JP2001244823A - クロスインターリーブドリードソロモンコードの復号の処理内の誤り訂正のための装置 - Google Patents

クロスインターリーブドリードソロモンコードの復号の処理内の誤り訂正のための装置

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JP2001244823A
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Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 ハードウェアを減少しデータストリーム内の
誤りを効率的に訂正するＣＩＲＣの復合方法及び装置を
提供。 【解決手段】 幾つかのロケーションＮｉｊとメモリ内
にＣ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋ及びＣ２コードワー
ドＣ２＿ＣＤＷｍとして蓄積されたデータ内の誤りを訂
正するＣＩＲＣ復号処理内で使用し、Ｎｉ ｊの各々は前
記データのデータバイトを含むする誤り訂正方法で、ａ
１）Ｃ１コードワードの位置ｊのデータバイトであるＣ
１＿ＣＤＷｋ ｊ＝Ｎｉｊに基づき復号して、Ｎｉｊから
のＣ１コードワードを読出し復号するステップと、ａ
２）前記Ｃ１コードワードを部分的に訂正するステップ
と、ｂ１）ここでＣ２コードワードＣ２＿ＣＤＷｍの位
置ｊのデータバイトであるＣ２＿ＣＤＷｍ ｊ＝Ｎｉｊに
基づき復号して、ＮｉｊからのＣ２コードワードを読出
し復号するステップと、ｂ２）Ｃ２コードワードを部分
的に訂正するステップとを有する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、クロスインターリ
ーブドリードソロモンコード（ＣＩＲＣ）の復号方法を
使用して、データのストリーム内の誤りを訂正する方法
及び装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】オーディオ記録及び再生システムは他の
形式の通信システムと同様に品質の向上の要求がある。
【０００３】記録媒体の問題は、媒体の欠陥であり、そ
の領域内では不適切なディジタルデータが記録され又
は、信頼性をもって再生できない。この結果、再生デー
タにはディジタルデータの伝送と同様に誤りが発生す
る。ディジタルデータの記録中、再生中及び、伝送中に
は、有限の確率でディジタルデータ中に誤りが発生す
る。データは典型的には、バイナリユニットで構成さ
れ、（８のような）バイナリユニットのグループは、デ
ータバイトを構成し、そして、バイトのグループ（例え
ば、２）はデータワードを構成する。更にデータは、
（３２又は、２８バイトブロックのような）データのブ
ロックに構成される。
【０００４】２つの異なる形式の誤りがある。第１の形
式はバイナリビットの２つの可能な値のうちの１つの反
対の値への置換であり、単一ビット誤りである。そのよ
うな誤りは通常はランダムに発生する。第２の形式の誤
りは、エラービットの連続シーケンスである。そのよう
な誤りはバースト誤りと呼ばれるこれらのバースト誤り
の長さとそれらの発生頻度もランダムである。
【０００５】コンパクトオーディオディスクで典型的に
使用されている１つの誤り訂正コードはいわゆるＣＩＲ
Ｃ訂正コードである。ＣＩＲＣはクロスインターリーブ
ドリードソロモンコードの略である。ＣＩＲＣは２ステ
ップの処理を使用する。第１の符号化器を通ると、デー
タ多項式を表す２４の連続するデータバイトが生成多項
式により除算される。この処理では、４つのパリティバ
イトが付加される。結果は、２４データバイトと４パリ
ティのブロック（Ｃ１コード）となる。この連続するバ
イトのシーケンスは、他の符号化データバイト間でイン
ターリーブされ又は分散される。
【０００６】インターリーブされたデータは、第２の符
号化器を通る。第２の符号化器は、インターリーブによ
りデータバイトが異なるシーケンスで提示されることを
除けば、第１の符号化器と同じであり、データバイトと
パリティバイトが共に符号化され、２８バイトのブロッ
ク（２８データバイト足す４パリティバイト）が２４バ
イトの代わりに符号化され、そして、更に４パリティバ
イトが付加される。第２の符号化処理の結果は２４デー
タバイトと８パリティバイトからなる３２バイトブロッ
ク（Ｃ２コード）である。
【０００７】ＣＩＲＣ訂正コードの場合には、（２８，
４）リードソロモンコードの符号化処理は、２４データ
シンボル（バイト）に対して行われ、各シンボルは８ビ
ットよりなる。典型的なオーディオアプリケーションで
は、各オーディオサンプルは１６ビットを有し、そし
て、各８ビットの２シンボルから構成される。このよう
に、各８ビットシンボルは、ステレオオーディオデータ
の２チャネルのうちの１つのオーディオサンプルの上位
又は下位側のいずれかである。
【０００８】符号化されたデータは、光学的に記録され
そして、読み出される。符号化されたデータが読み出さ
れた後には、記録、読出し又は、伝送の問題により、単
一ビット又は、バースト誤りがあり得る。
【０００９】従来の誤り訂正方法は、ＣＩＲＣの復号で
の使用が既知である。そのような方法の例は、ＵＳ−Ａ
−４５４６４７４、ＵＳ−Ａ−４４７６５６２及び、Ｕ
Ｓ−Ａ−４４９７０５８に開示されている。ＣＩＲＣ誤
りの復号の従来の方法に従って、いわゆる消失訂正方法
に基づき行われる。消失訂正方法では、誤りシンボルの
ロケーションがポインタ情報により示される。誤り訂正
は、誤りシンボルに行われる。上述のＣ１とＣ２コード
では、検出と２誤りまでの訂正が可能である。しかし誤
りロケーションが既知の場合には、４消失訂正まで可能
である。従って、誤り訂正能力を上げるために、誤り訂
正に対して消失訂正方法の実行が好ましい。さらに、消
失訂正方法はバースト誤りを訂正するのに特に効果があ
る。
【００１０】ＣＩＲＣ誤りの復号に使用される従来の方
法に従って、Ｃ１復号器で２誤りまでの訂正が行われ
る。もし３つ以上の誤りが発生したなら、訂正できず、
Ｃ１ポインタ情報は次の段階のＣ２復号器に送られ、Ｃ
１ポインタ情報を使用してＣ２復号器で誤り訂正が実行
される。
【００１１】復号においてＣＩＲＣ訂正の複合的な使用
は、誤り訂正システムの訂正能力を向上する。しかし、
従来の復号方法（ＣＩＲＣ復号器）は、ＣＩＲＣコード
のブロックの複合的な処理ができない。この問題を解決
するために、複合的な処理を可能とする更なる手段又は
装置を伴なう従来のＣＩＲＣ復号器が提供され又は、従
来のＣＩＲＣ復号器が複合的な処理に使用できるように
なされる。
【００１２】ＣＩＲＣコードの複合的な処理のための１
つの方法（従来のＣＩＲＣ復号器）は、ＵＳ−Ａ４８５
２０９９に記載されている。既知の方法は、誤り訂正シ
ステムの訂正能力を向上するために消失訂正方法を使用
する。Ｃ１復号とＣ２復号を特定の順序で２回行うこと
が提案されている。例えば、その順序はＣ１復号、続い
てＣ２復号、続いてＣ１復号、そして、続いてＣ２復号
である。
【００１３】この例に従って、Ｃ１コードワードは実際
に（３２，２８）リードソロモンコードの復号が行われ
るＣ１復号器に供給される。２誤りまでの誤り訂正が行
われる。Ｃ１復号器により３又はそれ以上の誤りが検出
されたときには、Ｃ１コードワード内の全シンボルにＣ
１ポインタが設定される。そして、Ｃ１復号器により訂
正されたデータと誤りポインタは更に，デインターリー
ブ処理で処理される。デインターリーバの出力は、Ｃ２
復号器に供給される。４消失までの消失訂正は、Ｃ１ポ
インタ情報を使用してＣ２復号器内で行われる。Ｃ２復
号器内での消失訂正の完了で、Ｃ１ポインタはクリアさ
れ、第２のＣ２復号サイクルには、ポインタ情報は転送
されない。
【００１４】第２のサイクルでは、Ｃ２復号器からのデ
ータは、インターリーバへ供給され、再生されたときで
あろうのと同じ配置にデータを戻す。その後、第２の復
号サイクル内の処理は、第１の復号サイクル内の処理に
対応する。この復号法を使用して、ＣＩＲＣコードの複
合的処理画行われるが、しかし、更なるハードウェア
（インターリーブブロック）が必要である。
【００１５】ＣＩＲＣの複合的処理を使用するＣＩＲＣ
復号で使用される他の方法は、ＵＳ−Ａ−４６３７０２
１に開示されている。誤り検出と訂正はＣ１復号器とＣ
２復号器でディジタルデータバイトの処理を行うことに
より達成される。データが処理されるレートを最大にす
るために、復号器Ｃ１とＣ２は、システムメモリに蓄積
されたデータに対して、Ｃ１復号器はＣ２復号器の前に
データに動作して、実際に同時に動作する。ＣＩＲＣ訂
正コードの開示された復号方法に従って、第１段階でＣ
１復号で２重誤り訂正までの誤り処理が行われ、そし
て、次の段階で、Ｃ１復号器から得られたＣ１ポインタ
情報を参照することにより、Ｃ２復号で２重誤り訂正ま
での誤り処理が行われる。この場合、Ｃ１ポインタ情報
は誤り訂正システムの誤り訂正能力を増加するのに使用
されない。Ｃ１ポインタ情報は復号処理の品質をチェッ
クするのに使用される。
【００１６】ＵＳ−Ａ−４８５２０９９に従った方法で
は、以下のシーケンスで、データバイトがシステムメモ
リからＣ１とＣ２復号器により読み出される。第１のＣ
１復号器は、Ｃ１ブロックのデータバイト（３２バイ
ト）を処理する。最初のＣ２処理は、既にＣ１復号器に
より処理されたＣ２ブロックのデータバイト（２８バイ
と）を処理する。これで最初のパスは終了する。第２の
Ｃ１復号器は最初のパスで処理されたデータバイトを処
理し、第２のＣ２復号器は最初のパスで処理され且つ第
２のＣ１復号器により処理されたデータバイトを処理す
る。これで第２のパスは終了する。復号器サイクルは、
第１のパスと第２のパスの両方の実行を含む。各復号器
サイクルの最後で、アドレスカウンタが増加され、復号
器サイクルが繰り返される。入力バッファ内のデータ
（Ｃ１ブロック）が準備完了するとすぐに、新たなデー
タがメモリロケーションに書きこまれる。このように、
動作中は、有効なデータが処理されるまで、４つの復号
器のメモリを通しての読出しは進行する。
【００１７】ＣＩＲＣの復号に使用するためのＵＳ−Ａ
−４８５２０９９に従った方法では、デインターリーバ
の実行とデータを制御する特別の方法を使用して実行さ
れる。デインターリーバブロックはシステムメモリ（２
５６ｘ３２バイト）内に設けられており、Ｃ１メモリブ
ロック（１２８ｘ３２バイト）とＣ２メモリブロック
（１２８ｘ３２バイト）よりなる。Ｃ１メモリブロック
はロー１１２から２３９のアドレスを含む。Ｃ２メモリ
ブロックはロー２４０から２５５のアドレスを含み、そ
して、ロー０から１１１を含む。システムメモリは循環
的である。最も低い番号のシステムメモリアドレスは最
も高い番号の次である。これを図１に示す。
【００１８】既知の方法に従って、第１のＣ１復号器
は、３２バイトのＣ１メモリブロックを処理する。Ｃ１
復号器は最初にアドレス１１２でＣ１メモリブロックを
読むように配置される。各連続する復号器サイクル（Ｃ
１とＣ２復号器両方による２パスの実行）で、Ｃ１復号
器は次の連続する上のアドレスでＣ１メモリブロックを
読むように配置される。このように、第２のサイクルに
対しては、Ｃ１メモリブロックは位置１１３に配置され
る。
【００１９】第１のＣ２デコーダは２８データバイトの
Ｃ２メモリブロックを処理する。Ｃ２復号器は最初にア
ドレス０でＣ２メモリブロックを読むように配置され
る。Ｃ２メモリブロックを構成するそれらのバイトは、
システムメモリの対角線に沿って配置される（図１）。
Ｃ２メモリブロックを構成するそれらのバイトは、連続
する復号サイクルに変換される。
【００２０】第２のＣ１パスの最初では、Ｃ１復号器は
最初にシステムメモリのアドレス２４０でＣ１メモリブ
ロックを読むように配置される。第２のパスの最初で、
Ｃ２デコーダは最初にシステムメモリのアドレス１１３
でＣ２メモリブロックを読むように配置される。４復号
パスの実行（１つの復号器サイクル）は、システムメモ
リを通して連続して進む。未処理のデータがまだメモリ
内にある場合には、復号サイクルは連続する。システム
メモリ内の全データが訂正されると、誤り訂正システム
の動作は完了する。
【００２１】
【発明が解決しようとする課題】上述のＣＩＲＣ訂正コ
ードを復号する方法は以下の欠点がある。
【００２２】ａ）システムメモリ内のデータは２５６サ
イクル（各復号サイクルで４復号パス）中に処理され
る。システムメモリ内の全データが処理訂正されたとき
には誤り訂正システムの動作は完了する。入力バッファ
に十分なデータがある場合には、システムメモリ処理内
に割り込みが発生する。割り込みは、システムメモリ処
理（２５６サイクル）中に何回も発生し得る。従って、
システムメモリ内のデータは、２回処理できない（最初
のＣ１、Ｃ２パスと第２のＣ１、Ｃ２パス）。
【００２３】ｂ）２つの復号器（Ｃ１復号器とＣ２復号
器）は、システムメモリに蓄積されたデータに同時に使
用されねばならない。従って追加のハードウェアが必要
である。
【００２４】ｃ）リードソロモンコードの消失訂正方法
が上述の方法と共に使用できない。
【００２５】
【課題を解決するための手段】本発明の目的は、ハード
ウェアを減少する一方データストリーム内の誤りを効率
的に訂正するクロスインターリーブドリードソロモンコ
ード（ＣＩＲＣ）を復号するのに使用する方法及び装置
を開示することである。
【００２６】本発明の他の目的は、いわゆる消失訂正方
法を使用して、データストリーム内の誤りを訂正するク
ロスインターリーブドリードソロモンコード（ＣＩＲ
Ｃ）を復号するのに使用する方法及び装置を提供するこ
とである。
【００２７】本発明の特徴に従って、幾つかのロケーシ
ョンＮｉｊ（ｉ＝０，．．．，２１７，ｊ＝
０，．．．，３１）と共に、メモリ内にＣ１コードワー
ドＣ１＿ＣＤＷ ｋ（ｋ＝０，．．．，１０８）及びＣ２
コードワードＣ２＿ＣＤＷｍ（ｍ＝０，．．．，１０
８）として蓄積されたデータ内の誤りを訂正するクロス
インターリーブドリードソロモンコード（ＣＩＲＣ）を
復号する処理内で使用する誤り訂正方法であって、前記
ロケーションＮｉｊの各々は前記データのデータバイト
を含み、 ａ１）ここで、ｋ＝０，．．．，１０８、ｊ＝
０，．．．，３１、ｉ＝ｋ＋１０９、及び、Ｃ１＿ＣＤ
Ｗｋ ｊは前記Ｃ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋの位置ｊ
のデータバイトであり、Ｃ１＿ＣＤＷｋ ｊ＝Ｎｉｊに基
づき復号手段を使用して、前記ロケーションＮｉｊから
の前記Ｃ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋを読出し且つ復
号するステップと、 ａ２）少なくとも前記Ｃ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋ
を部分的に訂正するステップと、 ｂ１）ここで、ｍ＝０，．．．，１０８、ｊ＝
０，．．．，２８、ｉ＝ｍ＋４＊ｊ、及び、Ｃ２＿ＣＤ
Ｗｍ ｊは前記Ｃ２コードワードＣ２＿ＣＤＷｍの位置ｊ
のデータバイトであり、Ｃ２＿ＣＤＷｍ ｊ＝Ｎｉｊに基
づき復号手段を使用して、前記ロケーションＮｉｊから
の前記Ｃ２コードワードＣ２＿ＣＤＷｍを読出し且つ復
号するステップと、 ｂ２）少なくとも前記Ｃ２コードワードＣ２＿ＣＤＷｍ
を部分的に訂正するステップとを有する方法が提供され
る。
【００２８】この方法は、新しい方法での、Ｃ１とＣ２
のコードワードの読出しと復号を提供する。これは、新
たな方法は、どのデータワードがＣ１とＣ２復号に使用
されるかを定義し、且つ処理順序のための特定の規則を
含むことを意味する。デインターリーバ実行のためのシ
ステムメモリは、従来のメモリと比較して小さいサイズ
であることができる。更に、本発明に従った方法を実行
するために、単一のＣＩＲＣ復号器のみを使用すれば良
い。
【００２９】Ｃ１コード内の大きなバースト誤りの訂正
を、低入力誤り率に対して非常に効率的に実行できる。
【００３０】本発明の他の特徴に従って、上述の誤り訂
正方法を実行する新たな装置が請求項１３に記載されて
いる。
【００３１】独立請求項に従った本発明の優位な特徴
は、関連する独立請求項に記載されている。
【００３２】
【発明の実施の形態】１．システム要素 図２は本発明に従ったＣＩＲＣ復号器のブロック図であ
る。
【００３３】取得部分からのデータストリームは入力論
理１内で蓄積される。入力論理１は、１０９のＣ１コー
ドワード（３２バイト）をバッファに蓄積できる。十分
なデータが入力バッファにある場合には、データブロッ
ク（１０９ｘ３２）はシステムメモリ２、好ましくはＲ
ＡＭへ書き込まれる。システムメモリ２では、でーを蓄
積するのに２つのメモリブロックＢ１，Ｂ２が形成され
る。
【００３４】”１シンボルの遅延”要素３は従来のＣＩ
ＲＣ復号器から知られるデータ遅延のために使用され
る。
【００３５】読出し、書きこみ又は、誤り訂正動作が行
われるシステムメモリ２の中のアドレッシングとメモリ
ロケーションの決定のための手段は、タイミング及び制
御要素４に含まれる。
【００３６】より理解するために、システムメモリ２内
のデータバイトは図３に示される２次元デカルト座標系
要素であると考える。この仮定は、システムメモリ２の
実際のハードウェア実行と独立している。
【００３７】各垂直又は、ｉ軸位置は３２バイトのＣ１
コードワード（図３）を有する。各水へ又は、ｊ軸は各
ｊ軸位置で８ビットバイトを表す。バイトは左から右へ
移動する各ｊ位置内で順次番号が振られる。それは、シ
ステム的なリードソロモン（ＲＳ）コードに従ってい
る。パリティバイトは位置２８から３１である。
【００３８】図２に従って、従来のＲＳ復号器５は、シ
ステムメモリ２とタイミング及び制御要素４に接続され
ている。従来のＲＳ復号器５ではＲＳコードのいわゆる
消失訂正方法が実行される。ＲＳ復号器５は、４消失又
は、２誤り又は、２＊ｔ＋Ｅ＜ｄに従った組合せを訂正
できる。ここでｔはコード内の誤りの数、Ｅは消失数、
及び、ｄはＲＳコードのハミング距離である。コンパク
トオーディオディスクアプリケーションではｄ＝４であ
る。
【００３９】システムメモリ２内のアドレッシングと位
置の決定と、読出し、書きこみ、及び、訂正動作中のデ
ータバイトの転送の制御はタイミング及び制御要素４を
使用して行われる。
【００４０】２シンボルの遅延は”２シンボル遅延”要
素６内で行われる。１つのＣ２コードワードは、ＣＩＲ
Ｃ復号器の第２の復号器サイクル後に訂正され、出力バ
ッファ７に書きこまれる。
【００４１】２．本発明に従った誤り訂正方法の詳細な
動作 図４を参照すると、ＣＩＲＣ訂正コードの複合的な処理
のための新たな復号方法の動作を詳細に説明する。十分
なデータが入力バッファにある場合には、データブロッ
ク（１０９ｘ３２）は、ステップ４１０と４２０で、シ
ステムメモリ２のｉ−位置１０９，１１０，．．．，２
１７へ書きこまれる。
【００４２】Ｂ１メモリロックのカウンタパスは最初に
１に初期化される（図４の４３０）。そして、ステップ
４４０で、条件Ｃｏｕｎｔ＿ｐｓ＝２−？が分析され
る。結果がＮＯであるならステップ４５０へ進み、。ス
テップ４５０では、この時点で、Ｃ１レベルであるＲＳ
復号器５は、ｉ−位置１０９で、Ｃ１コードワード（３
２バイト、ｊ−位置に沿ってｊ＝０，１，．．．，３
１）を読み出すために配置される。各連続するＣ１復号
器サイクルで、ＲＳ復号器５は前に配置されそして、連
続する次の値のｉ−位置でＣ１コードワードを読む。こ
のように、第２のＣ１復号器サイクル中に、ＲＳ復号器
５はｉ−位置１１０に配置される。同様に、全てのｊ−
位置（ｊ＝０，１，．．．，３１）に対してｉ−位置２
１７が読み出されるまでアドレッシングは続く。
【００４３】各Ｃ１復号器サイクルでＲＳ復号器５は、
２誤りまでを訂正しようと試みる。３つ又はそれ以上の
誤りがある場合には、訂正されず、Ｃ１コードワードの
未訂正のデータバイトの全てに消失フラグが割り当てら
れる。消失フラグはシステムメモリ２内の更なるメモリ
ブロック（図示していない）に蓄積される。
【００４４】一般的に、ＲＳ復号器５（Ｃ１レベル）は
連続して１０９の復号と訂正サイクルを行う（図４の４
５０）。そして、Ｂ１メモリブロック（図３）は完全に
処理される、即ち、Ｃ１復号の最初のパスは終了する。
その後、この時点でＣ２レベルのＲＳ復号器５は、ｉ−
位置０（図４の４６０）で、Ｃ２コードワード（２８バ
イト）を読み出す位置にある。Ｃ２コードワードはＢ１
とＢ２メモリブロックの対角線に沿って読み出される。
読出し動作のＣ２コードワード（Ｃ２−ＣＷ）のアドレ
ッシングは、以下のアルゴリズムにより行われる。
【００４５】
【数１】 ここで、[ｉ] [ｊ]はシステムメモリ２内のロケーショ
ンである。
【００４６】各Ｃ２復号器サイクルでは、ＲＳ復号器５
は４消失又は、２誤り又は、以下の条件２＊ｔ＋Ｅ＜ｄ
に基づき誤り又は、消失の組合せを訂正しようと試み
る。ここでｔはコード内の誤りの数、Ｅは消失数、及
び、ｄはＲＳコードのハミング距離である。
【００４７】Ｃ１復号サイクルで割り当てられた消失情
報（Ｃ１ポインタ情報）は、Ｃ２復号と訂正動作で使用
される。ステップ４６０で、未訂正Ｃ２コードワードは
マークされない、即ち、消失フラグは割り当てられな
い。
【００４８】全体的に、ＲＳ復号器５は（Ｃ２レベル
で）、連続して１０９のＣ２復号及び、訂正サイクルを
行う（図４のステップ４６０）。１０９のＣ２コードワ
ードが処理されそして、第１のＣ２復号は完了する。１
０９のＣ２復号と訂正サイクルの後に、カウンターの内
容Ｃｏｕｎｔ＿ｐｓ（カウンターパス；図４の４７０）
は増加され２となる。
【００４９】ステップ４４０中に再び、条件Ｃｏｕｎｔ
＿ｐｓ＝２−？が分析される。結果がＹＥＳであるな
ら、ステップ４８０が行われそして、Ｂ１メモリブロッ
ク内の全データバイトの消失フラグがクリアされる。そ
して、ＲＳ復号器５は（Ｃ１レベルで）、再び、ステッ
プ４９０中に、ｉ−位置１０９で、Ｃ１コードワードを
読み出すために配置される。各連続するＣ１復号器サイ
クルでは、ＲＳ復号器５は前に配置され、そして、次の
連続する高いｉ−位置で、Ｃ１コードワードは読みださ
れる。このように、第２のＣ１復号器サイクル中に、Ｒ
Ｓ復号器５は、ｉ−位置１１０に配置される。同様に、
アドレッシングはｉ−位置２１７まで続く。各Ｃ１復号
器サイクルで、ＲＳ復号器５は２つまでの誤りを訂正し
ようと試みる。３つ又はそれ以上の誤りがある場合に
は、訂正されず、Ｃ１コードワードの未訂正のデータバ
イトの全てに消失フラグが割り当てられる。
【００５０】一般的に、ＲＳ復号器５（Ｃ１レベル）は
連続して１０９の復号と訂正サイクルを行う（図４の４
９０）。そして、Ｂ１メモリブロック（図３）は完全に
処理される、即ち、第２のＣ１復号のパスは終了する。
その後、（Ｃ２レベルで）ＲＳ復号器５は、ｉ−位置０
で、Ｃ２コードワード（２８バイト）を読み出すために
再び配置される。ステップ５００で、Ｃ２コードワード
はＢ１とＢ２メモリブロックの対角線に沿って読み出さ
れる。読出し動作のＣ２コードワード（Ｃ２−ＣＷ）の
アドレッシングは、前述のアルゴリズム（１）により行
われる。
【００５１】ＲＳ復号器５は再び、各Ｃ２復号器サイク
ルにより、４消失又は、２誤り又は、誤り又は消失の組
合せを訂正しようと試みる。ＲＳ復号器５が現在のＣ２
コードワードを訂正できない場合には、データバイトに
フラグが付される。その後、処理されたＣ２コードワー
ドは出力バッファ７へ書きこまれる（図２）。
【００５２】ＲＳ復号器（Ｃ２レベル）は、連続して、
１０９のＣ２復号と訂正サイクルを行う。１０９のＣ２
コードワードが処理された後、Ｃ２復号の第２のパスは
完了する。そして、消失情報を伴なうＢ１メモリブロッ
クは、システムメモリ２のＢ２メモリブロックへ移動さ
れる（図４のステップ５１０）。タイミング及び制御要
素４で、信号ＤＯＮＥが発生される。この信号は、シス
テムメモリ２内の全てのデータバイトが丁度２回処理さ
れたという情報を与える。そしてステップ４１０は再び
実行される。
【００５３】３．バースト誤り訂正 以下に本発明に従った方法を使用するバースト誤り訂正
を説明する。
【００５４】Ａ）高入力誤り率でのＣ１コードワードの
訂正（Ｃ１コードワードは完全に又は、ほぼ完全に壊れ
ている） 本発明に従ったＣＩＲＣ訂正コードの訂正方法の詳細な
動作は、バースト誤りと関連して説明される。（前の段
階で）Ｂ２メモリブロックは既に訂正されかつＢ２メモ
リブロックには、誤りがないと仮定する。Ｂ１メモリブ
ロックが入力論理１から（により）入力される。ｉ−位
置１３０，．．．，１４０に、バースト誤りがある（１
１の破壊されたＣ１コードワード、図５参照）。
【００５５】ＲＳ復号器５（Ｃ１レベル）は開始し、Ｂ
１メモリブロック内の１０９のＣ１コードワードを連続
して復号しかつ訂正することを試みる。ｉ−位置１３
０，．．．，１４０でコードワードは、訂正不能であり
そしてそれゆえ、フラグが付される（各Ｃ１コードワー
ド内の各バイトに消失フラグが割り当てられる）。
【００５６】そして、ＲＳ復号器５（Ｃ２レベル）は、
開始しそして、Ｂ１とＢ２メモリブロック内の１０９の
Ｃ１コードワードを連続して復号しかつ訂正することを
試みる。その動作中に、ＲＳ復号器５（Ｃ２レベル）
は、メモリセクタ２Ｂ１と１Ｂ２（図５参照）からバイ
トを読まなければならない。ＲＳ復号器５の第１パスの
完了後（１０９のＣ１パスと１０９のＣ２パス）、メモ
リセクタ２Ｂ１のｉ−位置（１３０−１４０）でフラグ
が付されたバイトは訂正され、一方、メモリセクタ１Ｂ
１のｉ−位置（１３０−１４０）でフラグが付されたバ
イトは訂正されずに残る。
【００５７】ＲＳ復号器５の第２のパスは、Ｂ１メモリ
ブロック内の１０９のＣ１コードワードを復号し連続し
て訂正しようと試みる。位置１３０，．．．，１４０で
コードワードは、再びフラグを付されるがしかし、実際
には、この時点で誤りはメモリセクタ１Ｂ１内にのみ存
在する。そして、ＲＳ復号器５（Ｃ２レベル）は開始
し、Ｂ１とＢ２メモリブロック内の１０９のＣ２コード
ワードを連続して復号しかつ訂正することを試みる。
【００５８】次の段階で、消失情報を伴なう訂正された
Ｂ１メモリブロックは、システムメモリのＢ２メモリブ
ロックにコピーされる（図６参照）。その後、新たなデ
ータブロックが入力論理１からＢ１メモリブロックへロ
ードされ、そして、ＣＩＲＣ復号器が再度開始する。残
りの誤りは、（消失情報を伴なうバイト）メモリセクタ
１Ｂ２内に存在する。ＲＳ復号器５（Ｃ１レベル）は開
始し、そして、Ｂ１メモリブロック内の１０９のＣ１コ
ードワードを連続して復号しかつ訂正することを試み
る。
【００５９】そして、ＲＳ復号器５（Ｃ２レベル）は、
開始し、Ｂ１とＢ２メモリブロック内の１０９のＣ２コ
ードワードを連続して復号しかつ訂正することを試み
る。この段階では、誤りはメモリセクタ１Ｂ２内にのみ
ある誤り（ｉ−位置２１，．．．，３１に残る誤り）
は、訂正される。
【００６０】本発明に従った方法を実行するＣＩＲＣ復
号器は、１４の壊れたＣ１コードワード（限界）を高入
力誤り率で訂正可能である。
【００６１】Ｂ）低入力誤り率を伴なうＣ１コードワー
ドバーストの訂正（各Ｃ１コードワードは３から６の誤
りを有する） 本発明に従った方法を実行するＣＩＲＣ復号器は、破壊
されたＣ１コードワードが低入力誤り率を有する場合に
は、非常に効率的に動作する。以下にこれを説明する。
【００６２】Ｃ２コードワード誤り訂正（ＣＩＲＣ復号
器の第１のパス）では、ＲＳ復号器５（Ｃ２レベル）は
消失のどのようなランダムの組み合わせ（４消失まで）
も訂正できる、即ち、ＣＩＲＣ復号器の第２のパス中
は、ＲＳ復号器５（Ｃ１レベル）は、ＣＩＲＣ復号器
（Ｃ１レベル）の第１のパス中で訂正されなかったどの
ようなＣ１コードワードも訂正することができる。従っ
て、ＣＩＲＣ復号器の第２のパス中に、ＣＩＲＣ復号器
（Ｃ２レベル）の第１のパス中で訂正されなかったどの
ようなＣ２コードワードも訂正できる。
【００６３】これは，図７を参照して示すことができ
る。図７では、それぞれ、従来のＣＩＲＣ復号器と本発
明に従った方法を実行するＣＩＲＣ復号器の、２つのＣ
ＩＲＣ復号器の誤り訂正結果が表示されている。従来の
ＣＩＲＣ復号器の結果は、実線で示されている。本発明
に従った方法を実行するＣＩＲＣ復号器の結果は、破線
で示されている。
【００６４】 結果は、以下の組合せの誤りに対して示されている。
１．各Ｃ１コードワード内に３つの誤り（ランダム誤
り）を有する、２０のＣ１コードワードのバースト誤
り。 ２．各Ｃ１コードワード内に４つの誤りを有する、２０
のＣ１コードワードのバースト誤り。 ３．各Ｃ１コードワード内に５つの誤りを有する、２０
のＣ１コードワードのバースト誤り。 ４．各Ｃ１コードワード内に６つの誤りを有する、２０
のＣ１コードワードのバースト誤り。 ５．各Ｃ１コードワード内に３つの誤りを有する、３０
のＣ１コードワードのバースト誤り。 ６．各Ｃ１コードワード内に４つの誤りを有する、３０
のＣ１コードワードのバースト誤り。 ７．各Ｃ１コードワード内に５つの誤りを有する、３０
のＣ１コードワードのバースト誤り。 ８．各Ｃ１コードワード内に６つの誤りを有する、３０
のＣ１コードワードのバースト誤り。 ９．各Ｃ１コードワード内に３つの誤りを有する、４０
のＣ１コードワードのバースト誤り。 １０．各Ｃ１コードワード内に４つの誤りを有する、４
０のＣ１コードワードのバースト誤り。 １１．各Ｃ１コードワード内に５つの誤りを有する、４
０のＣ１コードワードのバースト誤り。 １２．各Ｃ１コードワード内に６つの誤りを有する、４
０のＣ１コードワードのバースト誤り。
【００６５】各Ｃ１コードワード内に異なる数の誤りを
有する、２０のＣ１コードワードのバースト誤りの訂正
結果を、図７に示す（円）。本発明に従った方法を実行
するＣＩＲＣ復号器は、各コードワード内に３又は４つ
の誤りを有する２０のＣ１コードワードのバースト誤り
訂正できる。Ｃ１コードワード内に５又は６つの誤りが
発生した場合には、本発明に従った方法を実行するＣＩ
ＲＣ復号器は、２０のＣ１コードワードのバースト誤り
を訂正できない。しかし、本発明に従った方法を実行す
るオーディオデータＣＩＲＣ復号器の出力消失率は非常
に低い。
【００６６】本発明に従った方法を実行するＣＩＲＣ復
号器に関しては、従来のＣＩＲＣ復号器と比較して、３
０のＣ１コードワードのバースト誤りの訂正に関して、
誤り訂正のより良好な性能が得られる。本発明に従った
方法を実行するＣＩＲＣ復号器は、各コードワード内に
３つの誤りを有する、３０のＣ１コードワードのバース
ト誤りを訂正できる。本発明に従った方法を実行するＣ
ＩＲＣ復号器内のオーディオデータの出力消失率はも低
い（結果は四角により示されている）。本発明に従った
方法を実行するＣＩＲＣ復号器の優位点は、更なる増大
する入力誤り率で減少することである。
【００６７】従来のＣＩＲＣ復号器と本発明に従った方
法を実行するＣＩＲＣ復号器の両方に対する制限は、バ
ースト誤り１４Ｃ１（完全に壊れた）コードワードであ
る。この場合、従来のＣＩＲＣ復号器と本発明に従った
方法を実行するＣＩＲＣ復号器に対する誤り訂正能力は
異ならない。
【００６８】
【発明の効果】本発明により、ハードウェアを減少する
一方データストリーム内の誤りを効率的に訂正するクロ
スインターリーブドリードソロモンコード（ＣＩＲＣ）
を復号するのに使用する方法及び装置をを提供できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】従来の誤り訂正方法と共に使用されるシステム
メモの例を示す図である。
【図２】本発明に従った方法を実行するのに好適なＣＩ
ＲＣ復号器のブロック図である。
【図３】本発明に従ったメモリブロックＢ１とＢ２を伴
なうメモリブロックの概略を示す図である。
【図４】本発明に従った方法のフローチャートを示す図
である。
【図５】メモリセクタを伴なう図３のメモリブロックを
示す図である。
【図６】メモリブロックＢ２へ移動されたメモリブロッ
クを伴なう図５のメモリブロックを示す図である。
【図７】それぞれ、従来の誤り訂正方法と本発明に従っ
た誤り訂正方法の比較結果を示す図である。
【符号の説明】 １ 入力論理 ２ システムメモリ ３ １シンボル遅延 ４ タイミング及び制御要素 ５ ＲＳ復号器 ６ ２シンボル遅延 ７ 出力バッファ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 アレクサンダー クラフチェンコ ドイツ連邦共和国，78056 ヴィリンゲン −シュヴェニンゲン，ドイテンベルクリン グ 146 (72)発明者 フリードリヒ ロミンガー ドイツ連邦共和国，78086 ブリガハタル, ガイスベルクリング 10 (72)発明者 ユルゲン フォーゲル ドイツ連邦共和国，78086 ブリガハタル, ハーゼルヴェク ７アー

Claims (15)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 幾つかのロケーションＮｉｊ（ｉ＝
    ０，．．．，２１７，ｊ＝０，．．．，３１）と共に、
    メモリ内にＣ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋ（ｋ＝
    ０，．．．，１０８）及びＣ２コードワードＣ２＿ＣＤ
    Ｗｍ（ｍ＝０，．．．，１０８）として蓄積されたデー
    タ内の誤りを訂正するクロスインターリーブドリードソ
    ロモンコード（ＣＩＲＣ）を復号する処理内で使用する
    誤り訂正方法であって、前記ロケーションＮｉｊの各々
    は前記データのデータバイトを含み、 ａ１）ここで、ｋ＝０，．．．，１０８、ｊ＝
    ０，．．．，３１、ｉ＝ｋ＋１０９、及び、Ｃ１＿ＣＤ
    Ｗｋ ｊは前記Ｃ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋの位置ｊ
    のデータバイトであり、Ｃ１＿ＣＤＷｋ ｊ＝Ｎｉｊに基
    づき復号手段を使用して、前記ロケーションＮｉｊから
    の前記Ｃ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋを読出し且つ復
    号するステップと、 ａ２）少なくとも前記Ｃ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋ
    を部分的に訂正するステップと、 ｂ１）ここで、ｍ＝０，．．．，１０８、ｊ＝
    ０，．．．，２８、ｉ＝ｍ＋４＊ｊ、及び、Ｃ２＿ＣＤ
    Ｗｍ ｊは前記Ｃ２コードワードＣ２＿ＣＤＷｍの位置ｊ
    のデータバイトであり、Ｃ２＿ＣＤＷｍ ｊ＝Ｎｉｊに基
    づき復号手段を使用して、前記ロケーションＮｉｊから
    の前記Ｃ２コードワードＣ２＿ＣＤＷｍを読出し且つ復
    号するステップと、 ｂ２）少なくとも前記Ｃ２コードワードＣ２＿ＣＤＷｍ
    を部分的に訂正するステップとを有する方法。
  2. 【請求項２】 前記Ｃ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋと
    Ｃ２コードワードＣ２＿ＣＤＷｍの訂正するステップ
    は、リードソロモンコードの消失訂正方法により行われ
    る請求項１記載の方法。
  3. 【請求項３】 誤りの可能性がありステップａ２）で訂
    正されなかった前記Ｃ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋの
    データバイトに、第１の消失フラグを割り当てることに
    より第１の消失情報を提供するステップを含む請求項２
    記載の方法。
  4. 【請求項４】 前記ステップｂ２）で前記第1の消失情
    報を誤り訂正に使用するステップを有する請求項３記載
    の方法。
  5. 【請求項５】 ステップａ１）とａ２）を繰返すステッ
    プを有する請求項１乃至４のうちいずれか一項記載の方
    法。
  6. 【請求項６】 誤りの可能性がありステップａ２）の前
    記繰返しで訂正されなかった前記Ｃ１コードワードＣ１
    ＿ＣＤＷｋのデータバイトに、第２の消失フラグを割り
    当てることにより第２の消失情報を提供するステップを
    含む請求項５記載の方法。
  7. 【請求項７】 ステップｂ１）とｂ２）を繰返すステッ
    プを有する請求項５或は６記載の方法。
  8. 【請求項８】 ステップｂ２）を繰返す前記ステップ
    で、前記第２の消失情報を誤り訂正に使用するステップ
    を有する請求項７記載の方法。
  9. 【請求項９】 誤りの可能性がありステップｂ２）の前
    記繰返しで訂正されなかった前記Ｃ２コードワードＣ２
    ＿ＣＤＷｍのデータバイトに、第３の消失フラグを割り
    当てることにより第３の消失情報を提供するステップを
    含む請求項７或は８に記載の方法。
  10. 【請求項１０】 前記読み出されたＣ１コードワードＣ
    １＿ＣＤＷｋを訂正し且つ前記読み出されたＣ２コード
    ワードＣ２＿ＣＤＷｍを訂正するステップは、それぞ
    れ、ここでｔは誤りの数であり、Ｅは消失数でありｄは
    ハミング距離であり、２＊ｔ＋Ｅ＜ｄに基づいて行われ
    る請求項２乃至９のうちいずれか一項記載の方法。
  11. 【請求項１１】 ｄは５である請求項１０記載の方法。
  12. 【請求項１２】 前記幾つかのロケーションＮｉｊはＢ
    １ロケーションＮ１ ｉｊ（ｉ＝０，．．．，１０８，ｊ
    ＝０，．．．，３１）を有するメモリブロックＢ１と、
    Ｂ２ロケーションＮ２ ｉｊ（ｉ＝１０９，．．．，２１
    ７，ｊ＝０，．．．，２８）を有するメモリブロックＢ
    ２を形成し、前記Ｂ１ロケーションＮ １ ｉｊとＢ２ロケ
    ーションＮ２ ｉｊの各々は前記データバイトの１つを有
    し、前記メモリブロックＢ１に含まれているうデータバ
    イトを前記メモリブロックＢ２へ移動するステップを有
    する請求項１乃至１１のうちいずれか一項記載の方法。
  13. 【請求項１３】 データのストリーム内の誤りを訂正す
    るクロスインターリーブドリードソロモンコード（ＣＩ
    ＲＣ）を復号する処理内で誤りの検出と訂正を行う装置
    であって、−前記データのストリームを、Ｃ１コードワ
    ードＣ１＿ＣＤＷｋ（ｋ＝０，．．．，１０８）及び、
    Ｃ２コードワードＣ２＿ＣＤＷｍ（ｍ＝０，．．．，１
    ０８）として、各々が前記データのストリームのデータ
    バイトを含む幾つかのメモリロケーションＮｉｊ（ｉ＝
    ０，．．．，２１７，ｊ＝０，．．．，３１）に蓄積す
    るメモリ手段と、 −ここで、Ｃ１＿ＣＤＷｋ ｊは前記Ｃ１コードワードＣ
    １＿ＣＤＷｋの位置ｊのデータバイトであり、ｋ＝
    ０，．．．，１０８、ｊ＝０，．．．，３１、ｉ＝ｋ＋
    １０９であり、Ｃ１＿ＣＤＷｋ ｊ＝Ｎｉｊに基づき、前
    記Ｃ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋを読み出す手段と、 −前記読み出されたＣ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋを
    復号する手段と、 −前記復号されたＣ１コードワードＣ１＿ＣＤＷｋを訂
    正する手段と、 −ここで、Ｃ２＿ＣＤＷｍ ｊはＣ２コードワードＣ２＿
    ＣＤＷｍの位置ｊのデータバイトであり、ｍ＝
    ０，．．．，１０８、ｊ＝０，．．．，２８、ｉ＝ｍ＋
    ４＊ｊであり、Ｃ２＿ＣＤＷｍ ｊ＝Ｎｉｊに基づき前記
    Ｃ２コードワードＣ２＿ＣＤＷｍを読み出す復号手段
    と、 −前記読み出されたＣ２コードワードＣ２＿ＣＤＷｍを
    復号する手段と、 −前記復号されたＣ２コードワードを訂正する手段とを
    有する装置。
  14. 【請求項１４】 前記読み出されたＣ１コードワードＣ
    １＿ＣＤＷｋを復号する前記手段と前記読み出されたＣ
    ２コードワードＣ２＿ＣＤＷｍを復号する前記手段は、
    クロスインターリーブドリードソロモンコード（ＣＩＲ
    Ｃ）を復号するのに適した復号器内に設けられている請
    求項１３記載の装置。
  15. 【請求項１５】 前記メモリ手段内で、Ｂ１ロケーショ
    ンＮ１ ｉｊ（ｉ＝０，．．．，１０８，ｊ＝
    ０，．．．，３１）を有するメモリブロックＢ１と、Ｂ
    ２ロケーションＮ２ ｉｊ（ｉ＝１０９，．．．，２１
    ７，ｊ＝０，．．．，２８）を有するメモリブロックＢ
    ２が形成され、前記Ｂ１ロケーションＮ１ ｉｊとＢ２ロ
    ケーションＮ２ ｉｊの各々は前記データのストリームの
    １つのデータバイトを有する請求項１３或は１４記載の
    装置。
JP2000383787A 1999-12-21 2000-12-18 クロスインターリーブドリードソロモンコードの復号の処理内の誤り訂正のための装置 Pending JP2001244823A (ja)

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