JP2500141B2 - 誤り訂正方法及び装置 - Google Patents
誤り訂正方法及び装置Info
- Publication number
- JP2500141B2 JP2500141B2 JP5590493A JP5590493A JP2500141B2 JP 2500141 B2 JP2500141 B2 JP 2500141B2 JP 5590493 A JP5590493 A JP 5590493A JP 5590493 A JP5590493 A JP 5590493A JP 2500141 B2 JP2500141 B2 JP 2500141B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- error
- word
- words
- circuit
- added
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Lifetime
Links
Landscapes
- Error Detection And Correction (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ディジタル信号の再生
装置における誤り訂正に係り、特に、検査ワード数が多
い場合に好適な誤り訂正方法及び装置に関する。 【０００２】 【従来の技術】ディジタル信号の伝送または記録再生を
行なう場合には、伝送系におけるデータ誤りの発生が問
題となる。そこで、送信または記録時に検査ワードを付
加し、受信または再生時にその検査ワードを用いて誤り
訂正を行なう。検査ワードとしては、能率が良く復号の
しやすいＢＣＨ符号等が用いられる。特に、ブロック符
号では、ＢＣＨ符号の一種であるリード・ソロモン符号
が多く用いられる。さらに、これらの符号によって２重
に符号化を行なうことによって訂正能力を大きくした方
式として、クロス・インターリーブ符号がある。 【０００３】図２，図３はクロス・インターリーブ・リ
ード・ソロモン符号（以下、ＣＩＲＣ符号という）の符
号化回路及び復号回路を示す図であって、図２におい
て、１，２は符号器、３，４，５はインターリーブ回
路、６はデータ反転回路であり、また、図３において、
７，８は復号器、９，１０，１１はデインターリーブ回
路である。 【０００４】ＣＩＲＣ符号では、リード・ソロモン符号
による２重符号化を行なっている。図２の符号化回路に
おいては、２４ワードの情報ワードに対し、インターリ
ーブ回路３によって第１のインターリーブを行なった
後、符号器１によって４ワードの検査ワードＱ1，Ｑ2，
Ｑ3，Ｑ4を付加する。さらに、この２４ワードの情報ワ
ード及び４ワードの検査ワードよりなる２８ワードの符
号ブロックに対して、インターリーブ回路４によって第
２のインターリーブを行なった後、符号器２によって４
ワードの検査ワードＰ1，Ｐ2，Ｐ3，Ｐ4を付加する。こ
の２４ワードの情報ワード及び８ワードの検査ワードよ
りなる３２ワードの符号ブロックは、さらにインターリ
ーブ回路５によって第３のインターリーブが行なわれた
後に送信または記録される。 【０００５】なお、検査ワードについては、連続データ
欠落時の誤検出あるいは誤訂正を防ぐために、データ反
転回路６により反転されている。 【０００６】図３の復号回路においては、デインターリ
ーブ回路９による上記第３のインターリーブに対応した
デインターリーブ及びデータ反転回路６による検査ワー
ドの反転が行なわれた後、復号器７によって第１の復号
が行なわれる。この第１の復号では、検査ワードＰ1〜
Ｐ4による誤り検出及び訂正が行なわれる。復号器７に
おいて、誤り検出及び訂正が行なわれた２４ワードの情
報ワード及び４ワードの検査ワードは、デインターリー
ブ回路１０によって上記第２のインターリーブに対応し
たデインターリーブが行なわれた後、復号器８によって
第２の復号が行なわれる。この第２の復号では、検査ワ
ードＱ1〜Ｑ4による誤り検出及び訂正が行なわれる。復
号器８によって誤り検出及び訂正が行なわれた２４ワー
ドの情報ワードは、デインターリーブ回路１１によって
上記第１のインターリーブに対応したデインターリーブ
を行なった後に出力される。 【０００７】ＣＩＲＣ符号のように２重符号化を行なう
方式では、２つの異なる符号ブロックによって２回また
はそれ以上の復号を行なうことにより、訂正能力を大き
くすることができる。 【０００８】 【発明が解決しようとする課題】しかし、従来の復号方
式では、第１の復号及び第２の復号において、１ワード
あるいは２ワードの訂正しか行なっておらず、符号の持
つ訂正能力を十分に利用しているとは言えない。 【０００９】本発明の目的は、かかる問題を解消し、符
号の持つ誤り訂正能力を最大限に活用できる誤り訂正方
法及び装置を提供することにある。 【００１０】 【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明は、最小距離がｄの符号において、誤り位置
が不明のｐワードの誤りと誤り位置がわかっているｑワ
ードの誤りとを訂正する場合に、 ２ｐ＋ｑ＝ｄ−１ となるような復号方法を用いる。 【００１１】 【作用】誤り位置がわかっているｐワードに誤りがある
とし、誤りがあるとしたｐワード以外のｑワードの誤り
の検出を行ない、誤りがあるとしたｐワードと誤りが検
出されたｑワードとの誤りの訂正を行なうことにより、
符号の持つ誤り訂正能力を最大限に活用することができ
る。 【００１２】 【実施例】以下、本発明の一実施例を前述のＣＩＲＣ符
号に適用した場合について説明する。 【００１３】ＣＩＲＣ符号の復号では、第１の復号にお
いては符号長３２ワード、検査ワード数４ワード、第２
の復号においては符号長２８ワード、検査ワード数４ワ
ードのガロア体ＧＦ（２8）上のリード・ソロモン符号
の復号を行なう必要がある。まず、ガロア体ＧＦ
（２8）上で定義されたリード・ソロモン符号及びその
復号法について説明する。 【００１４】ＧＦ（２）上の８次既約多項式Ｆ（ｘ）の
根の１つをαとすると、ＧＦ（２）の元にαのべき乗で
表わされる（２8−２）個の元を加えた集合｛０，１，
α，α2，……，α254｝はＧＦ（２8）を構成する。 【００１５】ＧＦ（２8）において、る正の整数をｔと
するとき、 【００１６】 【数１】 ｇ（ｘ）＝（ｘ＋１）（ｘ＋α）（ｘ＋α2）…（ｘ＋αzt-1） または（ｘ＋α）（ｘ＋α2）（ｘ＋α2）…（ｘ＋αzt） 【００１７】を生成多項式とする符号長ｎ＝（２8−
１）、情報ワード数（ｎ−２ｔ）、検査ワード数２ｔの
符号がリード・ソロモン符号である。即ち、リードソロ
モン符号では、符号語 【００１８】 【数２】 Ｃ＝｛Ｃ0,Ｃ1,…,Ｃn-1｝ 【００１９】の多項式表現 【００２０】 【数３】 Ｃ（ｘ）＝Ｃ0＋Ｃ1ｘ＋Ｃ2ｘ2＋…＋Ｃn-1ｘn-1 【００２１】はｇ（ｘ）で割り切れる。これを次式のよ
うに表わす。 Ｃ（ｘ）≡０（ｍｏｄ ｇ（ｘ）） （数４） なお、符号長ｎは ２8−１≧ｎ＞２ｔ （数５） の範囲で短縮することができる。このリード・ソロモン
符号では、最小距離は（２ｔ＋１）である。 【００２２】ここで、数３で表わされる符号語Ｃ（ｘ）
に対する受信信号を 【００２３】 【数６】 Ｒ（ｘ）＝ｒ0＋ｒ1ｘ＋…＋ｒn-1ｘn-1 【００２４】とし、この受信信号では、ν個の誤り 【００２５】 【数７】 【００２６】が発生したとすると、 Ｒ（ｘ）＝Ｃ（ｘ）＋Ｅ（ｘ）≡Ｅ（ｘ） （ｍｏｄ ｇ（ｘ）） （数８） 誤りＥ（ｘ）は、次式で表わされるシンドロームＳkに
よって求めることができる。 【００２７】 【数９】 【００２８】復号手順としては、まず、シンドロームＳ
kより、誤り位置多項式 【００２９】 【数１０】 【００３０】を求め、その根を求めることにより、誤り
位置ｉ1，ｉ2，……，ｉνがわかる。数１０より、 【００３１】 【数１１】 σ（αij）＝０ 【００３２】であるから、 【００３３】 【数１２】 ｅijαij・kσ（αij）＝０ 【００３４】上式を０≦ｋ≦２ｔ−１（または１≦ｋ≦
２ｔ）について加え合わせると、 【００３５】 【数１３】 【００３６】が成立する。数１３を解けば、σｉを求め
ることができる。さらに、この誤り位置及び数９より誤
り値ｅi1，ｅi2，…ｅiνを求め、Ｅ（ｘ）を求めれ
ば、 Ｃ（ｘ）＝Ｒ（ｘ）＋Ｅ（ｘ） （数１４） により、誤り訂正を行なうことができる。 【００３７】最小距離がｄの符号においては、誤り位置
が不明のｐ個の誤りと誤り位置がわかっているｑ個の誤
りとについて、 ２ｐ＋ｑ≦ｄ−１ （数１５） の範囲で訂正することができる。リード・ソロモン符号
では、最小距離が（２ｔ＋１）だから、 ２ｐ＋ｑ≦２ｔ （数１６） の範囲で誤り訂正を行なうことができる。 【００３８】次に、ｔ＝２で、情報ワード数（ｎ−
４），検査ワード数４，生成多項式が ｇ（ｘ）＝（ｘ＋１）（ｘ＋α）（ｘ＋α2）（ｘ＋α3） （数１７） であるリード・ソロモン符号について、具体的な復号方
法を述べる。 【００３９】この場合のシンドロームＳ0，Ｓ1，Ｓ2，
Ｓ3は次式のようになる。 Ｓ0＝Ｒ（１） Ｓ1＝Ｒ（α） （数１８） Ｓ2＝Ｒ（α2） Ｓ3＝Ｒ（α3） 誤りがない場合には、明らかに Ｓ0＝Ｓ1＝Ｓ2＝Ｓ3＝０ （数１９） となる。 【００４０】誤りが１ワード（誤り位置がｉとする）の
場合には、数１３より、 Ｓ0σ1＋Ｓ1＝０ Ｓ1σ1＋Ｓ2＝０ （数２０） Ｓ2σ1＋Ｓ3＝０ 従って、 σ1＝Ｓ1／Ｓ0＝Ｓ2／Ｓ1＝Ｓ3／Ｓ2 （数２１） また、 【００４１】 【数２２】 σ（ｘ）＝ｘ＋αi ＝ｘ＋σ1 【００４２】よって、 【００４３】 【数２３】 αi＝Ｓ1／Ｓ0 【００４４】より、誤り位置ｉが求められる。 【００４５】この場合の誤り値は、数９より ｅi＝Ｓ0 （数２４） となる。 【００４６】誤りが２ワード（誤り位置がｉ1，ｉ2とす
る）の場合には、数１３より Ｓ0σ2＋Ｓ1σ1＋Ｓ2＝０ Ｓ1σ2＋Ｓ2σ1＋Ｓ3＝０ （数２５） 上式を解くと、 【００４７】 【数２６】 【００４８】となる。従って、誤り位置多項式は 【００４９】 【数２７】 【００５０】となる。σ（ｘ）＝０を解くことにより、 【００５１】 【数２８】 αi1 ,αi2 【００５２】が得られ、誤り位置ｉ1，ｉ2を求めること
ができる。また、数９より、 【００５３】 【数２９】 Ｓ0＝ｅi1＋ｅi2 Ｓ1＝αi1ｅi1＋αi2ｅi2 【００５４】従って、 【００５５】 【数３０】 【００５６】より誤り値ｅi1，ｅi2を求めることができ
る。 【００５７】誤りが３ワード（誤り位置がｉ1，ｉ2，ｉ
3とする）場合には、数１３より Ｓ0σ3＋Ｓ1σ2＋Ｓ2σ1＋Ｓ3＝０ （数３１） また、 【００５８】 【数３２】 σ（ｘ）＝（ｘ＋αi1）（ｘ＋αi2）（ｘ＋αi2） 【００５９】より、 【００６０】 【数３３】 【００６１】従って、誤り位置ｉ1，ｉ2がわかっていれ
ば、数３１と数３３とにより、 【００６２】 【数３４】 【００６３】によって３番目の誤り位置ｉ3を求めるこ
とができる。また、数９より、 【００６４】 【数３５】 【００６５】従って、 【００６６】 【数３６】 【００６７】より、誤り値ｅi1，ｅi2，ｅi3を求めるこ
とができる。 【００６８】誤りが４ワード（誤り位置がｉ1，ｉ2，ｉ
3，ｉ4とする）の場合には、数９より 【００６９】 【数３７】【００７０】従って、誤り位置ｉ1〜ｉ4がわかっていれ
ば、 【００７１】 【数３８】 【００７２】以上述べたように、検査ワード数が４個の
リード・ソロモン符号の復号方法としては、２個以下の
誤り位置のわからない誤りを訂正する、２個以下の誤り
位置のわかった誤りと１個の誤り位置のわからない誤り
を訂正する、４個以下の誤り位置のわかった誤りを訂正
するという３種類の方法がある。これらの復号方法を組
合せて用いることにより、効率の良い誤り訂正を行なう
ことができる。 【００７３】ＣＩＲＣ符号においては、検査ワード数は
４ワード、最小距離は５である。従って、前述したよう
に、誤り位置が不明のｐワードの誤りと誤り位置がわか
っているｑワードの誤りとを、 ２ｐ＋ｑ≦４ （数３９） の範囲で訂正することができる。 【００７４】第１の復号においては、誤り位置が不明で
ある。従って、ｑ＝０，ｐ＝１または２となり、２ワー
ドまでの誤りを訂正することができる。即ち、第１の復
号では、誤りなしと判定される場合、１ワード訂正を行
なう場合、２ワード訂正を行なう場合、３ワード以上の
誤りがあり訂正不能と判定される場合の４種類の場合が
考えられる。そこで、第１の復号の状態を示すフラグと
して以下のようなものを考える。 誤りなし １ワード訂正 ２ワード訂正 訂正不能 Ｆ0 ０ １ １ １ Ｆ1 ０ ０ １ １ Ｆ2 ０ ０ ０ １ 第１の復号においては、誤り位置を行なうと同時に、こ
のようなフラグを各ワードに付加しておく。このように
複数のフラグを付加するのは、復号を行なうときに生じ
る誤検出及び誤訂正の確率が各場合によって異なるから
である。誤検出及び誤訂正の確率は訂正能力が大きい程
高くなる。この確率をＰ（Ｆｉ）とすると、 Ｐ（Ｆ0）＜Ｐ（Ｆ1）＜Ｐ（Ｆ2） となる。従って、第１の復号において複数の状態を示す
フラグを付加することにより、第２の復号において、訂
正能力及び検出能力がともに優れた誤り訂正を行なうこ
とができる。 【００７５】第２の復号においては、第１の復号で付加
されたフラグにより、誤り位置を検知することができ
る。従って、 ｐ＝０，ｑ≦４ ｐ＝１，ｑ≦２ ｐ＝２，ｑ＝０ という３種類の訂正方法が考えられる。 【００７６】ｐ＝０，ｑ≦４の場合には、フラグが付加
されている４ワードまでの誤りを訂正することができ
る。訂正能力は最も高い方式であるが、訂正ブロック内
に第１の復号における誤検出または誤訂正によるフラグ
の付加されていない誤りがあった場合には、誤訂正にな
ってしまう。従って、Ｆ0あるいはＦ1のような誤検出及
び誤訂正の確率の少ないフラグを誤りフラグとして用い
る必要がある。なお、訂正ワード数が３ワード未満の場
合には、シンドロームチェックにより、検出能力を高く
することができる。 【００７７】ｐ＝１，ｑ≦２の場合、フラグが付加され
ている２ワードまでの誤りと任意の１ワードの誤りの３
ワードまでの誤りとを訂正することができる。この場合
は、フラグの付加されていない１ワードの誤りを訂正す
ることができる。また、フラグが付加されているワード
が３ワード（または、３ワード以下）あった場合に、そ
のうちの２ワード（または、１ワード）を誤り位置のわ
かった誤った誤りとして残りの１ワードの誤り位置を検
出し、その結果がフラグの位置と一致するかどうかのチ
ェックを行なう方法を用いれば、検出能力を高くするこ
とができる。 【００７８】ｐ＝２，ｑ＝０の場合には、任意の２ワー
ドまでの誤りを訂正することができる。この場合には、
フラグの付加されていない誤りがあっても、２ワードま
で訂正することができる。また、検出した誤り位置がフ
ラグの位置と一致するかどうかのチェックを行なえば、
検出能力を高くすることができる。 【００７９】第２の復号Ｃ2 における、３種類の復号方
法の具体的な適用例を図１に示すフローチャートに従っ
て説明する。 【００８０】（１）Ｆ0フラグの数が４個以下の場合に
は、フラグが付加されているワードを誤りワードとして
４ワード以下の誤り訂正を行なう。なお、Ｆ0フラグが
３個以下の場合には、他の復号方法によってフラグの付
加されていない誤りを検出することにより、検出能力を
向上させることができる。 【００８１】（２）Ｆ0フラグの数が５個以上でＦ1フラ
グの数が３個以下の場合には、Ｆ1フラグが付加されて
いる２ワード（または、１ワード）を誤りワードとして
１ワードの誤り位置検出を行ない、検出した誤り位置が
フラグの位置と一致した場合または誤りなしとなった場
合に、３ワード以下の誤り訂正を行なう。なお、最初に
決める誤りワードとしては、Ｆ2 フラグが付加されてい
るワードを優先する。 【００８２】（３）Ｆ1フラグの数が５個以上でＦ1フラ
グの数が４個以上の場合には、２ワードまでの誤り位置
検出を行ない、検出した誤り位置にＦ1フラグが付加さ
れていた場合に、２ワード以下の誤り訂正を行なう。 【００８３】（４）、（３）の場合において、Ｆ2 フラ
グの状態によってさらに細かい判断を行なうことによ
り、誤り検出能力を高くすることができる。 【００８４】以上述べたように、本発明の復号方法によ
れば、３ワードまたは４ワードまでの誤りを訂正するこ
とができ、従来の２ワードまでの誤り訂正を行なう方法
に比べて訂正能力を高くすることができる。また、フラ
グの状態に応じて最適な復号方法を用いることにより、
誤り検出能力も高くすることができる。 【００８５】また、本発明の誤り訂正方式は、ＣＩＲＣ
符号以外の復号、例えば、第２の検査ワードの生成には
巡回符号（ＣＲＣ符号）を用い、第１の復号では誤り検
出のみを行なうような場合にも適用できる。 【００８６】次に、本発明の誤り訂正装置のＣＩＲＣ符
号に適用した一実施例について説明する。図４はかかる
誤り訂正装置を示すブロック図であって、１７〜１９は
バスライン、２０はシンドローム生成回路、２１，２２
はＲＯＭ、２５，２７，２９はＲＡＭ、２４は演算回
路、２６はカウンタ、２８は比較回路、３０は条件判断
回路、３１はプログラムＲＯＭ、３２はアドレスカウン
タである。 【００８７】本回路は、３本のバスライン及びそのバス
ラインに接続されている回路と、プログラムにより各回
路の動作をコントロールするコントロール回路とで構成
されている。バスライン１７は受信信号や誤りパターン
等のデータをやりとりするデータバス、バスライン１８
はデータの位置（ロケーション）等のデータをやりとり
するロケーションバス、バスライン１９はデータに付加
されるフラグのデータをやりとりするフラグバスであ
る。また、各バスには、夫々データ入出力端子１２、ロ
ケーション入出力端子１３、フラグ入出力端子１４が接
続されている。 【００８８】シンドローム生成回路２０は、データ入出
力端子１２から入力された受信信号によりシンドローム
Ｓ0〜Ｓ3を生成する。シンドローム生成回路２０は、図
５のような回路で構成されている。図５において、４２
はＥＯＲ回路、４４は８ビットラッチである。また、４
３はマトリックス演算回路であり、Ｓ0生成回路では
“１”，Ｓ1生成回路では“α”，Ｓ2生成回路では“α
2”，Ｓ3生成回路では“α3”夫々と入力信号との積を
出力する。図４に示したのはＳ1生成回路の具体例であ
る。 【００８９】この回路に、入力端子３８から受信信号を
入力し、８ビットラッチ４４のクロック入力端子４０に
受信信号に同期したクロック信号を入力することによ
り、受信信号を入力し終わった時点で出力端子３９にシ
ンドロームが出力される。なお、クリア信号入力端子４
１から入力されるクリア信号は、シンドローム生成を行
なう前に、８ビットラッチ４４をクリアする。 【００９０】演算回路２４は、上記のシンドローム生成
回路２０で生成されたシンドロームＳ0〜Ｓ3によって誤
り位置及び誤りパターンを求めるための演算を行なうも
のである。この演算回路２４では、ガロア体ＧＦ
（２8）上での乗算、除算及び加算を行なう。 【００９１】 【数４０】 Ｘ（＝αx）とＹ（＝αy） 【００９２】のＧＦ（２8）上での乗算、除算は以下の
ようになる。 【００９３】 【数４１】 【００９４】図６は乗算／除算回路の具体例を示すもの
であって、４８，４９はＲＯＭであり、入力端子４５，
４６に入力されたＸ，Ｙに対し、夫々ｘ，ｙを出力す
る。５０は加算／減算回路であり、乗算処理の場合には
加算、除算処理の場合には減算を行なう。５１はＲＯＭ
であり、加算／減算回路５０の出力ｘ±ｙに対して、 【００９５】 【数４２】 α(x ± y) 【００９６】を出力端子４７に出力する。ＧＦ（２8）
での加算は、図７に示すように、各ビットでｍｏｄ２の
加算を行なえばよい。 【００９７】ＲＡＭ２５は、シンドロームＳ0〜Ｓ3や演
算回路２５での演算結果を記憶しておくためのものであ
る。また、２３は８入力ＯＲ回路であり、データバス１
７上のデータが“０”かどうかを判断するためのもので
ある。 【００９８】ＲＯＭ２１，２２は、 【００９９】 【数４３】 ｉとαi 【０１００】の変換を行なうためのＲＯＭである。外部
回路とのやりとりを行なう場合には、データの位置はｉ
＝０〜３１となるが、前述したように、復号の演算を行
なう場合には 【０１０１】 【数４４】 αi 【０１０２】の形で取り扱われる。したがって、このＲ
ＯＭ２１，２２で 【０１０３】 【数４３】 ｉとαi 【０１０４】の変換を行なっている。ＲＯＭ２１は、 【０１０５】 【数４５】 ｉ→αi 【０１０６】の、また、ＲＯＭ２２は 【０１０７】 【数４６】 αi→ｉ 【０１０８】の夫々変換を行なうＲＯＭである。 【０１０９】カウンタ２６は１ブロック内のフラグ数を
カウントするものである。第２の復号では、カウンタ２
６でＦ0，Ｆ1，Ｆ2の数をカウントし、その数を比較回
路２８によって所定の数と比較し、何ワードの訂正を行
なうか、あるいは訂正を行なうか訂正を行なわないで訂
正不能とするか等の判断を行なう。 【０１１０】ＲＡＭ２７は、カウンタ２６でカウントし
てフラグ数や誤り位置等を記憶しておくためのものであ
る。また、比較回路２８は、上述したフラグ数と所定の
数の比較や、復号処理途中におけるデータと定数の比較
に用いられる。 【０１１１】ＲＡＭ２９は、第２の復号において、デー
タに付加されている第１の復号の結果を示すフラグＦ0
〜Ｆ2を記憶しておくものである。ＲＡＭ２９に記憶さ
れているフラグの状況は、復号によって求められた誤り
位置におけるフラグの有無をチェックするために用いら
れる。 【０１１２】条件判断回路３０は、ＯＲ回路２３や比較
回路２８で判断された結果やＲＡＭ２９に記憶されてい
るフラグの状況に基づいて、プログラムの分岐を行なう
かどうかを判断するものである。 【０１１３】プログラムＲＯＭ３１は、上述した各回路
をコントロールして復号を行なうためのプログラムを記
憶しておくものである。プログラムの構成を図８に示
す。１ワードは３２ビットで構成されている。 【０１１４】５２は各回路の入力部にあるレジスタのう
ちのデータを記憶するレジスタを選択する。５３は各回
路の出力部にあるバッファのうちデータを出力するバッ
ファを選択する。５２及び５３により、任意の回路から
任意の回路へバスラインを通してデータを転送すること
ができる。５４はＲＡＭ２５またはＲＡＭ２７へのデー
タの書込みを行なうものである。なお、ＲＡＭ２９への
データの書込みは受信信号の入力時のみに行なわれるた
め、プログラムコントロールする必要はない。５５は演
算回路２４における乗算、除算の選択等を行なうもので
ある。 【０１１５】３３はＲＡＭのアドレスの決定や各バスラ
イン及び比較回路へ入力する定数を決めるものである。
３４はプログラムの分岐を行なう場合の条件を決めるも
のであり、条件判断回路３０では、３４の内容とＯＲ回
路２３，比較回路２８，ＲＡＭ２９等の状況を比較して
分岐を行なうかどうかを決定する。３５は分岐する場合
の分岐先を決めるものである。 【０１１６】本発明の回路では、４００ワード程度のプ
ログラムでＣＩＲＣ符号の復号を行なうことができる。 【０１１７】カウンタ３２はプログラムのアドレスをコ
ントロールするものであり、マスタークロック入力端子
１５から入力されるクロックにより、プログラムＲＯＭ
３１のアドレスを進め、プログラムを実行させる。ま
た、プログラムの分岐を行なう場合には、分岐命令３７
により分岐先アドレス３５をカウンタにロードし、プロ
グラムを分岐させる。なお、入力端子１６は、プログラ
ムスタート時にカウンタ３２をリセットする信号を入力
するものである。 【０１１８】誤り訂正を行なう手順としては、まず、受
信信号を入力し、シンドロームＳ0〜Ｓ3の生成を行な
い、第２の復号ではフラグ数のカウント、フラグの状態
のＲＡＭ２９への記憶を行なう。次に、プログラムによ
り復号を行ない、誤り位置及び誤りパターンを求め、先
の数１４によって誤りデータの訂正を行なう。また、第
１の復号及び第２の復号において訂正不能となった場合
には、フラグ入出力端子１４からデータに付加するフラ
グを出力する。 【０１１９】以上述べたように、本発明の誤り訂正装置
では、プログラムにより各回路をコントロールする方式
を用いており、回路規模が小さく、また、異なる復号方
法に対しても、プログラムの変更のみによって対処でき
る。 【０１２０】 【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
誤り検出及び訂正に用いられる符号の能力を最大限に活
用することができ、誤り検出能力及び訂正能力を向上さ
せることができる。
装置における誤り訂正に係り、特に、検査ワード数が多
い場合に好適な誤り訂正方法及び装置に関する。 【０００２】 【従来の技術】ディジタル信号の伝送または記録再生を
行なう場合には、伝送系におけるデータ誤りの発生が問
題となる。そこで、送信または記録時に検査ワードを付
加し、受信または再生時にその検査ワードを用いて誤り
訂正を行なう。検査ワードとしては、能率が良く復号の
しやすいＢＣＨ符号等が用いられる。特に、ブロック符
号では、ＢＣＨ符号の一種であるリード・ソロモン符号
が多く用いられる。さらに、これらの符号によって２重
に符号化を行なうことによって訂正能力を大きくした方
式として、クロス・インターリーブ符号がある。 【０００３】図２，図３はクロス・インターリーブ・リ
ード・ソロモン符号（以下、ＣＩＲＣ符号という）の符
号化回路及び復号回路を示す図であって、図２におい
て、１，２は符号器、３，４，５はインターリーブ回
路、６はデータ反転回路であり、また、図３において、
７，８は復号器、９，１０，１１はデインターリーブ回
路である。 【０００４】ＣＩＲＣ符号では、リード・ソロモン符号
による２重符号化を行なっている。図２の符号化回路に
おいては、２４ワードの情報ワードに対し、インターリ
ーブ回路３によって第１のインターリーブを行なった
後、符号器１によって４ワードの検査ワードＱ1，Ｑ2，
Ｑ3，Ｑ4を付加する。さらに、この２４ワードの情報ワ
ード及び４ワードの検査ワードよりなる２８ワードの符
号ブロックに対して、インターリーブ回路４によって第
２のインターリーブを行なった後、符号器２によって４
ワードの検査ワードＰ1，Ｐ2，Ｐ3，Ｐ4を付加する。こ
の２４ワードの情報ワード及び８ワードの検査ワードよ
りなる３２ワードの符号ブロックは、さらにインターリ
ーブ回路５によって第３のインターリーブが行なわれた
後に送信または記録される。 【０００５】なお、検査ワードについては、連続データ
欠落時の誤検出あるいは誤訂正を防ぐために、データ反
転回路６により反転されている。 【０００６】図３の復号回路においては、デインターリ
ーブ回路９による上記第３のインターリーブに対応した
デインターリーブ及びデータ反転回路６による検査ワー
ドの反転が行なわれた後、復号器７によって第１の復号
が行なわれる。この第１の復号では、検査ワードＰ1〜
Ｐ4による誤り検出及び訂正が行なわれる。復号器７に
おいて、誤り検出及び訂正が行なわれた２４ワードの情
報ワード及び４ワードの検査ワードは、デインターリー
ブ回路１０によって上記第２のインターリーブに対応し
たデインターリーブが行なわれた後、復号器８によって
第２の復号が行なわれる。この第２の復号では、検査ワ
ードＱ1〜Ｑ4による誤り検出及び訂正が行なわれる。復
号器８によって誤り検出及び訂正が行なわれた２４ワー
ドの情報ワードは、デインターリーブ回路１１によって
上記第１のインターリーブに対応したデインターリーブ
を行なった後に出力される。 【０００７】ＣＩＲＣ符号のように２重符号化を行なう
方式では、２つの異なる符号ブロックによって２回また
はそれ以上の復号を行なうことにより、訂正能力を大き
くすることができる。 【０００８】 【発明が解決しようとする課題】しかし、従来の復号方
式では、第１の復号及び第２の復号において、１ワード
あるいは２ワードの訂正しか行なっておらず、符号の持
つ訂正能力を十分に利用しているとは言えない。 【０００９】本発明の目的は、かかる問題を解消し、符
号の持つ誤り訂正能力を最大限に活用できる誤り訂正方
法及び装置を提供することにある。 【００１０】 【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明は、最小距離がｄの符号において、誤り位置
が不明のｐワードの誤りと誤り位置がわかっているｑワ
ードの誤りとを訂正する場合に、 ２ｐ＋ｑ＝ｄ−１ となるような復号方法を用いる。 【００１１】 【作用】誤り位置がわかっているｐワードに誤りがある
とし、誤りがあるとしたｐワード以外のｑワードの誤り
の検出を行ない、誤りがあるとしたｐワードと誤りが検
出されたｑワードとの誤りの訂正を行なうことにより、
符号の持つ誤り訂正能力を最大限に活用することができ
る。 【００１２】 【実施例】以下、本発明の一実施例を前述のＣＩＲＣ符
号に適用した場合について説明する。 【００１３】ＣＩＲＣ符号の復号では、第１の復号にお
いては符号長３２ワード、検査ワード数４ワード、第２
の復号においては符号長２８ワード、検査ワード数４ワ
ードのガロア体ＧＦ（２8）上のリード・ソロモン符号
の復号を行なう必要がある。まず、ガロア体ＧＦ
（２8）上で定義されたリード・ソロモン符号及びその
復号法について説明する。 【００１４】ＧＦ（２）上の８次既約多項式Ｆ（ｘ）の
根の１つをαとすると、ＧＦ（２）の元にαのべき乗で
表わされる（２8−２）個の元を加えた集合｛０，１，
α，α2，……，α254｝はＧＦ（２8）を構成する。 【００１５】ＧＦ（２8）において、る正の整数をｔと
するとき、 【００１６】 【数１】 ｇ（ｘ）＝（ｘ＋１）（ｘ＋α）（ｘ＋α2）…（ｘ＋αzt-1） または（ｘ＋α）（ｘ＋α2）（ｘ＋α2）…（ｘ＋αzt） 【００１７】を生成多項式とする符号長ｎ＝（２8−
１）、情報ワード数（ｎ−２ｔ）、検査ワード数２ｔの
符号がリード・ソロモン符号である。即ち、リードソロ
モン符号では、符号語 【００１８】 【数２】 Ｃ＝｛Ｃ0,Ｃ1,…,Ｃn-1｝ 【００１９】の多項式表現 【００２０】 【数３】 Ｃ（ｘ）＝Ｃ0＋Ｃ1ｘ＋Ｃ2ｘ2＋…＋Ｃn-1ｘn-1 【００２１】はｇ（ｘ）で割り切れる。これを次式のよ
うに表わす。 Ｃ（ｘ）≡０（ｍｏｄ ｇ（ｘ）） （数４） なお、符号長ｎは ２8−１≧ｎ＞２ｔ （数５） の範囲で短縮することができる。このリード・ソロモン
符号では、最小距離は（２ｔ＋１）である。 【００２２】ここで、数３で表わされる符号語Ｃ（ｘ）
に対する受信信号を 【００２３】 【数６】 Ｒ（ｘ）＝ｒ0＋ｒ1ｘ＋…＋ｒn-1ｘn-1 【００２４】とし、この受信信号では、ν個の誤り 【００２５】 【数７】 【００２６】が発生したとすると、 Ｒ（ｘ）＝Ｃ（ｘ）＋Ｅ（ｘ）≡Ｅ（ｘ） （ｍｏｄ ｇ（ｘ）） （数８） 誤りＥ（ｘ）は、次式で表わされるシンドロームＳkに
よって求めることができる。 【００２７】 【数９】 【００２８】復号手順としては、まず、シンドロームＳ
kより、誤り位置多項式 【００２９】 【数１０】 【００３０】を求め、その根を求めることにより、誤り
位置ｉ1，ｉ2，……，ｉνがわかる。数１０より、 【００３１】 【数１１】 σ（αij）＝０ 【００３２】であるから、 【００３３】 【数１２】 ｅijαij・kσ（αij）＝０ 【００３４】上式を０≦ｋ≦２ｔ−１（または１≦ｋ≦
２ｔ）について加え合わせると、 【００３５】 【数１３】 【００３６】が成立する。数１３を解けば、σｉを求め
ることができる。さらに、この誤り位置及び数９より誤
り値ｅi1，ｅi2，…ｅiνを求め、Ｅ（ｘ）を求めれ
ば、 Ｃ（ｘ）＝Ｒ（ｘ）＋Ｅ（ｘ） （数１４） により、誤り訂正を行なうことができる。 【００３７】最小距離がｄの符号においては、誤り位置
が不明のｐ個の誤りと誤り位置がわかっているｑ個の誤
りとについて、 ２ｐ＋ｑ≦ｄ−１ （数１５） の範囲で訂正することができる。リード・ソロモン符号
では、最小距離が（２ｔ＋１）だから、 ２ｐ＋ｑ≦２ｔ （数１６） の範囲で誤り訂正を行なうことができる。 【００３８】次に、ｔ＝２で、情報ワード数（ｎ−
４），検査ワード数４，生成多項式が ｇ（ｘ）＝（ｘ＋１）（ｘ＋α）（ｘ＋α2）（ｘ＋α3） （数１７） であるリード・ソロモン符号について、具体的な復号方
法を述べる。 【００３９】この場合のシンドロームＳ0，Ｓ1，Ｓ2，
Ｓ3は次式のようになる。 Ｓ0＝Ｒ（１） Ｓ1＝Ｒ（α） （数１８） Ｓ2＝Ｒ（α2） Ｓ3＝Ｒ（α3） 誤りがない場合には、明らかに Ｓ0＝Ｓ1＝Ｓ2＝Ｓ3＝０ （数１９） となる。 【００４０】誤りが１ワード（誤り位置がｉとする）の
場合には、数１３より、 Ｓ0σ1＋Ｓ1＝０ Ｓ1σ1＋Ｓ2＝０ （数２０） Ｓ2σ1＋Ｓ3＝０ 従って、 σ1＝Ｓ1／Ｓ0＝Ｓ2／Ｓ1＝Ｓ3／Ｓ2 （数２１） また、 【００４１】 【数２２】 σ（ｘ）＝ｘ＋αi ＝ｘ＋σ1 【００４２】よって、 【００４３】 【数２３】 αi＝Ｓ1／Ｓ0 【００４４】より、誤り位置ｉが求められる。 【００４５】この場合の誤り値は、数９より ｅi＝Ｓ0 （数２４） となる。 【００４６】誤りが２ワード（誤り位置がｉ1，ｉ2とす
る）の場合には、数１３より Ｓ0σ2＋Ｓ1σ1＋Ｓ2＝０ Ｓ1σ2＋Ｓ2σ1＋Ｓ3＝０ （数２５） 上式を解くと、 【００４７】 【数２６】 【００４８】となる。従って、誤り位置多項式は 【００４９】 【数２７】 【００５０】となる。σ（ｘ）＝０を解くことにより、 【００５１】 【数２８】 αi1 ,αi2 【００５２】が得られ、誤り位置ｉ1，ｉ2を求めること
ができる。また、数９より、 【００５３】 【数２９】 Ｓ0＝ｅi1＋ｅi2 Ｓ1＝αi1ｅi1＋αi2ｅi2 【００５４】従って、 【００５５】 【数３０】 【００５６】より誤り値ｅi1，ｅi2を求めることができ
る。 【００５７】誤りが３ワード（誤り位置がｉ1，ｉ2，ｉ
3とする）場合には、数１３より Ｓ0σ3＋Ｓ1σ2＋Ｓ2σ1＋Ｓ3＝０ （数３１） また、 【００５８】 【数３２】 σ（ｘ）＝（ｘ＋αi1）（ｘ＋αi2）（ｘ＋αi2） 【００５９】より、 【００６０】 【数３３】 【００６１】従って、誤り位置ｉ1，ｉ2がわかっていれ
ば、数３１と数３３とにより、 【００６２】 【数３４】 【００６３】によって３番目の誤り位置ｉ3を求めるこ
とができる。また、数９より、 【００６４】 【数３５】 【００６５】従って、 【００６６】 【数３６】 【００６７】より、誤り値ｅi1，ｅi2，ｅi3を求めるこ
とができる。 【００６８】誤りが４ワード（誤り位置がｉ1，ｉ2，ｉ
3，ｉ4とする）の場合には、数９より 【００６９】 【数３７】【００７０】従って、誤り位置ｉ1〜ｉ4がわかっていれ
ば、 【００７１】 【数３８】 【００７２】以上述べたように、検査ワード数が４個の
リード・ソロモン符号の復号方法としては、２個以下の
誤り位置のわからない誤りを訂正する、２個以下の誤り
位置のわかった誤りと１個の誤り位置のわからない誤り
を訂正する、４個以下の誤り位置のわかった誤りを訂正
するという３種類の方法がある。これらの復号方法を組
合せて用いることにより、効率の良い誤り訂正を行なう
ことができる。 【００７３】ＣＩＲＣ符号においては、検査ワード数は
４ワード、最小距離は５である。従って、前述したよう
に、誤り位置が不明のｐワードの誤りと誤り位置がわか
っているｑワードの誤りとを、 ２ｐ＋ｑ≦４ （数３９） の範囲で訂正することができる。 【００７４】第１の復号においては、誤り位置が不明で
ある。従って、ｑ＝０，ｐ＝１または２となり、２ワー
ドまでの誤りを訂正することができる。即ち、第１の復
号では、誤りなしと判定される場合、１ワード訂正を行
なう場合、２ワード訂正を行なう場合、３ワード以上の
誤りがあり訂正不能と判定される場合の４種類の場合が
考えられる。そこで、第１の復号の状態を示すフラグと
して以下のようなものを考える。 誤りなし １ワード訂正 ２ワード訂正 訂正不能 Ｆ0 ０ １ １ １ Ｆ1 ０ ０ １ １ Ｆ2 ０ ０ ０ １ 第１の復号においては、誤り位置を行なうと同時に、こ
のようなフラグを各ワードに付加しておく。このように
複数のフラグを付加するのは、復号を行なうときに生じ
る誤検出及び誤訂正の確率が各場合によって異なるから
である。誤検出及び誤訂正の確率は訂正能力が大きい程
高くなる。この確率をＰ（Ｆｉ）とすると、 Ｐ（Ｆ0）＜Ｐ（Ｆ1）＜Ｐ（Ｆ2） となる。従って、第１の復号において複数の状態を示す
フラグを付加することにより、第２の復号において、訂
正能力及び検出能力がともに優れた誤り訂正を行なうこ
とができる。 【００７５】第２の復号においては、第１の復号で付加
されたフラグにより、誤り位置を検知することができ
る。従って、 ｐ＝０，ｑ≦４ ｐ＝１，ｑ≦２ ｐ＝２，ｑ＝０ という３種類の訂正方法が考えられる。 【００７６】ｐ＝０，ｑ≦４の場合には、フラグが付加
されている４ワードまでの誤りを訂正することができ
る。訂正能力は最も高い方式であるが、訂正ブロック内
に第１の復号における誤検出または誤訂正によるフラグ
の付加されていない誤りがあった場合には、誤訂正にな
ってしまう。従って、Ｆ0あるいはＦ1のような誤検出及
び誤訂正の確率の少ないフラグを誤りフラグとして用い
る必要がある。なお、訂正ワード数が３ワード未満の場
合には、シンドロームチェックにより、検出能力を高く
することができる。 【００７７】ｐ＝１，ｑ≦２の場合、フラグが付加され
ている２ワードまでの誤りと任意の１ワードの誤りの３
ワードまでの誤りとを訂正することができる。この場合
は、フラグの付加されていない１ワードの誤りを訂正す
ることができる。また、フラグが付加されているワード
が３ワード（または、３ワード以下）あった場合に、そ
のうちの２ワード（または、１ワード）を誤り位置のわ
かった誤った誤りとして残りの１ワードの誤り位置を検
出し、その結果がフラグの位置と一致するかどうかのチ
ェックを行なう方法を用いれば、検出能力を高くするこ
とができる。 【００７８】ｐ＝２，ｑ＝０の場合には、任意の２ワー
ドまでの誤りを訂正することができる。この場合には、
フラグの付加されていない誤りがあっても、２ワードま
で訂正することができる。また、検出した誤り位置がフ
ラグの位置と一致するかどうかのチェックを行なえば、
検出能力を高くすることができる。 【００７９】第２の復号Ｃ2 における、３種類の復号方
法の具体的な適用例を図１に示すフローチャートに従っ
て説明する。 【００８０】（１）Ｆ0フラグの数が４個以下の場合に
は、フラグが付加されているワードを誤りワードとして
４ワード以下の誤り訂正を行なう。なお、Ｆ0フラグが
３個以下の場合には、他の復号方法によってフラグの付
加されていない誤りを検出することにより、検出能力を
向上させることができる。 【００８１】（２）Ｆ0フラグの数が５個以上でＦ1フラ
グの数が３個以下の場合には、Ｆ1フラグが付加されて
いる２ワード（または、１ワード）を誤りワードとして
１ワードの誤り位置検出を行ない、検出した誤り位置が
フラグの位置と一致した場合または誤りなしとなった場
合に、３ワード以下の誤り訂正を行なう。なお、最初に
決める誤りワードとしては、Ｆ2 フラグが付加されてい
るワードを優先する。 【００８２】（３）Ｆ1フラグの数が５個以上でＦ1フラ
グの数が４個以上の場合には、２ワードまでの誤り位置
検出を行ない、検出した誤り位置にＦ1フラグが付加さ
れていた場合に、２ワード以下の誤り訂正を行なう。 【００８３】（４）、（３）の場合において、Ｆ2 フラ
グの状態によってさらに細かい判断を行なうことによ
り、誤り検出能力を高くすることができる。 【００８４】以上述べたように、本発明の復号方法によ
れば、３ワードまたは４ワードまでの誤りを訂正するこ
とができ、従来の２ワードまでの誤り訂正を行なう方法
に比べて訂正能力を高くすることができる。また、フラ
グの状態に応じて最適な復号方法を用いることにより、
誤り検出能力も高くすることができる。 【００８５】また、本発明の誤り訂正方式は、ＣＩＲＣ
符号以外の復号、例えば、第２の検査ワードの生成には
巡回符号（ＣＲＣ符号）を用い、第１の復号では誤り検
出のみを行なうような場合にも適用できる。 【００８６】次に、本発明の誤り訂正装置のＣＩＲＣ符
号に適用した一実施例について説明する。図４はかかる
誤り訂正装置を示すブロック図であって、１７〜１９は
バスライン、２０はシンドローム生成回路、２１，２２
はＲＯＭ、２５，２７，２９はＲＡＭ、２４は演算回
路、２６はカウンタ、２８は比較回路、３０は条件判断
回路、３１はプログラムＲＯＭ、３２はアドレスカウン
タである。 【００８７】本回路は、３本のバスライン及びそのバス
ラインに接続されている回路と、プログラムにより各回
路の動作をコントロールするコントロール回路とで構成
されている。バスライン１７は受信信号や誤りパターン
等のデータをやりとりするデータバス、バスライン１８
はデータの位置（ロケーション）等のデータをやりとり
するロケーションバス、バスライン１９はデータに付加
されるフラグのデータをやりとりするフラグバスであ
る。また、各バスには、夫々データ入出力端子１２、ロ
ケーション入出力端子１３、フラグ入出力端子１４が接
続されている。 【００８８】シンドローム生成回路２０は、データ入出
力端子１２から入力された受信信号によりシンドローム
Ｓ0〜Ｓ3を生成する。シンドローム生成回路２０は、図
５のような回路で構成されている。図５において、４２
はＥＯＲ回路、４４は８ビットラッチである。また、４
３はマトリックス演算回路であり、Ｓ0生成回路では
“１”，Ｓ1生成回路では“α”，Ｓ2生成回路では“α
2”，Ｓ3生成回路では“α3”夫々と入力信号との積を
出力する。図４に示したのはＳ1生成回路の具体例であ
る。 【００８９】この回路に、入力端子３８から受信信号を
入力し、８ビットラッチ４４のクロック入力端子４０に
受信信号に同期したクロック信号を入力することによ
り、受信信号を入力し終わった時点で出力端子３９にシ
ンドロームが出力される。なお、クリア信号入力端子４
１から入力されるクリア信号は、シンドローム生成を行
なう前に、８ビットラッチ４４をクリアする。 【００９０】演算回路２４は、上記のシンドローム生成
回路２０で生成されたシンドロームＳ0〜Ｓ3によって誤
り位置及び誤りパターンを求めるための演算を行なうも
のである。この演算回路２４では、ガロア体ＧＦ
（２8）上での乗算、除算及び加算を行なう。 【００９１】 【数４０】 Ｘ（＝αx）とＹ（＝αy） 【００９２】のＧＦ（２8）上での乗算、除算は以下の
ようになる。 【００９３】 【数４１】 【００９４】図６は乗算／除算回路の具体例を示すもの
であって、４８，４９はＲＯＭであり、入力端子４５，
４６に入力されたＸ，Ｙに対し、夫々ｘ，ｙを出力す
る。５０は加算／減算回路であり、乗算処理の場合には
加算、除算処理の場合には減算を行なう。５１はＲＯＭ
であり、加算／減算回路５０の出力ｘ±ｙに対して、 【００９５】 【数４２】 α(x ± y) 【００９６】を出力端子４７に出力する。ＧＦ（２8）
での加算は、図７に示すように、各ビットでｍｏｄ２の
加算を行なえばよい。 【００９７】ＲＡＭ２５は、シンドロームＳ0〜Ｓ3や演
算回路２５での演算結果を記憶しておくためのものであ
る。また、２３は８入力ＯＲ回路であり、データバス１
７上のデータが“０”かどうかを判断するためのもので
ある。 【００９８】ＲＯＭ２１，２２は、 【００９９】 【数４３】 ｉとαi 【０１００】の変換を行なうためのＲＯＭである。外部
回路とのやりとりを行なう場合には、データの位置はｉ
＝０〜３１となるが、前述したように、復号の演算を行
なう場合には 【０１０１】 【数４４】 αi 【０１０２】の形で取り扱われる。したがって、このＲ
ＯＭ２１，２２で 【０１０３】 【数４３】 ｉとαi 【０１０４】の変換を行なっている。ＲＯＭ２１は、 【０１０５】 【数４５】 ｉ→αi 【０１０６】の、また、ＲＯＭ２２は 【０１０７】 【数４６】 αi→ｉ 【０１０８】の夫々変換を行なうＲＯＭである。 【０１０９】カウンタ２６は１ブロック内のフラグ数を
カウントするものである。第２の復号では、カウンタ２
６でＦ0，Ｆ1，Ｆ2の数をカウントし、その数を比較回
路２８によって所定の数と比較し、何ワードの訂正を行
なうか、あるいは訂正を行なうか訂正を行なわないで訂
正不能とするか等の判断を行なう。 【０１１０】ＲＡＭ２７は、カウンタ２６でカウントし
てフラグ数や誤り位置等を記憶しておくためのものであ
る。また、比較回路２８は、上述したフラグ数と所定の
数の比較や、復号処理途中におけるデータと定数の比較
に用いられる。 【０１１１】ＲＡＭ２９は、第２の復号において、デー
タに付加されている第１の復号の結果を示すフラグＦ0
〜Ｆ2を記憶しておくものである。ＲＡＭ２９に記憶さ
れているフラグの状況は、復号によって求められた誤り
位置におけるフラグの有無をチェックするために用いら
れる。 【０１１２】条件判断回路３０は、ＯＲ回路２３や比較
回路２８で判断された結果やＲＡＭ２９に記憶されてい
るフラグの状況に基づいて、プログラムの分岐を行なう
かどうかを判断するものである。 【０１１３】プログラムＲＯＭ３１は、上述した各回路
をコントロールして復号を行なうためのプログラムを記
憶しておくものである。プログラムの構成を図８に示
す。１ワードは３２ビットで構成されている。 【０１１４】５２は各回路の入力部にあるレジスタのう
ちのデータを記憶するレジスタを選択する。５３は各回
路の出力部にあるバッファのうちデータを出力するバッ
ファを選択する。５２及び５３により、任意の回路から
任意の回路へバスラインを通してデータを転送すること
ができる。５４はＲＡＭ２５またはＲＡＭ２７へのデー
タの書込みを行なうものである。なお、ＲＡＭ２９への
データの書込みは受信信号の入力時のみに行なわれるた
め、プログラムコントロールする必要はない。５５は演
算回路２４における乗算、除算の選択等を行なうもので
ある。 【０１１５】３３はＲＡＭのアドレスの決定や各バスラ
イン及び比較回路へ入力する定数を決めるものである。
３４はプログラムの分岐を行なう場合の条件を決めるも
のであり、条件判断回路３０では、３４の内容とＯＲ回
路２３，比較回路２８，ＲＡＭ２９等の状況を比較して
分岐を行なうかどうかを決定する。３５は分岐する場合
の分岐先を決めるものである。 【０１１６】本発明の回路では、４００ワード程度のプ
ログラムでＣＩＲＣ符号の復号を行なうことができる。 【０１１７】カウンタ３２はプログラムのアドレスをコ
ントロールするものであり、マスタークロック入力端子
１５から入力されるクロックにより、プログラムＲＯＭ
３１のアドレスを進め、プログラムを実行させる。ま
た、プログラムの分岐を行なう場合には、分岐命令３７
により分岐先アドレス３５をカウンタにロードし、プロ
グラムを分岐させる。なお、入力端子１６は、プログラ
ムスタート時にカウンタ３２をリセットする信号を入力
するものである。 【０１１８】誤り訂正を行なう手順としては、まず、受
信信号を入力し、シンドロームＳ0〜Ｓ3の生成を行な
い、第２の復号ではフラグ数のカウント、フラグの状態
のＲＡＭ２９への記憶を行なう。次に、プログラムによ
り復号を行ない、誤り位置及び誤りパターンを求め、先
の数１４によって誤りデータの訂正を行なう。また、第
１の復号及び第２の復号において訂正不能となった場合
には、フラグ入出力端子１４からデータに付加するフラ
グを出力する。 【０１１９】以上述べたように、本発明の誤り訂正装置
では、プログラムにより各回路をコントロールする方式
を用いており、回路規模が小さく、また、異なる復号方
法に対しても、プログラムの変更のみによって対処でき
る。 【０１２０】 【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
誤り検出及び訂正に用いられる符号の能力を最大限に活
用することができ、誤り検出能力及び訂正能力を向上さ
せることができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明による誤り訂正方法の一実施例を示すフ
ローチャートである。 【図２】ＣＩＲＣ符号の符号化回路を示す回路図であ
る。 【図３】ＣＩＲＣ符号の復号回路を示す回路図である。 【図４】本発明による誤り訂正装置の一実施例を示すブ
ロック図である。 【図５】図４におけるシンドローム生成回路の一具体例
を示すブロック図である。 【図６】図４における演算回路の一具体例を示すブロッ
ク図である。 【図７】図６に示した具体例でのＧＦ（２8）での加算
を示す図である。 【図８】図４でのプログラムＲＯＭに記憶されるプログ
ラムの構成を示す図である。 【符号の説明】 １７〜１９ バスライン ２０ シンドローム生成回路 ２１，２２ ＲＯＭ ２４ 演算回路 ２５ ＲＡＭ ２６ カウンタ ２７ ＲＡＭ ２８ 比較回路 ２９ ＲＡＭ ３０ 条件判断回路 ３１ プログラムＲＯＭ ３２ アドレスカウンタ
ローチャートである。 【図２】ＣＩＲＣ符号の符号化回路を示す回路図であ
る。 【図３】ＣＩＲＣ符号の復号回路を示す回路図である。 【図４】本発明による誤り訂正装置の一実施例を示すブ
ロック図である。 【図５】図４におけるシンドローム生成回路の一具体例
を示すブロック図である。 【図６】図４における演算回路の一具体例を示すブロッ
ク図である。 【図７】図６に示した具体例でのＧＦ（２8）での加算
を示す図である。 【図８】図４でのプログラムＲＯＭに記憶されるプログ
ラムの構成を示す図である。 【符号の説明】 １７〜１９ バスライン ２０ シンドローム生成回路 ２１，２２ ＲＯＭ ２４ 演算回路 ２５ ＲＡＭ ２６ カウンタ ２７ ＲＡＭ ２８ 比較回路 ２９ ＲＡＭ ３０ 条件判断回路 ３１ プログラムＲＯＭ ３２ アドレスカウンタ
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(72)発明者 野口 敬治
神奈川県横浜市戸塚区吉田町292番地
株式会社 日立製作所 家電研究所内
(72)発明者 荒井 孝雄
神奈川県横浜市戸塚区吉田町292番地
株式会社 日立製作所 家電研究所内
(72)発明者 渋谷 敏文
神奈川県横浜市戸塚区吉田町292番地
株式会社 日立製作所 家電研究所内
Claims (1)
- (57)【特許請求の範囲】 １．複数の情報ワードと該複数の情報ワードに対して付
加された最小距離がｄ1（ｄ1は２以上の整数）である第
１の検査ワードとにより構成される第１の符号ブロック
の多数個よりなるデータブロックに対して、第１の符号
ブロックの各々から選ばれたワードからなるデータ系列
と該データ系列に対して付加された最小距離がｄ2（ｄ2
は２以上の整数）である第２の検査ワードとにより、複
数個の第２の符号ブロックが形成されるように、２重に
符号化された符号語の復号を行なう誤り訂正方法であっ
て、 該第２の検査ワードを用いて該第２の符号ブロックの誤
り検出・訂正を行ない、誤りの検出状態を示すフラグを
該第２の検査ワードの各々に対して発生し、 該第１の検査ワード及び該フラグを用いて該第１の検査
ワードが付加された複数の該情報ワードの誤り検出・訂
正を行なう際に、ｑ 2 ＜ｄ 1 −１であるｑ 2 個の該フラグが付加されている
ワードに誤りがあるとし、該第１の検査ワードにより、
該誤りがあるとしたワード以外の誤りの検出を行ない、 ２ｐ 2 ＋ｑ 2 ≦ｄ 1 −１であるｐ 2 個のワードに誤りがある
ことが検出されたときに、ｐ 2 ＋ｑ 2 個のワードの誤りを
訂正する ことを特徴とする誤り訂正方法。２．特許請求の範囲第１項において、 前記第１の検査ワードによる前記誤りがあるとしたワー
ド以外の誤りの検出において、誤りが検出されたワード
に前記フラグが付加されていない場合には、誤り訂正を
行なわないことを特徴とする誤り訂正方法。３．特許請求の範囲第１項において、 前記第１の検査ワードによる前記誤りがあるとしたワー
ド以外の誤りの検出において、誤りが検出されない場合
には、前記誤りがあるとしたワードの誤り訂正を行なう
ことを特徴とする誤り訂正方法。４ ．１符号ブロックの情報ワード及び最小距離がｄ（ｄ
は２以上の整数）である検査ワードと、これら情報ワー
ド及び検査ワードに付加されている第１の訂正の状態を
示すフラグとを用いて第２の訂正を行なう誤り訂正装置
において、 該情報ワード及び該検査ワードよりシンドロームを生成
するシンドローム生成回路と、 該情報ワード及び該検査ワードに付加されているフラグ
の位置を記憶する記憶回路と、 該シンドローム生成回路で生成されたシンドロームの値
及び該記憶回路に記憶されているフラグが付加されたワ
ードの位置を用いてガロワ体上の演算を行なう演算回路
と、 該演算回路を制御し、ｑ＜ｄ−１であるｑ個の該フラグ
が付加されているワードに誤りがあるとして、該検査ワ
ードにより、該誤りがあるとしたワード以外の誤りの検
出を行ない、２ｐ＋ｑ≦ｄ−１であるｐ個のワードに誤
りがあることが検出されたとき、ｐ＋ｑ個のワードの誤
り訂正を行なう制御回路とよりなることを特徴とする誤
り訂正装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5590493A JP2500141B2 (ja) | 1993-03-16 | 1993-03-16 | 誤り訂正方法及び装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5590493A JP2500141B2 (ja) | 1993-03-16 | 1993-03-16 | 誤り訂正方法及び装置 |
Related Parent Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP58110931A Division JPH0636286B2 (ja) | 1983-06-22 | 1983-06-22 | 誤り訂正方法及び装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0628787A JPH0628787A (ja) | 1994-02-04 |
| JP2500141B2 true JP2500141B2 (ja) | 1996-05-29 |
Family
ID=13012109
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5590493A Expired - Lifetime JP2500141B2 (ja) | 1993-03-16 | 1993-03-16 | 誤り訂正方法及び装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2500141B2 (ja) |
-
1993
- 1993-03-16 JP JP5590493A patent/JP2500141B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH0628787A (ja) | 1994-02-04 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JPH0812612B2 (ja) | 誤り訂正方法及び装置 | |
| US5440570A (en) | Real-time binary BCH decoder | |
| EP0167627A1 (en) | Method and apparatus for decoding error correction code | |
| EP0129849B1 (en) | Error correction method and system | |
| US5430739A (en) | Real-time Reed-Solomon decoder | |
| EP0233075B1 (en) | Method and apparatus for generating error detection check bytes for a data record | |
| CN111628780B (zh) | 数据编码、解码方法及数据处理系统 | |
| JPH08330975A (ja) | 誤り訂正符号復号化方法およびこの方法を用いる回路 | |
| JP3249405B2 (ja) | 誤り訂正回路および誤り訂正方法 | |
| CA1291819C (en) | Decoder | |
| JP2001524274A (ja) | 短縮ファイア符号エラートラッピング復号方法および装置 | |
| JPS6316929B2 (ja) | ||
| JPH10112659A (ja) | 誤り訂正復号装置 | |
| JPS632370B2 (ja) | ||
| US3588819A (en) | Double-character erasure correcting system | |
| US20140013181A1 (en) | Error Correction Coding Using Large Fields | |
| EP0431576A2 (en) | BCH code decoder and method for decoding a BCH code | |
| JPS6113715A (ja) | ２段符号化された符号の復号装置 | |
| JP2500141B2 (ja) | 誤り訂正方法及び装置 | |
| JPH0636286B2 (ja) | 誤り訂正方法及び装置 | |
| JP2694794B2 (ja) | 誤り訂正処理方法 | |
| JP2518827B2 (ja) | 符号化復号化装置 | |
| JPH0133055B2 (ja) | ||
| RU2297030C2 (ru) | Самокорректирующееся устройство хранения информации | |
| JPH0827731B2 (ja) | 誤り訂正方法及び装置 |