JP2002076922A - 誤り訂正符号器および復号器 - Google Patents
誤り訂正符号器および復号器Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 誤り訂正符号に関し、特に一定の符号化およ
び復号回路規模でインターリービングサイズを増やし、
さらに繰り返し復号により誤り訂正能力を向上させた誤
り訂正符号器及び復号器を提供する。 【解決手段】 複数の（Ｎ，Ｋ）組織ブロック符号から
なる並列連接符号を用いた符号誤り訂正装置は、入力さ
れたＭ×Ｋ単位の情報ブロックからその符号化とインタ
ーリーブとを行った符号語を出力する符号器と、前記符
号語に対してＭ×Ｋ単位で復号化とデインターリーブと
を行い、その訂正フラグ情報に基づいて所定回数の復号
処理を繰り返す復号器と、で構成される。
び復号回路規模でインターリービングサイズを増やし、
さらに繰り返し復号により誤り訂正能力を向上させた誤
り訂正符号器及び復号器を提供する。 【解決手段】 複数の（Ｎ，Ｋ）組織ブロック符号から
なる並列連接符号を用いた符号誤り訂正装置は、入力さ
れたＭ×Ｋ単位の情報ブロックからその符号化とインタ
ーリーブとを行った符号語を出力する符号器と、前記符
号語に対してＭ×Ｋ単位で復号化とデインターリーブと
を行い、その訂正フラグ情報に基づいて所定回数の復号
処理を繰り返す復号器と、で構成される。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は誤り訂正符号に関
し、特にデジタル通信、デジタル記録などの分野に適用
可能な誤り訂正符号器及びその復号器に関するものであ
る。
し、特にデジタル通信、デジタル記録などの分野に適用
可能な誤り訂正符号器及びその復号器に関するものであ
る。
【０００２】移動体通信、光ファイバ通信、及びデジタ
ル記録装置（ＣＤ，ＣＶＤ）等のシステムにおいて高速
で高品質な処理は不可欠であり、そのため誤り訂正符号
が必須不可欠要素技術として検討されている。誤り訂正
符号化の導入により、通信システムの伝送特性を大幅に
向上することができる。
ル記録装置（ＣＤ，ＣＶＤ）等のシステムにおいて高速
で高品質な処理は不可欠であり、そのため誤り訂正符号
が必須不可欠要素技術として検討されている。誤り訂正
符号化の導入により、通信システムの伝送特性を大幅に
向上することができる。
【０００３】
【従来の技術】リードソロモン符号は数多くの分野にお
いて幅広く適用されている。半導体技術の進歩に伴い、
誤り訂正能力を高めるために新規なリードソロモンも検
討されている。例えば、積リードソロモン符号はブロッ
ク全体の大きさを大きくして誤り訂正能力を高めてい
る。しかしながら、ブロックが大きくなると、復号の回
路規模も大きくなるという問題がある。連接リードソロ
モン符号は２つのリードソロモン符号のパラレル（シリ
アル）連接により簡単に復号化され、且つ特性がよい符
号を構成することができる。
いて幅広く適用されている。半導体技術の進歩に伴い、
誤り訂正能力を高めるために新規なリードソロモンも検
討されている。例えば、積リードソロモン符号はブロッ
ク全体の大きさを大きくして誤り訂正能力を高めてい
る。しかしながら、ブロックが大きくなると、復号の回
路規模も大きくなるという問題がある。連接リードソロ
モン符号は２つのリードソロモン符号のパラレル（シリ
アル）連接により簡単に復号化され、且つ特性がよい符
号を構成することができる。
【０００４】これは、リードソロモン符号がワード単位
の処理を行なうため、ワード内に何ビット誤りがあって
も同等の訂正ができることによる。１ブロックの中で訂
正できる誤りを含むワード数の上限は、誤り訂正符号の
パラメータによって決まるが、その範囲で極力多くの誤
りを訂正できるのが望ましく、通常２つの誤り訂正符号
を２次元構成にして使用する。
の処理を行なうため、ワード内に何ビット誤りがあって
も同等の訂正ができることによる。１ブロックの中で訂
正できる誤りを含むワード数の上限は、誤り訂正符号の
パラメータによって決まるが、その範囲で極力多くの誤
りを訂正できるのが望ましく、通常２つの誤り訂正符号
を２次元構成にして使用する。
【０００５】図１は、積誤り訂正符号の一構成例を示し
たものである。符号化を行なう時にはデータを２次元的
に配列し、まず垂直方向に演算してパリティ符号を得
る。これを「外符号」と呼ぶ。次に、水平方向に演算し
てパリティ符号を得る。これを「内符号」と呼ぶ。一
方、復号化を行なう時にはまず内符号によって訂正動作
を行う。そして、内符号で訂正可能な上限を超える誤り
を含む場合には内符号に誤りがあることを示すフラグを
発生させる。
たものである。符号化を行なう時にはデータを２次元的
に配列し、まず垂直方向に演算してパリティ符号を得
る。これを「外符号」と呼ぶ。次に、水平方向に演算し
てパリティ符号を得る。これを「内符号」と呼ぶ。一
方、復号化を行なう時にはまず内符号によって訂正動作
を行う。そして、内符号で訂正可能な上限を超える誤り
を含む場合には内符号に誤りがあることを示すフラグを
発生させる。
【０００６】次に、このフラグと外符号パリティを用い
て外符号の訂正を行う。これを「イレージャ訂正」と呼
ぶ。フラグを用いずに外符号単体で訂正することも可能
であるが、一般にはイレージャ訂正を行うほうが訂正能
力が高い。
て外符号の訂正を行う。これを「イレージャ訂正」と呼
ぶ。フラグを用いずに外符号単体で訂正することも可能
であるが、一般にはイレージャ訂正を行うほうが訂正能
力が高い。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上述し
た従来の技術において、例えばリードソロモン符号を使
って更に良いブロック符号を求めようとすると符号長を
増やす必要があった。そのため復号器の回路規模が莫大
となり、実際に使用する際の大きな障害となっていた。
た従来の技術において、例えばリードソロモン符号を使
って更に良いブロック符号を求めようとすると符号長を
増やす必要があった。そのため復号器の回路規模が莫大
となり、実際に使用する際の大きな障害となっていた。
【０００８】そこで本発明の目的は、（Ｎ、Ｋ）ブロッ
ク符号の並列連接符号を用い、符号化の際に符号化とイ
ンターリーブとを適当に組み合わせてＭ×Ｋ単位の情報
ブロックを符号化し、その復号化の際には前記Ｍ×Ｋ単
位の情報ブロックを復号化とデインタリーブとを適当に
組み合わせて復号化することで、一定の回路規模で誤り
訂正特性をより一層向上させた誤り訂正符号器及び復号
器を提供することにある。
ク符号の並列連接符号を用い、符号化の際に符号化とイ
ンターリーブとを適当に組み合わせてＭ×Ｋ単位の情報
ブロックを符号化し、その復号化の際には前記Ｍ×Ｋ単
位の情報ブロックを復号化とデインタリーブとを適当に
組み合わせて復号化することで、一定の回路規模で誤り
訂正特性をより一層向上させた誤り訂正符号器及び復号
器を提供することにある。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明によれば、複数の
（Ｎ，Ｋ）組織ブロック符号からなる並列連接符号を用
いた符号誤り訂正装置であって、入力されたＭ×Ｋ単位
の情報ブロックからその符号化とインターリーブとを行
った符号語を出力する符号器と、前記符号語に対してＭ
×Ｋ単位で復号化とデインターリーブとを行い、その訂
正フラグ情報に基づいて所定回数の復号処理を繰り返す
復号器と、で構成する並列連接符号の誤り訂正装置が提
供される。
（Ｎ，Ｋ）組織ブロック符号からなる並列連接符号を用
いた符号誤り訂正装置であって、入力されたＭ×Ｋ単位
の情報ブロックからその符号化とインターリーブとを行
った符号語を出力する符号器と、前記符号語に対してＭ
×Ｋ単位で復号化とデインターリーブとを行い、その訂
正フラグ情報に基づいて所定回数の復号処理を繰り返す
復号器と、で構成する並列連接符号の誤り訂正装置が提
供される。
【００１０】並列連接符号器は、入力されたＭ×Ｋ単位
の情報ブロックを符号化して、そのパリティ情報系列Ｍ
×Ｐを出力する第１の符号部と、入力されたＭ×Ｋ単位
の情報ブロックをインターリーブした後符号化して、そ
のパリティ情報系列Ｍ×Ｐ’を出力する第２の符号部
と、を備え、前記入力されたＭ×Ｋ単位の情報ブロック
と、前記パリティ情報系列Ｍ×Ｐ及びＭ×Ｐ’とを出力
する。
の情報ブロックを符号化して、そのパリティ情報系列Ｍ
×Ｐを出力する第１の符号部と、入力されたＭ×Ｋ単位
の情報ブロックをインターリーブした後符号化して、そ
のパリティ情報系列Ｍ×Ｐ’を出力する第２の符号部
と、を備え、前記入力されたＭ×Ｋ単位の情報ブロック
と、前記パリティ情報系列Ｍ×Ｐ及びＭ×Ｐ’とを出力
する。
【００１１】また、並列連接復号器は、前記Ｍ×Ｋ単位
の情報ブロックと前記パリティ情報系列Ｍ×Ｐとにより
復号化を行ってその訂正フラグ情報Ｆ１を出力する第１
の復号部と、前記Ｍ×Ｋ単位の情報ブロックをインター
リーブしたＭ×Ｋ’単位の情報ブロックと、前記パリテ
ィ情報系列Ｍ×Ｐ’と、前記訂正フラグ情報Ｆ１をイン
ターリーブした訂正フラグ情報Ｆ１’とにより復号化を
行ってその訂正フラグ情報Ｆ２’を出力する第２の復号
部と、により構成され、前記訂正フラグ情報Ｆ２’を、
デインタリーブした後前記第１の復号部の訂正フラグ情
報Ｆ２として入力することで、訂正フラグ情報に基づい
た所定数の繰り返し復号処理を行う。並列連接復号器
は、さらに前記訂正フラグ情報を監視し、その誤りフラ
グ数と所定閾値との比較により又は誤り訂正効果の飽和
判断により、前記繰り返し復号処理を終了させる手段を
備える。
の情報ブロックと前記パリティ情報系列Ｍ×Ｐとにより
復号化を行ってその訂正フラグ情報Ｆ１を出力する第１
の復号部と、前記Ｍ×Ｋ単位の情報ブロックをインター
リーブしたＭ×Ｋ’単位の情報ブロックと、前記パリテ
ィ情報系列Ｍ×Ｐ’と、前記訂正フラグ情報Ｆ１をイン
ターリーブした訂正フラグ情報Ｆ１’とにより復号化を
行ってその訂正フラグ情報Ｆ２’を出力する第２の復号
部と、により構成され、前記訂正フラグ情報Ｆ２’を、
デインタリーブした後前記第１の復号部の訂正フラグ情
報Ｆ２として入力することで、訂正フラグ情報に基づい
た所定数の繰り返し復号処理を行う。並列連接復号器
は、さらに前記訂正フラグ情報を監視し、その誤りフラ
グ数と所定閾値との比較により又は誤り訂正効果の飽和
判断により、前記繰り返し復号処理を終了させる手段を
備える。
【００１２】
【発明の実施の形態】本願発明の説明をする前に、ここ
では本願発明の１つの適用対象となるリードソロモン符
号について簡単に説明しておく。
では本願発明の１つの適用対象となるリードソロモン符
号について簡単に説明しておく。
【００１３】図２は、リードソロモンによる（Ｎ、Ｋ）
符号の一例を示したものである。リードソロモン符号の
１シンボルはｍビットから構成される。符号長をＮシン
ボル、情報列シンボル長をＫシンボル、パリティ長をＰ
シンボル、この符号の最小ハミング距離をＤmin とする
と 符号長： Ｎ≦２m −１ 情報数： Ｋ＝Ｎ−Ｐ 最小ハミング距離：Ｄmin ＝Ｐ＋１ の条件を満たす。
符号の一例を示したものである。リードソロモン符号の
１シンボルはｍビットから構成される。符号長をＮシン
ボル、情報列シンボル長をＫシンボル、パリティ長をＰ
シンボル、この符号の最小ハミング距離をＤmin とする
と 符号長： Ｎ≦２m −１ 情報数： Ｋ＝Ｎ−Ｐ 最小ハミング距離：Ｄmin ＝Ｐ＋１ の条件を満たす。
【００１４】この関係にあるリードソロモン符号をＲＳ
（Ｎ，Ｋ）符号と呼ぶ。ＲＳ符号は複数ビットからなる
シンボルを単位として扱うので、ビット単位で処理を行
なう他の符号との混乱を避けるため、ここではシンボル
数を表す記号を大文字で表すことにする。
（Ｎ，Ｋ）符号と呼ぶ。ＲＳ符号は複数ビットからなる
シンボルを単位として扱うので、ビット単位で処理を行
なう他の符号との混乱を避けるため、ここではシンボル
数を表す記号を大文字で表すことにする。
【００１５】ＲＳ符号では、ブロック中の誤り訂正可能
な誤りシンボル数Ｔは、 Ｔ≦（Ｄmin −１）／２＝Ｐ／２ となる。後述する消失誤り訂正の場合に、訂正可能なシ
ンボル数Ｔe は、 Ｔe ≦Ｄmin −１＝Ｐ で表される。
な誤りシンボル数Ｔは、 Ｔ≦（Ｄmin −１）／２＝Ｐ／２ となる。後述する消失誤り訂正の場合に、訂正可能なシ
ンボル数Ｔe は、 Ｔe ≦Ｄmin −１＝Ｐ で表される。
【００１６】ＲＳ符号は、ある最小ハミング距離を得る
ために付加するパリティの数が理論上最小で訂正能力の
高い符号である。この符号の特徴としては、符号長、情
報シンボル長、パリティ長をある範囲内で任意に選ぶこ
とができること、巡回符号の一種であり回路構成が容易
なこと、復号アルゴリズムが比較的簡単であることなど
が挙げられる。
ために付加するパリティの数が理論上最小で訂正能力の
高い符号である。この符号の特徴としては、符号長、情
報シンボル長、パリティ長をある範囲内で任意に選ぶこ
とができること、巡回符号の一種であり回路構成が容易
なこと、復号アルゴリズムが比較的簡単であることなど
が挙げられる。
【００１７】Ｔシンボルを訂正するリードソロモン符号
の生成多項式は、 Ｇ（ｘ）＝（ｘ−１）（ｘ−α）（ｘ−α2 ）・・・
（ｘ−α2T-1） で定義される。Ｔシンボル訂正リードソロモン符号の各
パラメータは次のとおりである。
の生成多項式は、 Ｇ（ｘ）＝（ｘ−１）（ｘ−α）（ｘ−α2 ）・・・
（ｘ−α2T-1） で定義される。Ｔシンボル訂正リードソロモン符号の各
パラメータは次のとおりである。
【００１８】一例として、単一バイト誤りを訂正できる
ＲＳ（７，５）符号について考えると、ＲＳ符号の条件
式より、ｍ＝３，Ｎ＝７，Ｋ＝５，Ｐ＝２，Ｄmin ＝３
となる。ここで、情報列の１シンボルは３ビットで構成
され各シンボルをＧＦ（２3）の元０，１，α，…，α
6 とする。ここで、αはｘ3 ＋ｘ＋１＝０の根である。
ＲＳ（７，５）符号について考えると、ＲＳ符号の条件
式より、ｍ＝３，Ｎ＝７，Ｋ＝５，Ｐ＝２，Ｄmin ＝３
となる。ここで、情報列の１シンボルは３ビットで構成
され各シンボルをＧＦ（２3）の元０，１，α，…，α
6 とする。ここで、αはｘ3 ＋ｘ＋１＝０の根である。
【００１９】図３及び４に、ＲＳ（７，５）符号の符号
化及び復号化の一例を示している。ＲＳ符号の生成多項
式Ｇ（ｘ）は Ｇ（ｘ）＝（ｘ−１）（ｘ−α）…（ｘ−αP-1 ） で表され、ここでＰ＝２であるから Ｇ（ｘ）＝ｘ2 ＋（１＋α）ｘ＋α＝ｘ2 ＋α3 ｘ＋α となる。
化及び復号化の一例を示している。ＲＳ符号の生成多項
式Ｇ（ｘ）は Ｇ（ｘ）＝（ｘ−１）（ｘ−α）…（ｘ−αP-1 ） で表され、ここでＰ＝２であるから Ｇ（ｘ）＝ｘ2 ＋（１＋α）ｘ＋α＝ｘ2 ＋α3 ｘ＋α となる。
【００２０】送信側において、情報列ｉはｉ＝（α，α
3 ，α2 ，α6 ，α3 ）であるから（図３の（ａ））、
その情報多項式は Ｉ（ｘ）＝αｘ4 ＋α3 ｘ3 ＋α2 ｘ2 ＋α6 ｘ＋α3 と求められ、またパリティ符号多項式Ｐ（ｘ）はＰ
（ｘ）＝αｘ＋１と計算されるので、符号多項式Ｗ
（ｘ）は、 Ｗ（ｘ）＝ｘ2 （αｘ4 ＋α3 ｘ3 ＋α2 ｘ2 ＋α6 ｘ
＋α3 ）＋αｘ＋１＝αｘ6 ＋α3 ｘ5 ＋α2 ｘ4 ＋α
6 ｘ3 ＋α3 ｘ2 ＋αｘ＋１ となり、符号語ｗはｗ＝（α，α3 ，α2 ，α6 ，
α3 ，α，１）で表される（図３の（ｂ））。
3 ，α2 ，α6 ，α3 ）であるから（図３の（ａ））、
その情報多項式は Ｉ（ｘ）＝αｘ4 ＋α3 ｘ3 ＋α2 ｘ2 ＋α6 ｘ＋α3 と求められ、またパリティ符号多項式Ｐ（ｘ）はＰ
（ｘ）＝αｘ＋１と計算されるので、符号多項式Ｗ
（ｘ）は、 Ｗ（ｘ）＝ｘ2 （αｘ4 ＋α3 ｘ3 ＋α2 ｘ2 ＋α6 ｘ
＋α3 ）＋αｘ＋１＝αｘ6 ＋α3 ｘ5 ＋α2 ｘ4 ＋α
6 ｘ3 ＋α3 ｘ2 ＋αｘ＋１ となり、符号語ｗはｗ＝（α，α3 ，α2 ，α6 ，
α3 ，α，１）で表される（図３の（ｂ））。
【００２１】本例では、それに外来ノイズ等の誤りパタ
ーンｅ＝（０，０，０，α5 ，０，０，０）がさらに加
わり（図３の（ｃ））、受信側で符号語ｙ＝ｗ＋ｅ＝
（α，α3 ，α2 ，α，α3 ，α，１）が得られる。符
号多項式Ｙ（ｘ）は、 Ｙ（ｘ）＝αｘ6 ＋α3 ｘ5 ＋α2 ｘ4 ＋αｘ3 ＋α3
ｘ2 ＋αｘ＋１ で表される（図３の（ｄ））。
ーンｅ＝（０，０，０，α5 ，０，０，０）がさらに加
わり（図３の（ｃ））、受信側で符号語ｙ＝ｗ＋ｅ＝
（α，α3 ，α2 ，α，α3 ，α，１）が得られる。符
号多項式Ｙ（ｘ）は、 Ｙ（ｘ）＝αｘ6 ＋α3 ｘ5 ＋α2 ｘ4 ＋αｘ3 ＋α3
ｘ2 ＋αｘ＋１ で表される（図３の（ｄ））。
【００２２】シンドロームｓ1 及びｓ2 は ｓ1 ＝Ｙ（１）＝α＋α3 ＋α2 ＋α＋α3 ＋α＋１＝
α5 ｓ2 ＝Ｙ（α）＝α7 ＋α8 ＋α6 ＋α4 ＋α5 ＋α2
＋１＝α であるから、誤りパターンｅi と誤り位置αi は ｅi ＝ｓ1 ＝α5 αi ＝ｓ2 ／ｓ1 ＝α-4＝α3 となる（図４の（ｅ））。
α5 ｓ2 ＝Ｙ（α）＝α7 ＋α8 ＋α6 ＋α4 ＋α5 ＋α2
＋１＝α であるから、誤りパターンｅi と誤り位置αi は ｅi ＝ｓ1 ＝α5 αi ＝ｓ2 ／ｓ1 ＝α-4＝α3 となる（図４の（ｅ））。
【００２３】これから、誤りパターンはα5 で、誤り位
置は右から４ビット目であることがわかる。したがって
復号された推定符号語ｗ’は ｗ’＝ｙ＋ｅ＝（α，α3 ，α2 ，α，α3 ，α，１）
＋（０，０，０，α5 ，０，０，０）＝（α，α3 ，α
2 ，α6 ，α3 ，α，１） と計算され（図４の（ｆ））、誤りが訂正される。これ
から、推定符号列ｉ’はｉ’＝（α，α3 ，α2 ，
α6 ，α3 ）と求められる（図４の（ｇ））。
置は右から４ビット目であることがわかる。したがって
復号された推定符号語ｗ’は ｗ’＝ｙ＋ｅ＝（α，α3 ，α2 ，α，α3 ，α，１）
＋（０，０，０，α5 ，０，０，０）＝（α，α3 ，α
2 ，α6 ，α3 ，α，１） と計算され（図４の（ｆ））、誤りが訂正される。これ
から、推定符号列ｉ’はｉ’＝（α，α3 ，α2 ，
α6 ，α3 ）と求められる（図４の（ｇ））。
【００２４】図５は、リードソロモン符号の復号器の一
構成を示したものである。図５に示すように、上述した
受信側の復号処理はシンドローム演算部１１、誤り位置
多項式の導出部１２、誤り位置の計算部１３、誤りの値
の計算部１４、誤り訂正部１５の順で行われる。
構成を示したものである。図５に示すように、上述した
受信側の復号処理はシンドローム演算部１１、誤り位置
多項式の導出部１２、誤り位置の計算部１３、誤りの値
の計算部１４、誤り訂正部１５の順で行われる。
【００２５】通常、各部を独立のハードウェア（加算
器、乗算器、除算器、又はＡＬＵ等）で構成し、これを
パイプライン処理する。なお、遅延回路１６は前記各部
１１〜１４の処理によって受信信号の誤り判定結果がで
るまでの間、訂正部１５に入力される受信信号を遅延さ
せる。
器、乗算器、除算器、又はＡＬＵ等）で構成し、これを
パイプライン処理する。なお、遅延回路１６は前記各部
１１〜１４の処理によって受信信号の誤り判定結果がで
るまでの間、訂正部１５に入力される受信信号を遅延さ
せる。
【００２６】図６及び７は、リードソロモン符号の復号
方法の一例を示したフローチャートである。リードソロ
モン積符号の誤り訂正能力は復号方法によっても異なる
が、ここでは図６及び７の例で説明する。図１に示した
ように、受信データは送信側で先ず外符号パリティが付
加され、続いてインタリーブが行われ、最後に内符号パ
リティが付加されたものである。従って、復号を行う時
には、反対に内符号訂正を行った後にデインタリーブを
行い、最後に外符号訂正を行う。
方法の一例を示したフローチャートである。リードソロ
モン積符号の誤り訂正能力は復号方法によっても異なる
が、ここでは図６及び７の例で説明する。図１に示した
ように、受信データは送信側で先ず外符号パリティが付
加され、続いてインタリーブが行われ、最後に内符号パ
リティが付加されたものである。従って、復号を行う時
には、反対に内符号訂正を行った後にデインタリーブを
行い、最後に外符号訂正を行う。
【００２７】図６において、内符号訂正ではまず誤り検
出を行い、ここで得られた誤りシンボルの数に応じて、
以下の誤り訂正を行う。 （１）誤りシンボルの数Ｔがパリティ長Ｐの１／２より
も小さい場合（Ｔ＜Ｐ／２）は誤り訂正が可能であり、
誤りを訂正するとともに復号誤りのチェックを行う（Ｓ
１０１〜１０３）。
出を行い、ここで得られた誤りシンボルの数に応じて、
以下の誤り訂正を行う。 （１）誤りシンボルの数Ｔがパリティ長Ｐの１／２より
も小さい場合（Ｔ＜Ｐ／２）は誤り訂正が可能であり、
誤りを訂正するとともに復号誤りのチェックを行う（Ｓ
１０１〜１０３）。
【００２８】（２）誤り訂正能力の限界（Ｔ＝Ｐ／２）
となる場合は誤り訂正を行うが、復号誤りのチェックが
できないので、内符号ブロック内のすべてのシンボルに
誤りフラグを立てて出力する（Ｓ１０４及び１０５）。 （３）誤り訂正能力を超える場合（Ｔ＞Ｐ／２）は誤り
訂正を行わず、内符号ブロック内のすべてのシンボルに
誤りフラグを立てて出力する（Ｓ１０５）。このよう
に、内符号訂正ではランダム誤りのほか、数シンボルの
短いバースト誤りを訂正する。
となる場合は誤り訂正を行うが、復号誤りのチェックが
できないので、内符号ブロック内のすべてのシンボルに
誤りフラグを立てて出力する（Ｓ１０４及び１０５）。 （３）誤り訂正能力を超える場合（Ｔ＞Ｐ／２）は誤り
訂正を行わず、内符号ブロック内のすべてのシンボルに
誤りフラグを立てて出力する（Ｓ１０５）。このよう
に、内符号訂正ではランダム誤りのほか、数シンボルの
短いバースト誤りを訂正する。
【００２９】次に、図７の外符号訂正では、以下の手順
で誤り訂正を行う。 （１）誤り訂正能力の範囲内である場合（Ｔ＜Ｐ／２）
は誤り訂正を行い、訂正された誤りフラグを解除する
（Ｓ２０１〜２０４）。 （２）誤り訂正能力の限界まで訂正が必要な場合（Ｔ＝
Ｐ／２）、および誤り訂正能力を超える場合（Ｔ＞Ｐ／
２）は、誤り訂正を行わずにイレージャ訂正（「消失誤
り訂正」）を行う。このとき、内符号訂正において付加
された誤りフラグの数Ｆがパリティ長Ｐ以下の場合（Ｆ
＜＝Ｐ）は誤りフラグを位置情報としてイレージャ訂正
を行い、訂正に成功した誤りフラグは解除する。イレー
ジャ訂正能力を超える場合（Ｆ＞Ｐ）は誤りフラグを消
失せずにそのまま出力する（Ｓ２０５〜２０８）。
で誤り訂正を行う。 （１）誤り訂正能力の範囲内である場合（Ｔ＜Ｐ／２）
は誤り訂正を行い、訂正された誤りフラグを解除する
（Ｓ２０１〜２０４）。 （２）誤り訂正能力の限界まで訂正が必要な場合（Ｔ＝
Ｐ／２）、および誤り訂正能力を超える場合（Ｔ＞Ｐ／
２）は、誤り訂正を行わずにイレージャ訂正（「消失誤
り訂正」）を行う。このとき、内符号訂正において付加
された誤りフラグの数Ｆがパリティ長Ｐ以下の場合（Ｆ
＜＝Ｐ）は誤りフラグを位置情報としてイレージャ訂正
を行い、訂正に成功した誤りフラグは解除する。イレー
ジャ訂正能力を超える場合（Ｆ＞Ｐ）は誤りフラグを消
失せずにそのまま出力する（Ｓ２０５〜２０８）。
【００３０】上述した符号誤り訂正の一連の処理操作を
考慮に入れながら、以降では本願発明の実施例について
詳細に説明する。なお、本願発明の適用対象は上述した
リードソロモン符号等の特定の符号には限定されず、誤
り訂正符号一般に適用可能である。後述するように、本
願発明の一実施態様例としてリードソロモン符号が用い
られる。
考慮に入れながら、以降では本願発明の実施例について
詳細に説明する。なお、本願発明の適用対象は上述した
リードソロモン符号等の特定の符号には限定されず、誤
り訂正符号一般に適用可能である。後述するように、本
願発明の一実施態様例としてリードソロモン符号が用い
られる。
【００３１】図８は、本願発明による並列連接符号器の
基本構成例を示したものである。また、図９には図８の
並列連接符号器の一動作例を示している。本発明では
（Ｎ，Ｋ）ブロック符号の並列連接符号化を行う際に、
図８に示す符号化構成を用いてＭ×Ｋの単位の情報ブロ
ックの符号化およびインターリーブを行う。図９には理
解の容易のためＭ＝３、Ｋ＝４の一例を示している。な
お、情報ブロックを構成する各情報要素の単位としてビ
ットやバイト等の種々の形態が適用可能である。
基本構成例を示したものである。また、図９には図８の
並列連接符号器の一動作例を示している。本発明では
（Ｎ，Ｋ）ブロック符号の並列連接符号化を行う際に、
図８に示す符号化構成を用いてＭ×Ｋの単位の情報ブロ
ックの符号化およびインターリーブを行う。図９には理
解の容易のためＭ＝３、Ｋ＝４の一例を示している。な
お、情報ブロックを構成する各情報要素の単位としてビ
ットやバイト等の種々の形態が適用可能である。
【００３２】図８において、符号化を行なうとき、Ｍ×
Ｋの情報系列（図９の（ａ））が符号化器に入力され符
号化を行なう。符号化は２つの部分（本例では符号化器
２１及び２２）で行われる。第１の部分である符号化器
２１は入力されたＭ×Ｋ情報系列の符号化によってパリ
ティ系列Ｍ×Ｐ１を出力する（図９の（ｃ））。
Ｋの情報系列（図９の（ａ））が符号化器に入力され符
号化を行なう。符号化は２つの部分（本例では符号化器
２１及び２２）で行われる。第１の部分である符号化器
２１は入力されたＭ×Ｋ情報系列の符号化によってパリ
ティ系列Ｍ×Ｐ１を出力する（図９の（ｃ））。
【００３３】一方、第２の部分である符号化器２２はイ
ンタリーバ（π）２３を経由してインターリービングさ
れたＭ×Ｋ情報系列を符号化し、そのパリティ系列Ｍ×
Ｐ１’を出力する（図９の（ｄ））。その結果、本発明
による並列連接符号器から出力される信号は組織部分の
情報系列Ｍ×Ｋ自体と（図９の（ｂ））、そのパリティ
系列Ｍ×Ｐ１及びＭ×Ｐ１’とで構成され、符号語シン
ボル長Ｍ×（Ｋ＋Ｐ１＋Ｐ１’）のシリアル信号として
出力される（図９の（ｅ））。
ンタリーバ（π）２３を経由してインターリービングさ
れたＭ×Ｋ情報系列を符号化し、そのパリティ系列Ｍ×
Ｐ１’を出力する（図９の（ｄ））。その結果、本発明
による並列連接符号器から出力される信号は組織部分の
情報系列Ｍ×Ｋ自体と（図９の（ｂ））、そのパリティ
系列Ｍ×Ｐ１及びＭ×Ｐ１’とで構成され、符号語シン
ボル長Ｍ×（Ｋ＋Ｐ１＋Ｐ１’）のシリアル信号として
出力される（図９の（ｅ））。
【００３４】先ず、受信符号語は図１０は、本願発明に
よる並列連接復号器の基本構成例を示したものである。
また、図１１には図１０の並列連接復号器の一動作例を
示している。図１０において、並列連接復号器には図９
の（ｅ）で示した送信符号語Ｍ×（Ｋ＋Ｐ１＋Ｐ１’）
にさらに伝送路上等の雑音ｅが付加された受信符号語Ｍ
×Ｎ（ここで、Ｎ＝Ｋ＋Ｐ１＋Ｐ１’）が入力される。
一例として、図１１の（ｆ）には雑音ｅによって誤りが
発生したシンボル個所に×マークを付している。
よる並列連接復号器の基本構成例を示したものである。
また、図１１には図１０の並列連接復号器の一動作例を
示している。図１０において、並列連接復号器には図９
の（ｅ）で示した送信符号語Ｍ×（Ｋ＋Ｐ１＋Ｐ１’）
にさらに伝送路上等の雑音ｅが付加された受信符号語Ｍ
×Ｎ（ここで、Ｎ＝Ｋ＋Ｐ１＋Ｐ１’）が入力される。
一例として、図１１の（ｆ）には雑音ｅによって誤りが
発生したシンボル個所に×マークを付している。
【００３５】先ず、受信符号語Ｍ×Ｎとパリティ系列Ｍ
×Ｐ１とによる符号語が復号器１（３１）で復号され
る。この復号には先に図６を用いて説明した内符号訂正
に相当する符号訂正が実行される。その結果、誤り訂正
に失敗したシンボル個所にフラグ情報Ｆ１（本例ではビ
ット“１”）が立てられる。図１１の（ｇ）には受信符
号語の３番目の情報系列部分内にある１つの誤りが訂正
に成功した例を示しており、その訂正個所には○i マー
ク（ｉは訂正が成功した順番）を付している。
×Ｐ１とによる符号語が復号器１（３１）で復号され
る。この復号には先に図６を用いて説明した内符号訂正
に相当する符号訂正が実行される。その結果、誤り訂正
に失敗したシンボル個所にフラグ情報Ｆ１（本例ではビ
ット“１”）が立てられる。図１１の（ｇ）には受信符
号語の３番目の情報系列部分内にある１つの誤りが訂正
に成功した例を示しており、その訂正個所には○i マー
ク（ｉは訂正が成功した順番）を付している。
【００３６】従って、この場合のフラグ情報Ｆ１は図１
１の（ｈ）のようになる。なお、本願発明による動作原
理を容易に理解できるように、以降では受信符号語の各
情報系列内に１つの誤りを検出した場合にのみ訂正可能
として説明する。
１の（ｈ）のようになる。なお、本願発明による動作原
理を容易に理解できるように、以降では受信符号語の各
情報系列内に１つの誤りを検出した場合にのみ訂正可能
として説明する。
【００３７】次に、次段の復号器２（３５）にはインタ
リーバ（π）３３を介してインターリービングされた受
信情報系列Ｍ×Ｋ’及び直接受信したパリティ系列Ｍ×
Ｐ１’と、さらに前記フラグ情報Ｆ１をインタリーバ
（π）３２を介してインターリービングしたフラグ情報
Ｆ１’とが入力される（図１１の（ｉ）及び（ｊ））。
リーバ（π）３３を介してインターリービングされた受
信情報系列Ｍ×Ｋ’及び直接受信したパリティ系列Ｍ×
Ｐ１’と、さらに前記フラグ情報Ｆ１をインタリーバ
（π）３２を介してインターリービングしたフラグ情報
Ｆ１’とが入力される（図１１の（ｉ）及び（ｊ））。
【００３８】復号器３５における復号には先に図７を用
いて説明した外符号訂正に相当する符号訂正が実行され
る。すなわち、フラグ情報Ｆ１’を用いたイレージャ訂
正が並行して実行される。このように、本願発明によれ
ば従来の受信符号語による復号に比べ、さらにフラグ情
報が追加された復号が可能となり、簡単に誤り訂正能力
を更に向上させることができる。
いて説明した外符号訂正に相当する符号訂正が実行され
る。すなわち、フラグ情報Ｆ１’を用いたイレージャ訂
正が並行して実行される。このように、本願発明によれ
ば従来の受信符号語による復号に比べ、さらにフラグ情
報が追加された復号が可能となり、簡単に誤り訂正能力
を更に向上させることができる。
【００３９】図１１の（ｉ）の例では、インタリーバ
（π）３３によってインターリービング後の受信情報系
列Ｍ×Ｋ’のシンボル誤り位置が分散され、その１番目
の情報系列部分内に再配置された１つの誤りの訂正が成
功し（○2 ）、さらに本来２個の誤りを有するため訂正
できない２番目の情報系列部分内に再配置された誤りも
その内の１つはすでに訂正されているため（○1 ）、こ
こでは訂正可能であり（○2 ）、結果的にフラグ情報Ｆ
１’に基づくイレージャ訂正により２個の誤りがさらに
訂正される。
（π）３３によってインターリービング後の受信情報系
列Ｍ×Ｋ’のシンボル誤り位置が分散され、その１番目
の情報系列部分内に再配置された１つの誤りの訂正が成
功し（○2 ）、さらに本来２個の誤りを有するため訂正
できない２番目の情報系列部分内に再配置された誤りも
その内の１つはすでに訂正されているため（○1 ）、こ
こでは訂正可能であり（○2 ）、結果的にフラグ情報Ｆ
１’に基づくイレージャ訂正により２個の誤りがさらに
訂正される。
【００４０】本発明では、復号器３５でも訂正に失敗し
たフラグ情報Ｆ２’（図１１の（ｋ））がデインタリー
バ（π-1）３４を介した後に先の復号器３１へイレージ
ャ訂正のためのフラグ情報Ｆ２として入力される（図１
１の（ｍ））。図１１の（ｌ）の例では、これにより残
りの２つの誤りも訂正され（○3 ）、本例の場合には結
果として全ての誤りが訂正される。このように本発明で
はフラグ情報を使って復号処理を数回繰り返した後にそ
の復号結果が出力される（図１１の（ｏ）又は
（ｏ’））。
たフラグ情報Ｆ２’（図１１の（ｋ））がデインタリー
バ（π-1）３４を介した後に先の復号器３１へイレージ
ャ訂正のためのフラグ情報Ｆ２として入力される（図１
１の（ｍ））。図１１の（ｌ）の例では、これにより残
りの２つの誤りも訂正され（○3 ）、本例の場合には結
果として全ての誤りが訂正される。このように本発明で
はフラグ情報を使って復号処理を数回繰り返した後にそ
の復号結果が出力される（図１１の（ｏ）又は
（ｏ’））。
【００４１】なお、上記では結果的に全ての誤り個所が
訂正される例を示したが、一般には数回の復号処理の繰
り返しで誤り訂正効果は飽和するものと考えられる。こ
れについては、復号処理の繰り返し数を一定に制限した
り、フラグ情報の誤り数を所定の閾値を使って検出する
ことで誤り訂正効果の飽和を判断する等の種々の手段で
対処可能である。
訂正される例を示したが、一般には数回の復号処理の繰
り返しで誤り訂正効果は飽和するものと考えられる。こ
れについては、復号処理の繰り返し数を一定に制限した
り、フラグ情報の誤り数を所定の閾値を使って検出する
ことで誤り訂正効果の飽和を判断する等の種々の手段で
対処可能である。
【００４２】図１３は、本発明による並列連接符号器及
び復号器をリードソロモン符号に適用した一実施例を示
したものである。図１３の（ａ）は並列連接符号器の例
を示しており、図８の符号器２１及び２２の代わりにリ
ードソロモン符号器４１及び４２が使用される。また、
図１３の（ｂ）は並列連接復号器の例を示しており、図
１０の復号器３１及び３５の代わりにリードソロモン復
号器５１及び５５が使用される。
び復号器をリードソロモン符号に適用した一実施例を示
したものである。図１３の（ａ）は並列連接符号器の例
を示しており、図８の符号器２１及び２２の代わりにリ
ードソロモン符号器４１及び４２が使用される。また、
図１３の（ｂ）は並列連接復号器の例を示しており、図
１０の復号器３１及び３５の代わりにリードソロモン復
号器５１及び５５が使用される。
【００４３】ここでは、本願発明の基本動作を行うフラ
グ情報の処理部分についてのみ示している。また、スイ
ッチ５６は、最初に受信符号語の入力側に接続され、受
信符号語がリードソロモン復号器５１に入力された後は
フラグ情報の帰還側に接続され、本発明の繰り返し復号
処理が完了するまでその接続状態を維持する。なお、リ
ードソロモン符号の符号化及び復号化処理については先
に説明した通りであり、ここではそれらについて更に説
明しない。
グ情報の処理部分についてのみ示している。また、スイ
ッチ５６は、最初に受信符号語の入力側に接続され、受
信符号語がリードソロモン復号器５１に入力された後は
フラグ情報の帰還側に接続され、本発明の繰り返し復号
処理が完了するまでその接続状態を維持する。なお、リ
ードソロモン符号の符号化及び復号化処理については先
に説明した通りであり、ここではそれらについて更に説
明しない。
【００４４】図１４〜１６には、本発明による並列連接
復号器の特性評価を計算機シミュレーションを用いて行
なった一例を示している。シミュレーションではＲＳ
（２５５、２３９）符号を用いている。図１４には並列
ＲＳ連接符号の特性例を示している。インターリービン
グ長が１４×２３９シンボルで、復号の繰り返しの回数
は１〜３回である。これから復号の繰り返しの回数が増
えると特性がよくなることがわかる。
復号器の特性評価を計算機シミュレーションを用いて行
なった一例を示している。シミュレーションではＲＳ
（２５５、２３９）符号を用いている。図１４には並列
ＲＳ連接符号の特性例を示している。インターリービン
グ長が１４×２３９シンボルで、復号の繰り返しの回数
は１〜３回である。これから復号の繰り返しの回数が増
えると特性がよくなることがわかる。
【００４５】また、図１５にはインターリービング長が
変るときの特性例を示している。これよりインターリー
ビング長が長くなると特性が改善されることがわかる。
最後に、図１６には各符号化方式の特性比較例を示して
いる。ＲＳ（２５５、２３９）と比較すると、本願の並
列連接符号の方が誤り率１０-7において約１dBの符号化
利得の改善が見られる。
変るときの特性例を示している。これよりインターリー
ビング長が長くなると特性が改善されることがわかる。
最後に、図１６には各符号化方式の特性比較例を示して
いる。ＲＳ（２５５、２３９）と比較すると、本願の並
列連接符号の方が誤り率１０-7において約１dBの符号化
利得の改善が見られる。
【００４６】
【発明の効果】以上、本発明によれば、ｉ）（Ｎ、Ｋ）
ブロック符号の並列連接符号化ではＭ×Ｋ単位の情報ブ
ロックが入力されてその符号化及びインターリーブを行
うこと、ii）復号化の際には、Ｍ×Ｋの単位でデインタ
ーリーブを行い、各々のブロック符号のシンドロームを
計算し、誤りブロックにフラグを立てて復号を行うこ
と、iii ）更に、ブロック復号器の出力であるフラグが
次のブロック復号器に入力されて繰り返し復号処理を行
う、という一連の符号化／復号化処理により一定の符号
化および復号回路規模において、インターリービングサ
イズを増やすこと、及び繰り返し復号により簡単に誤り
訂正能力を更に向上させることができる。
ブロック符号の並列連接符号化ではＭ×Ｋ単位の情報ブ
ロックが入力されてその符号化及びインターリーブを行
うこと、ii）復号化の際には、Ｍ×Ｋの単位でデインタ
ーリーブを行い、各々のブロック符号のシンドロームを
計算し、誤りブロックにフラグを立てて復号を行うこ
と、iii ）更に、ブロック復号器の出力であるフラグが
次のブロック復号器に入力されて繰り返し復号処理を行
う、という一連の符号化／復号化処理により一定の符号
化および復号回路規模において、インターリービングサ
イズを増やすこと、及び繰り返し復号により簡単に誤り
訂正能力を更に向上させることができる。
【図１】積誤り訂正符号の一構成例を示した図である。
【図２】リードソロモンによる（Ｎ、Ｋ）符号の一例を
示した図である。
示した図である。
【図３】ＲＳ（７，５）符号の符号化及び復号化の例
（１）を示した図である。
（１）を示した図である。
【図４】ＲＳ（７，５）符号の符号化及び復号化の例
（２）を示した図である。
（２）を示した図である。
【図５】リードソロモン符号の復号器の一構成を示した
図である。
図である。
【図６】リードソロモン符号の復号方法の例（１）を示
したフローチャートである。
したフローチャートである。
【図７】リードソロモン符号の復号方法の例（２）を示
したフローチャートである。
したフローチャートである。
【図８】本願発明による並列連接符号器の基本構成例を
示した図である。
示した図である。
【図９】図８の並列連接符号器の一動作例を示した図で
ある。
ある。
【図１０】本願発明による並列連接復号器の基本構成例
を示した図である。
を示した図である。
【図１１】図１０の並列連接復号器の一動作例（１）を
示した図である。
示した図である。
【図１２】図１０の並列連接復号器の一動作例（２）を
示した図である。
示した図である。
【図１３】本発明による並列連接符号器及び復号器をリ
ードソロモン符号に適用した一実施例を示した図であ
る。
ードソロモン符号に適用した一実施例を示した図であ
る。
【図１４】本発明による並列連接復号器の特性評価の一
例（１）を示した図である。
例（１）を示した図である。
【図１５】本発明による並列連接復号器の特性評価の一
例（２）を示した図である。
例（２）を示した図である。
【図１６】本発明による並列連接復号器の特性評価の一
例（３）を示した図である。
例（３）を示した図である。
２１、２２…符号器 ２３、３２、３３、４３、５２…インタリーバ ３４、５４…デインタリーバ ３１、３５…復号器 ４１、４２…リードソロモン符号器 ５１、５５…リードソロモン復号器 ５６…スイッチ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｇ１１Ｂ 20/18 ５４２ Ｇ１１Ｂ 20/18 ５４２Ａ Ｈ０３Ｍ 13/15 Ｈ０３Ｍ 13/15 13/27 13/27
Claims (6)
- 【請求項１】 複数の（Ｎ，Ｋ）組織ブロック符号から
なる並列連接符号を用いた符号誤り訂正装置であって、 入力されたＭ×Ｋ単位の情報ブロックからその符号化と
インターリーブとを行った符号語を出力する符号器と、 前記符号語に対してＭ×Ｋ単位で復号化とデインターリ
ーブとを行い、その訂正フラグ情報に基づいて所定回数
の復号処理を繰り返す復号器と、で構成することを特徴
とする並列連接符号の誤り訂正装置。 - 【請求項２】 複数の（Ｎ，Ｋ）組織ブロック符号から
なる並列連接符号の誤り訂正符号器であって、 入力されたＭ×Ｋ単位の情報ブロックを符号化して、そ
のパリティ情報系列Ｍ×Ｐを出力する第１の符号部と、 入力されたＭ×Ｋ単位の情報ブロックをインターリーブ
した後符号化して、そのパリティ情報系列Ｍ×Ｐ’を出
力する第２の符号部と、を備え、 前記入力されたＭ×Ｋ単位の情報ブロックと、前記パリ
ティ情報系列Ｍ×Ｐ及びＭ×Ｐ’とを出力することを特
徴とする並列連接符号器。 - 【請求項３】 複数の（Ｎ，Ｋ）組織ブロック符号から
なる並列連接符号の誤り訂正復号器であって、Ｍ×Ｋ単
位の情報ブロックと、そのパリティ情報系列Ｍ×Ｐ及び
前記Ｍ×Ｋ単位の情報ブロックをインターリーブした後
符号化して得られたパリティ情報系列Ｍ×Ｐ’とが入力
され、 前記Ｍ×Ｋ単位の情報ブロックと前記パリティ情報系列
Ｍ×Ｐとにより復号化を行ってその訂正フラグ情報Ｆ１
を出力する第１の復号部と、 前記Ｍ×Ｋ単位の情報ブロックをインターリーブしたＭ
×Ｋ’単位の情報ブロックと、前記パリティ情報系列Ｍ
×Ｐ’と、前記訂正フラグ情報Ｆ１をインターリーブし
た訂正フラグ情報Ｆ１’とにより復号化を行ってその訂
正フラグ情報Ｆ２’を出力する第２の復号部と、により
構成され、 前記訂正フラグ情報Ｆ２’を、デインタリーブした後前
記第１の復号部の訂正フラグ情報Ｆ２として入力するこ
とで、訂正フラグ情報に基づいた所定数の繰り返し復号
処理を行うことを特徴とする並列連接復号器。 - 【請求項４】 さらに、前記訂正フラグ情報を監視し、
その誤りフラグ数と所定閾値との比較により又は誤り訂
正効果の飽和判断により、前記繰り返し復号処理を終了
させる手段を備える、請求項３記載の並列連接復号器。 - 【請求項５】 前記訂正フラグを用いたイレージャ訂正
を行う、請求項３記載の並列連接復号器。 - 【請求項６】 ブロック符号は、リードソロモン符号、
ＢＣＨ符号、又はハミング符号である請求項２〜５のい
ずれか１つに記載の並列連接符号器／復号器。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000266048A JP2002076922A (ja) | 2000-09-01 | 2000-09-01 | 誤り訂正符号器および復号器 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000266048A JP2002076922A (ja) | 2000-09-01 | 2000-09-01 | 誤り訂正符号器および復号器 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2002076922A true JP2002076922A (ja) | 2002-03-15 |
Family
ID=18753215
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2000266048A Pending JP2002076922A (ja) | 2000-09-01 | 2000-09-01 | 誤り訂正符号器および復号器 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2002076922A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2005328397A (ja) * | 2004-05-14 | 2005-11-24 | Nippon Hoso Kyokai <Nhk> | インターリーブ伝送システム、送信装置、及び受信装置 |
| JP2006041568A (ja) * | 2004-07-22 | 2006-02-09 | Hitachi Kokusai Electric Inc | データ伝送装置およびデータ伝送方法 |
-
2000
- 2000-09-01 JP JP2000266048A patent/JP2002076922A/ja active Pending
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2005328397A (ja) * | 2004-05-14 | 2005-11-24 | Nippon Hoso Kyokai <Nhk> | インターリーブ伝送システム、送信装置、及び受信装置 |
| JP4594645B2 (ja) * | 2004-05-14 | 2010-12-08 | 日本放送協会 | インターリーブ伝送における送信装置、及び受信装置 |
| JP2006041568A (ja) * | 2004-07-22 | 2006-02-09 | Hitachi Kokusai Electric Inc | データ伝送装置およびデータ伝送方法 |
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| A131 | Notification of reasons for refusal |
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|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20091110 |