JP2003188738A - 繰り返し連接符号復号回路及びそれを用いた符号化復号化システム - Google Patents

繰り返し連接符号復号回路及びそれを用いた符号化復号化システム

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JP2003188738A
JP2003188738A JP2001385426A JP2001385426A JP2003188738A JP 2003188738 A JP2003188738 A JP 2003188738A JP 2001385426 A JP2001385426 A JP 2001385426A JP 2001385426 A JP2001385426 A JP 2001385426A JP 2003188738 A JP2003188738 A JP 2003188738A
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Abstract

(57)【要約】 【課題】 回路規模の削減及び符号化特性の向上を図る
ことが可能な繰り返し連接符号復号回路を提供する。 【解決手段】 第１段内復号器１−１は伝送路から受信
した符号化データを復号して復号化データを第１段デイ
ンタリーバに出力し、復号化データに対応した第１段内
符号シンドローム係数を第２段内復号器１−２へ出力す
る。第１段デインタリーバ２−１は復号化データをデイ
ンタリーブ処理し、デインタリーブデータを第１段外復
号器３−１へ出力する。第１段外復号器３−１はデイン
タリーブデータを復号して復号化データを第１段インタ
リーバ４−１に出力し、第１段内符号修正シンドローム
係数を導出し、第２段内復号器１−２へ出力する。第１
段インタリーバ４−１は復号化データをインタリーブ処
理し、インタリーブデータを第２段内復号器１−２へ出
力する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は繰り返し連接符号復
号回路及びそれを用いた符号化復号化システムに関し、
特に外符号と内符号と呼ばれる２つの異なる符号を連接
して使用することにより符号化特性を向上させる繰り返
し連接ＢＣＨ（Ｂｏｓｅ−Ｃｈａｕｄｈｕｒｉ−Ｈｏｃ
ｑｕｅｎｇｈｅｍ）復号回路に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来、この種の繰り返し連接ＢＣＨ復号
回路においては、図１２に示すように、外符号及び内符
号と呼ばれる２つの異なる符号を連接して使用する連接
符号を用いることで、符号化特性を向上させている。
【０００３】図１２において、入力データＤinは最初に
外符号器１００で符号化される。符号化データＤ
enc-outer はインタリーバ２００でインタリーブされた
後、さらに内符号器３００で符号化される。内符号器３
００から出力された符号化データＤ enc-inner は伝送路
４００に出力される。
【０００４】伝送路４００で誤りが付加された符号化デ
ータＤrev は内復号器５００で復号化され、誤りが訂正
される。復号化データＤdec-inner はデインタリーバ６
００でデインタリーブされた後、外復号器７００で復号
化され、内復号器５００で訂正できなかった誤りが訂正
される。
【０００５】従来の技術によるＮ回繰り返し連接ＢＣＨ
復号器の構成を図１３に示す。図１３において、図示せ
ぬ伝送路から受信した符号化データＤrev は第１段内復
号器５００−１で復号化される。復号化データＤ
inner-1 は第１段デインタリーバ６００−１でデインタ
リーブされた後、第１段外復号器７００−１で復号化さ
れる。復号化データＤouter-1 は第１段インタリーバ２
００−１で再インタリーブされた後、第２段内復号器５
００−２で復号化される。
【０００６】復号化データＤinner-2 は第２段デインタ
リーバ６００−２で再デインタリーブされた後、第２段
外復号器７００−２で復号化される。復号化データＤ
outer- 2 は第２段インタリーバ２００−２で再インタリ
ーブされる。上記の処理をＮ回繰り返し、伝送路誤りを
徐々に訂正していく。連接復号を繰り返し行うことによ
り、符号化特性を向上させることができる。
【０００７】従来の技術のＢＣＨ復号器の構成を図１４
に示す。図１４において、ＢＣＨ復号器はシンドローム
計算部１０と、誤り位置多項式導出部２０と、誤り位置
計算部３０と、受信符号語保存部４０と、誤り訂正部５
０とから構成されている。
【０００８】例えば、２１５ビットの情報信号に冗長検
査信号４０ビットが付加された符号長２５５ビットのＢ
ＣＨ符号語を復号する場合を考える。ガロア体原始多項
式の次数は８、原始元はαとする。本符号は１符号語当
たり５ビットまでの誤りを訂正することができる。
【０００９】シンドローム計算部１０は Ｓ（ｚ）＝Ｓ1 ｚ＋Ｓ2 ｚ2 ＋・・・＋Ｓ10ｚ10 ……（１） という式で定義されるシンドローム多項式Ｓ（ｚ）の係
数Ｓi を算出する。シンドローム係数Ｓi は Ｓi ＝Ｙ（αi ） ＝Ｙ0 ＋Ｙ1 αi ＋Ｙ2 α2i＋Ｙ3 α3i ＋・・・＋Ｙ254 α254i ｉ＝１，・・・，５ ……（２） という式で定義される。Ｙ（ｘ）は受信多項式、αは原
始元である。
【００１０】受信多項式Ｙ（ｘ）の各係数は伝送路から
受信した符号化データＤrev の各ビットに対応してい
る。受信多項式Ｙ（ｘ）に誤りがない場合、シンドロー
ム係数は全て０になる。
【００１１】誤り位置多項式導出部２０はＥｕｃｌｉｄ
互除法アルゴリズムを用いて、誤り位置多項式σ（ｚ）
を導出し、誤り位置計算部３０に出力する。誤り位置多
項式σ（ｚ）は、 σ（ｚ）＝σ0 ＋σ1 ｚ＋・・・＋σ5 ｚ5 ……（３） という式で表される。
【００１２】誤り位置計算部３０は誤り位置多項式σ
（ｚ）から誤り位置を導出し、誤り訂正部５０に出力す
る。誤り位置多項式σ（ｚ）にαのべき乗αi （ｉ＝
１，・・・，２５５）を逐次代入していき、σ（αi ）
＝０となった場合、このときに受信符号語の２５５−ｉ
次成分Ｙ255-i に誤りが生じたと分かる。このように、
αのべき乗αi を逐次代入して解を求める方法をＣｈｉ
ｅｎ解法と呼ぶ。
【００１３】誤り訂正部５０は誤り位置計算部３０から
入力された誤り位置を基に、受信符号語保存部４０に保
存された受信符号語を訂正し、訂正符号語を外部へ出力
する。
【００１４】従来の技術では、内符号と外符号とに同程
度の符号化率をもつＢＣＨ符号を適用している。このＢ
ＣＨ符号については、Ｔ．Ｍｉｚｕｏｃｈｉ ｅｔ ａ
ｌ，“Ｔｒａｎｓｐａｒｅｎｔ ｍｕｌｔｉｐｌｅｘｅ
ｒ ｆｅａｔｕｒｉｎｇ ｓｕｐｅｒ ＦＥＣ ｆｏｒ
ｏｐｔｉｃａｌ Ｔｒａｎｓｐｏｒｔ ｎｅｔｗｏｒ
ｋｉｎｇ”（ＳｕｂＯｐｔｉｃ２００１，Ｐ４．２．
３，２００１）やＯｍａｒ ＡＩＴ ＳＡＢ，“ＦＥＣ
ｃｏｎｔｒｉｂｕｔｉｏｎ ｉｎ ｓｕｂｍａｒｉｎ
ｅ ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ ｓｙｓｔｅｍｓ”（Ｓ
ｕｂＯｐｔｉｃ２００１，Ｐ４．２．６，２００１）に
記載されている。
【００１５】
【発明が解決しようとする課題】上述した従来の繰り返
し連接ＢＣＨ復号回路では、受信符号語の平均誤り数が
訂正可能ビット数以上の場合、ＢＣＨ符号によって誤り
が殆ど訂正されない。また、外復号器が内復号器と同程
度の符号化率を持つので、内復号器で誤りを殆ど訂正す
ることができない場合には、外復号器でも誤りを殆ど訂
正することができない。
【００１６】さらに、従来の繰り返し連接ＢＣＨ復号器
では、外復号器と内復号器とが同程度の符号化率を持つ
ので、外復号器と内復号器とが同程度の回路構成としな
ければならず、回路規模が大きくなるという問題があ
る。特に、Ｅｕｃｌｉｄ互除法アルゴリズムやＣｈｉｅ
ｎ解法のための回路規模が大きい。
【００１７】そこで、本発明の目的は上記の問題点を解
消し、回路規模の削減及び符号化特性の向上を図ること
ができる繰り返し連接符号復号回路及びそれを用いた符
号化復号化システムを提供することにある。
【００１８】
【課題を解決するための手段】本発明による繰り返し連
接符号復号回路は、２つの異なる外符号及び内符号を連
接して使用する連接符号を用い、前記内符号及び前記外
符号各々の符号化率が（符号語長−冗長検査長）／（符
号語長）で表される繰り返し連接符号復号回路であっ
て、前記符号化率の高い内符号の復号を行う内復号器
と、前記符号化率の低い外符号の復号を行う外復号器と
を備えている。
【００１９】本発明による他の繰り返し連接符号復号回
路は、伝送路から受信した符号化データを復号しかつ当
該データの誤りを訂正する内復号器と、前記内復号器で
復号化されたデータをデインタリーブ処理するデインタ
リーバと、デインタリーブ処理されたデータを復号しか
つ当該データの誤りを訂正する外復号器と、前記外復号
器で復号化されたデータをインタリーブ処理するインタ
リーバとがＮ段（Ｎは正の整数）配設され、２つの異な
る外符号及び内符号を連接して使用する連接符号を用
い、前記内符号及び前記外符号各々の符号化率が（符号
語長−冗長検査長）／（符号語長）で表される繰り返し
連接符号復号回路であって、前記内復号器は、前記符号
化率の高い内符号を復号し、前記外復号器は、前記符号
化率の低い外符号を復号するようにしている。
【００２０】本発明による符号化復号化システムは、２
つの異なる外符号及び内符号を連接して使用する連接符
号を用いて符号化を行う符号化装置と前記連接符号の復
号化を行う繰り返し連接符号復号回路を含む復号装置と
からなり、前記内符号及び前記外符号各々の符号化率が
（符号語長−冗長検査長）／（符号語長）で表される符
号化復号化システムであって、前記符号化率の高い内符
号の符号化を行う内符号器と、前記符号化率の低い外符
号の符号化を行う外符号器とを前記符号化装置に備え、
前記符号化率の高い内符号の復号を行う内復号器と、前
記符号化率の低い外符号の復号を行う外復号器とを前記
繰り返し連接符号復号回路に備えている。
【００２１】本発明による他の符号化復号化システム
は、２つの異なる外符号及び内符号を連接して使用する
連接符号を用いて符号化を行う符号化装置と、伝送路を
介して受信した前記符号化装置からの符号化データを復
号しかつ当該データの誤りを訂正する内復号器と、その
復号化されたデータをデインタリーブ処理するデインタ
リーバと、デインタリーブ処理されたデータを復号しか
つ当該データの誤りを訂正する外復号器と、前記外復号
器で復号化されたデータをインタリーブ処理するインタ
リーバとがＮ段（Ｎは正の整数）配設されるとともに、
２つの異なる外符号及び内符号を連接して使用する連接
符号を用いる繰り返し連接符号復号回路を含む復号装置
とからなり、前記内符号及び前記外符号各々の符号化率
が（符号語長−冗長検査長）／（符号語長）で表される
符号化復号化システムであって、前記符号化率の高い内
符号の符号化を行う内符号器と、前記符号化率の低い外
符号の符号化を行う外符号器とを前記符号化装置に備
え、前記内復号器が前記符号化率の高い内符号の復号を
行い、前記外復号器が前記符号化率の低い外符号の復号
を行うようにしている。
【００２２】すなわち、本発明の繰り返し連接符号復号
回路は、内符号に符号化率の高い符号を適用し、外符号
に符号化率の低い符号を適用することによって、回路規
模の削減及び符号化特性の向上を実現している。
【００２３】また、本発明の連接符号復号回路の内復号
器は、同じ連接符号化率を持つ従来の技術の内復号器に
対して高い符号化率を持つ、つまり訂正可能ビット数が
多い。このため、入力エラーレートが悪く、従来の技術
の内復号器で殆ど訂正することができない場合でも、本
発明の内復号器は誤りを訂正することが可能となる。外
復号器は内復号器で訂正することができなかった残留誤
りを訂正すれば良いので、本発明の外復号器のように訂
正可能ビット数が少なくても、つまり符号化率が低くて
も問題ない。
【００２４】さらに、本発明の外復号器は、符号化率が
低いため、ＲＯＭ（リードオンリメモリ）を用いてシン
ドローム係数から直接誤り位置を求めることが可能とな
る。この場合、本発明の外復号器には従来の技術で内復
号器及び外復号器それぞれに必要であったＥｕｃｌｉｄ
互除法アルゴリズムを用いた誤り位置多項式導出部、Ｃ
ｈｉｅｎ解法アルゴリズムを用いた誤り位置計算部が必
要ないため、その回路規模を削減することが可能とな
る。よって、本発明では、従来の技術に比べて回路規模
を削減し、さらに符号化特性をも向上させた繰り返し連
接符号復号回路が実現可能となる。
【００２５】本発明の第１の特徴は、符号化率が低い外
復号器において、ＲＯＭを用いて誤り位置及び内符号修
正シンドローム係数を求めている点である。この場合、
本発明の外復号器には従来の技術の外復号器に必要であ
ったＥｕｃｌｉｄ互除法アルゴリズムを用いた誤り位置
多項式導出部、Ｃｈｉｅｎ解法アルゴリズムを用いた誤
り位置計算部が必要ないため、その回路規模を削減する
ことが可能となる。
【００２６】本発明の第２の特徴は、２段目以降の内復
号器が前段の内復号器のシンドローム係数Ｓと前段の外
復号器で算出した内符号修正シンドローム係数ＳＲとの
加算結果を基に復号を行う点である。この場合、従来の
技術のように受信多項式からシンドローム係数を求める
必要がないため、本発明の２段目以降の内復号器の回路
規模を削減することが可能となる。
【００２７】本発明の第３の特徴は、内符号に符号化率
の高い符号を適用し、外符号に符号化率の低い符号を適
用することによって、高い誤り訂正能力を実現している
点である。ＢＣＨ符号は受信符号語の平均誤り数が訂正
可能ビット数以上の場合、誤りは殆ど訂正されない。本
発明の繰り返し連接符号復号回路の内復号器は、同じ連
接符号化率を持つ従来の技術の内復号器に対して高い符
号化率を持つ、つまり訂正可能ビット数が多い。
【００２８】このため、入力エラーレートが悪く、従来
の技術の内復号器で殆ど訂正することができない場合で
も、本発明の内復号器は誤りを訂正することが可能とな
る。また、本発明の外復号器は内復号器で訂正できなか
った残留誤りを訂正すれば良いので、訂正可能ビット数
が少なくても（符号化率が低くても）、問題が生ずるこ
とはない。
【００２９】一方、従来の技術の外復号器は内復号器と
同程度の符号化率を持つので、内復号器で誤りを殆ど訂
正することができない場合、外復号器でも誤りを殆ど訂
正することができない。
【００３０】以下、本発明の繰り返し連接符号復号回路
について、２元ＢＣＨ符号を例としてより具体的に説明
する。例えば、インタリーブ／デインタリーブ深さが
Ｌ、内符号の符号長がＣinner ビット、内符号のガロア
体原始多項式次数がＭinner 、内符号の符号語当たりの
訂正可能ビット数がＴinner 、外符号の符号長がＣoute
r ビット、外符号のガロア体原始多項式次数が
Ｍouter 、外符号の符号語当たりの訂正可能ビット数が
Ｔouter のＮ回繰り返し連接ＢＣＨ復号回路について考
える。
【００３１】この場合、内符号の符号化率をＲ
Ａinner 、外符号の符号化率をＲＡouter とすると、連
接符号の符号化率ＲＡは、 ＲＡinner ＝Ｃinner ／［Ｃinner −（Ｔinner ×Ｍinner ）］ ……（４） ＲＡouter ＝Ｃouter ／［Ｃouter −（Ｔouter ×Ｍouter ）］ ……（５） ＲＡ＝ＲＡinner ×ＲＡouter ＝｛Ｃinner ／［Ｃinner −（Ｔinner ×Ｍinner ）］｝ ×｛Ｃouter ／［Ｃouter −（Ｔouter ×Ｍouter ）］｝ ……（６） という式で表される。
【００３２】上記の繰り返し連接ＢＣＨ復号回路は、内
符号に符号化率ＲＡinner の高い符号を適用し、外符号
に符号化率ＲＡouter の低い符号を適用することによっ
て、回路規模の削減及び符号化特性の向上を実現してい
る。
【００３３】本発明の外復号器のように、符号化率ＲＡ
outer が低い場合（誤り訂正可能ビット数が少ない場
合）、誤り位置はシンドローム係数からＲＯＭを用いて
直接求めることができる。このＲＯＭを用いて求める点
については、Ｈ Ｏｋａｎｏ，“Ａ Ｃｏｎｓｔｒｕｃ
ｔｉｏｎ Ｍｅｔｈｏｄ ｏｆ Ｈｉｇｈ−Ｓｐｅｅｄ
Ｄｅｃｏｄｅｒｓ Ｕｓｉｎｇ ＲＯＭＳ’ｓ ｆｏｒ
Ｂｏｓｅ−Ｃｈａｕｄｈｕｒｉ−Ｈｏｃｑｕｅｎｇｈ
ｅｍ ａｎｄ Ｒｅｅｄ−Ｓｏｌｏｍｏｎ Ｃｏｄｅ
ｓ”（ＩＥＥＥ ｔｒａｎｓ．Ｃｏｍｐｕｔ．，ｖｏ
ｌ．Ｃ−６，Ｎｏ．１０，Ｏｃｔ．１９８７）に記載さ
れている。
【００３４】
【発明の実施の形態】次に、本発明の実施の形態につい
て図面を参照して説明する。図１は本発明の実施の形態
による繰り返し連接ＢＣＨ復号回路の構成を示すブロッ
ク図である。図１において、本発明の実施の形態による
繰り返し連接ＢＣＨ復号回路は第１段〜第Ｎ段内復号器
１−１〜１−Ｎと、第１段〜第Ｎ段デインタリーバ２−
１〜２−Ｎと、第１段〜第Ｎ段外復号器３−１〜３−Ｎ
と、第１段〜第（Ｎ−１）段インタリーバ４−１〜４−
（Ｎ−１）とから構成されている。
【００３５】尚、本発明の実施の形態による繰り返し連
接ＢＣＨ復号回路における符号化率は、内符号の符号化
率をＲＡinner 、外符号の符号化率をＲＡouter とした
時に、上記のように、ＲＡinner ×ＲＡouter で示され
るもの（連接符号の符号化率ＲＡ）とする。
【００３６】上記の第１段〜第Ｎ段外復号器３−１〜３
−ＮはＲＯＭを用いてシンドローム係数から直接誤り位
置を求めることによって、従来の技術で必要であったＥ
ｕｃｌｉｄ互除法アルゴリズムを用いた誤り位置多項式
導出部、Ｃｈｉｅｎ解法アルゴリズムを用いた誤り位置
計算部を削減することができる。
【００３７】外復号器によって誤りが訂正された場合、
前段の内復号器の出力データに対するシンドローム係数
と後段の内復号器の入力データに対するシンドローム係
数とが変化する。このシンドローム係数の変化量を内符
号修正シンドローム係数ＳＲと呼ぶ。
【００３８】内符号修正シンドローム係数ＳＲは外復号
器で検出した誤り位置から導出することができる。上記
の第１段〜第Ｎ−１段外復号器３−１〜３−（Ｎ−１）
はＲＯＭを用いて外復号器のシンドローム係数から直
接、次段の内符号の修正シンドローム係数ＳＲを求めて
いる。
【００３９】上記の２段目以降の第１段〜第Ｎ段内復号
器１−２〜１−Ｎは前段の内復号器の出力データに対応
するシンドローム係数と前段の外復号器で算出した内符
号修正シンドローム係数ＳＲとを加算し、内復号器の入
力データに対応するシンドローム係数を算出する。この
場合、従来の技術のように、入力データからシンドロー
ム係数を算出する必要がないため、２段目以降の内復号
器の回路規模を削減することができる。
【００４０】続いて、本発明の繰り返し連接ＢＣＨ復号
回路内の動作について説明する。まず、第１段目の場
合、第１段内復号器１−１は伝送路から受信した符号化
データＤrev を復号し、復号化データＤinner-1 を第１
段デインタリーバに出力する。また、第１段内復号器１
−１は復号化データＤinner-1 に対応した第１段内符号
シンドローム係数Ｓinner-1 を第２段内復号器１−２へ
出力する。
【００４１】第１段デインタリーバ２−１は復号化デー
タＤinner-1 をデインタリーブ処理し、デインタリーブ
データＤdeint-1 を第１段外復号器３−１へ出力する。
第１段外復号器３−１はデインタリーブデータＤ
deint-1 を復号し、復号化データＤ outer-1 を第１段イ
ンタリーバ４−１に出力する。また、第１段外復号器３
−１は第１段内符号修正シンドローム係数ＳＲinner-1
を導出し、第２段内復号器１−２へ出力する。第１段イ
ンタリーバ４−１は復号化データＤouter-1 をインタリ
ーブ処理し、インタリーブデータＤint-1 を第２段内復
号器１−２へ出力する。
【００４２】次に、第２段目の場合、第２段内復号器１
−２は第１段内符号シンドローム係数Ｓinner-1 と第１
段内符号修正シンドローム係数ＳＲinner-1 とを基にイ
ンタリーブデータＤint-1 を復号し、復号化データＤ
inner-2 を第２段デインタリーバ２−２に出力する。ま
た、第２段内復号器１−２は復号化データＤinner-2 に
対する第２段内符号シンドローム係数Ｓinner-2 を第３
段内復号器１−３へ出力する。
【００４３】第２段デインタリーバ２−２は復号化デー
タＤinner-2 をデインタリーブ処理し、デインタリーブ
データＤdeint-2 を第２段外復号器３−２へ出力する。
第２段外復号器３−２はデインタリーブデータＤ
deint-2 を復号し、復号化データＤ outer-2 を第２段イ
ンタリーバ４−２に出力する。また、第２段外復号器３
−２は第２段内符号修正シンドローム係数ＳＲinner-2
を導出し、第３段内復号器１−３へ出力する。第２段イ
ンタリーバ４−２は復号化データＤouter-2 をインタリ
ーブ処理し、インタリーブデータＤint-2 を第３段内復
号器１−３へ出力する。
【００４４】第３段〜第Ｎ−１段の各回路では、上記の
第２段の各回路と同様の処理が行われる。
【００４５】最終段の場合、第Ｎ段内復号器１−Ｎは第
（Ｎ−１）段内符号シンドローム係数Ｓinner-(N-1) と
第（Ｎ−１）段内符号修正シンドローム係数ＳＲ
inner-(N-1 ) とを基にインタリーブデータＤint-(N-1)
を復号し、復号化データＤinner-Nを第Ｎ段デインタリ
ーバ２−Ｎに出力する。第Ｎ段デインタリーバ２−Ｎは
復号化データＤinner-N をデインタリーブ処理し、デイ
ンタリーブデータＤdeint-Nを第Ｎ段外復号器３−Ｎへ
出力する。第Ｎ段外復号器３−Ｎはデインタリーブデー
タＤdeint-N を復号し、連接符号復号データＤcorrect
を出力する。
【００４６】図２は図１の第１段内復号器１−１の構成
を示すブロック図である。図２において、第１段内復号
器１−１はシンドローム計算部１１−１と、誤り位置多
項式導出部１２−１と、誤り位置計算部１３−１と、受
信符号語保存部１４−１と、誤り訂正部１５−１とから
構成されている。
【００４７】シンドローム計算部１１−１は、 ＳＩ（ｚ）＝ＳＩ1 ｚ＋ＳＩ2 ｚ2 ＋・・・＋ＳＩj ｚj ｊ＝２＊Ｔinner ……（７） という式で定義されるシンドローム多項式ＳＩ（ｚ）の
係数ＳＩi （ｉ＝１，・・・，２＊Ｔinner ）を算出す
る。シンドローム係数ＳＩi は、 ＳＩi ＝Ｙinner （αi ） ＝Ｙ0 ＋Ｙ1 （αinner ）i ＋Ｙ2 （αinner ）2i ＋・・・＋Ｙk （αinner ）ki ｉ＝１，・・・，２＊Ｔinner ｋ＝Ｃinner −１ ……（８） という式で定義される。ここで、Ｙinner （ｘ）は受信
多項式、αinner はガロア体原始元である。
【００４８】受信多項式Ｙinner （ｘ）の各係数は伝送
路から受信した符号化データＤrevの各ビットに対応し
ている。シンドローム係数ＳＩi はガロア体の要素であ
り、Ｍinner ビット幅で表される。伝送路から受信した
符号化データＤrev に誤りがない場合、シンドローム係
数は全て０になる。算出したシンドローム係数ＳＩiは
誤り位置多項式導出部１２−１に出力される。
【００４９】また、シンドローム計算部１１−１は第１
段内復号器１−１による復号データＤinner-1 に対する
シンドローム係数を第１段内符号シンドローム係数Ｓ
inner- 1,i （ｉ＝１，・・・，２＊Ｔinner ）として第
２段内復号器１−２へ出力する。受信多項式Ｙ
inner （ｘ）中の誤りが誤り訂正可能ビット数以下の場
合には、誤りが全て訂正されるので、０を第１段内符号
シンドローム係数Ｓinner-1,i として出力する。受信多
項式Ｙinner （ｘ）中の誤りが誤り訂正可能ビット数よ
り多い場合には、誤りが訂正されず、伝送路から受信し
た符号化データＤrev がそのまま復号データＤinner-1
として出力されるので、シンドローム計算部１１−１で
導出したシンドローム係数ＳＩi を第１段内符号シンド
ローム係数Ｓinner- 1,i として出力する。誤り訂正可能
かどうかの判定は誤り位置計算部１３−１で行い、判定
結果はシンドローム計算部１１−１に入力される。
【００５０】誤り位置多項式導出部１２−１はシンドロ
ーム係数ＳＩi （ｉ＝１，・・・，２＊Ｔinner ）を基
にＥｕｃｌｉｄ互除法アルゴリズムを用いて、誤り位置
多項式σinner （ｚ）を導出し、誤り位置計算部１３−
１に出力する。誤り位置多項式σinner （ｚ）は、 σinner （ｚ）＝σ0 ＋σ1 ｚ＋・・・＋σh ｚh ｈ＝Ｔinner ……（９） という式で表される。Ｅｕｃｌｉｄ互除法アルゴリズム
については、“符号理論”（今井秀樹著、電気通信学会
刊、Ｐ１６９−１７２、平成２年３月１５日）に記載さ
れている。
【００５１】誤り位置計算部１３−１は誤り位置多項式
σinner （ｚ）から誤り位置を導出し、誤り訂正部１５
−１に出力する。誤り位置多項式σinner （ｚ）にα
innerのべき乗（αinner ）i （ｉ＝１，・・・，Ｃ
inner ）を逐次代入していき、σ inner ［（αinner ）
i ］＝０となった場合、受信符号語のＣinner −ｉ次成
分に誤りが生じたと分かる。このように、αinner のべ
き乗（αinner ）i を逐次代入して解を求める方法をＣ
ｈｉｅｎ解法と呼ぶ。Ｃｈｉｅｎ解法によって求めた誤
りの個数が誤り位置多項式σinner （ｚ）の次数と一致
しない場合、誤り訂正不可能と判定することが可能とな
る。この誤り訂正可能判定結果はシンドローム計算部１
１−１へ出力される。誤り位置多項式から誤り位置を導
出することができる理論的な背景については、上記の
“符号理論”に記載されている。
【００５２】誤り訂正部１５−１は誤り位置計算部１３
−１から入力された誤り位置を基に、受信符号語保存部
１４−１に保存された受信符号語を訂正し、復号データ
Ｄin ner-1 を第１段デインタリーバ２−１へ出力する。
【００５３】図３は図１の第２段内復号器１−２の構成
を示すブロック図である。図３において、第２段内復号
器１−２はシンドローム計算部１１−２と、誤り位置多
項式導出部１２−２と、誤り位置計算部１３−２と、受
信符号語保存部１４−２と、誤り訂正部１５−２とから
構成されている。
【００５４】シンドローム計算部１１−２は第１段内符
号シンドローム係数Ｓinner-1 と第１段内符号修正シン
ドローム係数ＳＲinner-1 との加算を行い、加算結果Ｓ
Ｉを誤り位置多項式導出部１２−２へ出力する。また、
シンドローム計算部１１−２は誤り位置計算部１３−２
から入力された誤り訂正可能判定結果に基づき第２段内
符号シンドローム係数Ｓinner-2 を第３段内復号器１−
３へ出力する。
【００５５】誤り訂正可能の場合、第２段内符号シンド
ローム係数Ｓinner-2 は０、誤り訂正不可能の場合、第
２段内符号シンドローム係数Ｓinner-2 はシンドローム
係数ＳＩとなる。
【００５６】シンドローム計算部１１−２以外の機能ブ
ロックは第１段内復号器１−１と全く同じ動作を行う。
第３段〜第Ｎ段内復号器１−３〜１−Ｎも、上記の第２
段内復号器と同様の処理を行う。但し、第Ｎ段内復号器
は最終段であるため、内符号シンドローム係数を出力し
ない。
【００５７】第１段デインタリーバ２−１は復号化デー
タＤinner-1 に対してデインタリーブ処理（フォーマッ
ト変換）を行う。フォーマット変換後のデータは外符号
の符号語となる。デインタリーブデータＤdeint-1 は第
１段外復号器３−１へ出力される。第２段〜第Ｎ段デイ
ンタリーバ２−２〜２−Ｎも、上記の第１段デインタリ
ーバ２−１と同様の処理を行う。
【００５８】第１段インタリーバ４−１はインタリーブ
処理（デインタリーブ処理の逆フォーマット変換）を行
う。フォーマット変換後のデータは内符号の符号語とな
る。第１段インタリーバ４−１はインタリーブデータＤ
int-1 を第２段内復号器１−２へ出力する。第２段〜第
Ｎ−１段インタリーバ４−１〜４−（Ｎ−１）も、上記
の第１段インタリーバ４−１と同様の処理を行う。
【００５９】インタリーブ／デインタリーブ深さがＬの
場合、外符号語はインタリーバによってＬ個の内符号語
に分散され、内符号語はデインタリーバによってＬ個の
外符号語に分散される。
【００６０】図４は図１の第１段外復号器３−１の構成
を示すブロック図である。図４において、第１段外復号
器３−１はシンドローム計算部３１−１と、内符号修正
シンドローム係数導出部３２−１と、誤り位置計算部３
３−１と、受信符号語保存部３４−１と、誤り訂正部３
５−１とから構成されている。
【００６１】シンドローム計算部３１−１は、 ＳＯ（ｚ）＝ＳＯ1 ｚ＋ＳＯ2 ｚ2 ＋・・・＋ＳＯj ｚj ｊ＝２＊Ｔouter ……（１０） という式で定義されるシンドローム多項式ＳＯ（ｚ）の
係数ＳＯi （ｉ＝１，・・・，２＊Ｔouter ）を算出す
る。シンドローム係数ＳＯi は、 ＳＯi ＝Ｙouter ×（αouter ）i ＝Ｙ0 ＋Ｙ1 （αouter ）i ＋Ｙ2 （αouter ）2i ＋・・・＋Ｙk （αouter ）ki ｉ＝１，・・・，２＊Ｔouter ｋ＝Ｃouter −１ ……（１１） という式で定義される。ここで、Ｙouter （ｘ）は受信
多項式、αouter はガロア体原始元である。
【００６２】受信多項式Ｙouter （ｘ）の各係数は第１
段デインタリーバ２−１から入力されたデインタリーブ
データＤdeint-1 の各ビットに対応している。シンドロ
ーム係数ＳＯi （ｉ＝１，．．，２＊Ｔouter ）はガロ
ア体の要素であり、Ｍouterビット幅で表される。デイ
ンタリーブデータＤdeint-1 に誤りがない場合、シンド
ローム係数は全て０になる。算出したシンドローム係数
ＳＯi は内符号修正シンドローム係数導出部３２−１及
び誤り位置計算部３３−１に出力される。
【００６３】内符号修正シンドローム係数導出部３２−
１はシンドローム係数ＳＯi を基に、第１段内符号修正
シンドローム係数ＳＲinner-1 を生成する。外符号語に
よる内符号シンドローム係数修正量はＲＯＭを用いて導
出する。
【００６４】外符号語はインタリーバによってＬ個の内
符号語に分散されるため、ＲＯＭはシンドローム係数Ｓ
Ｏを入力アドレスとし、シンドローム係数ＳＯに対応す
るＬ個の内符号語分の修正シンドローム係数を出力す
る。ＲＯＭのアドレス長はＭou ter ×２＊Ｔouter ビッ
ト、ワード長はＬ×Ｍinner ×２＊Ｔinner ビットであ
る。ＲＯＭの面積は２の（アドレス長）乗に比例するた
め、外符号の誤り訂正可能数（Ｔouter ）が小さくない
従来の技術の場合、ＲＯＭの面積が非常に大きくなり、
現実的ではない。これに対し、本発明の外復号器では外
符号の誤り訂正可能数（Ｔouter ）が小さいため、ＲＯ
Ｍを用いることができる。
【００６５】内符号語はＬ個の外符号語から構成される
ため、Ｌ個の外符号語による内符号シンドローム係数修
正量の加算結果が第１段内符号修正シンドローム係数Ｓ
Ｒin ner-1 になる。導出した第１段内符号修正シンドロ
ーム係数ＳＲinner-1 は第２段内復号器１−２に出力さ
れる。
【００６６】誤り位置計算部３３−１はシンドローム係
数ＳＯi を基に誤り位置を生成する。誤り位置は誤り１
個当たりＭouter ビットで表される。シンドローム係数
ＳＯ i は計Ｍouter ×２＊Ｔouter ビットであるから、
誤り位置計算部３３−１はアドレス長Ｍouter ×２＊Ｔ
outer ビット、１ワードＭouter ×Ｔouter ビットのＲ
ＯＭで実現することが可能となる。誤り訂正部３５−１
は誤り位置計算部３３−１から入力された誤り位置を基
に、受信符号語保存部３４−１に保存された受信符号語
を訂正し、復号データＤouter-1 を外部へ出力する。
【００６７】第２段〜第Ｎ−１段外復号器３−２〜３−
（Ｎ−１）も、上記の第１段外復号器３−１と同様の処
理を行う。第Ｎ段外復号器３−Ｎも、内符号修正シンド
ローム係数導出部３２−１がない以外は、上述した第１
段外復号器３−１と同様の処理を行う。
【００６８】従来の技術では内符号及び外符号に同程度
の符号化率をもつＢＣＨ符号を適用しているが、本発明
の繰り返し連接ＢＣＨ復号回路は内符号に符号化率の高
い符号を適用し、外符号に符号化率の低い符号を適用す
ることによって、回路規模の削減及び符号化特性の向上
を実現している。
【００６９】上記の説明においては２元ＢＣＨ符号につ
いて述べたが、本発明はＢＣＨ符号一般にも適用するこ
とが可能である。また、本発明はＢＣＨ符号の亜種であ
るリードソロモン符号にも適用することが可能である。
【００７０】図５は本発明の一実施例による繰り返し連
接ＢＣＨ復号回路の構成を示すブロック図である。図５
においては、インタリーブ／デインタリーブ深さを２、
内符号の符号長を６３ビット、内符号のガロア体原始多
項式次数を６、内符号の符号語当たりの訂正可能ビット
数を４、外符号の符号長を３９ビット、外符号のガロア
体原始多項式次数を６、外符号の符号語当たりの訂正可
能ビット数を１、繰り返し回数を３とした場合の繰り返
し連接ＢＣＨ復号回路の構成を示している。
【００７１】図５において、本発明の一実施例による繰
り返し連接ＢＣＨ復号回路は、第１段〜第３段内復号器
１−１〜１−３と、第１段〜第３段デインタリーバ２−
１〜２−３と、第１段〜第３段外復号器３−１〜３−３
と、第１段〜第２段インタリーバ４−１，４−２とから
構成されている。
【００７２】第１段内復号器１−１は図示せぬ伝送路か
ら受信した符号化データＤrev を入力とし、復号化デー
タＤinner-1 を第１段デインタリーバ２−１に出力す
る。また、第１段内復号器１−１は復号化データＤ
inner-1 に対応した第１段内符号シンドローム係数Ｓ
inner-1 を第２段内復号器１−２へ出力する。
【００７３】第１段デインタリーバ２−１は復号化デー
タＤinner-1 を入力とし、デインタリーブデータＤ
deint-1 を第１段外復号器３−１へ出力する。第１段外
復号器３−１は復号化データＤouter-1 を第１段インタ
リーバ４−１へ出力する。また、第１段外復号器３−１
はデインタリーブデータＤdeint-1 に基づき第１段内符
号修正シンドローム係数ＳＲinner-1 を導出し、第２段
内復号器１−２へ出力する。第１段インタリーバ４−１
は復号化データＤouter-1 を入力とし、インタリーブデ
ータＤint-1 を第２段内復号器１−２へ出力する。
【００７４】第２段内復号器１−２は第１段内符号シン
ドローム係数Ｓinner-1 と第１段内符号修正シンドロー
ム係数ＳＲinner-1 とインタリーブデータＤint-1 とを
入力し、第１段内符号シンドローム係数Ｓinner-1 と第
１段内符号修正シンドローム係数ＳＲinner-1 とに基づ
きインタリーブデータＤint-1 の復号を行い、復号化デ
ータＤinner-2 を第２段デインタリーバ２−２に出力す
る。また、第２段内復号器１−２は復号化データＤ
inner-2 に対する第２段内符号シンドローム係数Ｓ
inner-2 を第３段内復号器１−３へ出力する。
【００７５】第２段デインタリーバ２−２は復号化デー
タＤinner-2 を入力とし、デインタリーブデータＤ
deint-2 を第２段外復号器３−２へ出力する。第２段外
復号器３−２はデインタリーブデータＤdeint-2 を入力
とし、復号化データＤouter-2 を第２段インタリーバ４
−２へ出力する。また、第２段外復号器３−２はデイン
タリーブデータＤdeint-2 に基づき第２段内符号修正シ
ンドローム係数ＳＲinner- 2 を導出し、第３段内復号器
１−３へ出力する。第２段インタリーバ４−２は復号化
データＤouter-2 を入力とし、インタリーブデータＤ
int-2 を第３段内復号器１−３へ出力する。
【００７６】第３段内復号器１−３は第２段内符号シン
ドローム係数Ｓinner-2 と第２段内符号修正シンドロー
ム係数ＳＲinner-2 とインタリーブデータＤint-2 とを
入力とし、第２段内符号シンドローム係数Ｓinner-2 と
第２段内符号修正シンドローム係数ＳＲinner-2 とに基
づきインタリーブデータＤint-2 の復号を行い、復号化
データＤinner-3 を第３段デインタリーバ２−３に出力
する。
【００７７】第３段デインタリーバ２−３は復号化デー
タＤinner-3 を入力とし、デインタリーブデータＤ
deint-3 を第３段外復号器３−３へ出力する。第３段外
復号器３−３はデインタリーブデータＤdeint-3 を入力
とし、連接符号復号データＤcorr ect を出力する。
【００７８】本実施例の第１段内復号器１−１は上記の
図２に示す構成と同様の構成となっており、シンドロー
ム計算部１１−１と、誤り位置多項式導出部１２−１
と、誤り位置計算部１３−１と、受信符号語保存部１４
−１と、誤り訂正部１５−１とから構成されている。
【００７９】シンドローム計算部１１−１は伝送路から
受信した符号化データＤrev を入力とし、算出したシン
ドローム係数ＳＩを誤り位置多項式導出部１２−１に出
力する。また、シンドローム計算部１１−１は誤り位置
計算部１３−１から入力された誤り訂正可能判定結果が
誤り訂正可能の場合、第１段内符号シンドローム係数Ｓ
inner-1 として０を第２段内復号器１−２へ出力し、誤
り訂正不可能の場合、第１段内符号シンドローム係数Ｓ
inner-1 としてシンドローム係数ＳＩを出力する。
【００８０】誤り位置多項式導出部１２−１はシンドロ
ーム係数ＳＩを入力とし、誤り位置多項式係数σinner
を誤り位置計算部１３−１に出力する。誤り位置計算部
１３−１は誤り位置多項式係数σinner を入力とし、導
出した誤り位置を誤り訂正部１５−１に出力する。ま
た、誤り位置計算部１３−１は誤り訂正可能判定結果を
シンドローム計算部１１−１へ出力する。
【００８１】受信符号語保存部１４−１は伝送路から受
信した符号化データＤrev を入力とし、遅延受信符号語
を誤り訂正部１５−１へ出力する。誤り訂正部１５−１
は誤り位置計算部１３−１から出力された誤り位置と、
受信符号語保存部１４−１から出力された遅延受信符号
語とを入力とし、復号化データＤinner-1 を第１段デイ
ンタリーバ２−１へ出力する。
【００８２】本実施例の第２段内復号器１−２は上記の
図３に示す構成と同様の構成となっており、シンドロー
ム計算部１１−２と、誤り位置多項式導出部１２−２
と、誤り位置計算部１３−２と、受信符号語保存部１４
−２と、誤り訂正部１５−２とから構成されている。
【００８３】シンドローム計算部１１−２は第１段内符
号シンドローム係数Ｓinner-1 と第１段内符号修正シン
ドローム係数ＳＲinner-1 とを入力とし、加算結果をシ
ンドローム係数ＳＩとして誤り位置多項式導出部１２−
２に出力する。また、シンドローム計算部１１−２は誤
り位置計算部１３−２から入力された誤り訂正可能判定
結果が誤り訂正可能の場合、第２段内符号シンドローム
係数Ｓinner-2 として０を第３段内復号器１−３へ出力
し、誤り訂正不可能の場合、第２段内符号シンドローム
係数Ｓinner-2 としてシンドローム係数ＳＩを出力す
る。
【００８４】シンドローム計算部１１−２以外の機能ブ
ロックは、上述した第１段内復号器１−１と全く同じ構
成で実現される。第３段内復号器１−３は第２段内復号
器１−２と同様の構成で実現されるが、最終段であるた
め内符号シンドローム係数を出力しない。
【００８５】本実施例の第１段外復号器３−１は上記の
図４に示す構成と同様の構成となっており、シンドロー
ム計算部３１−１と、内符号修正シンドローム係数導出
部３２−１と、誤り位置計算部３３−１と、受信符号語
保存部３４−１と、誤り訂正部３５−１とから構成され
ている。
【００８６】シンドローム計算部３１−１は第１段デイ
ンタリーバ２−１から入力されたデインタリーブデータ
Ｄdeint-1 を入力とし、シンドローム係数ＳＯを算出す
る。算出したシンドローム係数ＳＯは内符号修正シンド
ローム係数導出部３２−１と誤り位置計算部３３−１と
に出力される。
【００８７】内符号修正シンドローム係数導出部３２−
１はシンドローム係数ＳＯを入力とし、第１段内符号修
正シンドローム係数ＳＲinner-1 を導出する。導出した
第１段内符号修正シンドローム係数ＳＲinner-1 は第２
段内復号器１−２に出力される。
【００８８】誤り位置計算部３３−１はシンドローム係
数ＳＯを入力とし、誤り値を誤り訂正部３５−１へ出力
する。受信符号語保存部３４−１は第１段デインタリー
バ２−１から入力されたデインタリーブデータＤ
deint-1 を入力とし、遅延受信符号語を誤り訂正部３５
−１へ出力する。誤り訂正部３５−１は誤り位置計算部
３３−１から出力された誤り位置と、受信符号語保存部
３４−１から出力された遅延受信符号語とを入力とし、
復号データＤouter-1 を第１段インタリーバ４−１へ出
力する。
【００８９】第２段外復号器３−２は上記の第１段外復
号器３−１と同様の構成で実現される。第３段外復号器
３−３は内符号修正シンドローム係数導出部がないこと
以外は、上記の第１段外復号器３−１と同様の構成で実
現される。
【００９０】次に、図２〜図５を参照して本発明の一実
施例による繰り返し連接ＢＣＨ復号回路において、イン
タリーブ／デインターリーブ深さを２、内符号の符号長
を６３ビット、内符号のガロア体原始多項式次数を６、
内符号の符号語当たりの訂正可能ビット数を４、内符号
の検査データ長を２４ビット、内符号の情報データ長を
３９ビット、外符号の符号長を３９ビット、外符号の検
査データ長を６ビット、外符号の情報データ長を３３ビ
ット、外符号のガロア体原始多項式次数を６、外符号の
符号語当たりの訂正可能ビット数を１、繰り返し回数を
３とした場合の動作について説明する。
【００９１】まず、第１段目の場合、第１段内復号器１
−１は伝送路から受信した符号化データＤrev を復号
し、復号化データＤinner-1 を第１段デインタリーバ２
−１に出力する。また、第１段内復号器１−１は復号化
データＤinner-1 に対応した第１段内符号シンドローム
係数Ｓinner-1 を第２段内復号器１−２へ出力する。第
１段内符号シンドローム係数Ｓinner-1 は符号化データ
Ｄrev が訂正可能な符号語だった場合には０、訂正不可
能な符号語だった場合には復号時に導出した符号化デー
タＤrev に対するシンドローム係数を出力する。
【００９２】第１段デインタリーバ２−１は復号化デー
タＤinner-1 をデインタリーブ処理し、デインタリーブ
データＤdeint-1 を第１段外復号器３−１へ出力する。
第１段外復号器３−１はデインタリーブデータＤ
deint-1 を基に第１段内符号修正シンドローム係数ＳＲ
inner-1 を導出し、第２段内復号器１−２へ出力する。
また、第１段外復号器３−１はデインタリーブデータＤ
deint-1 を復号し、復号化データＤouter-1 を第１段イ
ンタリーバ４−１へ出力する。第１段インタリーバ４−
１は復号化データＤouter-1 をインタリーブ処理し、イ
ンタリーブデータＤin t-1 を第２段内復号器１−２へ出
力する。
【００９３】次に、第２段目の場合、第２段内復号器１
−２は第１段内符号シンドローム係数Ｓinner-1 と第１
段内符号修正シンドローム係数ＳＲinner-1 とを基にイ
ンターリブデータＤint-1 を復号し、復号化データＤ
inner-2 を第２段デインタリーバ２−２に出力する。ま
た、第２段内復号器１−２は復号化データＤinner-2 に
対する第２段内符号シンドローム係数Ｓinner-2 を第３
段内復号器１−３へ出力する。
【００９４】第２段デインタリーバ２−２は復号化デー
タＤinner-2 をデインタリーブ処理し、デインタリーブ
データＤdeint-2 を第２段外復号器３−２へ出力する。
第２段外復号器３−２はデインタリーブデータＤ
deint-2 を基に第２段内符号修正シンドローム係数ＳＲ
inner-2 を導出し、第３段内復号器１−３へ出力する。
また、第２段外復号器３−２はデインタリーブデータＤ
deint-2 を復号し、復号化データＤouter-2 を第２段イ
ンタリーバ４−２へ出力する。第２段インタリーバ４−
２は復号化データＤouter-2 をインタリーブ処理し、イ
ンタリーブデータＤin t-2 を第３段内復号器１−３へ出
力する。
【００９５】さらに、第３段目の場合、第３段内復号器
１−３は第２段内符号シンドローム係数Ｓinner-2 と第
２段内符号修正シンドローム係数ＳＲinner-2 とを基に
インタリーブデータＤint-2 を復号し、復号化データＤ
inner-3 を第３段デインタリーバ２−３に出力する。第
３段デインタリーバ２−３は復号化データＤinner-3を
デインタリーブ処理し、デインタリーブデータＤ
deint-3 を第３段外復号器３−３へ出力する。第３段外
復号器３−３はデインタリーブデータＤdeint-3 を復号
し、連接符号復号データＤcorrect を出力する。
【００９６】続いて、上記の各機能ブロックの詳細動作
について説明する。始めに、第１段〜第３段内復号器１
−１〜１−３の動作について説明する。
【００９７】シンドローム計算部１１−１は、 ＳＩ（ｚ）＝ＳＩ1 ｚ＋ＳＩ2 ｚ2 ＋・・・＋ＳＩ8 ｚ8 ……（１２） という式で定義されるシンドローム多項式ＳＩ（ｚ）の
係数ＳＩi （ｉ＝１，２，・・・，８）を算出する。シ
ンドローム係数ＳＩi は、 ＳＩi ＝Ｙinner （αi ） ＝Ｙ0 ＋Ｙ1 （αinner ）i ＋Ｙ2 （αinner ）2i ＋・・・＋Ｙ62（αinner ）62i ｉ＝１，２，・・・，８ ……（１３） という式で定義される。ここで、Ｙinner （ｘ）は受信
多項式、αinner はガロア体原始元である。
【００９８】受信多項式Ｙinner （ｘ）の各係数は伝送
路から受信した符号化データＤrevの各ビットに対応し
ている。シンドローム係数ＳＩi はガロア体の要素であ
り、６ビット幅で表される。伝送路から受信した符号化
データＤrev に誤りがない場合、シンドローム係数は全
て０になる。例えば、受信多項式Ｙinner （ｘ）の５次
及び１０次の係数に対応する符号化データＤrev に誤り
が生じた場合には、シンドローム係数ＳＩi は、 ＳＩi ＝（αinner ）5i＋（αinner ）10i ｉ＝１，２，・・・，８ ……（１４） という式で表される。
【００９９】算出したシンドローム係数ＳＩi は誤り位
置多項式導出部１２−１に出力される。また、シンドロ
ーム計算部１１−１は第１段内復号器１−１による復号
データＤinner-1 に対するシンドローム係数を第１段内
符号シンドローム係数Ｓinne r-1 として第２段内復号器
１−２へ出力する。
【０１００】受信多項式Ｙinner （ｘ）中の誤りが誤り
訂正可能ビット数（４ビット）以下の場合には、誤りが
全て訂正されるので、０を第１段内符号シンドローム係
数Ｓ inner-1 として出力する。受信多項式Ｙ
inner （ｘ）中の誤りが誤り訂正可能ビット数（４ビッ
ト）より多い場合には、誤りが訂正されず、伝送路から
受信した符号化データＤrev がそのまま復号データＤ
inner-1 として出力されるので、シンドローム計算部１
１−１で導出したシンドローム係数ＳＩi を第１段内符
号シンドローム係数Ｓinner-1 として出力する。誤り訂
正可能かどうかの判定は誤り位置計算部１３−１で行
い、その判定結果はシンドローム計算部１１−１に入力
される。
【０１０１】誤り位置多項式導出部１２−１はシンドロ
ーム係数ＳＩi を基にＥｕｃｌｉｄ互除法アルゴリズム
を用いて、誤り位置多項式σinner （ｚ）を導出し、誤
り位置計算部１３−１に出力する。誤り位置多項式σ
inner （ｚ）は、 σinner （ｚ）＝σ0 ＋σ1 ｚ＋・・・＋σ4 ｚ4 ……（１５） という式で表される。
【０１０２】誤り位置計算部１３−１は誤り位置多項式
σinner （ｚ）から誤り位置を導出し、誤り訂正部１５
−１に出力する。誤り位置多項式σinner （ｚ）にα
innerのべき乗（αinner ）i （ｉ＝１，・・・，６
３）を逐次代入していき、σinne r ［（αinner ）i ］
＝０となった場合、このときの受信符号語の６３−ｉ次
成分に誤りが生じたと分かる。
【０１０３】Ｃｈｉｅｎ解法によって求めた誤り位置
は、誤り訂正部１５−１へ出力される。但し、誤りの個
数が誤り位置多項式σinner （ｚ）の次数と一致しない
場合には誤り訂正不可能と判定され、その誤り位置は誤
り訂正部１５−１へ出力されない。また、この誤り訂正
可能判定結果はシンドローム計算部１１−１にも出力さ
れる。
【０１０４】誤り訂正部１５−１は誤り位置計算部１３
−１から入力された誤り位置を基に、受信符号語保存部
１４−１に保存された受信符号語を訂正し、復号データ
Ｄin ner-1 を第１段デインタリーバ２−１へ出力する。
【０１０５】誤り位置多項式導出部１２−２、誤り位置
計算部１３−２、受信符号語保存部１４−２、誤り訂正
部１５−２はそれぞれ第１段内復号器１−１と全く同じ
動作を行う。
【０１０６】シンドローム計算部１１−２は第１段内符
号シンドローム係数Ｓinner-1 と第１段内符号修正シン
ドローム係数ＳＲinner-1 との加算を行い、加算結果Ｓ
Ｉを誤り位置多項式導出部１２−２へ出力する。また、
シンドローム計算部１１−２は第２段内復号器１−２に
よる復号データＤinner-2 に対するシンドローム係数を
第２段内符号シンドローム係数Ｓinner-2 として第３段
内復号器１−３へ出力する。誤り位置計算部１３−２か
ら入力される誤り訂正可能判定結果が、訂正可能である
場合には０が、訂正不可能である場合には加算結果ＳＩ
が第２段内符号シンドローム係数Ｓinner-2 として出力
される。
【０１０７】例えば、第１段内復号器１−１の受信多項
式の６２，６１，６０，５９，５８次の係数に誤りが生
じた場合、誤りが４ビット以上あるため、第１段内復号
器１−１では誤り訂正されない。その後、第１段外復号
器３−１において受信多項式の６２次の係数に対応する
誤りが訂正された場合、第１段内符号シンドローム係数
Ｓinner-1 と第１段内符号修正シンドローム係数ＳＲ
inner-1 とは、 Ｓinner-1 のｉ次成分 ＝（αinner ）58i ＋（αinner ）59i ＋（αinner ）60i ＋（αinner ）61i ＋（αinner ）62i ｉ＝１，．．，８ ……（１６） ＳＲinner-1 のｉ次成分＝（αinner ）62i ｉ＝１，．．，８ ……（１７） という式で表される。
【０１０８】したがって、加算結果ＳＩは、 ＳＩi ＝（αinner ）58i ＋（αinner ）59i ＋（αinner ）60i ＋（αinner ）61i ｉ＝１，．．，８ ……（１８） という式で表される。（１８）式に表される加算結果Ｓ
Ｉは受信多項式の６１，６０，５９，５８次の係数に誤
りが生じた場合のシンドローム係数と一致する。この場
合、誤り個数は訂正可能範囲（４ビット以下）であるの
で、誤り位置多項式導出部１２−２と誤り位置計算部１
３−２と受信符号語保存部１４−２と誤り訂正部１５−
２とによって誤り位置の導出及び誤り訂正がなされる。
【０１０９】第３段内復号器１−３も上記の第２段内復
号器１−２と同様の動作を行う。但し、最終段であるた
め、内符号シンドローム係数を出力しない。
【０１１０】図６は図５の第１段〜第３段デインタリー
バ２−１〜２−３によるフォーマット変換例を示す図で
あり、図７は図５の第１段〜第２段インタリーバ４−１
〜４−２によるフォーマット変換例を示す図である。こ
れら図５〜図７を参照して、第１段〜第３段デインタリ
ーバ２−１〜２−３及び第１段〜第２段インタリーバ４
−１〜４−２の動作について説明する。
【０１１１】第１段〜第３段デインタリーバ２−１〜２
−３は図６に示すようなフォーマット変換を行う。図６
中の＃Ｘ（Ｙ）は、第Ｘ内符号語の第Ｙ次成分を示して
いる。図６中の斜線部分は第１内符号語の情報データ成
分（６２次〜２４次）を示している。図６に示すよう
に、内符号語の情報データ成分は２個（＝インタリーブ
深さ）の外符号語に分散される。第１内符号語の情報デ
ータに着目すると、第６２次成分は第１外符号語の第３
８次成分に、第６１次成分は第２外符号語の第３７次成
分に分散される。
【０１１２】第１段〜第２段インタリーバ４−１〜４−
２はデインタリーバの逆変換、つまり図７に示すような
フォーマット変換を行う。図７中の％Ｘ（Ｙ）は、第Ｘ
外符号語の第Ｙ次成分を示している。図７中の斜線部分
は第１外符号語を示している。図７に示すように、外符
号語は２個（＝インタリーブ深さ）の内符号語に分散さ
れる。第１外符号語に着目すると、第３８次成分は第１
内符号語の第６２次成分に、第３７次成分は第０内符号
語の第６１次成分に対応する。
【０１１３】尚、内符号語の情報データ成分が複数の外
符号語に均等に分散されるインタリーブ／デインタリー
ブ方式ならば、本実施例以外の方式でも問題ない。
【０１１４】第１外復号器３−１のシンドローム計算部
３１−１は、 ＳＯ（ｚ）＝ＳＯ1 ｚ＋ＳＯ2 ｚ2 ……（１９） という式で定義されるシンドローム多項式ＳＯ（ｚ）の
係数ＳＯi （ｉ＝１，２）を算出する。シンドローム係
数ＳＯi は、 ＳＯi ＝Ｙouter ×（αouter ）i ＝Ｙ0 ＋Ｙ1 （αouter ）i ＋Ｙ2 （αouter ）2i ＋Ｙ3 （αouter ）3i＋・・・＋Ｙ38（αouter ）38i ｉ＝１，２ ……（２０） という式で定義される。ここで、Ｙouter （ｘ）は受信
多項式、αouter はガロア体原始元である。
【０１１５】受信多項式Ｙouter （ｘ）の各係数は第１
段デインタリーバ２−１から入力されたデインタリーブ
データＤdeint-1 の各ビットに対応している。シンドロ
ーム係数ＳＯi はガロア体の要素であり、６ビット幅で
表される。デインタリーブデータＤdeint-1 に誤りがな
い場合、シンドローム係数は全て０になる。算出したシ
ンドローム係数ＳＯi は内符号修正シンドローム係数導
出部３２−１と誤り位置計算部３３−１とに出力され
る。
【０１１６】内符号修正シンドローム係数導出部３２−
１はシンドローム係数ＳＯi を基に、第１段内符号修正
シンドローム係数ＳＲinner-1 を生成する。外符号語に
よる内符号シンドローム係数修正量はシンドローム係数
ＳＯi を入力アドレスとするＲＯＭを用いて導出する。
外符号語はインタリーバによって２個の内符号語に分散
されるため、ＲＯＭは２内符号語分の修正シンドローム
係数を出力する。ＲＯＭのアドレス長は１２（＝６×
２）ビット、ワード長は９６［＝２×６×（２＊４）］
ビットである。内符号語は２個の外符号語から構成され
るため、２個の外符号語による内符号シンドローム係数
修正量の加算結果が、第１段内符号修正シンドローム係
数ＳＲinner-1 になる。導出した第１段内符号修正シン
ドローム係数ＳＲinner-1 は第２段内復号器１−２に出
力される。
【０１１７】第０外符号語の第３８次成分と第１外符号
語の第３７次成分とに誤りが発生した場合を例に、内符
号修正シンドローム係数導出部３２−１の動作について
説明する。この場合、インタリーブ／デインタリーブ方
式は図６及び図７に示す方式とする。
【０１１８】第０外符号語は第０内符号語と第（−１）
内符号語とに分散される。したがって、第０外符号語の
シンドローム係数を入力時、ＲＯＭは第０内符号語及び
第（−１）内符号語のシンドローム係数修正量を出力す
る。誤りが発生した第０外符号語の第３８次成分は第０
内符号語の第６８次成分に対応するので、ＲＯＭは第０
内符号語に対するシンドローム係数修正量として［（α
inner ）68，（αinne r ）68*2，・・・，（αinner ）
68*8］を出力する。
【０１１９】また、第（−１）内符号語に対するシンド
ローム係数修正量として［０，０，０，０，０，０，
０，０］を出力する。ＲＯＭから出力された第０内符号
語に対するシンドローム係数修正量はレジスタ（図示せ
ず）に保存される。
【０１２０】第１外符号語は第０内符号語と第１内符号
語とに分散される。したがって、第１外符号語のシンド
ローム係数を入力時、ＲＯＭは第０内符号語及び第１内
符号語とのシンドローム係数修正量を出力する。誤りが
発生した第１外符号語の第３７次成分は第０内符号語の
第６７次成分に対応するので、ＲＯＭは第０内符号語に
対するシンドローム係数修正量として
［（αinner ）67，（αinner ）67*2，・・・，（α
inner ）67*8］を出力する。また、第１内符号語に対す
るシンドローム係数修正量として［０，０，０，０，
０，０，０，０］を出力する。
【０１２１】内符号修正シンドローム係数導出部３２−
１は第０外符号復号時に算出した第０内符号語に対する
シンドローム係数修正量と第１外符号復号時に算出した
第０内符号語に対するシンドローム係数修正量との加算
結果［（αinner ）67＋（α inner ）68，（αinner ）
67*2＋（αinner ）68*2，・・・，（αinner ）67*8＋
（αinner ）68*8］を第１段内符号修正シンドローム係
数ＳＲinner-1 として出力する。この第１段内符号修正
シンドローム係数ＳＲinner-1 は内符号語の第６８次成
分と第６７次成分とに誤りが発生した時の内符号シンド
ローム係数と一致する。
【０１２２】誤り位置計算部３３−１はシンドローム係
数ＳＯi （ｉ＝１，２）を基に誤り位置を生成する。誤
り位置は誤り１個当たり６ビットで表される。シンドロ
ーム係数ＳＯi は計１２（＝６×２）ビットであるか
ら、誤り位置計算部３３−１はアドレス長１２ビット、
１ワード長６ビットのＲＯＭで実現することができる。
【０１２３】誤り訂正部３５−１は誤り位置計算部３３
−１から入力された誤り位置を基に受信符号語保存部３
４−１に保存された受信符号語を訂正し、復号データＤ
oute r-1 を外部へ出力する。
【０１２４】第２段外復号器３−２も上述した第１段外
復号器３−１と同様の処理を行う。第３段外復号器３−
３も、内符号修正シンドローム係数導出部がないこと以
外は、上記の第１段外復号器３−１と同様の処理を行
う。
【０１２５】従来の技術では内符号と外符号とに同程度
の符号化率をもつＢＣＨ符号を適用しているが、本実施
例による繰り返し連接ＢＣＨ復号回路は内符号に符号化
率の高い符号を適用し、外符号に符号化率の低い符号を
適用することによって、回路規模の削減及び符号化特性
の向上を実現している。
【０１２６】このように、本実施例の外復号器は、従来
の技術で必要であったＥｕｃｌｉｄ互除法アルゴリズム
を用いた誤り位置多項式導出部、Ｃｈｉｅｎ解法アルゴ
リズムを用いた誤り位置計算部が必要ないため、外復号
器の回路規模を削減することができる。この符号化率が
低い外復号器はＲＯＭを用いて誤り位置及び内符号修正
シンドローム係数を求めている。
【０１２７】また、本実施例の２段目以降の内復号器
は、従来の技術のように、受信多項式からシンドローム
係数を求める必要がないため、その回路規模を削減する
ことができる。本実施例の２段目以降の内復号器は前段
の内復号器のシンドローム係数Ｓと前段の外復号器で算
出した内符号修正シンドローム係数ＳＲとの加算結果を
基に復号を行う。
【０１２８】さらに、内符号に符号化率の高い符号を適
用し、外符号に符号化率の低い符号を適用することによ
って、高い誤り訂正能力を実現することができる。ＢＣ
Ｈ符号は受信符号語の平均誤り数が訂正可能ビット数以
上の場合、誤りが殆ど訂正されない。本実施例による繰
り返し連接ＢＣＨ復号回路の内復号器は、同じ連接符号
化率を持つ従来の技術の内復号器に対して高い符号化率
を持つ、つまり訂正可能ビット数が多い。このため、入
力エラーレートが悪く、従来の技術の内復号器で殆ど訂
正することができない場合でも、本実施例の内復号器で
は誤りを訂正することができる。
【０１２９】外復号器は内復号器で訂正できなかった残
留誤りを訂正すれば良いので、本実施例の外復号器のよ
うに訂正可能ビット数が少なくても（符号化率が低くて
も）、問題が生ずることはない。
【０１３０】一方、従来の技術の外復号器は内復号器と
同程度の符号化率を持つので、内復号器で誤りを殆ど訂
正することができない場合には、外復号器でも誤りを殆
ど訂正することができない。
【０１３１】一般のＢＣＨ符号の復号回路及びリードソ
ロモン符号の復号回路も２元ＢＣＨ符号と同様の回路構
成で実現することができる。したがって、本実施例はＢ
ＣＨ符号一般及びリードソロモン符号に対しても上記と
同様の効果が得られる。
【０１３２】図８は本発明の他の実施例による繰り返し
連接ＢＣＨ復号回路の構成を示すブロック図である。図
８においては、インタリーブ／デインタリーブ深さを
２、内符号の符号長を６３ビット、内符号のガロア体原
始多項式次数を６、内符号の符号語当たりの訂正可能ビ
ット数を４、内符号の検査データ長を２４ビット、内符
号の情報データ長を３９ビット、外符号の符号長を３９
ビット、外符号の検査データ長を６ビット、外符号の情
報データ長を３３ビット、外符号のガロア体原始多項式
次数を６、外符号の符号語当たりの訂正可能ビット数を
１、繰り返し回数を３とした場合の構成を示している。
【０１３３】図８において、本発明の他の実施例による
繰り返し連接ＢＣＨ復号回路は第１段〜第３段内復号器
１−１〜１−３と、第１段〜第３段デインタリーバ２−
１〜２−３と、第１段〜第３段外復号器３−１〜３−３
と、第１段〜第２段インタリーバ４−１〜４−２とから
構成されている。
【０１３４】本発明の一実施例では２段目以降の内復号
器が前段の内復号器のシンドローム係数Ｓと前段の外復
号器で算出した内符号修正シンドローム係数ＳＲとの加
算結果を基に復号を行っている。しかしながら、本発明
の他の実施例では２段目以降の内復号器が前段の内復号
器から出力される剰余多項式Ｒ１〜Ｒ２と前段の外復号
器で算出した内符号修正剰余多項式ＲＲ１〜ＲＲ２との
加算結果を基に復号を行う。
【０１３５】図９は図８の第１段内復号器１−１の構成
を示すブロック図である。図９において、第１段内復号
器１−１はシンドローム計算部１１−１と、誤り位置多
項式導出部１２−１と、誤り位置計算部１３−１と、受
信符号語保存部１４−１と、誤り訂正部１５−１とから
構成されている。
【０１３６】シンドローム計算部１１−１は、 ＲＩ（ｚ）＝Ｙinner （ｚ）ｍｏｄＭＩj （ｚ） ＝ｒj,0 ＋ｒj,1 ｚ＋ｒj,2 ｚ2 ＋・・・＋ｒj,5 ｚ5 ……（２１） という式で定義される剰余多項式ＲＩj （ｚ）（ｊ＝
１，３，５，７）に基づき、シンドロームの係数ＳＩi
（ｉ＝１，・・・，８）を算出する。シンドローム係数
ＳＩi は、 ＳＩ1 ＝ＲＩ1 （αinner ）， ＳＩ2 ＝ＲＩ1 ［（αinner ）2 ］， ＳＩ3 ＝ＲＩ3 ［（αinner ）3 ］， ＳＩ4 ＝ＲＩ1 ［（αinner ）4 ］， ＳＩ5 ＝ＲＩ5 ［（αinner ）5 ］， ＳＩ6 ＝ＲＩ3 ［（αinner ）6 ］， ＳＩ7 ＝ＲＩ7 ［（αinner ）7 ］， ＳＩ8 ＝ＲＩ1 ［（αinner ）8 ］ ……（２２） という式で定義される。ここで、Ｙinner （ｚ）は受信
多項式、αinner はガロア体原始元、ＭＩj （ｚ）は
（αinner ）j の最小多項式、ｍｏｄは剰余である。
尚、（２２）式で定義されるシンドローム係数ＳＩi は
本発明の一実施例で使用した（１３）式で定義されるシ
ンドローム係数ＳＩi と同じ値になる。
【０１３７】最小多項式ＭＩj （ｚ）の次数はガロア体
原始多項式次数「６」と一致するので、受信多項式Ｙ
inner （ｚ）を最小多項式ＭＩj （ｚ）で割った剰余で
ある剰余多項式ＲＩj （ｚ）は５次の多項式となる。剰
余多項式ＲＩj （ｚ）の係数は０もしくは１であるの
で、剰余多項式ＲＩj （ｚ）は６ビットで表される。
【０１３８】剰余多項式ＲＩj （ｚ）は６ビットしかな
いため、シンドローム係数ＳＩi は剰余多項式ＲＩ
j （ｚ）から簡単に求めることができる。算出したシン
ドローム係数ＳＩi は誤り位置多項式導出部１２−１に
出力される。また、シンドローム計算部１１−１は第１
段内復号器１−１による復号データＤinner-1 に対する
剰余多項式ＲＩj （ｚ）を第１段内符号剰余多項式Ｒ１
（ｚ）として第２段内復号器１−２へ出力する。
【０１３９】受信多項式Ｙinner （ｘ）中の誤りが誤り
訂正可能ビット数（４ビット）以下の場合には、誤りが
全て訂正されるので、０を第１段内符号剰余多項式Ｒ１
（ｚ）として出力する。受信多項式Ｙinner （ｘ）中の
誤りが誤り訂正可能ビット数（４ビット）より多い場合
には、誤りが訂正されず、伝送路から受信した符号化デ
ータＤrev がそのまま復号データＤinner-1 として出力
されるので、シンドローム計算部１１−１で導出した剰
余多項式ＲＩj （ｚ）を第１段内符号剰余多項式Ｒ１
（ｚ）として出力する。誤り訂正可能かどうかの判定は
誤り位置計算部１３−１で行い、その判定結果はシンド
ローム計算部１１−１に入力される。
【０１４０】誤り位置多項式導出部１２−１、誤り位置
計算部１３−１、受信符号語保存部１４−１、誤り訂正
部１５−１はそれぞれ本発明の一実施例と全く同じ動作
を行う。
【０１４１】図１０は図８の第２段内復号器１−２の構
成を示すブロック図である。図１０において、第２段内
復号器１−２はシンドローム計算部１１−２と、誤り位
置多項式導出部１２−２と、誤り位置計算部１３−２
と、受信符号語保存部１４−２と、誤り訂正部１５−２
とから構成されている。
【０１４２】誤り位置多項式導出部１２−２、誤り位置
計算部１３−２、受信符号語保存部１４−２、誤り訂正
部１５−２はそれぞれ本発明の一実施例と全く同じ動作
を行う。
【０１４３】本発明の他の実施例におけるシンドローム
計算部１１−２は第１段内復号器１−１から出力される
第１段内符号剰余多項式Ｒ１（ｚ）と第１段外復号器３
−１から出力される第１段内符号修正剰余多項式ＲＲ１
（ｚ）との加算を行い、その加算結果ＲＩ（ｚ）から
（２２）式に基づきシンドローム係数ＳＩi （ｉ＝１，
・・・，８）を算出する。算出したシンドローム係数Ｓ
Ｉi は誤り位置多項式導出部１２−２へ出力される。ま
た、シンドローム計算部１１−２は誤り位置計算部１３
−２から入力される誤り訂正可能判定結果が訂正可能で
ある場合には０を、訂正不可能である場合には加算結果
ＲＩ（ｚ）を第２段内符号剰余多項式Ｒ２（ｚ）として
第３段内復号器１−３へ出力する。
【０１４４】第３段内復号器１−３も上記の第２段内復
号器１−２と同様の動作を行う。但し、第３段内復号器
１−３は最終段であるため、内符号剰余多項式を出力し
ない。第１段〜第３段デインタリーバ２−１〜２−３及
び第１段〜第２段インタリーバ４−１〜４−２は本発明
の一実施例と全く同じ動作を行う。
【０１４５】図１１は図８の第１段外復号器３−１の構
成を示すブロック図である。図１１において、第１外復
号器３−１はシンドローム計算部３１−１と、誤り位置
計算部３３−１と、受信符号語保存部３４−１と、誤り
訂正部３５−１と、内符号修正剰余多項式導出部３６−
１とから構成されている。
【０１４６】本発明の他の実施例におけるシンドローム
計算部３１−１は、ＲＯ（ｚ）＝Ｙouter （ｚ）ｍｏｄ
ＭＯ（ｚ） ＝ｒ0 ＋ｒ1 ｚ＋ｒ2 ｚ2 ＋・・・＋ｒ5 ｚ5 ……（２３） という式で定義される剰余多項式ＲＯ（ｚ）を算出す
る。シンドローム係数ＳＯ i （ｉ＝１，２）は、 ＳＯ1 ＝ＲＯ（αouter ）， ＳＯ2 ＝ＲＯ［（αouter ）2 ］ ……（２４） という式で定義される。但し、シンドローム計算部３１
−１はシンドローム係数ＳＯi を使用しない。ここで、
Ｙouter （ｚ）は受信多項式、αouter はガロア体原始
元、ＭＯ（ｚ）はαouter の最小多項式、ｍｏｄは剰余
である。
【０１４７】最小多項式ＭＯ（ｚ）の次数はガロア体原
始多項式次数「６」と一致するので、受信多項式Ｙ
outer （ｚ）を最小多項式ＭＯ（ｚ）で割った剰余であ
る剰余多項式ＲＯ（ｚ）は５次の多項式となる。剰余多
項式ＲＯ（ｚ）の係数は０もしくは１であるので、剰余
多項式ＲＯ（ｚ）は６ビットで表される。
【０１４８】算出した剰余多項式ＲＯ（ｚ）は内符号修
正剰余多項式導出部３６−１と誤り位置計算部３３−１
とに出力される。シンドローム係数ＳＯi は剰余多項式
ＲＯ（ｚ）から一意に求まる。したがって、誤り位置は
剰余多項式ＲＯ（ｚ）から一意に求めることができる。
【０１４９】内符号修正剰余多項式導出部３６−１は剰
余多項式ＲＯ（ｚ）を基に、内符号修正剰余多項式ＲＲ
１を生成する。内符号修正剰余多項式はＲＯＭを用いて
導出する。外符号語はインタリーバによって２個の内符
号語に分散されるため、ＲＯＭは剰余多項式ＲＯ（ｚ）
を入力アドレスとし、剰余多項式ＲＯ（ｚ）に対応する
２個の内符号語分の剰余多項式修正量を出力する。ＲＯ
Ｍのアドレス長は６ビット、ワード長は４８（＝２×６
×４）ビットである。内符号語は２個の外符号語から構
成されるため、２個の外符号語による内符号剰余多項式
修正量の加算結果が第１段内符号修正剰余多項式ＲＲ１
になる。導出した第１段内符号修正剰余多項式ＲＲ１は
第２段内復号器１−２に出力される。
【０１５０】本発明の一実施例の内符号修正シンドロー
ム係数導出部３２−１は計１２ビットのシンドローム係
数ＳＯi を入力アドレスとし、計９６ビットの２内符号
語分の修正シンドローム係数を出力するＲＯＭから構成
されている。これに対し、本発明の他の実施例の内符号
修正剰余多項式導出部３６−１はアドレス長６ビット、
ワード長４８ビットのＲＯＭから構成されている。した
がって、本発明の他の実施例の内符号修正剰余多項式導
出部３６−１は本発明の一実施例の内符号修正シンドロ
ーム係数導出部３２−１と比べて、ＲＯＭのアドレス長
を１／２、ワード長を１／２、面積を１／１２８［＝１
／（２6 ）×１／２］にすることができる。
【０１５１】誤り位置計算部３３−１は剰余多項式ＲＯ
（ｚ）を基に誤り位置を生成する。誤り位置は誤り１個
当たり６ビットで表される。剰余多項式ＲＯ（ｚ）は６
ビットで表されるから、誤り位置計算部３３−１はアド
レス長６ビット、ワード長６ビットのＲＯＭで実現する
ことができる。
【０１５２】本発明の一実施例の誤り位置計算部３３−
１は計１２ビットのシンドローム係数ＳＯi を入力アド
レスとし、１個分の誤り位置６ビットを出力する。した
がって、本発明の他の実施例の誤り位置計算部３３−１
は本発明の一実施例に比べて、ＲＯＭのアドレス長を１
／２、面積を１／６４［＝１／（２6 ）］にすることが
できる。尚、受信符号語保存部３４−１や誤り訂正部３
５−１は本発明の一実施例と全く同じ動作を行う。
【０１５３】第２段外復号器３−２も上述した第１段外
復号器３−１と同様の処理を行う。第３段外復号器３−
３も、内符号修正剰余多項式導出部がない以外は、上記
の第１段外復号器３−１と同様の処理を行う。
【０１５４】上述したように、本発明の他の実施例では
剰余多項式を用いることによって、本発明の一実施例に
比べて外復号器で使用するＲＯＭの面積を大幅に削減す
ることができる。
【０１５５】
【発明の効果】以上説明したように本発明は、２つの異
なる外符号及び内符号を連接して使用する連接符号を用
い、内符号及び外符号各々の符号化率が（符号語長−冗
長検査長）／（符号語長）で表される繰り返し連接符号
復号回路において、符号化率の高い符号を内符号に適用
し、符号化率の低い符号を外符号に適用することによっ
て、回路規模の削減及び符号化特性の向上を図ることが
できるという効果が得られる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の実施の形態による繰り返し連接ＢＣＨ
復号回路の構成を示すブロック図である。
【図２】図１の第１段内復号器の構成を示すブロック図
である。
【図３】図１の第２段内復号器の構成を示すブロック図
である。
【図４】図１の第１段外復号器の構成を示すブロック図
である。
【図５】本発明の一実施例による繰り返し連接ＢＣＨ復
号回路の構成を示すブロック図である。
【図６】図５の第１段〜第３段デインタリーバによるフ
ォーマット変換例を示す図である。
【図７】図５の第１段〜第２段インタリーバによるフォ
ーマット変換例を示す図である。
【図８】本発明の他の実施例による繰り返し連接ＢＣＨ
復号回路の構成を示すブロック図である。
【図９】図８の第１段内復号器の構成を示すブロック図
である。
【図１０】図８の第２段内復号器の構成を示すブロック
図である。
【図１１】図８の第１段外復号器の構成を示すブロック
図である。
【図１２】従来の繰り返し連接ＢＣＨ復号回路の構成を
示すブロック図である。
【図１３】従来のＮ回繰り返し連接ＢＣＨ復号器の構成
を示すブロック図である。
【図１４】従来のＢＣＨ復号器の構成を示すブロック図
である。
【符号の説明】
１−１〜１−Ｎ 第１段〜第Ｎ段内復号器 ２−１〜２−Ｎ 第１段〜第Ｎ段デインタリーバ ３−１〜３−Ｎ 第１段〜第Ｎ段外復号器 ４−１〜４−（Ｎ−１） 第１段〜第（Ｎ−１）段イン
タリーバ １１−１，１１−２， ３１−１ シンドローム計算部 １２−１，１２−２ 誤り位置多項式導出部 １３−１，１３−２， ３３−１ 誤り位置計算部 １４−１，１４−２， ３４−１ 受信符号語保存部 １５−１，１５−２， ３５−１ 誤り訂正部 ３２−１ 内符号修正シンドローム係数導出部 ３６−１ 内符号修正剰余多項式導出部

Claims (22)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 ２つの異なる外符号及び内符号を連接し
    て使用する連接符号を用い、前記内符号及び前記外符号
    各々の符号化率が（符号語長−冗長検査長）／（符号語
    長）で表される繰り返し連接符号復号回路であって、前
    記符号化率の高い内符号の復号を行う内復号器と、前記
    符号化率の低い外符号の復号を行う外復号器とを有する
    ことを特徴とする繰り返し連接符号復号回路。
  2. 【請求項２】 前記内復号器及び前記外復号器をそれぞ
    れ複数段配設したことを特徴とする請求項１記載の繰り
    返し連接符号復号回路。
  3. 【請求項３】 前記連接符号は、リードソロモン符号を
    含むＢＣＨ（Ｂｏｓｅ−Ｃｈａｕｄｈｕｒｉ−Ｈｏｃｑ
    ｕｅｎｇｈｅｍ）符号であることを特徴とする請求項１
    または請求項２記載の繰り返し連接符号復号回路。
  4. 【請求項４】 前記外復号器は、読出し専用メモリを用
    いて誤り位置を求めるようにしたことを特徴とする請求
    項２または請求項３記載の繰り返し連接符号復号回路。
  5. 【請求項５】 前記外復号器は、誤りが訂正された時の
    前段の内復号器の出力データに対するシンドローム係数
    と後段の内復号器の入力データに対するシンドローム係
    数との変化量を示す内符号修正シンドローム係数を読出
    し専用メモリを用いて求めるようにし、 ２段目以降の内復号器は、前段の内復号器のシンドロー
    ム係数と前段の外復号器で算出した前記内符号修正シン
    ドローム係数との加算結果を基に復号を行うようにした
    ことを特徴とする請求項２から請求項４のいずれか記載
    の繰り返し連接符号復号回路。
  6. 【請求項６】 前記外復号器は、誤りが訂正された時の
    前段の内復号器の出力データに対する剰余多項式と後段
    の内復号器の入力データに対する剰余多項式との変化量
    を示す内符号修正剰余多項式を読出し専用メモリを用い
    て求めるようにし、 ２段目以降の内復号器は、前段の内復号器の剰余多項式
    と前段の外復号器で算出した前記内符号修正剰余多項式
    との加算結果を基に復号を行うようにしたことを特徴と
    する請求項２から請求項４のいずれか記載の繰り返し連
    接符号復号回路。
  7. 【請求項７】 伝送路から受信した符号化データを復号
    しかつ当該データの誤りを訂正する内復号器と、前記内
    復号器で復号化されたデータをデインタリーブ処理する
    デインタリーバと、デインタリーブ処理されたデータを
    復号しかつ当該データの誤りを訂正する外復号器と、前
    記外復号器で復号化されたデータをインタリーブ処理す
    るインタリーバとがＮ段（Ｎは正の整数）配設され、２
    つの異なる外符号及び内符号を連接して使用する連接符
    号を用い、前記内符号及び前記外符号各々の符号化率が
    （符号語長−冗長検査長）／（符号語長）で表される繰
    り返し連接符号復号回路であって、前記内復号器は、前
    記符号化率の高い内符号を復号し、前記外復号器は、前
    記符号化率の低い外符号を復号するようにしたことを特
    徴とする繰り返し連接符号復号回路。
  8. 【請求項８】 前記連接符号は、リードソロモン符号を
    含むＢＣＨ（Ｂｏｓｅ−Ｃｈａｕｄｈｕｒｉ−Ｈｏｃｑ
    ｕｅｎｇｈｅｍ）符号であることを特徴とする請求項７
    記載の繰り返し連接符号復号回路。
  9. 【請求項９】 前記外復号器は、読出し専用メモリを用
    いて誤り位置を求めるようにしたことを特徴とする請求
    項７または請求項８記載の繰り返し連接符号復号回路。
  10. 【請求項１０】 前記外復号器は、誤りが訂正された時
    の前段の内復号器の出力データに対するシンドローム係
    数と後段の内復号器の入力データに対するシンドローム
    係数との変化量を示す内符号修正シンドローム係数を読
    出し専用メモリを用いて求めるようにし、 ２段目以降の内復号器は、前段の内復号器のシンドロー
    ム係数と前段の外復号器で算出した前記内符号修正シン
    ドローム係数との加算結果を基に復号を行うようにした
    ことを特徴とする請求項７から請求項９のいずれか記載
    の繰り返し連接符号復号回路。
  11. 【請求項１１】 前記外復号器は、誤りが訂正された時
    の前段の内復号器の出力データに対する剰余多項式と後
    段の内復号器の入力データに対する剰余多項式との変化
    量を示す内符号修正剰余多項式を読出し専用メモリを用
    いて求めるようにし、 ２段目以降の内復号器は、前段の内復号器の剰余多項式
    と前段の外復号器で算出した前記内符号修正剰余多項式
    との加算結果を基に復号を行うようにしたことを特徴と
    する請求項７から請求項９のいずれか記載の繰り返し連
    接符号復号回路。
  12. 【請求項１２】 ２つの異なる外符号及び内符号を連接
    して使用する連接符号を用いて符号化を行う符号化装置
    と前記連接符号の復号化を行う繰り返し連接符号復号回
    路を含む復号装置とからなり、前記内符号及び前記外符
    号各々の符号化率が（符号語長−冗長検査長）／（符号
    語長）で表される符号化復号化システムであって、 前記符号化率の高い内符号の符号化を行う内符号器と、
    前記符号化率の低い外符号の符号化を行う外符号器とを
    前記符号化装置に有し、 前記符号化率の高い内符号の復号を行う内復号器と、前
    記符号化率の低い外符号の復号を行う外復号器とを前記
    繰り返し連接符号復号回路に有することを特徴とする符
    号化復号化システム。
  13. 【請求項１３】 前記内復号器及び前記外復号器をそれ
    ぞれ複数段配設したことを特徴とする請求項１２記載の
    符号化復号化システム。
  14. 【請求項１４】 前記連接符号は、リードソロモン符号
    を含むＢＣＨ（Ｂｏｓｅ−Ｃｈａｕｄｈｕｒｉ−Ｈｏｃ
    ｑｕｅｎｇｈｅｍ）符号であることを特徴とする請求項
    １２または請求項１３記載の符号化復号化システム。
  15. 【請求項１５】 前記外復号器は、読出し専用メモリを
    用いて誤り位置を求めるようにしたことを特徴とする請
    求項１３または請求項１４記載の符号化復号化システ
    ム。
  16. 【請求項１６】 前記外復号器は、誤りが訂正された時
    の前段の内復号器の出力データに対するシンドローム係
    数と後段の内復号器の入力データに対するシンドローム
    係数との変化量を示す内符号修正シンドローム係数を読
    出し専用メモリを用いて求めるようにし、 ２段目以降の内復号器は、前段の内復号器のシンドロー
    ム係数と前段の外復号器で算出した前記内符号修正シン
    ドローム係数との加算結果を基に復号を行うようにした
    ことを特徴とする請求項１３から請求項１５のいずれか
    記載の符号化復号化システム。
  17. 【請求項１７】 前記外復号器は、誤りが訂正された時
    の前段の内復号器の出力データに対する剰余多項式と後
    段の内復号器の入力データに対する剰余多項式との変化
    量を示す内符号修正剰余多項式を読出し専用メモリを用
    いて求めるようにし、 ２段目以降の内復号器は、前段の内復号器の剰余多項式
    と前段の外復号器で算出した前記内符号修正剰余多項式
    との加算結果を基に復号を行うようにしたことを特徴と
    する請求項１３から請求項１５のいずれか記載の符号化
    復号化システム。
  18. 【請求項１８】 ２つの異なる外符号及び内符号を連接
    して使用する連接符号を用いて符号化を行う符号化装置
    と、 伝送路を介して受信した前記符号化装置からの符号化デ
    ータを復号しかつ当該データの誤りを訂正する内復号器
    と、その復号化されたデータをデインタリーブ処理する
    デインタリーバと、デインタリーブ処理されたデータを
    復号しかつ当該データの誤りを訂正する外復号器と、前
    記外復号器で復号化されたデータをインタリーブ処理す
    るインタリーバとがＮ段（Ｎは正の整数）配設されると
    ともに、２つの異なる外符号及び内符号を連接して使用
    する連接符号を用いる繰り返し連接符号復号回路を含む
    復号装置とからなり、前記内符号及び前記外符号各々の
    符号化率が（符号語長−冗長検査長）／（符号語長）で
    表される符号化復号化システムであって、 前記符号化率の高い内符号の符号化を行う内符号器と、
    前記符号化率の低い外符号の符号化を行う外符号器とを
    前記符号化装置に有し、 前記内復号器が前記符号化率の高い内符号の復号を行
    い、前記外復号器が前記符号化率の低い外符号の復号を
    行うようにしたことを特徴とする符号化復号化システ
    ム。
  19. 【請求項１９】 前記連接符号は、リードソロモン符号
    を含むＢＣＨ（Ｂｏｓｅ−Ｃｈａｕｄｈｕｒｉ−Ｈｏｃ
    ｑｕｅｎｇｈｅｍ）符号であることを特徴とする請求項
    １８記載の符号化復号化システム。
  20. 【請求項２０】 前記外復号器は、読出し専用メモリを
    用いて誤り位置を求めるようにしたことを特徴とする請
    求項１５記載の符号化復号化システム。
  21. 【請求項２１】 前記外復号器は、誤りが訂正された時
    の前段の内復号器の出力データに対するシンドローム係
    数と後段の内復号器の入力データに対するシンドローム
    係数との変化量を示す内符号修正シンドローム係数を読
    出し専用メモリを用いて求めるようにし、 ２段目以降の内復号器は、前段の内復号器のシンドロー
    ム係数と前段の外復号器で算出した前記内符号修正シン
    ドローム係数との加算結果を基に復号を行うようにした
    ことを特徴とする請求項１８から請求項２０のいずれか
    記載の符号化復号化システム。
  22. 【請求項２２】 前記外復号器は、誤りが訂正された時
    の前段の内復号器の出力データに対する剰余多項式と後
    段の内復号器の入力データに対する剰余多項式との変化
    量を示す内符号修正剰余多項式を読出し専用メモリを用
    いて求めるようにし、 ２段目以降の内復号器は、前段の内復号器の剰余多項式
    と前段の外復号器で算出した前記内符号修正剰余多項式
    との加算結果を基に復号を行うようにしたことを特徴と
    する請求項１８から請求項２０のいずれか記載の符号化
    復号化システム。
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