=mb)個のカラムで構成されている。
　カラムツイストインターリーバ２４は、（図１８のデマルチプレクサ２５に代わり）LDPC符号の符号ビットを、メモリ３１を構成する４個のカラムの上から下方向（カラム方向）に書き込むことを、左から右方向のカラムに向かって行う。
　そして、符号ビットの書き込みが、最も右のカラムまで終了すると、カラムツイストインターリーバ２４は、メモリ３１を構成するすべてのカラムの１行目から、ロウ方向に、４ビット（mbビット）単位で、符号ビットを読み出し、カラムツイストインターリーブ後のLDPC符号として、デマルチプレクサ２５の入れ替え部３２（図１８、図１９）に出力する。
　但し、カラムツイストインターリーバ２４では、各カラムの先頭（一番上）の位置のアドレスを0として、カラム方向の各位置のアドレスを、昇順の整数で表すこととすると、最も左のカラムについては、書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、（左から）２番目のカラムについては、書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、３番目のカラムについては、書き始めの位置を、アドレスが4の位置とし、４番目のカラムについては、書き始めの位置を、アドレスが7の位置とする。
　なお、書き始めの位置が、アドレスが0の位置以外の位置のカラムについては、符号ビットを、最も下の位置まで書き込んだ後は、先頭（アドレスが0の位置）に戻り、書き始めの位置の直前の位置までの書き込みが行われる。そして、その後、次（右）のカラムへの書き込みが行われる。
　以上のようなカラムツイストインターリーブを行うことにより、DVB-T.2の規格に規定されているLDPC符号について、同一のチェックノードに繋がっている複数のバリアブルノードに対応する複数の符号ビットが、16QAMの１個のシンボルとされること（同一のシンボルに含まれること）を回避することができ、その結果、イレージャのある通信路での復号の性能を向上させることができる。
　図２５は、DVB-T.2の規格に規定されている、符号長Nが64800の、１１個の符号化率それぞれのLDPC符号について、カラムツイストインターリーブに必要なメモリ３１のカラム数と、書き始めの位置のアドレスを、変調方式ごとに示している。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、例えば、QPSKが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、２ビットである場合、図２５によれば、メモリ３１は、ロウ方向に2×1(=mb)ビットを記憶する２個のカラムを有し、カラム方向に64800/(2×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の２個のカラムのうちの１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、それぞれされる。
　なお、例えば、デマルチプレクサ２５（図９）の入れ替え処理の入れ替え方式として、図１８の第１ないし第３の入れ替え方式のうちのいずれかが採用される場合等に、倍数bは1となる。
　倍数bが2であり、かつ、変調方式として、例えば、QPSKが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、２ビットである場合、図２５によれば、メモリ３１は、ロウ方向に2×2ビットを記憶する４個のカラムを有し、カラム方向に64800/(2×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の４個のカラムのうちの１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、それぞれされる。
　なお、例えば、デマルチプレクサ２５（図９）の入れ替え処理の入れ替え方式として、図１９の第４の入れ替え方式が採用される場合等に、倍数bは2となる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、例えば、16QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、４ビットである場合、図２５によれば、メモリ３１は、ロウ方向に4×1ビットを記憶する４個のカラムを有し、カラム方向に64800/(4×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の４個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、それぞれされる。
　倍数bが2であり、かつ、変調方式として、例えば、16QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、４ビットである場合、図２５によれば、メモリ３１は、ロウ方向に4×2ビットを記憶する８個のカラムを有し、カラム方向に64800/(4×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の８個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、それぞれされる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、例えば、64QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、６ビットである場合、図２５によれば、メモリ３１は、ロウ方向に6×1ビットを記憶する６個のカラムを有し、カラム方向に64800/(6×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の６個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが9の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが10の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが13の位置と、それぞれされる。
　倍数bが2であり、かつ、変調方式として、例えば、64QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、６ビットである場合、図２５によれば、メモリ３１は、ロウ方向に6×2ビットを記憶する１２個のカラムを有し、カラム方向に64800/(6×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の１２個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、１０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、１１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが8の位置と、１２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが9の位置と、それぞれされる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、例えば、256QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、８ビットである場合、図２５によれば、メモリ３１は、ロウ方向に8×1ビットを記憶する８個のカラムを有し、カラム方向に64800/(8×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の８個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、それぞれされる。
　倍数bが2であり、かつ、変調方式として、例えば、256QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、８ビットである場合、図２５によれば、メモリ３１は、ロウ方向に8×2ビットを記憶する１６個のカラムを有し、カラム方向に64800/(8×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の１６個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが15の位置と、９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが16の位置と、１０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが20の位置と、１１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが22の位置と、１２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが22の位置と、１３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが27の位置と、１４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが27の位置と、１５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが28の位置と、１６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが32の位置と、それぞれされる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、例えば、1024QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、１０ビットである場合、図２５によれば、メモリ３１は、ロウ方向に10×1ビットを記憶する１０個のカラムを有し、カラム方向に64800/(10×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の１０個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが6の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが8の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが11の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが13の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが15の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが17の位置と、９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが18の位置と、１０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが20の位置と、それぞれされる。
　倍数bが2であり、かつ、変調方式として、例えば、1024QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、１０ビットである場合、図２５によれば、メモリ３１は、ロウ方向に10×2ビットを記憶する２０個のカラムを有し、カラム方向に64800/(10×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の２０個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが6の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが6の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが9の位置と、９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが13の位置と、１０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが14の位置と、１１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが14の位置と、１２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが16の位置と、１３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが21の位置と、１４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが21の位置と、１５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが23の位置と、１６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが25の位置と、１７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが25の位置と、１８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが26の位置と、１９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが28の位置と、２０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが30の位置と、それぞれされる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、例えば、4096QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、１２ビットである場合、図２５によれば、メモリ３１は、ロウ方向に12×1ビットを記憶する１２個のカラムを有し、カラム方向に64800/(12×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の１２個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、１０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、１１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが8の位置と、１２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが9の位置と、それぞれされる。
　倍数bが2であり、かつ、変調方式として、例えば、4096QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、１２ビットである場合、図２５によれば、メモリ３１は、ロウ方向に12×2ビットを記憶する２４個のカラムを有し、カラム方向に64800/(12×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の２４個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが8の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが8の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが8の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが8の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが10の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが10の位置と、９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが10の位置と、１０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが12の位置と、１１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが13の位置と、１２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが16の位置と、１３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが17の位置と、１４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが19の位置と、１５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが21の位置と、１６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが22の位置と、１７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが23の位置と、１８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが26の位置と、１９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが37の位置と、２０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが39の位置と、２１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが40の位置と、２２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが41の位置と、２３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが41の位置と、２４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが41の位置と、それぞれされる。
　図２６は、DVB-T.2の規格に規定されている、符号長Nが16200の、１０個の符号化率それぞれのLDPC符号について、カラムツイストインターリーブに必要なメモリ３１のカラム数と、書き始めの位置のアドレスを、変調方式ごとに示している。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、例えば、QPSKが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、２ビットである場合、図２６によれば、メモリ３１は、ロウ方向に2×1ビットを記憶する２個のカラムを有し、カラム方向に16200/(2×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の２個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、それぞれされる。
　倍数bが2であり、かつ、変調方式として、例えば、QPSKが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、２ビットである場合、図２６によれば、メモリ３１は、ロウ方向に2×2ビットを記憶する４個のカラムを有し、カラム方向に16200/(2×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の４個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、それぞれされる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、例えば、16QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、４ビットである場合、図２６によれば、メモリ３１は、ロウ方向に4×1ビットを記憶する４個のカラムを有し、カラム方向に16200/(4×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の４個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、それぞれされる。
　倍数bが2であり、かつ、変調方式として、例えば、16QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、４ビットである場合、図２６によれば、メモリ３１は、ロウ方向に4×2ビットを記憶する８個のカラムを有し、カラム方向に16200/(4×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の８個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが20の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが20の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが21の位置と、それぞれされる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、例えば、64QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、６ビットである場合、図２６によれば、メモリ３１は、ロウ方向に6×1ビットを記憶する６個のカラムを有し、カラム方向に16200/(6×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の６個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、それぞれされる。
　倍数bが2であり、かつ、変調方式として、例えば、64QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、６ビットである場合、図２６によれば、メモリ３１は、ロウ方向に6×2ビットを記憶する１２個のカラムを有し、カラム方向に16200/(6×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の１２個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、１０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが6の位置と、１１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、１２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、それぞれされる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、例えば、256QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、８ビットである場合、図２６によれば、メモリ３１は、ロウ方向に8×1ビットを記憶する８個のカラムを有し、カラム方向に16200/(8×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の８個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが20の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが20の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが21の位置と、それぞれされる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、例えば、1024QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、１０ビットである場合、図２６によれば、メモリ３１は、ロウ方向に10×1ビットを記憶する１０個のカラムを有し、カラム方向に16200/(10×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の１０個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが4の位置と、９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、１０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、それぞれされる。
　倍数bが2であり、かつ、変調方式として、例えば、1024QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、１０ビットである場合、図２６によれば、メモリ３１は、ロウ方向に10×2ビットを記憶する２０個のカラムを有し、カラム方向に16200/(10×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の２０個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、１０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、１１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、１２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、１３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、１４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、１５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、１６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、１７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、１８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが8の位置と、１９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが8の位置と、２０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが10の位置と、それぞれされる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、例えば、4096QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、１２ビットである場合、図２６によれば、メモリ３１は、ロウ方向に12×1ビットを記憶する１２個のカラムを有し、カラム方向に16200/(12×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の１２個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、１０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが6の位置と、１１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、１２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、それぞれされる。
　倍数bが2であり、かつ、変調方式として、例えば、4096QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、１２ビットである場合、図２６によれば、メモリ３１は、ロウ方向に12×2ビットを記憶する２４個のカラムを有し、カラム方向に16200/(12×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の２４個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、１０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、１１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、１２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、１３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、１４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、１５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、１６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが9の位置と、１７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが9の位置と、１８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが9の位置と、１９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが10の位置と、２０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが10の位置と、２１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが10の位置と、２２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが10の位置と、２３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが10の位置と、２４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが11の位置と、それぞれされる。
　図２７は、図８のLDPCエンコーダ１１５、ビットインターリーバ１１６、及び、QAMエンコーダ１１７で行われる処理を説明するフローチャートである。
　LDPCエンコーダ１１５は、BCHエンコーダ１１４から、LDPC対象データが供給されるのを待って、ステップＳ１０１において、LDPC対象データを、LDPC符号に符号化し、そのLDPC符号を、ビットインターリーバ１１６に供給して、処理は、ステップＳ１０２に進む。
　ビットインターリーバ１１６は、ステップＳ１０２において、LDPCエンコーダ１１５からのLDPC符号を対象として、ビットインターリーブを行い、そのビットインターリーブ後のLDPC符号をシンボル化したシンボルを、QAMエンコーダ１１７に供給して、処理は、ステップＳ１０３に進む。
すなわち、ステップＳ１０２では、ビットインターリーバ１１６（図９）において、パリティインターリーバ２３が、LDPCエンコーダ１１５からのLDPC符号を対象として、パリティインターリーブを行い、そのパリティインターリーブ後のLDPC符号を、カラムツイストインターリーバ２４に供給する。
　カラムツイストインターリーバ２４は、パリティインターリーバ２３からのLDPC符号を対象として、カラムツイストインターリーブを行い、デマルチプレクサ２５に供給する。
　デマルチプレクサ２５は、カラムツイストインターリーバ２４によるカラムツイストインターリーブ後のLDPC符号の符号ビットを入れ替えて、入れ替え後の符号ビットを、シンボルのシンボルビット（シンボルを表すビット）とする入れ替え処理を行う。
　ここで、デマルチプレクサ２５による入れ替え処理は、図１８及び図１９に示した第１ないし第４の入れ替え方式に従って行うことができる他、割り当てルールに従って行うことができる。割り当てルールは、LDPC符号の符号ビットを、シンボルを表すシンボルビットに割り当てるためのルールであり、その詳細については、後述する。
　デマルチプレクサ２５による入れ替え処理によって得られたシンボルは、デマルチプレクサ２５から、QAMエンコーダ１１７に供給される。
　QAMエンコーダ１１７は、ステップＳ１０３において、デマルチプレクサ２５からのシンボルを、QAMエンコーダ１１７で行われる直交変調の変調方式で定める信号点にマッピングして直交変調し、その結果得られるデータを、時間インターリーバ１１８に供給する。
　以上のように、パリティインターリーブや、カラムツイストインターリーブを行うことで、LDPC符号の複数の符号ビットを１個のシンボルとして送信する場合の、イレージャやバースト誤りに対する耐性を向上させることができる。
　ここで、図９では、説明の便宜のため、パリティインターリーブを行うブロックであるパリティインターリーバ２３と、カラムツイストインターリーブを行うブロックであるカラムツイストインターリーバ２４とを、別個に構成するようにしたが、パリティインターリーバ２３とカラムツイストインターリーバ２４とは、一体的に構成することができる。
　すなわち、パリティインターリーブと、カラムツイストインターリーブとは、いずれも、メモリに対する符号ビットの書き込み、及び読み出しによって行うことができ、符号ビットの書き込みを行うアドレス（書き込みアドレス）を、符号ビットの読み出しを行うアドレス（読み出しアドレス）に変換する行列によって表すことができる。
　したがって、パリティインターリーブを表す行列と、カラムツイストインターリーブを表す行列とを乗算して得られる行列を求めておけば、その行列によって、符号ビットを変換することで、パリティインターリーブを行い、さらに、そのパリティインターリーブ後のLDPC符号をカラムツイストインターリーブした結果を得ることができる。
　また、パリティインターリーバ２３とカラムツイストインターリーバ２４に加えて、デマルチプレクサ２５も、一体的に構成することが可能である。
　すなわち、デマルチプレクサ２５で行われる入れ替え処理も、LDPC符号を記憶するメモリ３１の書き込みアドレスを、読み出しアドレスに変換する行列によって表すことができる。
　したがって、パリティインターリーブを表す行列、カラムツイストインターリーブを表す行列、及び、入れ替え処理を表す行列を乗算して得られる行列を求めておけば、その行列によって、パリティインターリーブ、カラムツイストインターリーブ、及び、入れ替え処理を、一括して行うことができる。
　なお、パリティインターリーブと、カラムツイストインターリーブとについては、そのうちのいずれか一方だけを行うようにすること、又は、いずれも行わないようにすることが可能である。
　次に、図２８ないし図３０を参照して、図８の送信装置１１について行った、エラーレート(bit error rate)を計測するシミュレーションについて説明する。
　シミュレーションは、D/Uが0dBのフラッタ(flutter)がある通信路を採用して行った。
　図２８は、シミュレーションで採用した通信路のモデルを示している。
すなわち、図２８のＡは、シミュレーションで採用したフラッタのモデルを示している。
　また、図２８のＢは、図２８のＡのモデルで表されるフラッタがある通信路のモデルを示している。
　なお、図２８のＢにおいて、Hは、図２８のＡのフラッタのモデルを表す。また、図２８のＢにおいて、Nは、ICI(Inter Carrier Interference)を表し、シミュレーションでは、そのパワーの期待値E[N2]を、AWGNで近似した。
　図２９及び図３０は、シミュレーションで得られたエラーレートと、フラッタのドップラ周波数fdとの関係を示している。
　なお、図２９は、変調方式が16QAMで、符号化率(r)が(3/4)で、入れ替え方式が第１の入れ替え方式である場合の、エラーレートとドップラ周波数fdとの関係を示している。また、図３０は、変調方式が64QAMで、符号化率(r)が(5/6)で、入れ替え方式が第１の入れ替え方式である場合の、エラーレートとドップラ周波数fdとの関係を示している。
　さらに、図２９及び図３０において、太線は、パリティインターリーブ、カラムツイストインターリーブ、及び、入れ替え処理のすべてを行った場合の、エラーレートとドップラ周波数fdとの関係を示しており、細線は、パリティインターリーブ、カラムツイストインターリーブ、及び、入れ替え処理のうちの、入れ替え処理だけを行った場合の、エラーレートとドップラ周波数fdとの関係を示している。
　図２９及び図３０のいずれにおいても、パリティインターリーブ、カラムツイストインターリーブ、及び、入れ替え処理のすべてを行った場合の方が、入れ替え処理だけを行った場合よりも、エラーレートが向上する（小さくなる）ことが分かる。
　［LDPCエンコーダ１１５の構成例］
　図３１は、図８のLDPCエンコーダ１１５の構成例を示すブロック図である。
　なお、図８のLDPCエンコーダ１２２も、同様に構成される。
　図１２及び図１３で説明したように、DVB-T.2の規格では、64800ビットと16200ビットとの２通りの符号長NのLDPC符号が規定されている。
　そして、符号長Nが64800ビットのLDPC符号については、１１個の符号化率1/4,1/3,2/5,1/2,3/5,2/3,3/4,4/5,5/6,8/9、及び9/10が規定されており、符号長Nが16200ビットのLDPC符号については、１０個の符号化率1/4,1/3,2/5,1/2,3/5,2/3,3/4,4/5,5/6、及び8/9が規定されている（図１２及び図１３）。
　LDPCエンコーダ１１５は、例えば、このような、符号長Nが64800ビットや16200ビットの各符号化率のLDPC符号による符号化（誤り訂正符号化）を、符号長Nごと、及び符号化率ごとに用意された検査行列Hに従って行うことができる。
　LDPCエンコーダ１１５は、符号化処理部６０１と記憶部６０２とから構成される。
　符号化処理部６０１は、符号化率設定部６１１、初期値テーブル読み出し部６１２、検査行列生成部６１３、情報ビット読み出し部６１４、符号化パリティ演算部６１５、及び制御部６１６から構成され、LDPCエンコーダ１１５に供給されるLDPC対象データのLDPC符号化を行い、その結果得られるLDPC符号を、ビットインターリーバ１１６（図８）に供給する。
　すなわち、符号化率設定部６１１は、例えば、オペレータの操作等に応じて、LDPC符号の符号長Nと符号化率とを設定する。
　初期値テーブル読み出し部６１２は、符号化率設定部６１１が設定した符号長N及び符号化率に対応する、後述する検査行列初期値テーブルを、記憶部６０２から読み出す。
　検査行列生成部６１３は、初期値テーブル読み出し部６１２が読み出した検査行列初期値テーブルに基づいて、符号化率設定部６１１が設定した符号長N及び符号化率に応じた情報長K（=符号長N-パリティ長M）に対応する情報行列HAの１の要素を列方向に360列（巡回構造の単位の列数P）ごとの周期で配置して検査行列Hを生成し、記憶部６０２に格納する。
　情報ビット読み出し部６１４は、LDPCエンコーダ１１５に供給されるLDPC対象データから、情報長K分の情報ビットを読み出す（抽出する）。
　符号化パリティ演算部６１５は、検査行列生成部６１３が生成した検査行列Hを記憶部６０２から読み出し、その検査行列Hを用いて、情報ビット読み出し部６１４が読み出した情報ビットに対するパリティビットを所定の式に基づいて算出することにより、符号語（LDPC符号）を生成する。
　制御部６１６は、符号化処理部６０１を構成する各ブロックを制御する。
　記憶部６０２には、例えば、64800ビットや16200ビット等の符号長Nそれぞれについての、図１２及び図１３に示した複数の符号化率等それぞれに対応する複数の検査行列初期値テーブル等が格納されている。また、記憶部６０２は、符号化処理部６０１の処理上必要なデータを一時記憶する。
　図３２は、図３１のLDPCエンコーダ１１５の処理を説明するフローチャートである。
　ステップＳ２０１において、符号化率設定部６１１は、LDPC符号化を行う符号長N及び符号化率rを決定（設定）する。
　ステップＳ２０２において、初期値テーブル読み出し部６１２は、符号化率設定部６１１により決定された符号長N及び符号化率rに対応する、予め定められた検査行列初期値テーブルを、記憶部６０２から読み出す。
　ステップＳ２０３において、検査行列生成部６１３は、初期値テーブル読み出し部６１２が記憶部６０２から読み出した検査行列初期値テーブルを用いて、符号化率設定部６１１により決定された符号長N及び符号化率rのLDPC符号の検査行列Hを求め（生成し）、記憶部６０２に供給して格納する。
　ステップＳ２０４において、情報ビット読み出し部６１４は、LDPCエンコーダ１１５に供給されるLDPC対象データから、符号化率設定部６１１により決定された符号長N及び符号化率rに対応する情報長K(=N×r)の情報ビットを読み出すとともに、検査行列生成部６１３が求めた検査行列Hを、記憶部６０２から読み出し、符号化パリティ演算部６１５に供給する。
　ステップＳ２０５において、符号化パリティ演算部６１５は、式（８）を満たす符号語cのパリティビットを順次演算する。
　　　HcT=0
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（８）
　式（８）において、cは、符号語（LDPC符号）としての行ベクトルを表し、cTは、行ベクトルcの転置を表す。
　ここで、上述したように、LDPC符号（１符号語）としての行ベクトルcのうちの、情報ビットの部分を、行ベクトルAで表すとともに、パリティビットの部分を、行ベクトルTで表す場合には、行ベクトルcは、情報ビットとしての行ベクトルAと、パリティビットとしての行ベクトルTとによって、式c =[A|T]で表すことができる。
　検査行列Hと、LDPC符号としての行ベクトルc=[A|T]とは、式HcT=0を満たす必要があり、かかる式HcT=0を満たす行ベクトルc=[A|T]を構成するパリティビットとしての行ベクトルTは、検査行列H=[HA|HT]のパリティ行列HTが、図１１に示した階段構造になっている場合には、式HcT=0における列ベクトルHcTの１行目の要素から順に、各行の要素を０にしていくようにすることで、逐次的に求めることができる。
　符号化パリティ演算部６１５は、情報ビットAに対して、パリティビットTを求めると、その情報ビットAとパリティビットTとによって表される符号語c ＝［A｜T］を、情報ビットAのLDPC符号化結果として出力する。
　その後、ステップＳ２０６において、制御部６１６は、LDPC符号化を終了するかどうかを判定する。ステップＳ２０６において、LDPC符号化を終了しないと判定された場合、すなわち、例えば、LDPC符号化すべきLDPC対象データが、まだある場合、処理は、ステップＳ２０１（又は、ステップＳ２０４）に戻り、以下、ステップＳ２０１（又は、ステップＳ２０４）ないしＳ２０６の処理が繰り返される。
　また、ステップＳ２０６において、LDPC符号化を終了すると判定された場合、すなわち、例えば、LDPC符号化すべきLDPC対象データがない場合、LDPCエンコーダ１１５は、処理を終了する。
　以上のように、各符号長N、及び、各符号化率rに対応する検査行列初期値テーブルが用意されており、LDPCエンコーダ１１５は、所定の符号長Nの、所定の符号化率rのLDPC符号化を、その所定の符号長N、及び、所定の符号化率rに対応する検査行列初期値テーブルから生成される検査行列Hを用いて行う。
　［検査行列初期値テーブルの例］
　検査行列初期値テーブルは、検査行列Hの、LDPC符号（検査行列Hによって定義されるLDPC符号）の符号長N及び符号化率rに応じた情報長Kに対応する情報行列HA（図１０）の１の要素の位置を360列（巡回構造の単位の列数P）ごとに表すテーブルであり、各符号長N及び各符号化率rの検査行列Hごとに、あらかじめ作成される。
　図３３は、検査行列初期値テーブルの例を示す図である。
　すなわち、図３３は、DVB-T.2の規格に規定されている、符号長Nが16200ビットの、符号化率（DVB-T.2の表記上の符号化率）rが1/4の検査行列Hに対する検査行列初期値テーブルを示している。
　検査行列生成部６１３（図３１）は、検査行列初期値テーブルを用いて、以下のように、検査行列Hを求める。
　すなわち、図３４は、検査行列初期値テーブルから検査行列Hを求める方法を示している。
　なお、図３４の検査行列初期値テーブルは、DVB-T.2の規格に規定されている、符号長Nが16200ビットの、符号化率rが2/3の検査行列Hに対する検査行列初期値テーブルを示している。
　検査行列初期値テーブルは、上述したように、LDPC符号の符号長N及び符号化率rに応じた情報長Kに対応する情報行列HA（図１０）の１の要素の位置を、360列（巡回構造の単位の列数P）ごとに表すテーブルであり、そのi行目には、検査行列Hの1+360×(i-1)列目の１の要素の行番号（検査行列Hの１行目の行番号を０とする行番号）が、その1+360×(i-1)列目の列が持つ列重みの数だけ並んでいる。
　ここで、検査行列Hの、パリティ長Ｍに対応するパリティ行列HT（図１０）は、図２１に示したように決まっているので、検査行列初期値テーブルによれば、検査行列Hの、情報長Kに対応する情報行列HA（図１０）が求められる。
　検査行列初期値テーブルの行数k+1は、情報長Kによって異なる。
　情報長Kと、検査行列初期値テーブルの行数k+1との間には、式（９）の関係が成り立つ。
　　　K=(k+1)×360
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（９）
　ここで、式（９）の360は、図２２で説明した巡回構造の単位の列数Pである。
　図３４の検査行列初期値テーブルでは、１行目から３行目までに、１３個の数値が並び、４行目からk+1行目（図３４では、３０行目）までに、３個の数値が並んでいる。
　したがって、図３４の検査行列初期値テーブルから求められる検査行列Hの列重みは、１列目から、1+360×(3-1)-1列目までは、１３であり、1+360×(3-1)列目から、K列目までは、３である。
　図３４の検査行列初期値テーブルの１行目は、0,2084,1613,1548,1286,1460,3196,4297,2481,3369,3451,4620,2622となっており、これは、検査行列Hの１列目において、行番号が、0,2084,1613,1548,1286,1460,3196,4297,2481,3369,3451,4620,2622の行の要素が１であること（かつ、他の要素が０であること）を示している。
　また、図３４の検査行列初期値テーブルの２行目は、1,122,1516,3448,2880,1407,1847,3799,3529,373,971,4358,3108となっており、これは、検査行列Hの３６１（＝１＋360×（２－１））列目において、行番号が、1,122,1516,3448,2880,1407,1847,3799,3529,373,971,4358,3108の行の要素が１であることを示している。
　以上のように、検査行列初期値テーブルは、検査行列Hの情報行列HAの１の要素の位置を360列ごとに表す。
　検査行列Hの1+360×(i-1)列目以外の列、つまり、2+360×(i-1)列目から、360×i列目までの各列は、検査行列初期値テーブルによって定まる1+360×(i-1)列目の１の要素を、パリティ長Ｍに従って下方向（列の下方向）に、周期的にサイクリックシフトして配置したものになっている。
　すなわち、例えば、2+360×(i-1)列目は、1+360×(i-1)列目を、M/360(=q)だけ下方向にサイクリックシフトしたものとなっており、次の3+360×(i-1)列目は、1+360×(i-1)列目を、2×M/360(=2×q)だけ下方向にサイクリックシフトしたもの（2+360×(i-1)列目を、M/360(=q)だけ下方向にサイクリックシフトしたもの）となっている。
　いま、検査行列初期値テーブルのi行目（上からi番目）のj列目（左からj番目）の数値を、hi,jと表すとともに、検査行列Hのw列目の、j個目の１の要素の行番号を、Hw-jと表すこととすると、検査行列Hの1+360×(i-1)列目以外の列であるw列目の、１の要素の行番号Hw-jは、式（１０）で求めることができる。
　　　Hw-j=mod{hi,j＋mod((w-1),P)×q，M)
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（１０）
　ここで、mod（x，y）はxをyで割った余りを意味する。
　また、Pは、上述した巡回構造の単位の列数であり、例えば、DVB-T.2の規格では、上述のように、360である。さらに、qは、パリティ長Mを、巡回構造の単位の列数P(=360)で除算することにより得られる値M/360である。
　検査行列生成部６１３（図３１）は、検査行列初期値テーブルによって、検査行列Hの1+360×(i-1)列目の１の要素の行番号を特定する。
　さらに、検査行列生成部６１３（図３１）は、検査行列Hの1+360×(i-1)列目以外の列であるw列目の、１の要素の行番号Hw-jを、式（１０）に従って求め、以上により得られた行番号の要素を１とする検査行列Hを生成する。
　［携帯端末向けに適切なLDPC符号］
　ところで、携帯端末向けのディジタル放送は、固定端末向けのディジタル放送の規格である、例えば、DVB-T.2に準拠した送信装置、及び、受信装置の仕様を、なるべく変更せずに行うことができれば、コストの面で有利である。
　ここで、DVB-T.2では、符号長Nが64kビット及び16kビットの、２つの符号長のLDPC符号が規定されている。
　仮に、携帯端末向けのディジタル放送において、DVB-T.2に規定されているLDPC符号を採用することとすると、長い符号長のLDPC符号よりも、短い符号長のLDPC符号の方が、LDPC符号の復号時等に必要なメモリや遅延を小とすることができることから、携帯端末向けのディジタル放送には、DVB-T.2に規定されている２つの符号長のLDPC符号のうちの、符号長が短い16kビットのLDPC符号を採用することが適切である。
　しかしながら、携帯端末では、LDPC符号の復号等の処理に必要な負荷を軽減するために、例えば、LDPC符号の復号の繰り返し回数（繰り返し復号回数C）が、固定端末の場合よりも制限されることがあり、携帯端末向けのディジタル放送については、DVB-T.2に規定されている16kビットのLDPC符号では、エラーに対する耐性が十分でないことがあり得る。
　そこで、送信装置１１（図７）では、DVB-T.2に規定されている16kビットのLDPC符号よりもエラーに対する耐性がある16kビットの新たなLDPC符号を、携帯端末向けのディジタル放送に適切なLDPC符号（以下、携帯用LDPC符号ともいう）として用いて、携帯端末向けのディジタル放送を行うことができる。
　なお、携帯用LDPC符号については、DVB-T.2との親和性(compatibility)を、なるべく維持する観点から、DVB-T.2に規定されているLDPC符号と同様に、検査行列Hのパリティ行列HTは、階段構造とする（図１１）。
　さらに、携帯用LDPC符号については、DVB-T.2に規定されているLDPC符号と同様に、検査行列Hの情報行列HAは、巡回構造とし、巡回構造の単位の列数Pも、360とする。
　図３５ないし図４３は、以上のような、符号長Nが16kビットの（携帯用）LDPC符号の検査行列初期値テーブルの例を示す図である。
　すなわち、図３５は、符号長Nが16kビットの、符号化率rが1/5の検査行列Hに対する検査行列初期値テーブルを示している。
　図３６は、符号長Nが16kビットの、符号化率rが4/15の検査行列Hに対する検査行列初期値テーブルを示している。
　図３７は、符号長Nが16kビットの、符号化率rが1/3の検査行列Hに対する検査行列初期値テーブルを示している。
　図３８は、符号長Nが16kビットの、符号化率rが2/5の検査行列Hに対する検査行列初期値テーブルを示している。
　図３９は、符号長Nが16kビットの、符号化率rが4/9の検査行列Hに対する検査行列初期値テーブルを示している。
　図４０は、符号長Nが16kビットの、符号化率rが7/15の検査行列Hに対する検査行列初期値テーブルを示している。
　図４１は、符号長Nが16kビットの、符号化率rが8/15の検査行列Hに対する検査行列初期値テーブルを示している。
　図４２は、符号長Nが16kビットの、符号化率rが3/5の検査行列Hに対する検査行列初期値テーブルを示している。
　図４３は、符号長Nが16kビットの、符号化率rが2/3の検査行列Hに対する検査行列初期値テーブルを示している。
　LDPCエンコーダ１１５（図８、図３１）は、携帯端末向けのディジタル放送については、図３５ないし図４３に示した検査行列初期値テーブルから求められる検査行列Hを用いて、符号長Nが16kビットの、符号化率rが1/5，4/15，1/3，2/5，4/9，7/15，8/15，3/5、及び、2/3の9種類のうちのいずれかのLDPC符号への符号化を行う。
　図３５ないし図４３の検査行列初期値テーブルから求められる検査行列Hを用いて得られるLDPC符号は、性能の良いLDPC符号になっている。
　ここで、性能の良いLDPC符号とは、適切な検査行列Hから得られるLDPC符号である。
　また、適切な検査行列Hとは、検査行列Hから得られるLDPC符号を、低いEs/N0（１シンボルあたりの信号電力対雑音電力比）、又はEb/No（１ビットあたりの信号電力対雑音電力比）で送信したときに、BER(Bit Error Rate)をより小にする、所定の条件を満たす検査行列である。
　適切な検査行列Hは、例えば、所定の条件を満たす様々な検査行列から得られるLDPC符号を、低いEs/Noで送信したときのBERを計測するシミュレーションを行うことにより求めることができる。
　適切な検査行列Hが満たすべき所定の条件としては、例えば、デンシティエボリューション(Density Evolution)と呼ばれる符号の性能の解析法で得られる解析結果が良好であること、サイクル４と呼ばれる、１の要素のループが存在しないこと、等がある。
　ここで、情報行列HAにおいて、サイクル４のように、１の要素が密集していると、LDPC符号の復号性能が劣化することが知られており、このため、適切な検査行列Hが満たすべき所定の条件として、サイクル４が存在しないことが要求される。
　なお、適切な検査行列Hが満たすべき所定の条件は、LDPC符号の復号性能の向上や、LDPC符号の復号処理の容易化（単純化）等の観点から適宜決定することができる。
　図４４及び図４５は、適切な検査行列Hが満たすべき所定の条件としての解析結果が得られるデンシティエボリューションを説明する図である。
　デンシティエボリューションとは、後述するデグリーシーケンス（degree sequence)で特徴付けられる符号長Nが∞のLDPC符号全体（アンサンブル(ensemble)）に対して、そのエラー確率の期待値を計算する、符号の解析法である。
　例えば、AWGNチャネル上で、ノイズの分散値を0からどんどん大きくしていくと、あるアンサンブルのエラー確率の期待値は、最初は0であるが、ノイズの分散値が、ある閾値(threshold)以上となると、0ではなくなる。
　デンシティエボリューションによれば、そのエラー確率の期待値が0ではなくなる、ノイズの分散値の閾値（以下、性能閾値ともいう）を比較することで、アンサンブルの性能（検査行列の適切さ）の良し悪しを決めることができる。
　なお、具体的なLDPC符号に対して、そのLDPC符号が属するアンサンブルを決定し、そのアンサンブルに対してデンシティエボリューションを行うと そのLDPC符号のおおまかな性能を予想することができる。
　したがって、性能の良いLDPC符号は、性能の良いアンサンブルを見つければ、そのアンサンブルに属するLDPC符号の中から見つけることができる。
　ここで、上述のデグリーシーケンス とは、LDPC符号の符号長Nに対して、各値の重みをもつバリアブルノードやチェックノードがどれくらいの割合だけあるかを表す。
　例えば、符号化率が1/2のregular(3,6)LDPC符号は、すべてのバリアブルノードの重み（列重み）が3で、すべてのチェックノードの重み（行重み）が6であるというデグリーシーケンスによって特徴付けられるアンサンブルに属する。
　図４４は、そのようなアンサンブルのタナーグラフ(Tanner graph)を示している。
　図４４のタナーブラフでは、図中丸印（○印）で示すバリアブルノードが、符号長Nに等しいN個だけ存在し、図中四角形（□印）で示すチェックノードが、符号長Nに符号化率1/2を乗算した乗算値に等しいN/2個だけ存在する。
　各バリアブルノードには、列重みに等しい3本の枝(edge)が接続されており、したがって、N個のバリアブルノードに接続している枝は、全部で、3N本だけ存在する。
　また、各チェックノードには、行重みに等しい6本の枝が接続されており、したがって、N/2個のチェックノードに接続している枝は、全部で、3N本だけ存在する。
　さらに、図４４のタナーグラフでは、１つのインターリーバが存在する。
　インターリーバは、N個のバリアブルノードに接続している3N本の枝をランダムに並べ替え、その並べ替え後の各枝を、N/2個のチェックノードに接続している3N本の枝のうちのいずれかに繋げる。
　インターリーバでの、N個のバリアブルノードに接続している3N本の枝を並べ替える並べ替えパターンは、(3N)!（=(3N)×(3N-1)×・・・×1）通りだけある。したがって、すべてのバリアブルノードの重みが3で、すべてのチェックノードの重みが6であるというデグリーリーケンスによって特徴付けられるアンサンブルは、(3N)!個のLDPC符号の集合となる。
　性能の良いLDPC符号（適切な検査行列）を求めるシミュレーションでは、デンシティエボリューションにおいて、マルチエッジタイプ(multi-edge type)のアンサンブルを用いた。
　マルチエッジタイプでは、バリアブルノードに接続している枝と、チェックノードに接続している枝とが経由するインターリーバが、複数(multi edge)に分割され、これにより、アンサンブルの特徴付けが、より厳密に行われる。
　図４５は、マルチエッジタイプのアンサンブルのタナーグラフの例を示している。
　図４５のタナーグラフでは、第１インターリーバと第２インターリーバとの２つのインターリーバが存在する。
　また、図４５のタナーグラフでは、第１インターリーバに繋がる枝が1本で、第２インターリーバに繋がる枝が0本のバリアブルノードがv1個だけ、第１インターリーバに繋がる枝が1本で、第２インターリーバに繋がる枝が2本のバリアブルノードがv2個だけ、第１インターリーバに繋がる枝が0本で、第２インターリーバに繋がる枝が2本のバリアブルノードがv3個だけ、それぞれ存在する。
　さらに、図４５のタナーグラフでは、第１インターリーバに繋がる枝が2本で、第２インターリーバに繋がる枝が0本のチェックノードがc1個だけ、第１インターリーバに繋がる枝が2本で、第２インターリーバに繋がる枝が2本のチェックノードがc2個だけ、第１インターリーバに繋がる枝が0本で、第２インターリーバに繋がる枝が3本のチェックノードがc3個だけ、それぞれ存在する。
　ここで、デンシティエボリューションと、その実装については、例えば、"On the Design of Low-Density Parity-Check Codes within 0.0045 dB of the Shannon Limit", S.Y.Chung, G.D.Forney, T.J.Richardson,R.Urbanke, IEEE Communications Leggers, VOL.5, NO.2, Feb 2001に記載されている。
　図３５ないし図４３の携帯用LDPC符号（の検査行列初期値テーブル）を求めるシミュレーションでは、マルチエッジタイプのデンシティエボリューションによって、BERが落ち始める（小さくなっていく）Eb/N0である性能閾値が、所定値以下になるアンサンブルを見つけ、そのアンサンブルに属するLDPC符号の中から、16QAMや64QAM等の、携帯端末向けのディジタル放送で用いられる複数の変調方式におけるBERを小さくするLDPC符号を、性能の良いLDPC符号として選択した。
　ここで、携帯端末では、固定端末よりもエラーに対する耐性が低下するので、携帯端末向けのディジタル放送では、エラーに対する耐性を向上させるために、例えば、QPSKや、16QAM，64QAM等の、信号点の数が比較的少ない変調方式を採用する。
　上述の図３５ないし図４３の検査行列初期値テーブルは、以上のようなシミュレーションにより求められた、符号長Nが16kビットのLDPC符号の検査行列初期値テーブルである。
　図４６は、図３５ないし図４３の、符号長Nが16kビットで、1/5，4/15，1/3，2/5，4/9，7/15，8/15，3/5、及び、2/3の9種類それぞれのLDPC符号の検査行列初期値テーブルから求められる検査行列Hの最小サイクル長と性能閾値とを示す図である。
　図３５ないし図４３の検査行列初期値テーブルから求められる検査行列Hのうちの、符号化率rが1/5，4/15、及び、3/5の検査行列Hの最小サイクル長は、８サイクルに、符号化率rが1/3，2/5，4/9，7/15，8/15、及び、2/3の検査行列Hの最小サイクル長は、６サイクルに、それぞれなっている。
　したがって、図３５ないし図４３の検査行列初期値テーブルから求められる検査行列Hには、サイクル４は、存在しない。
　また、符号化率rが小さいほど、LDPC符号の冗長性が大になるため、性能閾値は、符号化率rが小さくなるにつれて、向上する（小さくなる）傾向がある。
　図４７は、図３５ないし図４３の（検査行列初期値テーブルから求められる）検査行列H（以下、携帯用LDPC符号の検査行列Hともいう）を説明する図である。
　携帯用LDPC符号の検査行列Hの１列目からのKX列については、列重みがXに、その後のKY1列については、列重みがY1に、その後のKY2列については、列重みがY2に、その後のM-1列については、列重みが２に、最後の１列については、列重みが１に、それぞれなっている。
　ここで、KX+KY1+KY2+M-1+1は、符号長N=16200ビットに等しい。
　図４８は、携帯用LDPC符号の各符号化率r(=1/5，4/15，1/3，2/5，4/9，7/15，8/15，3/5、及び、2/3)についての、図４７の列数KX，KY1，KY2、及びM、並びに、列重みX，Y1、及び、Y2を示す図である。
　符号長Nが16kの携帯用LDPC符号の検査行列Hについては、図１２及び図１３で説明したDVB-T.2に規定されている検査行列と同様に、先頭側（左側）の列ほど、列重みが大の傾向にあり、したがって、携帯用LDPC符号の先頭の符号ビットほど、エラーに強い（エラーに対する耐性がある）傾向がある。
　図４９は、図３５ないし図４３の携帯用LDPC符号のBERのシミュレーション結果を示す図である。
　シミュレーションでは、AWGNの通信路（チャネル）を想定し、変調方式として、BPSKを採用するとともに、繰り返し復号回数Cとして、50回を採用した。
　図４９において、横軸は、Es/N0（１シンボルあたりの信号電力対雑音電力比）を表し、縦軸は、BERを表す。
　ここで、携帯用LDPC符号の符号化率r=1/5，4/15，1/3，2/5，4/9，7/15，8/15，3/5、及び、2/3のうちの、1/5，1/3，2/5，4/9，3/5、及び、2/3については、DVB-T.2において、同一の符号化率の、符号長Nが16kのLDPC符号（以下、規格16k符号ともいう）が規定されている。
　シミュレーションでは、符号化率rが1/5，1/3，2/5，4/9，3/5、及び、2/3の携帯用LDPC符号については、いずれの符号化率rの携帯用LDPC符号のBERも、DVB-T.2で規定されている、同一の符号化率の規格16k符号のBERよりも性能が向上していることが確認されており、したがって、携帯用LDPC符号によれば、エラーに対する耐性を向上させることができる。
　ここで、携帯用LDPC符号の符号化率rである1/5，4/15，1/3，2/5，4/9，7/15，8/15，3/5、及び、2/3のうちの、4/15，7/15、及び、8/15と同一の符号化率は、規格16k符号には存在しない。
　逆に言えば、携帯用LDPC符号には、規格16k符号には存在しない符号化率r=4/15， 7/15，8/15のLDPC符号が存在する。
　以上のように、携帯用LDPC符号に、規格16k符号には存在しない符号化率r=4/15，7/15，8/15のLDPC符号が存在する結果、携帯用LDPC符号の各符号化率r(=1/5，4/15，1/3，2/5，4/9，7/15，8/15，3/5、及び、2/3)についてのBERは、図４９に示したように、Es/N0の方向の間隔が1dB程度の所定の間隔以下の短い間隔で、比較的等間隔に並ぶ。
　一方、規格16k符号については、規格16k符号の符号化率rに、4/15，7/15，8/15がないために、符号化率rが1/5（DVB-T.2の表記上は1/4）についてのBERと、符号化率rが1/3についてのBERとの間や、符号化率rが4/9（DVB-T.2の表記上は1/2）についてのBERと、符号化率rが3/5についてのBERとの間のEs/N0の方向に、2dB程度の比較的大きなすき間が空き、そのような大きなすき間が空くために、規格16k符号のBERの並びは、不均一になる。
　送信装置１１によって番組の放送を行う放送事業者にとっては、BERの並びに、2db程度の大きなすき間が空く部分があり、BERの並びが不均一な規格16k符号よりも、BERが1db程度以下の小さい間隔で比較的等間隔に並ぶ携帯用LDPC符号の方が、チャネル（通信路１３）の状況等に応じて、放送に用いる符号化率を選択しやすいという利点がある。
　［符号長Nが16200ビットのLDPC符号の入れ替え処理］
　携帯端末向けのディジタル放送において、上述したような携帯用LDPC符号、すなわち、符号長Nが16200ビットのLDPC符号を採用する場合には、例えば、DVB-T.2に規定されている、符号長Nが長い64800ビットのLDPC符号に比較して、通信路１３（図７）におけるエラーに対する耐性が低下する。
　そこで、携帯端末向けのディジタル放送では、エラーに対する耐性を向上させるための対策を施すことが望ましい。
　エラーに対する耐性を向上させるための対策としては、上述したように、16QAMや64QAM等の、信号点の数が比較的少ない変調方式を採用する方法等の他、例えば、デマルチプレクサ２５（図９）で行われる入れ替え処理がある。
　入れ替え処理において、DVB-T.2等の規格で規定されているLDPC符号の符号ビットを入れ替える入れ替え方式としては、例えば、上述した第１ないし第４の入れ替え方式や、DVB-T.2等の規格で規定されている入れ替え方式がある。
　但し、携帯端末向けのディジタル放送を、上述した符号長Nが16200ビットの携帯用LDPC符号によって行う場合には、その携帯用LDPC符号に適した入れ替え処理を採用することが望ましい。
　すなわち、携帯用LDPC符号について採用する入れ替え処理としては、エラーに対する耐性がより向上する方式の入れ替え処理を採用することが望ましい。
　そこで、デマルチプレクサ２５（図９）では、図２７で説明したように、割り当てルールに従って、入れ替え処理を行うことができるようになっている。
　以下、割り当てルールに従った入れ替え処理について説明するが、その前に、既に提案されている入れ替え方式（以下、現行方式ともいう）による入れ替え処理について説明する。
　図５０及び図５１を参照して、デマルチプレクサ２５で、DVB-T.2等に規定されているLDPC符号（以下、規定符号ともいう）に対して、現行方式で入れ替え処理が行われるとした場合の、その入れ替え処理について説明する。
　図５０は、LDPC符号が、DVB-T.2に規定されている、符号長Nが64800ビットで、符号化率が3/5のLDPC符号である場合の、現行方式の入れ替え処理の一例を示している。
　すなわち、図５０のＡは、LDPC符号が、符号長Nが64800ビットで、符号化率が3/5の規定符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、現行方式の入れ替え処理の一例を示している。
　変調方式が16QAMである場合、符号ビットの4(=m)ビットが、１個のシンボルとして、16QAMで定める16個の信号点のうちのいずれかにマッピングされる。
　さらに、符号長Nが64800ビットで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５のメモリ３１（図１８、図１９）は、ロウ方向に4×2(=mb)ビットを記憶する8個のカラムを有し、カラム方向に64800/(4×2)ビットを記憶する。
　デマルチプレクサ２５では、LDPC符号の符号ビットが、メモリ３１のカラム方向に書き込まれ、64800ビットの符号ビット（１符号語）の書き込みが終了すると、メモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、4×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0,b1,b2,b3,b4,b5,b6,b7を、例えば、図５０のＡに示すように、連続する2(=b)個のシンボルの4×2(=mb)ビットのシンボルビットy0,y1,y2,y3,y4,y5,y6,y7に割り当てるように、4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy0に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図５０のＢは、LDPC符号が、符号長Nが64800ビットで、符号化率が3/5の規定符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、現行方式の入れ替え処理の一例を示している。
　変調方式が64QAMである場合、符号ビットの6(=m)ビットが、１個のシンボルとして、64QAMで定める64個の信号点のうちのいずれかにマッピングされる。
　さらに、符号長Nが64800ビットで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５のメモリ３１（図１８、図１９）は、ロウ方向に6×2(=mb)ビットを記憶する12個のカラムを有し、カラム方向に64800/(6×2)ビットを記憶する。
　デマルチプレクサ２５では、LDPC符号の符号ビットが、メモリ３１のカラム方向に書き込まれ、64800ビットの符号ビット（１符号語）の書き込みが終了すると、メモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、6×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0,b1,b2,b3,b4,b5,b6,b7,b8,b9,b10,b11を、例えば、図５０のＢに示すように、連続する2(=b)個のシンボルの6×2(=mb)ビットのシンボルビットy0,y1,y2,y3,y4,y5,y6,y7,y8,y9,y10,y11に割り当てるように、6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy0に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図５０のＣは、LDPC符号が、符号長Nが64800ビットで、符号化率が3/5の規定符号であり、さらに、変調方式が256QAMで、倍数bが2である場合の、現行方式の入れ替え処理の一例を示している。
　変調方式が256QAMである場合、符号ビットの8(=m)ビットが、１個のシンボルとして、256QAMで定める256個の信号点のうちのいずれかにマッピングされる。
　さらに、符号長Nが64800ビットで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５のメモリ３１（図１８、図１９）は、ロウ方向に8×2(=mb)ビットを記憶する16個のカラムを有し、カラム方向に64800/(8×2)ビットを記憶する。
　デマルチプレクサ２５では、LDPC符号の符号ビットが、メモリ３１のカラム方向に書き込まれ、64800ビットの符号ビット（１符号語）の書き込みが終了すると、メモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、8×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、メモリ３１から読み出される8×2(=mb)ビットの符号ビットb0,b1,b2,b3,b4,b5,b6,b7,b8,b9,b10,b11,b12,b13,b14,b15を、例えば、図５０のＣに示すように、連続する2(=b)個のシンボルの8×2(=mb)ビットのシンボルビットy0,y1,y2,y3,y4,y5,y6,y7,y8,y9,y10,y11,y12,y13,y14,y15に割り当てるように、8×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb15を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy15に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy13に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb12を、シンボルビットy12に、
　符号ビットb13を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb14を、シンボルビットy14に、
　符号ビットb15を、シンボルビットy0に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図５１は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の規定符号である場合の、現行方式の入れ替え処理の一例を示している。
　すなわち、図５１のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5のLDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、現行方式の入れ替え処理の一例を示している。
　変調方式が16QAMである場合、符号ビットの4(=m)ビットが、１個のシンボルとして、16QAMで定める16個の信号点のうちのいずれかにマッピングされる。
　さらに、符号長Nが16200ビットで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５のメモリ３１（図１８、図１９）は、ロウ方向に4×2(=mb)ビットを記憶する8個のカラムを有し、カラム方向に16200/(4×2)ビットを記憶する。
　デマルチプレクサ２５では、LDPC符号の符号ビットが、メモリ３１のカラム方向に書き込まれ、16200ビットの符号ビット（１符号語）の書き込みが終了すると、メモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、4×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0,b1,b2,b3,b4,b5,b6,b7を、例えば、図５１のＡに示すように、連続する2(=b)個のシンボルの4×2(=mb)ビットのシンボルビットy0,y1,y2,y3,y4,y5,y6,y7に割り当てるように、4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、上述した図５０のＡの場合と同様に、符号ビットb0ないしb7を、シンボルビットy0ないしy7に割り当てる入れ替えを行う。
　図５１のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の規定符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、現行方式の入れ替え処理の一例を示している。
　変調方式が64QAMである場合、符号ビットの6(=m)ビットが、１個のシンボルとして、64QAMで定める64個の信号点のうちのいずれかにマッピングされる。
　さらに、符号長Nが16200ビットで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５のメモリ３１（図１８、図１９）は、ロウ方向に6×2(=mb)ビットを記憶する12個のカラムを有し、カラム方向に16200/(6×2)ビットを記憶する。
　デマルチプレクサ２５では、LDPC符号の符号ビットが、メモリ３１のカラム方向に書き込まれ、16200ビットの符号ビット（１符号語）の書き込みが終了すると、メモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、6×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0,b1,b2,b3,b4,b5,b6,b7,b8,b9,b10,b11を、例えば、図５１のＢに示すように、連続する2(=b)個のシンボルの6×2(=mb)ビットのシンボルビットy0,y1,y2,y3,y4,y5,y6,y7,y8,y9,y10,y11に割り当てるように、6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、上述した図５０のＢの場合と同様に、符号ビットb0ないしb11を、シンボルビットy0ないしy11に割り当てる入れ替えを行う。
　図５１のＣは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の規定符号であり、さらに、変調方式が256QAMで、倍数bが1ある場合の、現行方式の入れ替え処理の一例を示している。
　変調方式が256QAMである場合、符号ビットの8(=m)ビットが、１個のシンボルとして、256QAMで定める256個の信号点のうちのいずれかにマッピングされる。
　さらに、符号長Nが16200ビットで、倍数bが1である場合、デマルチプレクサ２５のメモリ３１（図１８、図１９）は、ロウ方向に8×1(=mb)ビットを記憶する8個のカラムを有し、カラム方向に16200/(8×1)ビットを記憶する。　
　デマルチプレクサ２５では、LDPC符号の符号ビットが、メモリ３１のカラム方向に書き込まれ、16200ビットの符号ビット（１符号語）の書き込みが終了すると、メモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、8×1(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、メモリ３１から読み出される8×1(=mb)ビットの符号ビットb0,b1,b2,b3,b4,b5,b6,b7を、例えば、図５１のＣに示すように、1(=b)個のシンボルの8×1(=mb)ビットのシンボルビットy0,y1,y2,y3,y4,y5,y6,y7に割り当てるように、8×1(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy0に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　次に、割り当てルールに従った入れ替え処理（以下、新入れ替え方式での入れ替え処理ともいう）について説明する。
　なお、携帯端末向けのディジタル放送では、信号点の少ないQPSKや、16QAM，64QAM等の変調方式が採用されることとして、ここでは、変調方式が、16QAMの場合、及び、64QAMの場合のそれぞれについて、新入れ替え方式を説明する。
　なお、変調方式がQPSKの場合、QPSKの４個のシンボル（信号点）を表す2ビットのシンボルビットy0,y1には、図１４ないし図１７で説明したエラーに対する強さの優劣がないので、入れ替え処理を行う必要はない（入れ替え処理を行っても、エラーに対する耐性は、変化しない）。
　図５２ないし図５４（及び図５５ないし図１０５）は、新入れ替え方式を説明する図である。　
　新入れ替え方式では、デマルチプレクサ２５の入れ替え部３２は、mbビットの符号ビットの入れ替えを、あらかじめ定めた割り当てルールに従って行う。
　割り当てルールとは、LDPC符号の符号ビットをシンボルビットに割り当てるためのルールである。割り当てルールでは、符号ビットの符号ビットグループと、その符号ビットグループの符号ビットを割り当てるシンボルビットのシンボルビットグループとの組み合わせであるグループセットと、そのグループセットの符号ビットグループ、及びシンボルビットグループそれぞれの符号ビット、及びシンボルビットのビット数（以下、グループビット数ともいう）とが規定されている。
　ここで、符号ビットには、上述したように、エラー確率に違いがあり、シンボルビットにも、エラー確率に違いがある。符号ビットグループとは、符号ビットをエラー確率に応じてグループ分けするグループであり、シンボルビットグループとは、シンボルビットをエラー確率に応じてグループ分けするグループである。
　図５２は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで（したがって、m=4）、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図５２のＡに示すように、３個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3にグループ分けすることができる。
　ここで、符号ビットグループGb#iは、そのサフィックス#iが小さいほど、その符号ビットグループGb#iに属する符号ビットのエラー確率が良い（小さい）グループである。
　また、以下では、メモリ３１から、ロウ方向に読み出される、mbビットの符号ビットの、最上位ビットから#i+1ビット目を、ビットb#iとも表すとともに、連続するb個のシンボルのmbビットのシンボルビットの、最上位ビットから#i+1ビット目のビットを、ビットy#iとも表す。
　図５２のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2,b3,b4,b5,b6,b7が、それぞれ属する。
　変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、4×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図５２のＢに示すように、２個のシンボルビットグループGy1,Gy2にグループ分けすることができる。
　ここで、シンボルビットグループGy#iは、符号ビットグループと同様に、そのサフィックス#iが小さいほど、そのシンボルビットグループGy#iに属するシンボルビットのエラー確率が良いグループである。
　図５２のＢでは、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y4,y5が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y6,y7が、それぞれ属する。
　図５３は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図５３の割り当てルールでは、符号ビットグループGb1と、シンボルビットグループGy1との組み合わせが、１個のグループセットとして規定されている。そして、そのグループセットのグループビット数が1ビットに規定されている。
　ここで、以下では、グループセットと、そのグループビット数とを、まとめて、グループセット情報という。そして、例えば、符号ビットグループGb1とシンボルビットグループGy1とのグループセットと、そのグループセットのグループビット数である1ビットを、グループセット情報(Gb1,Gy1,1)と記載する。
　図５３の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy1,1)の他、グループセット情報(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy2,3),(Gb3,Gy1,3)が規定されている。
　例えば、グループセット情報(Gb1,Gy1,1)は、符号ビットグループGb1に属する符号ビットの１ビットを、シンボルビットグループGy1に属するシンボルビットの１ビットに割り当てることを意味する。
　したがって、図５３の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy1,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy2,3)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの３ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb3,Gy1,3)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの３ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの３ビットに割り当てること
　が規定されている。
　上述したように、符号ビットグループは、符号ビットをエラー確率に応じてグループ分けするグループであり、シンボルビットグループは、シンボルビットをエラー確率に応じてグループ分けするグループである。したがって、割り当てルールは、符号ビットのエラー確率と、その符号ビットを割り当てるシンボルビットのエラー確率との組み合わせを規定している、ということもできる。
　このように、符号ビットのエラー確率と、その符号ビットを割り当てるシンボルビットのエラー確率との組み合わせを規定する割り当てルールは、例えば、BERを計測するシミュレーション等によって、エラーに対する耐性（ノイズに対する耐性）を、より良くするように決定される。
　なお、ある符号ビットグループの符号ビットの割り当て先を、同一のシンボルビットグループのビットの中で変更しても、エラーに対する耐性には（ほとんど）影響しない。
　したがって、エラーに対する耐性を向上させるには、BER(Bit Error Rate)を最も小さくするグループセット情報、つまり、符号ビットの符号ビットグループと、その符号ビットグループの符号ビットを割り当てるシンボルビットのシンボルビットグループとの組み合わせ（グループセット）と、そのグループセットの符号ビットグループ、及びシンボルビットグループそれぞれの符号ビット、及びシンボルビットのビット数（グループビット数）とを、割り当てルールとして規定し、その割り当てルールに従って、符号ビットを、シンボルビットに割り当てるように、符号ビットの入れ替えを行えばよい。
　但し、割り当てルールに従って、どの符号ビットを、どのシンボルビットに割り当てるかの具体的な割り当て方は、送信装置１１及び受信装置１２（図７）の間で、あらかじめ決めておく必要がある。
　図５４は、図５３の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図５４のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図５３の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(4×2))×(4×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、4×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図５３の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を、例えば、図５４のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの4×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy7に割り当てるように、4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy0に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図５４のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図５３の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図５４のＢによれば、入れ替え部３２は、図５３の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy1に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　ここで、図５４のＡ及び図５４のＢに示した、符号ビットb#iの、シンボルビットy#iへの割り当て方は、いずれも、図５３の割り当てルールに従っている（割り当てルールを遵守している）。
　図５５は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図５５のＡに示すように、４個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4にグループ分けすることができる。
　図５５のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb3ないしb7が、それぞれ属する。
　変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、4×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図５５のＢに示すように、２個のシンボルビットグループGy1,Gy2にグループ分けすることができる。
　図５５のＢでは、図５２のＢの場合と同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y4,y5が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y6,y7が、それぞれ属する。
　図５６は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図５６の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy1,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy2,1),(Gb4,Gy2,2),(Gb4,Gy1,3)が規定されている。
　すなわち、図５６の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy1,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy2,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy2,2)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの２ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb4,Gy1,3)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの３ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの３ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図５７は、図５６の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図５７のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図５６の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(4×2))×(4×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、4×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図５６の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を、例えば、図５７のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの4×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy7に割り当てるように、4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy0に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図５７のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図５６の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図５７のＢによれば、入れ替え部３２は、図５６の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy1に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図５８は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図５８のＡに示すように、４個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4にグループ分けすることができる。
　図５８のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb3ないしb7が、それぞれ属する。
　変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、4×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図５８のＢに示すように、２個のシンボルビットグループGy1,Gy2にグループ分けすることができる。
　図５８のＢでは、図５２のＢの場合と同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y4,y5が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y6,y7が、それぞれ属する。
　図５９は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図５９の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy1,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy2,1),(Gb4,Gy2,2),(Gb4,Gy1,3)が規定されている。
　すなわち、図５９の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy1,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy2,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy2,2)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの２ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb4,Gy1,3)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの３ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの３ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図６０は、図５９の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図６０のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図５９の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(4×2))×(4×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、4×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図５９の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を、例えば、図６０のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの4×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy7に割り当てるように、4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy0に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図６０のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図５９の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図６０のＢによれば、入れ替え部３２は、図５９の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy1に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図６１は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図６１のＡに示すように、５個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5にグループ分けすることができる。
　図６１のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb3が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb4ないしb7が、それぞれ属する。
　変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、4×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図６１のＢに示すように、２個のシンボルビットグループGy1,Gy2にグループ分けすることができる。
　図６１のＢでは、図５２のＢの場合と同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y4,y5が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y6,y7が、それぞれ属する。
　図６２は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図６２の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy1,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy2,1),(Gb4,Gy2,1),(Gb5,Gy1,3),(Gb5,Gy2,1)が規定されている。
　すなわち、図６２の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy1,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy2,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy2,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,3)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの３ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb5,Gy2,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図６３は、図６２の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図６３のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図６２の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(4×2))×(4×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、4×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図６２の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を、例えば、図６３のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの4×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy7に割り当てるように、4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図６３のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図６２の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図６３のＢによれば、入れ替え部３２は、図６２の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図６４は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/9の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図６４のＡに示すように、５個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5にグループ分けすることができる。
　図６４のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb3が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb4ないしb7が、それぞれ属する。
　変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、4×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図６４のＢに示すように、２個のシンボルビットグループGy1,Gy2にグループ分けすることができる。
　図６４のＢでは、図５２のＢの場合と同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y4,y5が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y6,y7が、それぞれ属する。
　図６５は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/9の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図６５の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy1,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy2,1),(Gb4,Gy2,1),(Gb5,Gy1,3),(Gb5,Gy2,1)が規定されている。
　すなわち、図６５の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy1,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy2,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy2,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,3)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの３ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb5,Gy2,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図６６は、図６５の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図６６のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/9の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図６５の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/9の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(4×2))×(4×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、4×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図６５の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を、例えば、図６６のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの4×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy7に割り当てるように、4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図６６のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/9の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図６５の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図６６のＢによれば、入れ替え部３２は、図６５の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図６７は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が7/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図６７のＡに示すように、５個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5にグループ分けすることができる。
　図６７のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb3が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb4ないしb7が、それぞれ属する。
　変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、4×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図６７のＢに示すように、２個のシンボルビットグループGy1,Gy2にグループ分けすることができる。
　図６７のＢでは、図５２のＢの場合と同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y4,y5が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y6,y7が、それぞれ属する。
　図６８は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が7/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図６８の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy1,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy2,1),(Gb4,Gy2,1),(Gb5,Gy1,3),(Gb5,Gy2,1)が規定されている。
　すなわち、図６８の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy1,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy2,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy2,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,3)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの３ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb5,Gy2,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図６９は、図６８の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図６９のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が7/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図６８の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が7/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(4×2))×(4×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、4×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図６８の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を、例えば、図６９のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの4×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy7に割り当てるように、4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図６９のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が7/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図６８の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図６９のＢによれば、入れ替え部３２は、図６８の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図７０は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が8/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図７０のＡに示すように、５個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5にグループ分けすることができる。
　図７０のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2及びb3が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb4が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb5ないしb7が、それぞれ属する。
　変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、4×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図７０のＢに示すように、２個のシンボルビットグループGy1,Gy2にグループ分けすることができる。
　図７０のＢでは、図５２のＢの場合と同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y4,y5が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y6,y7が、それぞれ属する。
　図７１は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が8/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図７１の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy1,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy2,2),(Gb4,Gy1,1),(Gb5,Gy1,2),(Gb5,Gy2,1)が規定されている。
　すなわち、図７１の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy1,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy2,2)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの２ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy1,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,2)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの２ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb5,Gy2,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図７２は、図７１の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図７２のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が8/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図７１の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が8/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(4×2))×(4×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、4×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図７１の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を、例えば、図７２のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの4×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy7に割り当てるように、4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図７２のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が8/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図７１の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図７２のＢによれば、入れ替え部３２は、図７１の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図７３は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図７３のＡに示すように、５個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5にグループ分けすることができる。
　図７３のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2及びb3が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb4が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb5ないしb7が、それぞれ属する。
　変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、4×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図７３のＢに示すように、２個のシンボルビットグループGy1,Gy2にグループ分けすることができる。
　図７３のＢでは、図５２のＢの場合と同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y4,y5が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y6,y7が、それぞれ属する。
　図７４は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図７４の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy1,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy2,2),(Gb4,Gy1,1),(Gb5,Gy1,2),(Gb5,Gy2,1)が規定されている。
　すなわち、図７４の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy1,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy2,2)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの２ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy1,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,2)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの２ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb5,Gy2,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図７５は、図７４の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図７５のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図７４の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(4×2))×(4×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、4×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図７４の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を、例えば、図７５のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの4×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy7に割り当てるように、4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図７５のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図７４の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。　
　図７５のＢによれば、入れ替え部３２は、図７４の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図７６は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図７６のＡに示すように、６個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5,Gb6にグループ分けすることができる。
　図７６のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1及びb2が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb3が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb4が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb5が、符号ビットグループGb6には、符号ビットb6及びb7が、それぞれ属する。
　変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、4×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図７６のＢに示すように、２個のシンボルビットグループGy1,Gy2にグループ分けすることができる。
　図７６のＢでは、図５２のＢの場合と同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y4,y5が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y6,y7が、それぞれ属する。
　図７７は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図７７の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy1,1),(Gb2,Gy2,2),(Gb3,Gy2,1),(Gb4,Gy1,1),(Gb5,Gy1,1),(Gb6,Gy1,1),(Gb6,Gy2,1)が規定されている。
　すなわち、図７７の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy1,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,2)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの２ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy2,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy1,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb6,Gy1,1)により、エラー確率が６番目に良い符号ビットグループGb6の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb6,Gy2,1)により、エラー確率が６番目に良い符号ビットグループGb6の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図７８は、図７７の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図７８のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図７７の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(4×2))×(4×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、4×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図７７の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を、例えば、図７８のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの4×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy7に割り当てるように、4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図７８のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が16QAMで、倍数bが2である場合の、図７７の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図７８のＢによれば、入れ替え部３２は、図７７の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される4×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb7について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図７９は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで（したがって、m=6）、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図７９のＡに示すように、４個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4にグループ分けすることができる。
　図７９のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb3ないしb11が、それぞれ属する。
　変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、6×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図７９のＢに示すように、３個のシンボルビットグループGy1,Gy2,Gy3にグループ分けすることができる。
　図７９のＢでは、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y6,y7が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y8,y9が、シンボルビットグループGy3には、シンボルビットy4,y5,y10,y11が、それぞれ属する。
　図８０は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図８０の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy2,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy3,1),(Gb4,Gy3,3),(Gb4,Gy1,4),(Gb4,Gy2,2)が規定されている。
　すなわち、図８０の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy2,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy3,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy3,3)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの３ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy1,4)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの４ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの４ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb4,Gy2,2)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの２ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの２ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図８１は、図８０の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図８１のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図８０の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(6×2))×(6×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、6×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図８０の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を、例えば、図８１のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの6×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy11に割り当てるように、6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy6に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図８１のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図８０の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図８１のＢによれば、入れ替え部３２は、図８０の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図８２は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図８２のＡに示すように、５個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5にグループ分けすることができる。
　図８２のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb3が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb4ないしb11が、それぞれ属する。
　変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、6×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図８２のＢに示すように、３個のシンボルビットグループGy1,Gy2,Gy3にグループ分けすることができる。
　図８２のＢでは、図７９のＢと同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y6,y7が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y8,y9が、シンボルビットグループGy3には、シンボルビットy4,y5,y10,y11が、それぞれ属する。
　図８３は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図８３の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy2,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy3,1),(Gb4,Gy1,1),(Gb5,Gy1,3),(Gb5,Gy3,3),(Gb5,Gy2,2)が規定されている。
　すなわち、図８３の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy2,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy3,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy1,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,3)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの３ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy3,3)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの３ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb5,Gy2,2)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの２ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの２ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図８４は、図８３の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
すなわち、図８４のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図８３の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(6×2))×(6×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、6×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図８３の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を、例えば、図８４のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの6×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy11に割り当てるように、6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy10に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図８４のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図８３の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図８４のＢによれば、入れ替え部３２は、図８３の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy10に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図８５は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図８５のＡに示すように、５個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5にグループ分けすることができる。
　図８５のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb3が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb4ないしb11が、それぞれ属する。
　変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、6×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図８５のＢに示すように、３個のシンボルビットグループGy1,Gy2,Gy3にグループ分けすることができる。
　図８５のＢでは、図７９のＢと同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y6,y7が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y8,y9が、シンボルビットグループGy3には、シンボルビットy4,y5,y10,y11が、それぞれ属する。
　図８６は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図８６の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy2,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy3,1),(Gb4,Gy1,1),(Gb5,Gy1,3),(Gb5,Gy3,3),(Gb5,Gy2,2)が規定されている。
　すなわち、図８６の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy2,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy3,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy1,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,3)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの３ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy3,3)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの３ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb5,Gy2,2)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの２ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの２ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図８７は、図８６の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図８７のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図８６の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(6×2))×(6×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、6×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図８６の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を、例えば、図８７のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの6×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy11に割り当てるように、6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy10に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図８７のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が1/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図８６の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図８７のＢによれば、入れ替え部３２は、図８６の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy10に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図８８は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図８８のＡに示すように、５個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5にグループ分けすることができる。
　図８８のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1及びb2が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb3が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb4が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb5ないしb11が、それぞれ属する。
　変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、6×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図８８のＢに示すように、３個のシンボルビットグループGy1,Gy2,Gy3にグループ分けすることができる。
　図８８のＢでは、図７９のＢと同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y6,y7が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y8,y9が、シンボルビットグループGy3には、シンボルビットy4,y5,y10,y11が、それぞれ属する。
　図８９は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図８９の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy2,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb2,Gy3,1),(Gb3,Gy3,1),(Gb4,Gy1,1),(Gb5,Gy3,2),(Gb5,Gy1,3),(Gb5,Gy2,2)が規定されている。
　すなわち、図８９の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy2,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy3,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy3,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy1,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy3,2)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの２ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,3)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの３ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb5,Gy2,2)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの２ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの２ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図９０は、図８９の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図９０のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図８９の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(6×2))×(6×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、6×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図８９の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を、例えば、図９０のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの6×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy11に割り当てるように、6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy6に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図９０のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図８９の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図９０のＢによれば、入れ替え部３２は、図８９の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図９１は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/9の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図９１のＡに示すように、６個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5,Gb6にグループ分けすることができる。
　図９１のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb3及びb4が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb5が、符号ビットグループGb6には、符号ビットb6ないしb11が、それぞれ属する。
　変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、6×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図９１のＢに示すように、３個のシンボルビットグループGy1,Gy2,Gy3にグループ分けすることができる。
　図９１のＢでは、図７９のＢと同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y6,y7が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y8,y9が、シンボルビットグループGy3には、シンボルビットy4,y5,y10,y11が、それぞれ属する。
　図９２は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/9の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図９２の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy2,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy3,1),(Gb4,Gy3,1),(Gb4,Gy1,1),(Gb5,Gy3,1),(Gb6,Gy1,3),(Gb6,Gy2,2),(Gb6,Gy3,1)が規定されている。
　すなわち、図９２の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy2,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy3,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy3,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy1,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy3,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb6,Gy1,3)により、エラー確率が６番目に良い符号ビットグループGb6の符号ビットの３ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb6,Gy2,2)により、エラー確率が６番目に良い符号ビットグループGb6の符号ビットの２ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb6,Gy3,1)により、エラー確率が６番目に良い符号ビットグループGb6の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図９３は、図９２の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図９３のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/9の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図９２の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/9の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(6×2))×(6×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、6×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図９２の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を、例えば、図９３のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの6×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy11に割り当てるように、6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy6に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図９３のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が4/9の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図９２の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図９３のＢによれば、入れ替え部３２は、図９２の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図９４は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が7/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図９４のＡに示すように、７個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5,Gb6,Gb7にグループ分けすることができる。
　図９４のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb3が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb4が、符号ビットグループGb6には、符号ビットb5が、符号ビットグループGb7には、符号ビットb6ないしb11が、それぞれ属する。
　変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、6×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図９４のＢに示すように、３個のシンボルビットグループGy1,Gy2,Gy3にグループ分けすることができる。
　図９４のＢでは、図７９のＢと同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y6,y7が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y8,y9が、シンボルビットグループGy3には、シンボルビットy4,y5,y10,y11が、それぞれ属する。
　図９５は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が7/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図９５の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy2,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy3,1),(Gb4,Gy3,1),(Gb5,Gy1,1),(Gb6,Gy3,1),(Gb7,Gy1,3),(Gb7,Gy2,2),(Gb7,Gy3,1)が規定されている。
　すなわち、図９５の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy2,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy3,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy3,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb6,Gy3,1)により、エラー確率が６番目に良い符号ビットグループGb6の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb7,Gy1,3)により、エラー確率が７番目に良い符号ビットグループGb7の符号ビットの３ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb7,Gy2,2)により、エラー確率が７番目に良い符号ビットグループGb7の符号ビットの２ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb7,Gy3,1)により、エラー確率が７番目に良い符号ビットグループGb7の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図９６は、図９５の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。　
　すなわち、図９６のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が7/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図９５の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が7/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(6×2))×(6×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、6×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図９５の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を、例えば、図９６のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの6×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy11に割り当てるように、6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy6に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図９６のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が7/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図９５の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図９６のＢによれば、入れ替え部３２は、図９５の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図９７は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が8/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図９７のＡに示すように、６個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5,Gb6にグループ分けすることができる。
　図９７のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb3ないしb5が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb6が、符号ビットグループGb6には、符号ビットb7ないしb11が、それぞれ属する。
　変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、6×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図９７のＢに示すように、３個のシンボルビットグループGy1,Gy2,Gy3にグループ分けすることができる。
　図９７のＢでは、図７９のＢと同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y6,y7が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y8,y9が、シンボルビットグループGy3には、シンボルビットy4,y5,y10,y11が、それぞれ属する。
　図９８は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が8/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図９８の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy2,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy3,1),(Gb4,Gy1,2),(Gb4,Gy3,1),(Gb5,Gy1,1),(Gb6,Gy2,2),(Gb6,Gy3,2),(Gb6,Gy1,1)が規定されている。
　すなわち、図９８の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy2,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy3,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy1,2)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの２ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy3,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb6,Gy2,2)により、エラー確率が６番目に良い符号ビットグループGb6の符号ビットの２ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb6,Gy3,2)により、エラー確率が６番目に良い符号ビットグループGb6の符号ビットの２ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb6,Gy1,1)により、エラー確率が６番目に良い符号ビットグループGb6の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図９９は、図９８の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図９９のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が8/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図９８の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が8/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(6×2))×(6×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、6×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図９８の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を、例えば、図９９のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの6×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy11に割り当てるように、6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy10に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図９９のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が8/15の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図９８の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図９９のＢによれば、入れ替え部３２は、図９８の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy10に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図１００は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図１００のＡに示すように、５個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5にグループ分けすることができる。
　図１００のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2ないしb6が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb7が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb8ないしb11が、それぞれ属する。
　変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、6×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図１００のＢに示すように、３個のシンボルビットグループGy1,Gy2,Gy3にグループ分けすることができる。
　図１００のＢでは、図７９のＢと同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y6,y7が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y8,y9が、シンボルビットグループGy3には、シンボルビットy4,y5,y10,y11が、それぞれ属する。
　図１０１は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図１０１の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy2,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy3,3),(Gb3,Gy1,2),(Gb4,Gy2,1),(Gb5,Gy3,1),(Gb5,Gy1,2),(Gb5,Gy2,1)が規定されている。
　すなわち、図１０１の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy2,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy3,3)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの３ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの３ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy1,2)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの２ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy2,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy3,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,2)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの２ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb5,Gy2,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図１０２は、図１０１の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図１０２のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図１０１の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(6×2))×(6×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、6×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図１０１の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を、例えば、図１０２のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの6×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy11に割り当てるように、6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy6に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図１０２のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が3/5の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図１０１の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図１０２のＢによれば、入れ替え部３２は、図１０１の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図１０３は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、符号ビットグループとシンボルビットグループとを示している。
　この場合、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットは、エラー確率の違いに応じて、図１０３のＡに示すように、６個の符号ビットグループGb1,Gb2,Gb3,Gb4,Gb5,Gb6にグループ分けすることができる。
　図１０３のＡでは、符号ビットグループGb1には、符号ビットb0が、符号ビットグループGb2には、符号ビットb1が、符号ビットグループGb3には、符号ビットb2ないしb4が、符号ビットグループGb4には、符号ビットb5が、符号ビットグループGb5には、符号ビットb6及びb7が、符号ビットグループGb6には、符号ビットb8ないしb11が、それぞれ属する。
　変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、6×2(=mb)ビットのシンボルビットは、エラー確率の違いに応じて、図１０３のＢに示すように、３個のシンボルビットグループGy1,Gy2,Gy3にグループ分けすることができる。
　図１０３のＢでは、図７９のＢと同様に、シンボルビットグループGy1には、シンボルビットy0,y1,y6,y7が、シンボルビットグループGy2には、シンボルビットy2,y3,y8,y9が、シンボルビットグループGy3には、シンボルビットy4,y5,y10,y11が、それぞれ属する。
　図１０４は、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、割り当てルールを示している。
　図１０４の割り当てルールでは、グループセット情報(Gb1,Gy2,1),(Gb2,Gy2,1),(Gb3,Gy3,2),(Gb3,Gy1,1),(Gb4,Gy3,1),(Gb5,Gy1,1),(Gb5,Gy2,1),(Gb6,Gy3,1),(Gb6,Gy1,2),(Gb6,Gy2,1)が規定されている。
　すなわち、図１０４の割り当てルールでは、
　グループセット情報(Gb1,Gy2,1)により、エラー確率が１番目に良い符号ビットグループGb1の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb2,Gy2,1)により、エラー確率が２番目に良い符号ビットグループGb2の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy3,2)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの２ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb3,Gy1,1)により、エラー確率が３番目に良い符号ビットグループGb3の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb4,Gy3,1)により、エラー確率が４番目に良い符号ビットグループGb4の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy1,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb5,Gy2,1)により、エラー確率が５番目に良い符号ビットグループGb5の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb6,Gy3,1)により、エラー確率が６番目に良い符号ビットグループGb6の符号ビットの１ビットを、エラー確率が３番目に良いシンボルビットグループGy3のシンボルビットの１ビットに割り当てること、
　グループセット情報(Gb6,Gy1,2)により、エラー確率が６番目に良い符号ビットグループGb6の符号ビットの２ビットを、エラー確率が１番目に良いシンボルビットグループGy1のシンボルビットの２ビットに割り当てること、
　及び、グループセット情報(Gb6,Gy2,1)により、エラー確率が６番目に良い符号ビットグループGb6の符号ビットの１ビットを、エラー確率が２番目に良いシンボルビットグループGy2のシンボルビットの１ビットに割り当てること
　が規定されている。
　図１０５は、図１０４の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの例を示している。
　すなわち、図１０５のＡは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図１０４の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第１の例を示している。
　LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合、デマルチプレクサ２５では、カラム方向×ロウ方向が(16200/(6×2))×(6×2)ビットのメモリ３１に書き込まれた符号ビットが、ロウ方向に、6×2(=mb)ビット単位で読み出され、入れ替え部３２（図１８、図１９）に供給される。
　入れ替え部３２は、図１０４の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を、例えば、図１０５のＡに示すように、2(=b)個のシンボルの6×2(=mb)ビットのシンボルビットy0ないしy11に割り当てるように、6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11を入れ替える。
　すなわち、入れ替え部３２は、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy7に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy6に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　図１０５のＢは、LDPC符号が、符号長Nが16200ビットで、符号化率が2/3の携帯用LDPC符号であり、さらに、変調方式が64QAMで、倍数bが2である場合の、図１０４の割り当てルールに従った符号ビットの入れ替えの第２の例を示している。
　図１０５のＢによれば、入れ替え部３２は、図１０４の割り当てルールに従い、メモリ３１から読み出される6×2(=mb)ビットの符号ビットb0ないしb11について、
　符号ビットb0を、シンボルビットy2に、
　符号ビットb1を、シンボルビットy3に、
　符号ビットb2を、シンボルビットy4に、
　符号ビットb3を、シンボルビットy10に、
　符号ビットb4を、シンボルビットy0に、
　符号ビットb5を、シンボルビットy11に、
　符号ビットb6を、シンボルビットy1に、
　符号ビットb7を、シンボルビットy9に、
　符号ビットb8を、シンボルビットy5に、
　符号ビットb9を、シンボルビットy6に、
　符号ビットb10を、シンボルビットy8に、
　符号ビットb11を、シンボルビットy7に、
　それぞれ割り当てる入れ替えを行う。
　本件発明者が行ったシミュレーションによれば、新入れ替え方式の入れ替え処理を行った場合には、入れ替え処理を行わない場合に比較して、BERが向上することが確認されており、したがって、新入れ替え方式の入れ替え処理によれば、エラーに対する耐性を向上させることができる。
　ここで、入れ替え部３２による入れ替え処理でのLDPC符号の符号ビットの入れ替え方、すなわち、LDPC符号の符号ビットと、シンボルを表すシンボルビットとの割り当てのパターン（以下、ビット割り当てパターンともいう）としては、符号化率が異なるLDPC符号それぞれについて、そのLDPC符号に専用のビット割り当てパターンを採用することができる。
　しかしながら、符号化率が異なるLDPC符号それぞれについて、そのLDPC符号に専用のビット割り当てパターンを採用すると、多数のビット割り当てパターンを送信装置１１に実装する必要があり、さらに、符号化率が異なる種類のLDPC符号ごとに、ビット割り当てパターンの変更（切り替え）が必要になる。
　一方、図５２ないし図１０５で説明した入れ替え処理によれば、送信装置１１に実装するビット割り当てパターンを少なくすることができる。
　すなわち、変調方式が16QAMである場合には、
　符号化率が1/5，4/15、及び、1/3の携帯用LDPC符号それぞれについては、図５４、図５７、及び、図６０のＡに示した、符号ビットb0ないしb7を、それぞれ、シンボルビットy4,y3,y2,y1,y6,y5,y7,y0に割り当てるビット割り当てパターンを、
　符号化率が2/5，4/9，7/15，8/15，3/5、及び、2/3の携帯用LDPC符号については、図６３、図６６、図６９、図７２、図７５、及び、図７８のＡに示した、符号ビットb0ないしb7を、それぞれ、シンボルビットy0,y2,y6,y3,y4,y1,y5,y7に割り当てるビット割り当てパターンを、
　それぞれ採用することで、送信装置１１には、２パターンのビット割り当てパターンを実装するだけで済む。
　また、変調方式が64QAMである場合には、
　符号化率が1/5,2/5,4/9,7/15,3/5,2/3の携帯用LDPC符号それぞれについては、図８１、図９０、図９３、図９６、図１０２、及び、図１０５のＡに示した、符号ビットb0ないしb11を、それぞれ、シンボルビットy2,y8,y4,y11,y0,y10,y1,y9,y5,y7,y3,y6に割り当てるビット割り当てパターンを、
　符号化率が4/15，1/3，及び、8/15の携帯用LDPC符号それぞれについては、図８４、図８７、及び、図９９のＡに示した、符号ビットb0ないしb11を、それぞれ、シンボルビットy2,y8,y4,y6,y0,y11,y1,y9,y5,y7,y3,y10に割り当てるビット割り当てパターンを、
　それぞれ採用することで、送信装置１１には、２パターンのビット割り当てパターンを実装するだけで済む。
　なお、本実施の形態では、説明の便宜上、デマルチプレクサ２５において、入れ替え部３２が、メモリ３１から読み出された符号ビットを対象として、入れ替え処理を行うようにしたが、入れ替え処理は、メモリ３１に対する符号ビットの書き込みや読み出しを制御することによって行うことができる。
　すなわち、入れ替え処理は、例えば、メモリ３１からの符号ビットの読み出しを、入れ替え後の符号ビットの順番で行うように、符号ビットを読み出すアドレス（読み出しアドレス）を制御することにより行うことができる。
　［16kのLDPC符号のカラムツイストインターリーブ］
　LDPCエンコーダ１１５（図８、図３１）において、図３５ないし図４３に示した（検査行列初期値テーブルから求められる）検査行列を用いて、16kビットのLDPC符号である携帯用LDPC符号へのLDPC符号化を行う場合には、カラムツイストインターリーバ２４（図９）で行われる並び替え処理としてのカラムツイストインターリーブでの、メモリ３１の各カラム（図２４）の書き始めの位置は、DVB-T.2に規定されているLDPC符号の場合の書き始めの位置（図２５、図２６）と異なる。
　図１０６は、携帯用LDPC符号について、カラムツイストインターリーブに必要なメモリ３１のカラム数と、書き始めの位置のアドレスとを示す図である。
　すなわち、図１０６では、図３５ないし図４３の、符号長Nが16kビットで、符号化率rが1/5，4/15，1/3，2/5，4/9，7/15，8/15，3/5、及び、2/3の９種類の（検査行列初期値テーブルから求められる検査行列から得られる）携帯用LDPC符号について、カラムツイストインターリーブに必要なメモリ３１のカラム数と、書き始めの位置のアドレスとが、変調方式ごとに示されている。
　なお、携帯用LDPC符号については、変調方式として、信号点の数が比較的少ないQPSK，16QAM、64QAM、及び、256QAMを採用することとする。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、QPSKが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、２ビットである場合、メモリ３１は、ロウ方向に2×1ビットを記憶する２個のカラムを有し、カラム方向にN/(mb)=16200/(2×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の２個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、それぞれされる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、16QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、４ビットである場合、メモリ３１は、ロウ方向に4×1ビットを記憶する４個のカラムを有し、カラム方向にN/(mb)=16200/(4×1)ビットを記憶する。
　また、倍数bが2であり、かつ、変調方式として、QPSKが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、２ビットである場合も、メモリ３１は、ロウ方向に2×2ビットを記憶する４個のカラムを有し、カラム方向にN/(mb)=16200/(2×2)ビットを記憶する。
　そして、倍数bが1であり、かつ、変調方式として、16QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、４ビットである場合も、倍数bが2であり、かつ、変調方式として、QPSKが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、２ビットである場合も、メモリ３１の４個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、それぞれされる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、64QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、６ビットである場合、メモリ３１は、ロウ方向に6×1ビットを記憶する６個のカラムを有し、カラム方向にN/(mb)=16200/(6×1)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の６個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが8の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが6の位置と、それぞれされる。
　倍数bが1であり、かつ、変調方式として、256QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、８ビットである場合、メモリ３１は、ロウ方向に8×1ビットを記憶する８個のカラムを有し、カラム方向にN/(mb)=16200/(8×1)ビットを記憶する。
　また、倍数bが2であり、かつ、変調方式として、16QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、４ビットである場合も、メモリ３１は、ロウ方向に4×2ビットを記憶する８個のカラムを有し、カラム方向にN/(mb)=16200/(4×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の８個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが8の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが2の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが5の位置と、それぞれされる。
　倍数bが2であり、かつ、変調方式として、例えば、64QAMが採用されることによって、１シンボルのビット数mが、６ビットである場合、メモリ３１は、ロウ方向に6×2ビットを記憶する１２個のカラムを有し、カラム方向に16200/(6×2)ビットを記憶する。
　そして、メモリ３１の１２個のカラムのうちの、１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが12の位置と、３番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、４番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、５番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、６番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、７番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが8の位置と、８番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが7の位置と、９番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが1の位置と、１０番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが0の位置と、１１番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが3の位置と、１２番目のカラムの書き始めの位置は、アドレスが9の位置と、それぞれされる。
　図３５ないし図４３の携帯用LDPC符号については、以上のようなカラムツイストインターリーブを行うことにより、同一のチェックノードに繋がっている複数のバリアブルノードに対応する複数の符号ビットが、QPSK，16QAM，64QAM、又は、256QAMの１個のシンボルとされること（同一のシンボルに含まれること）を回避することができ、その結果、イレージャのある通信路での復号の性能を向上させること、すなわち、エラーに対する耐性を向上させることができる。
　図１０７、図１０８、図１０９、図１１０、図１１１、図１１２、図１１３、図１１４、及び、図１１５は、携帯用LDPC符号についてカラムツイストインターリーブを行った場合のBER及びFER(Frame Error Rate)のシミュレーションの結果を示す図である。
　図１０７ないし図１１５において、横軸は、Es/N0（１シンボルあたりの信号電力対雑音電力比）を表し、縦軸は、BER及びFERを表す。
　図１０７は、符号化率rが1/5の携帯用LDPC符号のBER（実線）及びFER（点線）を、図１０８は、符号化率rが4/15の携帯用LDPC符号のBER及びFERを、図１０９は、符号化率rが1/3の携帯用LDPC符号のBER及びFERを、図１１０は、符号化率rが2/5の携帯用LDPC符号のBER及びFERを、図１１１は、符号化率rが4/9の携帯用LDPC符号のBER及びFERを、図１１２は、符号化率rが7/15の携帯用LDPC符号のBER及びFERを、図１１３は、符号化率rが8/15の携帯用LDPC符号のBER及びFERを、図１１４は、符号化率rが3/5の携帯用LDPC符号のBER及びFERを、図１１５は、符号化率rが2/3の携帯用LDPC符号のBER及びFERを、それぞれ表す。
　なお、図１０７のシミュレーションでは、シンボルが消失(erasure)する消失確率が0.40のレイリーフェージングが生じる通信路（Rayleighチャネル）を、図１０８のシミュレーションでは、消失確率が0.367のレイリーフェージングが生じる通信路を、図１０９のシミュレーションでは、消失確率が0.334のレイリーフェージングが生じる通信路を、図１１０のシミュレーションでは、消失確率が0.30のレイリーフェージングが生じる通信路を、図１１１のシミュレーションでは、消失確率が0.278のレイリーフェージングが生じる通信路を、図１１２のシミュレーションでは、消失確率が0.267のレイリーフェージングが生じる通信路を、図１１３のシミュレーションでは、消失確率が0.234のレイリーフェージングが生じる通信路を、図１１４のシミュレーションでは、消失確率が0.20のレイリーフェージングが生じる通信路を、図１１５のシミュレーションでは、消失確率が0.167のレイリーフェージングが生じる通信路を、それぞれ想定した。
　また、図１０７ないし図１１０のシミュレーションでは、いずれも、倍数bを2とし、かつ、変調方式として、16QAMを採用するとともに、繰り返し復号回数Cとして、50回を採用した。
　図１０７ないし図１１５によれば、BER及びFERが小さい値に抑えられていることを確認することができる。
　なお、図１０６で説明したカラムツイストインターリーブは、図３５ないし図４３に示した（検査行列初期値テーブルから求められる検査行列の）携帯用LDPC符号以外の、符号長が16200ビットのLDPC符号に適用可能である。
　すなわち、図１０６で説明したカラムツイストインターリーブは、例えば、DVB-T.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率（DVB-T.2の表記上の符号化率）が1/4，1/2，3/5，2/3，3/4のLDPC符号（規格16k符号）や、DVB-S.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率が1/3や2/5のLDPC符号に適用することができ、携帯用LDPC符号の場合と同様に、同一のチェックノードに繋がっている複数のバリアブルノードに対応する複数の符号ビットが、QPSK，16QAM，64QAM、又は、256QAMの１個のシンボルとされることを回避することができる。
　以上のように、図１０６で説明したカラムツイストインターリーブは、携帯用LDPC符号と、DVB-T.2やDVB-S.2で規定されている符号長が16200ビットのLDPC符号とで、共用することができる。
　ここで、図１１６ないし図１２２は、DVB-T.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率（DVB-T.2の表記上の符号化率）が1/4，1/2，3/5，2/3，3/4それぞれのLDPC符号、及び、DVB-S.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率が1/3，2/5それぞれのLDPC符号の検査行列初期値テーブルを示す図である。
　すなわち、図１１６は、DVB-T.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率が1/4のLDPC符号の検査行列初期値テーブルを、図１１７は、DVB-S.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率が1/3のLDPC符号の検査行列初期値テーブルを、図１１８は、DVB-S.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率が2/5のLDPC符号の検査行列初期値テーブルを、図１１９は、DVB-T.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率が1/2のLDPC符号の検査行列初期値テーブルを、図１２０は、DVB-T.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率が3/5のLDPC符号の検査行列初期値テーブルを、図１２１は、DVB-T.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率が2/3のLDPC符号の検査行列初期値テーブルを、図１２２は、DVB-T.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率が3/4のLDPC符号の検査行列初期値テーブルを、それぞれ示している。
　ここで、以上においては、カラムツイストインターリーブを、１符号語単位で行うこと、つまり、メモリ３１に対して、１符号語のLDPC符号を、各カラムの書き始めの位置を変えながら、カラム方向に書き込み、１符号語のLDPC符号の書き込み後に、その１符号語のLDPC符号を、ロウ方向に読み出すこととしたが、カラムツイストインターリーブは、複数の符号語単位で行うことができる。
　ここで、１以上の整数を、Lと表すこととする。
　図１２３は、L個の符号語単位で行うカラムツイストインターリーブを説明する図である。
　カラムツイストインターリーブを、L個の符号語単位で行う場合、デマルチプレクサ２５のメモリ３１（図１８、図１９）は、L個以上の単位記憶領域を、記憶領域として有する。
　単位記憶領域は、LDPC符号をロウ方向とカラム方向に記憶する記憶領域であり、ロウ方向にmbビットを記憶するとともに、カラム方向にN/(mb)ビットを記憶する。すなわち、単位領域は、N/(mb)ビットを記憶するカラムを、mb個だけ有する。
　ここで、単位記憶領域は、メモリ３１に、どのように確保されていてもよい。
　図１２３のＡは、メモリ３１において、L個の単位記憶領域が、カラム（縦）方向に一列に配置される形で確保されている様子を示す図であり、図１２３のＢは、メモリ３１において、L個の単位記憶領域が、ロウ（横）方向に一列に配置される形で確保されている様子を示す図である。
　また、図１２３のＣは、メモリ３１において、ロウ方向にLh個で、カラム方向にLv個の単位記憶領域が配置されている様子を示す図である。なお、図１２３のＣにおいては、Lh×Lv個が、L個以上になっている。
　カラムツイストインターリーブを、L個の符号語単位で行う場合、L個の符号語のうちの1番目の符号語が、メモリ３１が有するL個（以上）の単位記憶領域のうちの1番目の単位記憶領域のカラム方向に書き込まれる。
　1番目の符号語の、1番目の単位記憶領域への書き込みが終了すると、2番目の符号語が、2番目の単位記憶領域のカラム方向に書き込まれ、以下、同様に、L個の符号語のうちのi番目(i=1,2,・・・,L)の符号語が、メモリ３１が有するL個の単位記憶領域のうちのi番目の単位記憶領域のカラム方向に書き込まれる。
　そして、i番目の符号語の、i番目の単位記憶領域への書き込みでは、上述したように、各カラムの書き始めの位置が制御される。
　その後、L番目の符号語の、L番目の単位記憶領域への書き込みが終了すると、すなわち、L個の符号語すべての書き込みが終了すると、1番目の単位記憶領域から、ロウ方向に、1番目の符号語が読み出される。
　1番目の単位記憶領域からの、1番目の符号語の読み出しが終了すると、2番目の単位記憶領域から、ロウ方向に、2番目の符号語が読み出され、以下、同様にして、L番目の符号語までの読み出しが行われる。
　以上のように、カラムツイストインターリーブを、L個の符号語単位で行う場合も、カラムツイストインターリーブを、１符号語単位で行う場合と同様に、LDPC符号について、同一のチェックノードに繋がっている複数のバリアブルノードに対応する複数の符号ビットが、１個のシンボルとされること（同一のシンボルに含まれること）を回避することができ、その結果、イレージャのある通信路での復号の性能を向上させることができる。
　なお、Lが2以上である場合、すなわち、カラムツイストインターリーブを、複数の符号語単位で行う場合、送信装置（図８）の時間インターリーバ１１８や周波数インターリーバ１２０では、１回の時間インターリーブや周波数インターリーブを、カラムツイストインターリーブが行われる複数の符号語から得られるシンボルを対象として行うことができる。
　１回の時間インターリーブや周波数インターリーブを、複数の符号語から得られるシンボルを対象として行うことにより、その複数の符号語から得られるシンボルについて、時間や周波数に依存したフェージングやイレージャの影響が撹拌され、エラーに対する耐性を向上させることができる。
　携帯（移動）端末向けのディジタル放送では、受信環境（通信路１３（図７）の伝送路特性）が、時々刻々と変化するため、上述のように、１回の時間インターリーブや周波数インターリーブを、複数の符号語から得られるシンボルを対象として行うことにより、エラーに対する耐性を向上させることは、特に有効である。
　［受信装置１２の構成例］
　図１２４は、図７の受信装置１２の構成例を示すブロック図である。
　OFDM処理部(OFDM operation)１５１は、送信装置１１（図７）からのOFDM信号を受信し、そのOFDM信号の信号処理を行う。OFDM処理部１５１が信号処理を行うことにより得られるデータ（シンボル）は、フレーム管理部(Frame Management)１５２に供給される。
　フレーム管理部１５２は、OFDM処理部１５１から供給されるシンボルで構成されるフレームの処理（フレーム解釈）を行い、その結果得られる対象データのシンボルと、制御データのシンボルとを、周波数デインターリーバ(Frequency Deinterleaver)１６１と１５３とに、それぞれ供給する。
　周波数デインターリーバ１５３は、フレーム管理部１５２からのシンボルについて、シンボル単位での周波数デインターリーブを行い、QAMデコーダ(QAM decoder)１５４に供給する。
　QAMデコーダ１５４は、周波数デインターリーバ１５３からのシンボル（信号点に配置されたシンボル）をデマッピング（信号点配置復号）して直交復調し、その結果得られるデータ（LDPC符号）を、LDPCデコーダ(LDPC decoder)１５５に供給する。
　LDPCデコーダ１５５は、QAMデコーダ１５４からのLDPC符号のLDPC復号を行い、その結果得られるLDPC対象データ（ここでは、BCH符号）を、BCHデコーダ(BCH decoder)１５６に供給する。
　BCHデコーダ１５６は、LDPCデコーダ１５５からのLDPC対象データのBCH復号を行い、その結果得られる制御データ（シグナリング）を出力する。
　一方、周波数デインターリーバ１６１は、フレーム管理部１５２からのシンボルについて、シンボル単位での周波数デインターリーブを行い、MISO/MIMOデコーダ(MISO/MIMO decoder)１６２に供給する。
　MISO/MIMOデコーダ１６２は、周波数デインターリーバ１６１からのデータ（シンボル）の時空間復号を行い、時間デインターリーバ(Time Deinterleaver)１６３に供給する。
　時間デインターリーバ１６３は、MISO/MIMOデコーダ１６２からのデータ（シンボル）について、シンボル単位での時間デインターリーブを行い、QAMデコーダ(QAM decoder)１６４に供給する。
　QAMデコーダ１６４は、時間デインターリーバ１６３からのシンボル（信号点に配置されたシンボル）をデマッピング（信号点配置復号）して直交復調し、その結果得られるデータ（シンボル）を、ビットデインターリーバ(Bit Deinterleaver)１６５に供給する。
　ビットデインターリーバ１６５は、QAMデコーダ１６４からのデータ（シンボル）のビットデインターリーブを行い、その結果得られるLDPC符号を、LDPCデコーダ１６６に供給する。
　LDPCデコーダ１６６は、ビットデインターリーバ１６５からのLDPC符号のLDPC復号を行い、その結果得られるLDPC対象データ（ここでは、BCH符号）を、BCHデコーダ１６７に供給する。
　BCHデコーダ１６７は、LDPCデコーダ１５５からのLDPC対象データのBCH復号を行い、その結果得られるデータを、BBデスクランブラ(BB DeScrambler)１６８に供給する。
　BBデスクランブラ１６８は、BCHデコーダ１６７からのデータに、エネルギ逆拡散処理を施し、その結果得られるデータを、ヌル削除部(Null Deletion)１６９に供給する。
　ヌル削除部１６９は、BBデスクランブラ１６８からのデータから、図８のパダー１１２で挿入されたNullを削除し、デマルチプレクサ(Demultiplexer)１７０に供給する。
　デマルチプレクサ１７０は、ヌル削除部１６９からのデータに多重化されている１以上のストリーム（対象データ）それぞれを分離し、アウトプットストリーム(Output stream)として出力する。
　図１２５は、図１２４のビットデインターリーバ１６５の構成例を示すブロック図である。
　ビットデインターリーバ１６５は、マルチプレクサ(MUX)５４、及びカラムツイストデインターリーバ５５から構成され、QAMデコーダ１６４（図１２４）からのシンボルのシンボルビットの（ビット）デインターリーブを行う。
　すなわち、マルチプレクサ５４は、QAMデコーダ１６４からのシンボルのシンボルビットを対象として、図９のデマルチプレクサ２５が行う入れ替え処理に対応する逆入れ替え処理（入れ替え処理の逆の処理）、すなわち、入れ替え処理によって入れ替えられたLDPC符号の符号ビット（シンボルビット）の位置を元の位置に戻す逆入れ替え処理を行い、その結果得られるLDPC符号を、カラムツイストデインターリーバ５５に供給する。
　カラムツイストデインターリーバ５５は、マルチプレクサ５４からのLDPC符号を対象として、図９のカラムツイストインターリーバ２４が行う並び替え処理としてのカラムツイストインターリーブに対応するカラムツイストデインターリーブ（カラムツイストインターリーブの逆の処理）、すなわち、並び替え処理としてのカラムツイストインターリーブによって並びが変更されたLDPC符号の符号ビットを、元の並びに戻す逆並び替え処理としての、例えば、カラムツイストデインターリーブを行う。
　具体的には、カラムツイストデインターリーバ５５は、図２４等に示したメモリ３１と同様に構成される、デインターリーブ用のメモリに対して、LDPC符号の符号ビットを書き込み、さらに読み出すことで、カラムツイストデインターリーブを行う。
　但し、カラムツイストデインターリーバ５５では、符号ビットの書き込みは、メモリ３１からの符号ビットの読み出し時の読み出しアドレスを、書き込みアドレスとして用いて、デインターリーブ用のメモリのロウ方向に行われる。また、符号ビットの読み出しは、メモリ３１への符号ビットの書き込み時の書き込みアドレスを、読み出しアドレスとして用いて、デインターリーブ用のメモリのカラム方向に行われる。
　カラムツイストデインターリーブの結果得られるLDPC符号は、カラムツイストデインターリーバ５５からLDPCデコーダ１６６に供給される。
　ここで、QAMデコーダ１６４から、ビットデインターリーバ１６５に供給されるLDPC符号には、パリティインターリーブ、カラムツイストインターリーブ、及び入れ替え処理が、その順番で施されているが、ビットデインターリーバ１６５では、入れ替え処理に対応する逆入れ替え処理、及び、カラムツイストインターリーブに対応するカラムツイストデインターリーブしか行われず、したがって、パリティインターリーブに対応するパリティデインターリーブ（パリティインターリーブの逆の処理）、すなわち、パリティインターリーブによって並びが変更されたLDPC符号の符号ビットを、元の並びに戻すパリティデインターリーブは、行われない。
　したがって、ビットデインターリーバ１６５（のカラムツイストデインターリーバ５５）から、LDPCデコーダ１６６には、逆入れ替え処理、及び、カラムツイストデインターリーブが行われ、かつ、パリティデインターリーブが行われていないLDPC符号が供給される。
　LDPCデコーダ１６６は、ビットデインターリーバ１６５からのLDPC符号のLDPC復号を、図８のLDPCエンコーダ１１５がLDPC符号化に用いた検査行列Hに対して、パリティインターリーブに相当する列置換を少なくとも行って得られる変換検査行列を用いて行い、その結果得られるデータを、LDPC対象データの復号結果として出力する。
　図１２６は、図１２５のQAMデコーダ１６４、ビットデインターリーバ１６５、及び、LDPCデコーダ１６６が行う処理を説明するフローチャートである。
　ステップＳ１１１において、QAMデコーダ１６４は、時間デインターリーバ１６３からのシンボル（信号点にマッピングされたシンボル）をデマッピングして直交復調し、ビットデインターリーバ１６５に供給して、処理は、ステップＳ１１２に進む。
　ステップＳ１１２では、ビットデインターリーバ１６５は、QAMデコーダ１６４からのシンボルのシンボルビットのデインターリーブ（ビットデインターリーブ）を行って、処理は、ステップＳ１１３に進む。
　すなわち、ステップＳ１１２では、ビットデインターリーバ１６５において、マルチプレクサ５４が、QAMデコーダ１６４からのシンボルのシンボルビットを対象として、逆入れ替え処理を行い、その結果得られるLDPC符号の符号ビットを、カラムツイストデインターリーバ５５に供給する。
　カラムツイストデインターリーバ５５は、マルチプレクサ５４からのLDPC符号を対象として、カラムツイストデインターリーブを行い、その結果得られるLDPC符号を、LDPCデコーダ１６６に供給する。
　ステップＳ１１３では、LDPCデコーダ１６６が、カラムツイストデインターリーバ５５からのLDPC符号のLDPC復号を、図８のLDPCエンコーダ１１５がLDPC符号化に用いた検査行列Hに対して、パリティインターリーブに相当する列置換を少なくとも行って得られる変換検査行列を用いて行い、その結果得られるデータを、LDPC対象データの復号結果として、BCHデコーダ１６７に出力する。
　なお、図１２５でも、図９の場合と同様に、説明の便宜のため、逆入れ替え処理を行うマルチプレクサ５４と、カラムツイストデインターリーブを行うカラムツイストデインターリーバ５５とを、別個に構成するようにしたが、マルチプレクサ５４とカラムツイストデインターリーバ５５とは、一体的に構成することができる。
　また、図９のビットインターリーバ１１６において、カラムツイストインターリーブを行わない場合には、図１２５のビットデインターリーバ１６５において、カラムツイストデインターリーバ５５は、設ける必要がない。
　次に、図１２４のLDPCデコーダ１６６で行われるLDPC復号について、さらに説明する。
　図１２４のLDPCデコーダ１６６では、上述したように、カラムツイストデインターリーバ５５からの、逆入れ替え処理、及び、カラムツイストデインターリーブが行われ、かつ、パリティデインターリーブが行われていないLDPC符号のLDPC復号が、図８のLDPCエンコーダ１１５がLDPC符号化に用いた検査行列Hに対して、パリティインターリーブに相当する列置換を少なくとも行って得られる変換検査行列を用いて行われる。
　ここで、LDPC復号を、変換検査行列を用いて行うことで、回路規模を抑制しつつ、動作周波数を十分実現可能な範囲に抑えることが可能となるLDPC復号が先に提案されている（例えば、特許第4224777号を参照）。
　そこで、まず、図１２７ないし図１３０を参照して、先に提案されている、変換検査行列を用いたLDPC復号について説明する。
　図１２７は、符号長Nが90で、符号化率が2/3のLDPC符号の検査行列Hの例を示している。
　なお、図１２７では（後述する図１２８及び図１２９においても同様）、0を、ピリオド(.)で表現している。
　図１２７の検査行列Hでは、パリティ行列が階段構造になっている。
　図１２８は、図１２７の検査行列Hに、式（１１）の行置換と、式（１２）の列置換を施して得られる検査行列H'を示している。
　行置換:6s+t+1行目→5t+s+1行目
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（１１）
　列置換:6x+y+61列目→5y+x+61列目
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（１２）
　但し、式（１１）及び（１２）において、s，t，x，yは、それぞれ、０≦s＜５，０≦t＜６，０≦x＜５，０≦t＜６の範囲の整数である。
　式（１１）の行置換によれば、６で割って余りが１になる１，７，１３，１９，２５行目を、それぞれ、１，２，３，４，５行目に、６で割って余りが２になる２，８，１４，２０，２６行目を、それぞれ、６，７，８，９，１０行目に、という具合に置換が行われる。
　また、式（１２）の列置換によれば、６１列目以降（パリティ行列）に対して、６で割って余りが１になる６１，６７，７３，７９，８５列目を、それぞれ、６１，６２，６３，６４，６５列目に、６で割って余りが２になる６２，６８，７４，８０，８６列目を、それぞれ、６６，６７，６８，６９，７０列目に、という具合に置換が行われる。
　このようにして、図１２７の検査行列Hに対して、行と列の置換を行って得られた行列(matrix)が、図１２８の検査行列H'である。
　ここで、検査行列Hの行置換を行っても、LDPC符号の符号ビットの並びには影響しない。
　また、式（１２）の列置換は、上述の、K+qx+y+1番目の符号ビットを、K+Py+x+1番目の符号ビットの位置にインターリーブするパリティインターリーブの、情報長Kを60と、巡回構造の単位の列数Pを5と、パリティ長M（ここでは、30）の約数q(=M/P)を６と、それぞれしたときのパリティインターリーブに相当する。
　図１２８の検査行列（以下、適宜、変換検査行列という）H'に対して、図１２７の検査行列（以下、適宜、元の検査行列という）HのLDPC符号に、式（１２）と同一の置換を行ったものを乗じると、０ベクトルが出力される。すなわち、元の検査行列HのLDPC符号（１符号語）としての行ベクトルcに、式（１２）の列置換を施して得られる行ベクトルをc'と表すこととすると、検査行列の性質から、HcTは、０ベクトルとなるから、H'c'Tも、当然、０ベクトルとなる。
　以上から、図１２８の変換検査行列H'は、元の検査行列HのLDPC符号cに、式（１２）の列置換を行って得られるLDPC符号c'の検査行列になっている。
　したがって、元の検査行列HのLDPC符号cに、式（１２）の列置換を行い、その列置換後のLDPC符号c'を、図１２８の変換検査行列H'を用いて復号（LDPC復号）し、その復号結果に、式（１２）の列置換の逆置換を施すことで、元の検査行列HのLDPC符号を、その検査行列Hを用いて復号する場合と同様の復号結果を得ることができる。
　図１２９は、５×５の行列の単位に間隔を空けた、図１２８の変換検査行列H'を示している。
　図１２９においては、変換検査行列H'は、５×５の単位行列、その単位行列の１のうち１個以上が０になった行列（以下、適宜、準単位行列という）、単位行列または準単位行列をサイクリックシフト(cyclic shift)した行列（以下、適宜、シフト行列という）、単位行列、準単位行列、またはシフト行列のうちの２以上の和（以下、適宜、和行列という）、５×５の０行列の組合わせで表されている。
　図１２９の変換検査行列H'は、５×５の単位行列、準単位行列、シフト行列、和行列、０行列で構成されているということができる。そこで、変換検査行列H'を構成する、これらの５×５の行列を、以下、適宜、構成行列という。
　P×Pの構成行列で表される検査行列のLDPC符号の復号には、チェックノード演算、及びバリアブルノード演算を、P個同時に行うアーキテクチャ(architecture)を用いることができる。
　図１３０は、そのような復号を行う復号装置の構成例を示すブロック図である。
　すなわち、図１３０は、図１２７の元の検査行列Hに対して、少なくとも、式（１２）の列置換を行って得られる図１２９の変換検査行列H'を用いて、LDPC符号の復号を行う復号装置の構成例を示している。
　図１３０の復号装置は、６つのFIFO３００1ないし３００6からなる枝データ格納用メモリ３００、FIFO３００1ないし３００6を選択するセレクタ３０１、チェックノード計算部３０２、２つのサイクリックシフト回路３０３及び３０８、１８個のFIFO３０４1ないし３０４18からなる枝データ格納用メモリ３０４、FIFO３０４1ないし３０４18を選択するセレクタ３０５、受信データを格納する受信データ用メモリ３０６、バリアブルノード計算部３０７、復号語計算部３０９、受信データ並べ替え部３１０、復号データ並べ替え部３１１からなる。
　まず、枝データ格納用メモリ３００と３０４へのデータの格納方法について説明する。
　枝データ格納用メモリ３００は、図１２９の変換検査行列H'の行数３０を構成行列の行数５で除算した数である６つのFIFO３００1ないし３００6から構成されている。FIFO３００y（ｙ＝１，２，・・・，６）は、複数の段数の記憶領域からなり、各段の記憶領域については、構成行列の行数及び列数である５つの枝に対応するメッセージを同時に読み出すこと、及び、書き込むことができるようになっている。また、FIFO３００yの記憶領域の段数は、図１２９の変換検査行列の行方向の１の数（ハミング重み）の最大数である９になっている。
　FIFO３００1には、図１２９の変換検査行列H'の第１行目から第５行目までの１の位置に対応するデータ（バリアブルノードからのメッセージvi）が、各行共に横方向に詰めた形に（０を無視した形で）格納される。すなわち、第ｊ行第ｉ列を、(j,i)と表すこととすると、FIFO３００1の第１段の記憶領域には、変換検査行列H'の(1,1)から(5,5)の５×５の単位行列の１の位置に対応するデータが格納される。第２段の記憶領域には、変換検査行列H'の(1,21)から(5,25)のシフト行列（５×５の単位行列を右方向に３つだけサイクリックシフトしたシフト行列）の１の位置に対応するデータが格納される。第３から第８段の記憶領域も同様に、変換検査行列H'と対応付けてデータが格納される。そして、第９段の記憶領域には、変換検査行列H'の(1,86)から(5,90)のシフト行列（５×５の単位行列のうちの１行目の１を０に置き換えて１つだけ左にサイクリックシフトしたシフト行列）の１の位置に対応するデータが格納される。
　FIFO３００2には、図１２９の変換検査行列H'の第６行目から第１０行目までの１の位置に対応するデータが格納される。すなわち、FIFO３００2の第１段の記憶領域には、変換検査行列H'の(6,1)から(10,5)の和行列（５×５の単位行列を右に１つだけサイクリックシフトした第１のシフト行列と、右に２つだけサイクリックシフトした第２のシフト行列の和である和行列）を構成する第１のシフト行列の１の位置に対応するデータが格納される。また、第２段の記憶領域には、変換検査行列H'の(6,1)から(10,5)の和行列を構成する第２のシフト行列の１の位置に対応するデータが格納される。
　すなわち、重みが２以上の構成行列については、その構成行列を、重みが１であるP×Pの単位行列、単位行列の要素の１のうち１個以上が０になった準単位行列、又は単位行列もしくは準単位行列をサイクリックシフトしたシフト行列のうちの複数の和の形で表現したときの、その重みが１の単位行列、準単位行列、又はシフト行列の１の位置に対応するデータ（単位行列、準単位行列、又はシフト行列に属する枝に対応するメッセージ）は、同一アドレス（FIFO３００1ないし３００6のうちの同一のFIFO）に格納される。
　以下、第３から第９段の記憶領域についても、変換検査行列H'に対応付けてデータが格納される。
　FIFO３００3ないし３００6も同様に変換検査行列H'に対応付けてデータを格納する。
　枝データ格納用メモリ３０４は、変換検査行列H'の列数９０を、構成行列の列数である５で割った１８個のFIFO３０４1ないし３０４18から構成されている。FIFO３０４x（ｘ＝１，２，・・・，１８）は、複数の段数の記憶領域からなり、各段の記憶領域については、変換構成行列H'の行数及び列数である５つの枝に対応するメッセージを同時に読み出すこと、及び、書き込むことができるようになっている。
　FIFO３０４1には、図１２９の変換検査行列H'の第１列目から第５列目までの１の位置に対応するデータ（チェックノードからのメッセージuj）が、各列共に縦方向に詰めた形に（０を無視した形で）格納される。すなわち、FIFO３０４1の第１段の記憶領域には、変換検査行列H'の(1,1)から(5,5)の５×５の単位行列の１の位置に対応するデータが格納される。第２段の記憶領域には、変換検査行列H'の(6,1)から(10,5)の和行列（５×５の単位行列を右に１つだけサイクリックシフトした第１のシフト行列と、右に２つだけサイクリックシフトした第２のシフト行列との和である和行列）を構成する第１のシフト行列の１の位置に対応するデータが格納される。また、第３段の記憶領域には、変換検査行列H'の(6,1)から(10,5)の和行列を構成する第２のシフト行列の１の位置に対応するデータが格納される。
　すなわち、重みが２以上の構成行列については、その構成行列を、重みが１であるP×Pの単位行列、単位行列の要素の１のうち１個以上が０になった準単位行列、又は単位行列もしくは準単位行列をサイクリックシフトしたシフト行列のうちの複数の和の形で表現したときの、その重みが１の単位行列、準単位行列、又はシフト行列の１の位置に対応するデータ（単位行列、準単位行列、又はシフト行列に属する枝に対応するメッセージ）は、同一アドレス（FIFO３０４1ないし３０４18のうちの同一のFIFO）に格納される。
　以下、第４及び第５段の記憶領域についても、変換検査行列H'に対応付けて、データが格納される。このFIFO３０４1の記憶領域の段数は、変換検査行列H'の第１列から第５列における行方向の１の数（ハミング重み）の最大数である５になっている。
　FIFO３０４2と３０４3も同様に変換検査行列H'に対応付けてデータを格納し、それぞれの長さ（段数）は、５である。FIFO３０４4ないし３０４12も同様に、変換検査行列H'に対応付けてデータを格納し、それぞれの長さは３である。FIFO３０４13ないし３０４18も同様に、変換検査行列H'に対応付けてデータを格納し、それぞれの長さは２である。
　次に、図１３０の復号装置の動作について説明する。
　枝データ格納用メモリ３００は、６つのFIFO３００1ないし３００6からなり、前段のサイクリックシフト回路３０８から供給される５つのメッセージD311が、変換検査行列H'のどの行に属するかの情報（Matrixデータ）D312に従って、データを格納するFIFOを、FIFO３００1ないし３００6の中から選び、選んだFIFOに５つのメッセージD311をまとめて順番に格納していく。また、枝データ格納用メモリ３００は、データを読み出す際には、FIFO３００1から５つのメッセージD3001を順番に読み出し、次段のセレクタ３０１に供給する。枝データ格納用メモリ３００は、FIFO３００1からのメッセージの読み出しの終了後、FIFO３００2ないし３００6からも、順番に、メッセージを読み出し、セレクタ３０１に供給する。
　セレクタ３０１は、セレクト信号D301に従って、FIFO３００1ないし３００6のうちの、現在データが読み出されているFIFOからの５つのメッセージを選択し、メッセージD302として、チェックノード計算部３０２に供給する。
　チェックノード計算部３０２は、５つのチェックノード計算器３０２1ないし３０２5からなり、セレクタ３０１を通して供給されるメッセージD302(D3021ないしD3025)（式（７）のメッセージvi）を用いて、式（７）に従ってチェックノード演算を行い、そのチェックノード演算の結果得られる５つのメッセージD303(D3031ないしD3035)（式（７）のメッセージuj)をサイクリックシフト回路３０３に供給する。
　サイクリックシフト回路３０３は、チェックノード計算部３０２で求められた５つのメッセージD3031ないしD3035を、対応する枝が変換検査行列H'において元となる単位行列を幾つサイクリックシフトしたものであるかの情報（Matrixデータ）D305を元にサイクリックシフトし、その結果をメッセージD304として、枝データ格納用メモリ３０４に供給する。
　枝データ格納用メモリ３０４は、１８個のFIFO３０４1ないし３０４18からなり、前段のサイクリックシフト回路３０３から供給される５つのメッセージD304が変換検査行列H'のどの行に属するかの情報D305に従って、データを格納するFIFOを、FIFO３０４1ないし３０４18の中から選び、選んだFIFOに５つのメッセージD304をまとめて順番に格納していく。また、枝データ格納用メモリ３０４は、データを読み出す際には、FIFO３０４1から５つのメッセージD3061を順番に読み出し、次段のセレクタ３０５に供給する。枝データ格納用メモリ３０４は、FIFO３０４1からのデータの読み出しの終了後、FIFO３０４2ないし３０４18からも、順番に、メッセージを読み出し、セレクタ３０５に供給する。
　セレクタ３０５は、セレクト信号D307に従って、FIFO３０４1ないし３０４18のうちの、現在データが読み出されているFIFOからの５つのメッセージを選択し、メッセージD308として、バリアブルノード計算部３０７と復号語計算部３０９に供給する。
　一方、受信データ並べ替え部３１０は、通信路１３を通して受信したLDPC符号D313を、式（１２）の列置換を行うことにより並べ替え、受信データD314として、受信データ用メモリ３０６に供給する。受信データ用メモリ３０６は、受信データ並べ替え部３１０から供給される受信データD314から、受信LLR（対数尤度比）を計算して記憶し、その受信LLRを５個ずつまとめて受信値D309として、バリアブルノード計算部３０７と復号語計算部３０９に供給する。
　バリアブルノード計算部３０７は、５つのバリアブルノード計算器３０７1ないし３０７5からなり、セレクタ３０５を通して供給されるメッセージD308(D3081ないしD3085)（式（１）のメッセージuj）と、受信データ用メモリ３０６から供給される５つの受信値D309（式（１）の受信値u0i）を用いて、式（１）に従ってバリアブルノード演算を行い、その演算の結果得られるメッセージD310(D3101ないしD3105)（式（１）のメッセージvi）を、サイクリックシフト回路３０８に供給する。
　サイクリックシフト回路３０８は、バリアブルノード計算部３０７で計算されたメッセージD3101ないしD3105を、対応する枝が変換検査行列H'において元となる単位行列を幾つサイクリックシフトしたものであるかの情報を元にサイクリックシフトし、その結果をメッセージD311として、枝データ格納用メモリ３００に供給する。
　以上の動作を１巡することで、LDPC符号の１回の復号を行うことができる。図１３０の復号装置は、所定の回数だけLDPC符号を復号した後、復号語計算部３０９及び復号データ並べ替え部３１１において、最終的な復号結果を求めて出力する。
　すなわち、復号語計算部３０９は、５つの復号語計算器３０９1ないし３０９5からなり、セレクタ３０５が出力する５つのメッセージD308(D3081ないしD3085)（式（５）のメッセージuj）と、受信データ用メモリ３０６から供給される５つの受信値D309（式（５）の受信値u0i）を用い、複数回の復号の最終段として、式（５）に基づいて、復号結果（復号語）を計算して、その結果得られる復号データD315を、復号データ並べ替え部３１１に供給する。
　復号データ並べ替え部３１１は、復号語計算部３０９から供給される復号データD315を対象に、式（１２）の列置換の逆置換を行うことにより、その順序を並べ替え、最終的な復号結果D316として出力する。
　以上のように、検査行列（元の検査行列）に対して、行置換と列置換のうちの一方又は両方を施し、P×Pの単位行列、その要素の１のうち１個以上が０になった準単位行列、単位行列もしくは準単位行列をサイクリックシフトしたシフト行列、単位行列、準単位行列、もしくはシフト行列の複数の和である和行列、P×Pの０行列の組合せ、つまり、構成行列の組み合わせで表すことができる検査行列（変換検査行列）に変換することで、LDPC符号の復号を、チェックノード演算とバリアブルノード演算をP個同時に行うアーキテクチャ(architecture)を採用することが可能となり、これにより、ノード演算を、P個同時に行うことで動作周波数を実現可能な範囲に抑えて、多数の繰り返し復号を行うことができる。
　図１２４の受信装置１２を構成するLDPCデコーダ１６６は、図１３０の復号装置と同様に、チェックノード演算とバリアブルノード演算をP個同時に行うことで、LDPC復号を行うようになっている。
　すなわち、いま、説明を簡単にするために、図８の送信装置１１を構成するLDPCエンコーダ１１５が出力するLDPC符号の検査行列が、例えば、図１２７に示した、パリティ行列が階段構造になっている検査行列Hであるとすると、送信装置１１のパリティインターリーバ２３では、K+qx+y+1番目の符号ビットを、K+Py+x+1番目の符号ビットの位置にインターリーブするパリティインターリーブが、情報長Kを60に、巡回構造の単位の列数Pを5に、パリティ長Mの約数q(=M/P)を６に、それぞれして行われる。
　このパリティインターリーブは、上述したように、式（１２）の列置換に相当するから、LDPCデコーダ１６６では、式（１２）の列置換を行う必要がない。
　このため、図１２４の受信装置１２では、上述したように、カラムツイストデインターリーバ５５から、LDPCデコーダ１６６に対して、パリティデインターリーブが行われていないLDPC符号、つまり、式（１２）の列置換が行われた状態のLDPC符号が供給され、LDPCデコーダ１６６では、式（１２）の列置換を行わないことを除けば、図１３０の復号装置と同様の処理が行われる。
　すなわち、図１３１は、図１２４のLDPCデコーダ１６６の構成例を示している。
　図１３１において、LDPCデコーダ１６６は、図１３０の受信データ並べ替え部３１０が設けられていないことを除けば、図１３０の復号装置と同様に構成されており、式（１２）の列置換が行われないことを除いて、図１３０の復号装置と同様の処理を行うため、その説明は省略する。
　以上のように、LDPCデコーダ１６６は、受信データ並べ替え部３１０を設けずに構成することができるので、図１３０の復号装置よりも、規模を削減することができる。
　なお、図１２７ないし図１３１では、説明を簡単にするために、LDPC符号の符号長Nを90と、情報長Kを60と、巡回構造の単位の列数（構成行列の行数及び列数）Pを5と、パリティ長Mの約数q(=M/P)を６と、それぞれしたが、符号長N、情報長K、巡回構造の単位の列数P、及び約数q(=M/P)のそれぞれは、上述した値に限定されるものではない。
　すなわち、図８の送信装置１１において、LDPCエンコーダ１１５が出力するのは、例えば、符号長Nを64800や16200等と、情報長KをN-Pq(=N-M)と、巡回構造の単位の列数Pを360と、約数qをM/Pと、それぞれするLDPC符号であるが、図１３１のLDPCデコーダ１６６は、そのようなLDPC符号を対象として、チェックノード演算とバリアブルノード演算をP個同時に行うことで、LDPC復号を行う場合にも適用可能である。
　図１３２は、図１２５のビットデインターリーバ１６５を構成するマルチプレクサ５４の処理を説明する図である。
　すなわち、図１３２のＡは、マルチプレクサ５４の機能的な構成例を示している。
　マルチプレクサ５４は、逆入れ替え部１００１、及びメモリ１００２から構成される。
　マルチプレクサ５４は、前段のQAMデコーダ１６４から供給されるシンボルのシンボルビットを対象として、送信装置１１のデマルチプレクサ２５が行う入れ替え処理に対応する逆入れ替え処理（入れ替え処理の逆の処理）、すなわち、入れ替え処理によって入れ替えられたLDPC符号の符号ビット（シンボルビット）の位置を元の位置に戻す逆入れ替え処理を行い、その結果得られるLDPC符号を、後段のカラムツイストデインターリーバ５５に供給する。
　すなわち、マルチプレクサ５４において、逆入れ替え部１００１には、（連続する）b個のシンボルの単位で、そのb個のシンボルのmbビットのシンボルビットy0,y1,・・・,ymb-1が供給される。
　逆入れ替え部１００１は、mbビットのシンボルビットy0ないしymb-1を、元のmbビットの符号ビットb0,b1,・・・,bmb-1の並び（送信装置１１側のデマルチプレクサ２５を構成する入れ替え部３２での入れ替えが行われる前の符号ビットb0ないしbmb-1の並び）に戻す逆入れ替えを行い、その結果得られるmbビットの符号ビットb0ないしbmb-1を出力する。
　メモリ１００２は、送信装置１１側のデマルチプレクサ２５を構成するメモリ３１と同様に、ロウ(row)（横）方向にmbビットを記憶するとともに、カラム(column)（縦）方向にN/(mb)ビットを記憶する記憶容量を有する。すなわち、メモリ１００２は、N/(mb)ビットを記憶するmb個のカラムから構成される。
　但し、メモリ１００２では、送信装置１１のデマルチプレクサ２５のメモリ３１からの符号ビットの読み出しが行われる方向に、逆入れ替え部１００１が出力するLDPC符号の符号ビットの書き込みが行われ、メモリ３１への符号ビットの書き込みが行われる方向に、メモリ１００２に書き込まれた符号ビットの読み出しが行われる。
　すなわち、受信装置１２のマルチプレクサ５４では、図１３２のＡに示すように、逆入れ替え部１００１が出力するLDPC符号の符号ビットを、mbビット単位で、ロウ方向に書き込むことが、メモリ１００２の１行目から下の行に向かって順次行われる。
　そして、１符号長分の符号ビットの書き込みが終了すると、マルチプレクサ５４では、メモリ１００２から、符号ビットを、カラム方向に読み出して、後段のカラムツイストデインターリーバ５５に供給する。
　ここで、図１３２Ｂは、メモリ１００２からの符号ビットの読み出しを示す図である。
　マルチプレクサ５４では、LDPC符号の符号ビットを、メモリ１００２を構成するカラムの上から下方向（カラム方向）に読み出すことが、左から右方向のカラムに向かって行われる。
　図１３３は、図１２５のビットデインターリーバ１６５を構成するカラムツイストデインターリーバ５５の処理を説明する図である。
　すなわち、図１３３は、マルチプレクサ５４のメモリ１００２の構成例を示している。
　メモリ１００２は、カラム（縦）方向にmbビットを記憶するとともに、ロウ（横）方向にN/(mb)ビットを記憶する記憶容量を有し、mb個のカラムから構成される。
　カラムツイストデインターリーバ５５は、メモリ１００２に対して、LDPC符号の符号ビットを、ロウ方向に書き込み、カラム方向に読み出すときの読み出し始めの位置を制御することで、カラムツイストデインターリーブを行う。
　すなわち、カラムツイストデインターリーバ５５では、複数のカラムそれぞれについて、符号ビットの読み出しを開始する読み出し始めの位置を、適宜変更することで、カラムツイストインターリーブで並び替えられた符号ビットの並びを、元の並びに戻す逆並び替え処理を行う。
　ここで、図１３３は、図２４で説明した、変調方式が16QAMであり、かつ、倍数bが1である場合の、メモリ１００２の構成例を示している。したがって、１シンボルのビット数mは、４ビットであり、また、メモリ１００２は、４(=mb)個のカラムで構成される。
　カラムツイストデインターリーバ５５は、マルチプレクサ５４に代わり、入れ替え部１００１が出力するLDPC符号の符号ビットのロウ方向への書き込みを、メモリ１００２の１行目から下の行に向かって順次行う。
　そして、１符号長分の符号ビットの書き込みが終了すると、カラムツイストデインターリーバ５５は、符号ビットを、メモリ１００２の上から下方向（カラム方向）に読み出すことを、左から右方向のカラムに向かって行う。
　但し、カラムツイストデインターリーバ５５は、送信装置１１側のカラムツイストインターリーバ２４が符号ビットを書き込む書き始めの位置を、符号ビットの読み出し始めの位置として、メモリ１００２からの符号ビットの読み出しを行う。
　すなわち、各カラムの先頭（一番上）の位置のアドレスを0として、カラム方向の各位置のアドレスを、昇順の整数で表すこととすると、変調方式が16QAMであり、かつ、倍数bが1である場合には、カラムツイストデインターリーバ５５では、最も左のカラムについては、読み出し始めの位置を、アドレスが0の位置とし、（左から）２番目のカラムについては、読み出し始めの位置を、アドレスが2の位置とし、３番目のカラムについては、読み出し始めの位置を、アドレスが4の位置とし、４番目のカラムについては、読み出し始めの位置を、アドレスが7の位置とする。
　なお、読み出し始めの位置が、アドレスが0の位置以外の位置のカラムについては、符号ビットの読み出しを、最も下の位置まで行った後は、先頭（アドレスが0の位置）に戻り、読み出し始めの位置の直前の位置までの読み出しが行われる。そして、その後、次（右）のカラムからの読み出しが行われる。
　以上のようなカラムツイストデインターリーブを行うことにより、カラムツイストインターリーブで並び替えられた符号ビットの並びが、元の並びに戻される。
　なお、図１２３で説明した、L個の符号語単位でのカラムツイストインターリーブと同様に、カラムツイストデインターリーブも、L個の符号語単位で行うことができる。
　この場合、メモリ１００２は、図１２３で説明したメモリ３１と同様に、L個の単位記憶領域を有し、L個の符号語は、L個の単位記憶領域に、順次、ロウ方向に書き込まれる。
　そして、L個の符号語の書き込みの終了後、L個の符号語が、L個の単位記憶領域から、順次、カラム方向に読み出される。
　各単位記憶領域からの符号語の読み出しは、カラムツイストインターリーバ２４がLDPC符号を書き込む書き始めの位置を、読み出し始めの位置として行われる。
　図１３４は、図１２４のビットデインターリーバ１６５の他の構成例を示すブロック図である。
　なお、図中、図１２５の場合と対応する部分については、同一の符号を付してあり、以下では、その説明は、適宜省略する。
　すなわち、図１３４のビットデインターリーバ１６５は、パリティデインターリーバ１０１１が新たに設けられている他は、図１２５の場合と同様に構成されている。
　図１３４では、ビットデインターリーバ１６５は、マルチプレクサ(MUX)５４、カラムツイストデインターリーバ５５、及び、パリティデインターリーバ１０１１から構成され、QAMデコーダ１６４からのLDPC符号の符号ビットのビットデインターリーブを行う。
　すなわち、マルチプレクサ５４は、QAMデコーダ１６４からのLDPC符号を対象として、送信装置１１のデマルチプレクサ２５が行う入れ替え処理に対応する逆入れ替え処理（入れ替え処理の逆の処理）、すなわち、入れ替え処理によって入れ替えられた符号ビットの位置を元の位置に戻す逆入れ替え処理を行い、その結果得られるLDPC符号を、カラムツイストデインターリーバ５５に供給する。
　カラムツイストデインターリーバ５５は、マルチプレクサ５４からのLDPC符号を対象として、送信装置１１のカラムツイストインターリーバ２４が行う並び替え処理としてのカラムツイストインターリーブに対応するカラムツイストデインターリーブを行う。
　カラムツイストデインターリーブの結果得られるLDPC符号は、カラムツイストデインターリーバ５５からパリティデインターリーバ１０１１に供給される。
　パリティデインターリーバ１０１１は、カラムツイストデインターリーバ５５でのカラムツイストデインターリーブ後の符号ビットを対象として、送信装置１１のパリティインターリーバ２３が行うパリティインターリーブに対応するパリティデインターリーブ（パリティインターリーブの逆の処理）、すなわち、パリティインターリーブによって並びが変更されたLDPC符号の符号ビットを、元の並びに戻すパリティデインターリーブを行う。
　パリティデインターリーブの結果得られるLDPC符号は、パリティデインターリーバ１０１１からLDPCデコーダ１６６に供給される。
　したがって、図１３４のビットデインターリーバ１６５では、LDPCデコーダ１６６には、逆入れ替え処理、カラムツイストデインターリーブ、及び、パリティデインターリーブが行われたLDPC符号、すなわち、検査行列Hに従ったLDPC符号化によって得られるLDPC符号が供給される。
　LDPCデコーダ１６６は、ビットデインターリーバ１６５からのLDPC符号のLDPC復号を、送信装置１１のLDPCエンコーダ１１５がLDPC符号化に用いた検査行列Hそのもの、又は、その検査行列Hに対して、パリティインターリーブに相当する列置換を少なくとも行って得られる変換検査行列を用いて行い、その結果得られるデータを、LDPC対象データの復号結果として出力する。
　ここで、図１３４では、ビットデインターリーバ１６５（のパリティデインターリーバ１０１１）からLDPCデコーダ１６６に対して、検査行列Hに従ったLDPC符号化によって得られるLDPC符号が供給されるため、そのLDPC符号のLDPC復号を、送信装置１１のLDPCエンコーダ１１５がLDPC符号化に用いた検査行列Hそのものを用いて行う場合には、LDPCデコーダ１６６は、例えば、メッセージ（チェックノードメッセージ、バリバブルノードメッセージ）の演算を１個のノードずつ順次行うフルシリアルデコーディング(full serial decoding)方式によるLDPC復号を行う復号装置や、メッセージの演算をすべてのノードについて同時（並列）に行うフルパラレルデコーディング(full parallel decoding)方式によるLDPC復号を行う復号装置で構成することができる。
　また、LDPCデコーダ１６６において、LDPC符号のLDPC復号を、送信装置１１のLDPCエンコーダ１１５がLDPC符号化に用いた検査行列Hに対して、パリティインターリーブに相当する列置換を少なくとも行って得られる変換検査行列を用いて行う場合には、LDPCデコーダ１６６は、チェックノード演算、及びバリアブルノード演算を、P（又はPの1以外の約数）個同時に行うアーキテクチャ(architecture)の復号装置であって、変換検査行列を得るための列置換と同様の列置換を、LDPC符号に施すことにより、そのLDPC符号の符号ビットを並び替える受信データ並べ替え部３１０を有する復号装置（図１３０）で構成することができる。
　なお、図１３４では、説明の便宜のため、逆入れ替え処理を行うマルチプレクサ５４、カラムツイストデインターリーブを行うカラムツイストデインターリーバ５５、及び、パリティデインターリーブを行うパリティデインターリーバ１０１１それぞれを、別個に構成するようにしたが、マルチプレクサ５４、カラムツイストデインターリーバ５５、及び、パリティデインターリーバ１０１１の２以上は、送信装置１１のパリティインターリーバ２３、カラムツイストインターリーバ２４、及び、デマルチプレクサ２５と同様に、一体的に構成することができる。
　［受信システムの構成例］
　図１３５は、受信装置１２を適用可能な受信システムの第１の構成例を示すブロック図である。
　図１３５において、受信システムは、取得部１１０１、伝送路復号処理部１１０２、及び、情報源復号処理部１１０３から構成される。
　取得部１１０１は、番組の画像データや音声データ等のLDPC対象データを、少なくともLDPC符号化することで得られるLDPC符号を含む信号を、例えば、地上ディジタル放送、衛星ディジタル放送、CATV網、インターネットその他のネットワーク等の、図示せぬ伝送路（通信路）を介して取得し、伝送路復号処理部１１０２に供給する。
　ここで、取得部１１０１が取得する信号が、例えば、放送局から、地上波や、衛星波、CATV(Cable Television)網等を介して放送されてくる場合には、取得部１１０１は、チューナやSTB(Set Top Box)等で構成される。また、取得部１１０１が取得する信号が、例えば、webサーバから、IPTV(Internet Protocol Television)のようにマルチキャストで送信されてくる場合には、取得部１１０１は、例えば、NIC(Network Interface Card)等のネットワークI/F(Inter face)で構成される。
　伝送路復号処理部１１０２は、受信装置１２に相当する。伝送路復号処理部１１０２は、取得部１１０１が伝送路を介して取得した信号に対して、伝送路で生じる誤りを訂正する処理を少なくとも含む伝送路復号処理を施し、その結果得られる信号を、情報源復号処理部１１０３に供給する。
　すなわち、取得部１１０１が伝送路を介して取得した信号は、伝送路で生じる誤りを訂正するための誤り訂正符号化を、少なくとも行うことで得られた信号であり、伝送路復号処理部１１０２は、そのような信号に対して、例えば、誤り訂正処理等の伝送路復号処理を施す。
　ここで、誤り訂正符号化としては、例えば、LDPC符号化や、BCH符号化等がある。ここでは、誤り訂正符号化として、少なくとも、LDPC符号化が行われている。
　また、伝送路復号処理には、変調信号の復調等が含まれることがある。
　情報源復号処理部１１０３は、伝送路復号処理が施された信号に対して、圧縮された情報を元の情報に伸張する処理を少なくとも含む情報源復号処理を施す。
　すなわち、取得部１１０１が伝送路を介して取得した信号には、情報としての画像や音声等のデータ量を少なくするために、情報を圧縮する圧縮符号化が施されていることがあり、その場合、情報源復号処理部１１０３は、伝送路復号処理が施された信号に対して、圧縮された情報を元の情報に伸張する処理(伸張処理）等の情報源復号処理を施す。
　なお、取得部１１０１が伝送路を介して取得した信号に、圧縮符号化が施されていない場合には、情報源復号処理部１１０３では、圧縮された情報を元の情報に伸張する処理は行われない。
　ここで、伸張処理としては、例えば、MPEGデコード等がある。また、伝送路復号処理には、伸張処理の他、デスクランブル等が含まれることがある。
　以上のように構成される受信システムでは、取得部１１０１において、例えば、画像や音声等のデータに対して、MPEG符号化等の圧縮符号化が施され、さらに、LDPC符号化等の誤り訂正符号化が施された信号が、伝送路を介して取得され、伝送路復号処理部１１０２に供給される。
　伝送路復号処理部１１０２では、取得部１１０１からの信号に対して、例えば、受信装置１２が行うのと同様の処理等が、伝送路復号処理として施され、その結果得られる信号が、情報源復号処理部１１０３に供給される。
　情報源復号処理部１１０３では、伝送路復号処理部１１０２からの信号に対して、MPEGデコード等の情報源復号処理が施され、その結果得られる画像、又は音声が出力される。
　以上のような図１３５の受信システムは、例えば、ディジタル放送としてのテレビジョン放送を受信するテレビチューナ等に適用することができる。
　なお、取得部１１０１、伝送路復号処理部１１０２、及び、情報源復号処理部１１０３は、それぞれ、１つの独立した装置（ハードウェア（IC(Integrated Circuit)等））、又はソフトウエアモジュール）として構成することが可能である。
　また、取得部１１０１、伝送路復号処理部１１０２、及び、情報源復号処理部１１０３については、取得部１１０１と伝送路復号処理部１１０２とのセットや、伝送路復号処理部１１０２と情報源復号処理部１１０３とのセット、取得部１１０１、伝送路復号処理部１１０２、及び、情報源復号処理部１１０３のセットを、１つの独立した装置として構成することが可能である。
　図１３６は、受信装置１２を適用可能な受信システムの第２の構成例を示すブロック図である。
　なお、図中、図１３５の場合と対応する部分については、同一の符号を付してあり、以下では、その説明は、適宜省略する。
　図１３６の受信システムは、取得部１１０１、伝送路復号処理部１１０２、及び、情報源復号処理部１１０３を有する点で、図１３５の場合と共通し、出力部１１１１が新たに設けられている点で、図１３５の場合と相違する。
　出力部１１１１は、例えば、画像を表示する表示装置や、音声を出力するスピーカであり、情報源復号処理部１１０３から出力される信号としての画像や音声等を出力する。すなわち、出力部１１１１は、画像を表示し、あるいは、音声を出力する。
　以上のような図１３６の受信システムは、例えば、ディジタル放送としてのテレビジョン放送を受信するTV（テレビジョン受像機）や、ラジオ放送を受信するラジオ受信機等に適用することができる。
　なお、取得部１１０１において取得された信号に、圧縮符号化が施されていない場合には、伝送路復号処理部１１０２が出力する信号が、出力部１１１１に供給される。
　図１３７は、受信装置１２を適用可能な受信システムの第３の構成例を示すブロック図である。
　なお、図中、図１３５の場合と対応する部分については、同一の符号を付してあり、以下では、その説明は、適宜省略する。
　図１３７の受信システムは、取得部１１０１、及び、伝送路復号処理部１１０２を有する点で、図１３５の場合と共通する。
　但し、図１３７の受信システムは、情報源復号処理部１１０３が設けられておらず、記録部１１２１が新たに設けられている点で、図１３５の場合と相違する。
　記録部１１２１は、伝送路復号処理部１１０２が出力する信号（例えば、MPEGのTSのTSパケット）を、光ディスクや、ハードディスク（磁気ディスク）、フラッシュメモリ等の記録（記憶）媒体に記録する（記憶させる）。
　以上のような図１３７の受信システムは、テレビジョン放送を録画するレコーダ等に適用することができる。
　なお、図１３７において、受信システムは、情報源復号処理部１１０３を設けて構成し、情報源復号処理部１１０３で、情報源復号処理が施された後の信号、すなわち、デコードによって得られる画像や音声を、記録部１１２１で記録することができる。
　［コンピュータの一実施の形態］
　次に、上述した一連の処理は、ハードウェアにより行うこともできるし、ソフトウェアにより行うこともできる。一連の処理をソフトウェアによって行う場合には、そのソフトウェアを構成するプログラムが、汎用のコンピュータ等にインストールされる。
　そこで、図１３８は、上述した一連の処理を実行するプログラムがインストールされるコンピュータの一実施の形態の構成例を示している。
　プログラムは、コンピュータに内蔵されている記録媒体としてのハードディスク７０５やＲＯＭ７０３に予め記録しておくことができる。
　あるいはまた、プログラムは、フレキシブルディスク、CD-ROM(Compact Disc Read Only Memory)，MO(Magneto Optical)ディスク，DVD(Digital Versatile Disc)、磁気ディスク、半導体メモリなどのリムーバブル記録媒体７１１に、一時的あるいは永続的に格納（記録）しておくことができる。このようなリムーバブル記録媒体７１１は、いわゆるパッケージソフトウエアとして提供することができる。
　なお、プログラムは、上述したようなリムーバブル記録媒体７１１からコンピュータにインストールする他、ダウンロードサイトから、ディジタル衛星放送用の人工衛星を介して、コンピュータに無線で転送したり、LAN(Local Area Network)、インターネットといったネットワークを介して、コンピュータに有線で転送し、コンピュータでは、そのようにして転送されてくるプログラムを、通信部７０８で受信し、内蔵するハードディスク７０５にインストールすることができる。
　コンピュータは、CPU(Central Processing Unit)７０２を内蔵している。CPU７０２には、バス７０１を介して、入出力インタフェース７１０が接続されており、CPU７０２は、入出力インタフェース７１０を介して、ユーザによって、キーボードや、マウス、マイク等で構成される入力部７０７が操作等されることにより指令が入力されると、それに従って、ROM(Read Only Memory)７０３に格納されているプログラムを実行する。あるいは、また、CPU７０２は、ハードディスク７０５に格納されているプログラム、衛星若しくはネットワークから転送され、通信部７０８で受信されてハードディスク７０５にインストールされたプログラム、又はドライブ７０９に装着されたリムーバブル記録媒体７１１から読み出されてハードディスク７０５にインストールされたプログラムを、RAM(Random Access Memory)７０４にロードして実行する。これにより、CPU７０２は、上述したフローチャートに従った処理、あるいは上述したブロック図の構成により行われる処理を行う。そして、CPU７０２は、その処理結果を、必要に応じて、例えば、入出力インタフェース７１０を介して、LCD(Liquid Crystal Display)やスピーカ等で構成される出力部７０６から出力、あるいは、通信部７０８から送信、さらには、ハードディスク７０５に記録等させる。
　ここで、本明細書において、コンピュータに各種の処理を行わせるためのプログラムを記述する処理ステップは、必ずしもフローチャートとして記載された順序に沿って時系列に処理する必要はなく、並列的あるいは個別に実行される処理（例えば、並列処理あるいはオブジェクトによる処理）も含むものである。
　また、プログラムは、１つのコンピュータにより処理されるものであっても良いし、複数のコンピュータによって分散処理されるものであっても良い。さらに、プログラムは、遠方のコンピュータに転送されて実行されるものであっても良い。
　なお、本技術の実施の形態は、上述した実施の形態に限定されるものではなく、本技術の要旨を逸脱しない範囲において種々の変更が可能である。
　すなわち、上述した、携帯端末向けのディジタル放送等で採用するLDPC符号（の検査行列初期値テーブル）等は、固定端末向けのディジタル放送等で用いることが可能である。
　１１　送信装置，　１２　受信装置，　２３　パリティインターリーバ，　２４　カラムツイストインターリーバ，　２５　デマルチプレクサ，　３１　メモリ，　３２　入れ替え部，　５４　マルチプレクサ，　５５　カラムツイストインターリーバ，　１１１　モードアダプテーション／マルチプレクサ，　１１２　パダー，　１１３　BBスクランブラ，　１１４　BCHエンコーダ，　１１５　LDPCエンコーダ，　１１６　ビットインターリーバ，　１１７　QAMエンコーダ，　１１８　時間インターリーバ，　１１９　MISO/MIMOエンコーダ，　１２０　周波数インターリーバ，　１２１　BCHエンコーダ，　１２２　LDPCエンコーダ，　１２３　QAMエンコーダ，　１２４　周波数インターリーバ，　１３１　フレームビルダ／リソースアロケーション部　１３２　OFDM生成部，　１５１　OFDM処理部，　１５２　フレーム管理部，　１５３　周波数デインターリーバ，　１５４　QAMデコーダ，　１５５　LDPCデコーダ，　１５６　BCHデコーダ，　１６１　周波数デインターリーバ，　１６２　MISO/MIMOデコーダ，　１６３　時間デインターリーバ，　１６４　QAMデコーダ，　１６５　ビットデインターリーバ，　１６６　LDPCデコーダ，　１６７　BCHデコーダ，　１６８　BBデスクランブラ，　１６９　ヌル削除部，　１７０　デマルチプレクサ，　３００　枝データ格納用メモリ，　３０１　セレクタ，　３０２　チェックノード計算部，　３０３　サイクリックシフト回路，　３０４　枝データ格納用メモリ，　３０５　セレクタ，　３０６　受信データ用メモリ，　３０７　バリアブルノード計算部，　３０８　サイクリックシフト回路，　３０９　復号語計算部，　３１０　受信データ並べ替え部，　３１１　復号データ並べ替え部，　６０１　符号化処理部，　６０２　記憶部，　６１１　符号化率設定部，　６１２　初期値テーブル読み出し部，　６１３　検査行列生成部，　６１４　情報ビット読み出し部，　６１５　符号化パリティ演算部，　６１６　制御部，　７０１　バス，　７０２　CPU，　７０３　ROM，　７０４　RAM，　７０５　ハードディスク，　７０６　出力部，　７０７　入力部，　７０８　通信部，　７０９　ドライブ，　７１０　入出力インタフェース，　７１１　リムーバブル記録媒体，　１００１　逆入れ替え部，　１００２　メモリ，　１０１１　パリティデインターリーバ，　１１０１　取得部，　１１０１　伝送路復号処理部，　１１０３　情報源復号処理部，　１１１１　出力部，　１１２１　記録部

Claims (32)

  1. 　データ処理装置において、
    　符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行う並び替え部を備え、
    　前記並び替え処理は、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更する処理であって、
    　前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、
    　　前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする
    　処理である
    　データ処理装置。
  2. 　請求項１に記載のデータ処理装置において、
    　前記8個の記憶単位のうちからそれぞれ取得した１ビットである8ビットを、2つのシンボルとして出力する出力部を備え、
    　前記シンボルは、16個の信号点のうちの１つにマッピングされるデータである
    　データ処理装置。
  3. 　請求項１に記載のデータ処理装置において、
    　前記記憶単位は、それぞれカラム方向に前記符号ビットを記憶する、ロウ方向に配置された記憶単位であり、
    　前記並び替え部は、前記記憶単位内での前記カラム方向の記憶開始位置を変更して、前記符号ビットをカラム方向に書き込み、前記ロウ方向に読み出すことで、前記並び替え処理を行う
    　データ処理装置。
  4. 　請求項１に記載のデータ処理装置において、
    　前記並び替え部は、記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更することに代えて、読み出し開始位置を前記記憶単位毎に変更することにより、前記並び替え処理と同等の並び替え処理を行う
    　データ処理装置
    。
  5. 　データ処理方法において、
    　符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行う並び替えステップを備え、
    　前記並び替え処理は、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更する処理であって、
    　前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、
    　　前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする
    　処理である
    　データ処理方法。
  6. 　データ処理装置において、
    　受信した２つのシンボルに含まれるビットの逆並び替え処理を行う逆並び替え部を備え、
    　前記2つのシンボルは、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行うことにより取得されるデータであって、
    　前記並び替え処理は、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を、前記記憶単位毎に変更する処理であって、
    　前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、
    　　前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする
    　処理であり、
    　前記逆並び替え処理は、前記並び替え処理後の符号ビットを、元の並びに戻す処理である
    　データ処理装置。
  7. 　請求項６に記載のデータ処理装置において、
    　前記２つのシンボルは、前記8個の記憶単位のうちからそれぞれ取得した１ビットである8ビットを含む2つのデータであり、それぞれのシンボルは、16個の信号点のうちの１つにマッピングされたデータである
    　データ処理装置。
  8. 　請求項６に記載のデータ処理装置において、
    　前記記憶単位は、それぞれカラム方向に前記符号ビットを記憶する、ロウ方向に配置された記憶単位であり、
    　前記並び替え処理では、前記記憶単位内での前記カラム方向の記憶開始位置が変更されて、前記符号ビットがカラム方向に書き込まれ、ロウ方向に読み出される
    　データ処理装置。
  9. 　請求項６に記載のデータ処理装置において、
    　前記並び替え処理では、記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更することに代えて、読み出し開始位置を前記記憶単位毎に変更する
    　データ処理装置。
  10. 　データ処理方法において、
    　受信した２つのシンボルに含まれるビットの逆並び替え処理を行う逆並び替えステップを備え、
    　前記2つのシンボルは、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行うことにより取得されるデータであって、
    　前記並び替え処理は、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を、前記記憶単位毎に変更する処理であって、
    　前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、
    　　前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする
    　処理であり、
    　前記逆並び替え処理は、前記並び替え処理後の符号ビットを、元の並びに戻す処理である
    　データ処理方法。
  11. 　データ処理装置において、
    　符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行う並び替え部を備え、
    　前記並び替え処理は、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更する処理であって、
    　前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、
    　　前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする
    　処理である
    　データ処理装置。
  12. 　請求項１１に記載のデータ処理装置において、
    　前記8個の記憶単位のうちからそれぞれ取得した１ビットである8ビットを、1つのシンボルとして出力する出力部を備え、
    　前記シンボルは、256個の信号点のうちの１つにマッピングされるデータである
    　データ処理装置。
  13. 　請求項１１に記載のデータ処理装置において、
    　前記記憶単位は、それぞれカラム方向に前記符号ビットを記憶する、ロウ方向に配置された記憶単位であり、
    　前記並び替え部は、前記記憶単位内での前記カラム方向の記憶開始位置を変更して、前記符号ビットをカラム方向に書き込み、前記ロウ方向に読み出すことで、前記並び替え処理を行う
    　データ処理装置。
  14. 　請求項１１に記載のデータ処理装置において、
    　前記並び替え部は、記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更することに代えて、読み出し開始位置を前記記憶単位毎に変更することにより、前記並び替え処理と同等の並び替え処理を行う
    　データ処理装置。
  15. 　データ処理方法において、
    　符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行う並び替えステップを備え、
    　前記並び替え処理は、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更する処理であって、
    　前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、
    　　前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする
    　処理である
    　データ処理方法。
  16. 　データ処理装置において、
    　受信した１つのシンボルに含まれるビットの逆並び替え処理を行う逆並び替え部を備え、
    　前記１つのシンボルは、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行うことにより取得されるデータであって、
    　前記並び替え処理は、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を、前記記憶単位毎に変更する処理であって、
    　前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、
    　　前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする
    　処理であり、
    　前記逆並び替え処理は、前記並び替え処理後の符号ビットを、元の並びに戻す処理である
    　データ処理装置。
  17. 　請求項１６に記載のデータ処理装置において、
    　前記１つのシンボルは、前記8個の記憶単位のうちからそれぞれ取得した１ビットである8ビットを含む１つのデータであり、前記１つのシンボルは、256個の信号点のうちの１つにマッピングされたデータである
    　データ処理装置。
  18. 　請求項１６に記載のデータ処理装置において、
    　前記記憶単位は、それぞれカラム方向に前記符号ビットを記憶する、ロウ方向に配置された記憶単位であり、
    　前記並び替え処理では、前記記憶単位内での前記カラム方向の記憶開始位置が変更されて、前記符号ビットがカラム方向に書き込まれ、ロウ方向に読み出される
    　データ処理装置。
  19. 　請求項１６に記載のデータ処理装置において、
    　前記並び替え処理では、記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更することに代えて、読み出し開始位置を前記記憶単位毎に変更する
    　データ処理装置。
  20. 　データ処理方法において、
    　受信した１つのシンボルに含まれるビットの逆並び替え処理を行う逆並び替えステップを備え、
    　前記１つのシンボルは、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行うことにより取得されるデータであって、
    　前記並び替え処理は、前記符号ビットを、8個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を、前記記憶単位毎に変更する処理であって、
    　前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、
    　　前記8個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが2の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記8個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが5の位置とする
    　処理であり、
    　前記逆並び替え処理は、前記並び替え処理後の符号ビットを、元の並びに戻す処理である
    　データ処理装置。
  21. 　データ処理装置において、
    　符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行う並び替え部を備え、
    　前記並び替え処理は、前記符号ビットを、12個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更する処理であって、
    　前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、
    　　前記12個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが12の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの9番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの10番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの11番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの12番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが9の位置とする
    　処理である
    　データ処理装置。
  22. 　請求項２１に記載のデータ処理装置において、
    　前記12個の記憶単位のうちからそれぞれ取得した１ビットである12ビットを、２つのシンボルとして出力する出力部を備え、
    　前記シンボルは、64個の信号点のうちの１つにマッピングされるデータである
    　データ処理装置。
  23. 　請求項２１に記載のデータ処理装置において、
    　前記記憶単位は、それぞれカラム方向に前記符号ビットを記憶する、ロウ方向に配置された記憶単位であり、
    　前記並び替え部は、前記記憶単位内での前記カラム方向の記憶開始位置を変更して、前記符号ビットをカラム方向に書き込み、前記ロウ方向に読み出すことで、前記並び替え処理を行う
    　データ処理装置。
  24. 　請求項２１に記載のデータ処理装置において、
    　前記並び替え部は、記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更することに代えて、読み出し開始位置を前記記憶単位毎に変更することにより、前記並び替え処理と同等の並び替え処理を行う
    　データ処理装置。
  25. 　データ処理方法において、
    　符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行う並び替えステップを備え、
    　前記並び替え処理は、前記符号ビットを、12個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更する処理であって、
    　前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、
    　　前記12個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが12の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの9番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの10番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの11番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの12番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが9の位置とする
    　処理である
    　データ処理方法。
  26. 　データ処理装置において、
    　受信した２つのシンボルに含まれるビットの逆並び替え処理を行う逆並び替え部を備え、
    　前記2つのシンボルは、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行うことにより取得されるデータであって、
    　前記並び替え処理は、前記符号ビットを、12個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を、前記記憶単位毎に変更する処理であって、
    　前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、
    　　前記12個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが12の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの9番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの10番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの11番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの12番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが9の位置とする
    　処理であり、
    　前記逆並び替え処理は、前記並び替え処理後の符号ビットを、元の並びに戻す処理である
    　データ処理装置。
  27. 　請求項２６に記載のデータ処理装置において、
    　前記２つのシンボルは、前記12個の記憶単位のうちからそれぞれ取得した１ビットである12ビットを含む2つのデータであり、それぞれのシンボルは、64個の信号点のうちの１つにマッピングされたデータである
    　データ処理装置。
  28. 　請求項２６に記載のデータ処理装置において、
    　前記記憶単位は、それぞれカラム方向に前記符号ビットを記憶する、ロウ方向に配置された記憶単位であり、
    　前記並び替え処理では、前記記憶単位内での前記カラム方向の記憶開始位置が変更されて、前記符号ビットがカラム方向に書き込まれ、ロウ方向に読み出される
    　データ処理装置。
  29. 　請求項２６に記載のデータ処理装置において、
    　前記並び替え処理では、記憶開始位置を前記記憶単位毎に変更することに代えて、読み出し開始位置を前記記憶単位毎に変更する
    　データ処理装置。
  30. 　データ処理方法において、
    　受信した２つのシンボルに含まれるビットの逆並び替え処理を行う逆並び替えステップを備え、
    　前記2つのシンボルは、符号長16200で符号化されたLDPC(Low Density Parity Check)符号の符号ビットの並び替え処理を行うことにより取得されるデータであって、
    　前記並び替え処理は、前記符号ビットを、12個の記憶単位内に記憶する際に、前記符号ビットの記憶開始位置を、前記記憶単位毎に変更する処理であって、
    　前記記憶単位のそれぞれの先頭アドレスをアドレス0として、
    　　前記12個の記憶単位のうちの1番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの2番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが12の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの3番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの4番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの5番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの6番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの7番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが8の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの8番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが7の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの9番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが1の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの10番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが0の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの11番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが3の位置とし、
    　　前記12個の記憶単位のうちの12番目の記憶単位の書き始めの位置を、アドレスが9の位置とする
    　処理であり、
    　前記逆並び替え処理は、前記並び替え処理後の符号ビットを、元の並びに戻す処理である
    　データ処理方法。
  31. 　前記LDPC符号は、
    　　符号化率が1/5，4/15，1/3，2/5，4/9，7/15，8/15，3/5、又は、2/3のLDPC符号であり、
    　　情報ビットとパリティビットを含み、
    　前記LDPC符号の検査行列は、前記情報ビットに対応する情報行列部及び前記パリティビットに対応するパリティ行列部とを含み、
    　前記情報行列部は、検査行列初期値テーブルによって表わされ、
    　前記検査行列初期値テーブルは、前記情報行列部の1の要素の位置を360列ごとに表すテーブルであり、
    　符号化率が1/5のLDPC符号の前記検査行列初期値テーブルは、
    　188 518 775 1694 1820 3394 3986 4140 4224 5236 5783 6313 6371 6792 7067 7084 7173 7445 7549 7973 9043 9219 9942 10111 10258 10300 10353 10707 10769 10796 11079 11661 12025 12042 12702 12838
    　7 25 392 557 625 838 1377 2223 2396 3058 3335 3348 3363 3918 4040 4128 4899 5189 5474 5838 6040 6124 7777 8220 8783 9299 9785 10924 11083 11902 12381 12513 12758 12834 12871 12950
    　76 4691 7180 7325 11292
    　6454 8048 12058 12946　3953 4932 10808 12700
    　4605 9117 9921 10662
    　2984 8202 10670 12877
    　4357 6205 7370 10403
    　5559 9847 10911 11147
    　であり、
    　符号化率が4/15のLDPC符号の前記検査行列初期値テーブルは、
    　1953 2331 2545 2623 4653 5012 5700 6458 6875 7605 7694 7881 8416 8758 9181 9555 9578 9932 10068 11479 11699
    　514 784 2059 2129 2386 2454 3396 5184 6624 6825 7533 7861 9116 9473 9601 10432 11011 11159 11378 11528 11598
    　483 1303 1735 2291 3302 3648 4222 4522 5511 6626 6804 7404 7752 7982 8108 8930 9151 9793 9876 10786 11879
    　1956 7572 9020 9971
    　13 1578 7445 8373
    　6805 6857 8615 11179
    　7983 8022 10017 11748
    　4939 8861 10444 11661
    　2278 3733 6265 10009
    　4494 7974 10649
    　8909 11030 11696
    　3131 9964 10480
    　であり、
    　符号化率が1/3のLDPC符号の前記検査行列初期値テーブルは、
    　77 182 354 816 916 958 1055 1261 1553 1874 2211 2490 2999 3267 3975 5018 5952 6198 6343 7027 7045 7751 7923 8649 9010 9022 9380 9956 10204 10339
    　5 612 1724 1737 1911 1914 2108 2496 2809 4037 5838 6950 8049 8081 9480 9512 9724 9745 9952 10203 10207 10270 10463 10486 10499 10515 10663 10678 10706 10741
    　22 345 1938 3636 4016 5293 6424 6589 7426 7547 8102 9038 9095 9127 9174 9239 9279 9810 10347 10403 10408 10591 10610 10632 10660 10721 10754 10765 10773 10791　17 3435 7278 9952
    　1442 2518 3132 7541
    　5464 9226 10615 10658
    　426 2473 8459 10750
    　1862 2111 6236 10546
    　1010 9922 10591 10735
    　29 2663 6553 10749
    　5652 7265 7789 10708
    　4534 5497 10784
    　345 3027 10761
    　2823 4127 10668
    　84 4800 9068
    　であり、
    　符号化率が2/5のLDPC符号の前記検査行列初期値テーブルは、
    　13 88 136 188 398 794 855 918 954 1950 2762 2837 2847 4209 4342 5092 5334 5498 5731 5837 6150 6942 7127 7402 7936 8235 8307 8600 9001 9419 9442 9710
    　619 792 1002 1148 1528 1533 1925 2207 2766 3021 3267 3593 3947 4832 4873 5109 5488 5882 6079 6097 6276 6499 6584 6738 6795 7550 7723 7786 8732 9060 9270 9401　499 717 1551 1791 2535 3135 3582 3813 4047 4309 5126 5186 5219 5716 5977 6236 6406 6586 6591 7085 7199 7485 7726 7878 8027 8066 8425 8802 9309 9464 9553 9671　658 4058 7824 8512
    　3245 4743 8117 9369
    　465 6559 8112 9461
    　975 2368 4444 6095
    　4128 5993 9182 9473
    　9 3822 5306 5320
    　4 8311 9571 9669
    　13 8122 8949 9656
    　3353 4449 5829 8053
    　7885 9118 9674
    　7575 9591 9670
    　431 8123 9271
    　4228 7587 9270
    　8847 9146 9556
    　11 5213 7763
    　であり、
    　符号化率が4/9のLDPC符号の前記検査行列初期値テーブルは、
    　567 1111 1821 2216 2255 2806 2860 3463 3697 3744 3839 3951 4212 4475 4884 5157 5679 6498 7043 7340 7403 7827 8233 8470 8699
    　18 24 1578 2569 3538 3714 4879 4922 5825 6417 7090 7285 7291 7451 7545 7758 7857 8180 8511 8687 8834 8877 8896 8923 8956
    　168 1839 1944 2745 2815 3874 4427 5366 6331 6396 6503 6512 7107 7608 7663 7742 8101 8223 8710 8722 8804 8825 8861 8909 8980
    　1 12 395 1035 1675 1946 2788 2823 3899 4097 4382 4741 4933 5267 7094 7503 7555 7929 8136 8377 8434 8668 8739 8756 8990
    　2635 4688 6722 6823
    　11 527 7081 7698
    　3930 4520 5817 7864
    　16 657 2009 8233
    　2965 5337 6600
    　521 6304 8963
    　1218 3326 6124
    　19 5853 8813
    　7129 8899 8962
    　3467 3632 8651
    　5895 6516 8973
    　2759 3422 8965
    　7205 8708 8961
    　4928 6921 8994
    　364 7206 8927
    　3918 4050 8435
    　であり、
    　符号化率が7/15のLDPC符号の前記検査行列初期値テーブルは、
    　3 137 314 327 983 1597 2028 3043 3217 4109 6020 6178 6535 6560 7146 7180 7408 7790 7893 8123 8313 8526 8616 8638
    　356 1197 1208 1839 1903 2712 3088 3537 4091 4301 4919 5068 6025 6195 6324 6378 6686 6829 7558 7745 8042 8382 8587 8602
    　18 187 1115 1417 1463 2300 2328 3502 3805 4677 4827 5551 5968 6394 6412 6753 7169 7524 7695 7976 8069 8118 8522 8582
    　714 2713 2726 2964 3055 3220 3334 3459 5557 5765 5841 6290 6419 6573 6856 7786 7937 8156 8286 8327 8384 8448 8539 8559
    　3452 7935 8092 8623
    　56 1955 3000 8242
    　1809 4094 7991 8489
    　2220 6455 7849 8548
    　1006 2576 3247 6976
    　2177 6048 7795 8295
    　1413 2595 7446 8594
    　2101 3714 7541 8531
    　10 5961 7484
    　3144 4636 5282
    　5708 5875 8390
    　3322 5223 7975
    　197 4653 8283
    　598 5393 8624
    　906 7249 7542
    　1223 2148 8195
    　976 2001 5005
    　であり、
    　符号化率が8/15のLDPC符号の前記検査行列初期値テーブルは、
    　32 384 430 591 1296 1976 1999 2137 2175 3638 4214 4304 4486 4662 4999 5174 5700 6969 7115 7138 7189
    　1788 1881 1910 2724 4504 4928 4973 5616 5686 5718 5846 6523 6893 6994 7074 7100 7277 7399 7476 7480 7537
    　2791 2824 2927 4196 4298 4800 4948 5361 5401 5688 5818 5862 5969 6029 6244 6645 6962 7203 7302 7454 7534
    　574 1461 1826 2056 2069 2387 2794 3349 3366 4951 5826 5834 5903 6640 6762 6786 6859 7043 7418 7431 7554
    　14 178 675 823 890 930 1209 1311 2898 4339 4600 5203 6485 6549 6970 7208 7218 7298 7454 7457 7462
    　4075 4188 7313 7553
    　5145 6018 7148 7507
    　3198 4858 6983 7033
    　3170 5126 5625 6901
    　2839 6093 7071 7450
    　11 3735 5413
    　2497 5400 7238
    　2067 5172 5714
    　1889 7173 7329
    　1795 2773 3499
    　2695 2944 6735
    　3221 4625 5897
    　1690 6122 6816
    　5013 6839 7358
    　1601 6849 7415
    　2180 7389 7543
    　2121 6838 7054
    　1948 3109 5046
    　272 1015 7464
    　であり、
    　符号化率が3/5のLDPC符号の前記検査行列初期値テーブルは、
    　41 588 1367 1831 1964 3424 3732 4590 4677 5455 5542 5627 6415
    　904 1706 2800 3732 3783 4217 4507 4999 6010 6218 6282 6363 6456
    　356 1871 2216 2629 2994 3719 5194 5585 6012 6273 6393 6457 6474
    　1676 2419 2604 3939 4186 5080 5400 5552 5971 6023 6324 6442 6445
    　3 770 2770 3457 3815 4253 4512 4671 5390 5393 5818 5978 6441
    　491 548 1033 1042 1187 3816 4378 4956 5049 5649 5684 6177 6475
    　1489 2817 3377 3716 4229 4512 4664 5065 5257 5477 5550 5950 6447
    　1546 2444 4684
    　15 3546 6220
    　1427 6199 6430
    　103 3629 5526
    　1330 6150 6255
    　363 5660 6422
    　4069 5586 5885
    　722 820 2823
    　204 2820 6181
    　3710 6077 6106
    　2655 5428 6264
    　1850 5989 6245
    　2701 5315 6477
    　1286 4462 6159
    　3356 4359 4805
    　13 4416 4800
    　3103 4357 4685
    　1163 5127 6435
    　164 3202 3934
    　36 230 3514
    　であり、
    　符号化率が2/3のLDPC符号の前記検査行列初期値テーブルは、
    　76 545 1005 1029 1390 1970 2525 2971 3448 3845 4088 4114 4163 4373 4640 4705 4970 5094
    　14 463 600 1676 2239 2319 2326 2815 2887 4278 4457 4493 4597 4918 4989 5038 5261 5384
    　451 632 829 1006 1530 1723 2205 2587 2801 3041 3849 4382 4595 4727 5006 5156 5224 5286
    　211 265 1293 1777 1926 2214 2909 2957 3178 3278 3771 4547 4563 4737 4879 5068 5232 5344
    　6 2901 3925 5384
    　2858 4152 5006 5202
    　9 1232 2063 2768
    　7 11 2781 3871
    　12 2161 2820 4078
    　3 3510 4668 5323
    　253 411 3215 5241
    　3919 4789 5040 5302
    　12 5113 5256 5352
    　9 1461 4004 5241
    　1688 3585 4480 5394
    　8 2127 3469 4360
    　2827 4049 5084 5379
    　1770 3331 5315 5386
    　1885 2817 4900 5088
    　2568 3854 4660
    　1604 3565 5373
    　2317 4636 5156
    　2480 2816 4094
    　14 4518 4826
    　127 1192 3872
    　93 2282 3663
    　2962 5085 5314
    　2078 4277 5089
    　9 5280 5292
    　50 2847 4742
    　である
    　請求項１，６，１１，１６，２１、又は、２６のいずれかに記載のデータ処理装置。
  32. 　前記LDPC符号は、
    　　DVB-T.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率が1/4，1/2，3/5，2/3、若しくは、3/4のLDPC符号、
    　　又は、DVB-S.2の規格に規定されている、符号長が16200ビットで、符号化率が1/3若しくは2/5のLDPC符号
    　である
    　請求項１，６，１１，１６，２１、又は、２６のいずれかに記載のデータ処理装置。
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