JPH0361379B2

JPH0361379B2 -

Info

Publication number: JPH0361379B2
Application number: JP55084426A
Authority: JP
Inventors: Yoichiro Sako; Kentaro Odaka
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 1980-06-20
Filing date: 1980-06-20
Publication date: 1991-09-19
Also published as: JPS5710559A

Description

【発明の詳細な説明】本発明は、バーストエラー及びランダムエラー
の何れに対してもエラー訂正能力が高く、然もエ
ラー検出の見逃し又は誤つた訂正を行なうおそれ
が低減されたエラー訂正方法に関する。

本願出願人は、先にバーストエラーに対して有
効なデータ伝送方法としてクロスインターリーブ
と称するものを提案している。これは、第１の配
列状態にある複数チヤンネルのPCMデータ系列
の各々に含まれる１ワードを第１のエラー訂正符
号器に供給することによつて第１のチエツクワー
ド系列を発生させ、この第１のチエツクワード系
列及び複数チヤンネルのPCMデータ系列を第２
の配列状態とし、夫々に含まれる１ワードを第２
のエラー訂正符号器に供給することによつて第２
のチエツクワード系列を発生させるもので、ワー
ド単位でもつて二重のインターリーブ（配列の並
び変え）を行なうものである。インターリーブ
は、共通のエラー訂正ブロツクに含まれるチエツ
クワード及びPCMデータを分散させて伝送し、
受信側において元の配列に戻したときに、共通の
エラー訂正ブロツクに含まれる複数ワードのうち
のエラーワード数を少なくしようとするものであ
る。つまり、伝送時にバーストエラーが生じると
きに、このバーストエラーを分散化することがで
きる。かかるインターリーブを二重に行なえば、
第１及び第２のチエツクワードの夫々が別々のエ
ラー訂正ブロツクを構成することになるので、チ
エツクワードの何れか一方でエラーを訂正できな
いときでも、その他方を用いてエラーを訂正する
ことができ、したがつてエラー訂正能力を一層向
上させることができる。ところで、１ワード中の
１ビツトでも誤つているときには、１ワード全体
が誤つているものとして取り扱われるので、ラン
ダムエラーが比較的多い受信データを扱う場合に
は、必ずしもエラー訂正能力が充分であるとは言
えない。

そこで１ブロツク内の所定ワード例えば２ワー
ドエラーまで検出訂正でき（最大検出訂正可能エ
ラー数２ワード）、エラーロケーシヨンが判つて
いるときには、例えば３ワードエラー或いは４ワ
ードエラーも訂正することができる（最大訂正可
能エラー数４ワード）訂正能力の高い誤り訂正符
号（隣接（ｂ−adjacent）コードの一種）を上述
の多重インターリーブと組合せる。また、この誤
り訂正符号は、１ワードエラーだけを訂正の対象
とする場合には、復号器の構成を頗る簡単とでき
る特徴を有している。

また、第２のエラー訂正ブロツクに対する初段
の復号を行ない、次に第１の配列状態に戻してか
ら第１のエラー訂正ブロツクに対する次段の復号
を行なう場合、初段の復号でエラーがあるにも拘
らずエラーがないとするようなエラー検出の見逃
し、又は４ワードエラー以上を１ワードエラーと
誤つて判断することによつて誤つた訂正が生じる
と、この見逃し、誤つた訂正が次段の復号におい
て新たな見逃し、誤つた訂正の要因となり、全体
としてみたこれらの誤動作の生じるおそれがつよ
くなる。また、訂正するエラーワード数が多くな
ると、上述の見逃し、誤つた訂正の生じる確率が
一般的に大きくなる。

本発明では、初段の復号の際に、例えば最大２
ワードエラーまで訂正可能な場合でも１ワードエ
ラーまでの訂正にとどめるようにしている。これ
と共に、２ワード以上のワードが誤つていること
を初段の復号で検出した際には、エラーがあるこ
とを示すポインタを付加するようにし、次段の復
号でこのポインタの状態を判別することにより、
次段の復号での見逃し、誤つた訂正のおそれを防
止している。このようにして、エラー検出及び訂
正の際の見逃し、誤つた訂正のおそれを軽減し、
例えばオーデイオPCM信号を伝送する際に、誤
つた訂正にもとずく異音が発生するような問題点
を解決している。更に、次段の復号器では、ポイ
ンタが例えば２ワードエラーであることを示して
いる場合には、これをエラーロケーシヨンと判断
して２ワード訂正を行なうようにし、簡単な構成
の復号器によつて高い訂正能力を実現するように
している。

まず、本発明に用いる誤り訂正符号について説
明する。誤り訂正符号を記述する場合、ベクトル
表現或いは巡回群による表現が用いられる。ま
ず、GF(2)上では、既約なｍ次の多項式Ｆ（ｘ）を
考える。“０”と“１”の元しか存在しない体GF
(2)の上では、既約な多項式Ｆ（ｘ）は、根を持た
ない。そこで（Ｆ（ｘ）＝０）を満足する仮想的な
根αを考える。このとき、零元を含むαのべき乗
で表わされる2^m個の相異なる元０、α、α²、α³…
α^2m-1は、拡大体GF（2^m）を構成する。GF（2^m）
は、GF(2)の上のｍ次の既約多項式Ｆ（ｘ）を法と
する多項式環である。GF（2^m）の元は、１、α＝
｛ｘ｝、α²＝｛x²｝、…、α^m-1＝｛x^m-1｝の線形結合
でかきあらわすことができる。即ち a₀＋a₁｛ｘ｝＋a₂｛x²｝＋…＋a_n-1｛x^m-1｝＝a₀＋
a₁α＋a₂α²＋…＋a_n-1α^m-1 あるいは（a_n-1、a_n-2、…、a₂、a₁、a₀）ここ
で、a₀、a₁、…、a_n-1∈GF(2)となる。

一例として、GF（2⁸）を考えると、（mod.F
（ｘ）＝x⁸＋x⁴＋x³＋x²＋１）で全ての８ビツトの
データは a₇x⁷＋a₄x⁶＋a₅x⁵＋a₄x⁴＋a₃x³＋a₂x²＋a₁x＋
a₀又は（a₇、a₆、a₅、a₄、a₃、a₂、a₁、a₀）で書
きあらわせるので、例えばa₇をMSB側、a₀を
LSB側に割り当てる。a_oは、GF(2)に属するので、
０又は１である。

また、多項式Ｆ（ｘ）から（ｍ×ｍ）の下記の
行列Ｔが導かれる。

Ｔ＝０１０〓０１０１〓０ … … … … a₀ a₁ a₂ 〓 a_n-1 他の表現としては、巡回群を用いたものがあ
る。これは、GF（2^m）から０元を除く、残りの元
が位数2^m−１の乗法群をなすことを利用するもの
である。GF（2^m）の元を巡回群を用いて表現する
と０、１（＝α^2m-1）、α、α²、α³、…α^2m-2とな
る。

さて、本発明の一例では、ｍビツトを１ワード
とし、ｎワードで１ブロツクを構成するとき、下
記のパリテイ検査行列Ｈにもとずいてｋ個のチエ
ツクワードを発生するようにしている。

Ｈ＝１ α^n-1 α^2(n-1) 〓 α^(k-1)(n-1) １ α^n-2 α^2(n-2) 〓 α^(k-1)(n-2) … … … … １ α α² 〓 α^k-1 １１１〓１また、行列列Ｔによつても同様にパリテイ検査
行列Ｈを表現することができる。

Ｈ＝Ｉ T^n-1 T^2(n-1) 〓 T^(k-1)(n-1) １ T^2(n-1) T^2(n-2) 〓 T^(k-1)(n-2) … … … …Ｉ T¹ T² 〓 T^k-1 ＩＩＩ〓Ｉ但し、Ｉは、（ｍ×ｍ）の単位行列である。

上述のように、根αを用いた表現と生成行列Ｔ
を用いた表現とはお互いに類似している。

例えば、４個（ｋ＝４）のチエツクワードを用
いる場合を例にとると、パリテイ検査行列ＨはＨ＝１ α^n-1 α^2(n-1) α^3(n-1) １ α^n-2 α^2(n-2) α^3(n-2) … … … … １ α α² α³ １１１１となる。受信データの１ブロツクを列ベクトルＶ
＝（W^_o-1、W^_o-2、…、W^₁、W^₀）（但しW^i＝Wi
ei、ei：エラーパタン）とすると受信側で発生する４個のシンドロームS₀、S₁、
S₂、S₃は S₀ S₁ S₂ S₃＝Ｈ・V^T となる。この誤り訂正符号は、４ワードまでのエ
ラー訂正能力を有している。すなわち、ひとつの
エラー訂正ブロツク内の２ワードエラーまでのエ
ラー検出訂正が可能であり、エラーロケーシヨン
がわかつているときには、３ワードエラー又は４
ワードエラーの訂正が可能である。

１ブロツク中に４個のチエツクワード（ｐ＝
W₃、ｑ＝W₂、ｒ＝W₁、ｓ＝W₀）が含まれる。
このチエツクワードは、下記のようにして求めら
れる。但し、Σは、_o-1 〓ⁱ⁼⁴ を意味する。

ｐ＋ｑ＋ｒ＋ｓ＝ΣWi＝ａ α³p＋α²q＋αr＋ｓ＝ΣαⁱWi＝ｂ α⁶p＋α⁴q＋α²r＋ｓ＝Σα²ⁱWi＝ｃ α⁹p＋α⁶q＋α³r＋ｓ＝Σα³ⁱWi＝ｄ計算過程を省略し、結果のみを示すとｐｑｒｓ＝α²¹² α¹⁵³ α¹⁵² α²⁰⁹ α¹⁵⁶ α² α¹³⁵ α¹⁵² α¹⁵⁸ α¹³⁸ α² α¹⁵³ α²¹⁸ α¹⁵⁸ α¹⁵⁶ α²¹²ａｂｃｄとなる。このようにしてチエツクワードｐ、ｑ、
ｒ、ｓを形成するのが送信側に設けられた符号器
の役目である。

次に、上述のように形成されたチエツクワード
を含むデータが伝送され、受信された場合のエラ
ー訂正の基本的アルゴリズムについて説明する。

〔1〕エラーがない場合：S₀＝S₁＝S₂＝S₃＝０〔2〕１ワードエラー（エラーパターンをeiとす
る）の場合：S₀＝ei S₁＝αⁱei S₂＝α²ⁱei S₃＝
α³ⁱei したがつて αⁱS₀＝S₁ αⁱS₁＝S₂ αⁱS₂＝S₃ となり、ｉを順次変えたときに、上記の関係が
成立するかどうかで１ワードエラーかどうかを
判定することができる。或いは S₁／S₀＝S₂／S₃＝S₃／S₂＝αⁱ となり、αⁱのパターンを予めROMに記憶され
ている変換テーブルを参照することによりエラ
ーロケーシヨンｉが分かる。そのときのシンド
ロームS₀がエラーパターンeiそのものとなる。

〔3〕２ワードエラー（ei、ei）の場合 S₀＝ei＋ej S₁＝αⁱei＋α^jej S₂＝α²ⁱei＋α^2jej S₃＝α³ⁱei＋α^3jej 上式を変形すると α^jS₀＋S₁＝（αⁱ＋α^j）ei α^jS₁＋S₂＝αⁱ（αⁱ＋α^j）ei α^jS₂＋S₃＝α²ⁱ（αⁱ＋α^j）ei したがつて αⁱ（α^jS₀＋S₁）＝α^jS₁＋S₂ αⁱ（α^jS₁＋S₂）＝α^jS₂＋S₃ が成立すれば、２ワードエラーと判定されエラ
ーロケーシヨンｉ、ｊが分かる。つまり、ｉ及
びｊの組合せを変えて上式の関係が成立するか
どうかを調べる。そのときのエラーパターンは ei＝S₀＋α^-jS₁／１＋α^i-j ei＝S₀＋α^-iS₁／
１＋α^j-i 〔4〕３ワードエラー（ei、ej、ek）の場合 S₀＝ei＋ej＋ek S₁＝αⁱei＋α^jei＋α^kek S₂＝α²ⁱei＋α^2jej＋α^2kek S₃＝α³ⁱei＋α^3jej＋α^3kek 上式を変形すると α^kS₀＋S₁＝（αⁱ＋α^k）ei＋（α^j＋α^k）ej α^kS₁＋S₂＝αⁱ（αⁱ＋α^k）ei＋α^j（α^j＋α^k）ej α^kS₂＋S₃＝α²ⁱ（αⁱ＋α^k）ei＋α^2j（α^j＋α^k）e
j したがつて α^j（α^kS₀＋S₁）＋α^kS₁＋S₂）＝（αⁱ＋α^j）（αⁱ＋α^k）ei α^j（α^kS₁＋S₂）＋（α^kS₂＋S₃）＝αⁱ（αⁱ＋α_j）（αⁱ＋α^k）ei 上式から αⁱ（α^j（α^kS₀＋S₁）＋（α^kS₁＋S₂））＝α^j（α^kS₁＋S₂）＋（α^kS₂＋S₃）が成立すれば、３ワードエラーと判定できる。
但し、（S₀≠０、S₁≠０、S₂≠０）であること
を条件としている。そのときの各エラーパター
ンは ei＝S₀＋（α^-j＋α^-k）S₁＋α^-j-kS₂／（１＋α^i-j
）（１＋α^i-k） ej＝S₀＋（α^-k＋α^-i）S₁＋α^-k-iS₂／（１＋α^j-i
）（１＋α^j-k） ek＝S₀＋（α^-i＋α^-j）S₁＋α^-i-jS₂／（１＋α^k-i
）（１＋α^k-i）で求められる。実際には、３ワードエラーの訂
正のための構成が複雑となり、訂正動作に要す
る時間も長くなる。そこでポインタによつて
ｉ、ｊ、ｋ、ｌのエラーロケーシヨンが分かつ
ている場合と組合せ、そのときのチエツク用の
上式を用い、エラー訂正動作を行なうことが実
用的である。

〔5〕４ワードエラー（ei、ej、ek、el）の場合： S₀＝ei＋ej＋ek＋el S₁＝αⁱei＋α^jej＋α^kek＋α^lel S₂＝α²ⁱei＋α^2jej＋α^2kek＋α^2lel S₃＝α³ⁱei＋α^3jej＋α^3kek＋α^3lel 上式を変形すると ei＝S₀＋（α^-j＋α^-k＋α^-l）S₁＋（α^-j-k＋α^-k-l＋α^-l-j）S₂＋α^-j-k-lS₃／（１＋α^i-j）（
１＋α^i-k）（１＋α^i-l） ej＝S₀＋（α^-k＋α^-l＋α^-i）S₁＋（α^-k-l＋α^-l-i＋α^-i-k）S₂＋α^-k-l-iS₃／（１＋α^j-i）（
１＋α^j-k）（１＋α^j-l） ek＝S₀＋（α^-l＋α^-i＋α^-j）S₁＋（α^-l-i＋α^-i-j＋α^-j-l）S₂＋α^-l-i-jS₃／（１＋α^k-i）（
１＋α^k-j）（１＋α^k-l） el＝S₀＋（α^-i＋α^-j＋α^-k）S₁＋（α^-i-j＋α^-j-k＋α^-k-i）S₂＋α^-i-j-kS₃／（１＋α^l-i）（
１＋α^l-j）（１＋α^l-k）ポインタによつてエラーロケーシヨン（ｉ、
ｊ、ｋ、ｌ）が分かつている場合には、上述の
演算によつてエラー訂正を行なうことができ
る。

なお、チエツクワードの数ｋをより増加させれ
ば、エラー訂正能力が一層向上する。例えば（ｋ
＝６）とすれば、６ワードまでのエラー訂正能力
を有する。すなわち、３ワードエラーまで検出訂
正でき、エラーロケーシヨンが分かつているとき
に、６ワードエラーまで訂正できる。

以下、本発明をオーデイオPCM信号の記録再
生に適用した具体例について図面を参照して説明
する。第１図は、記録系に設けられる誤り訂正エ
ンコーダを全体として示すもので、その入力側に
オーデイオPCM信号が供給される。オーデイオ
PCM信号は、左右のステレオ信号の夫々をサン
プリング周波数f_s（例えば44.1〔ｋHz〕）でもつてサ
ンプリングし、１サンプルを１ワード（２を補数
とするコードで16ビツト）に変換することで形成
されている。したがつて左チヤンネルのオーデイ
オ信号に関しては、（L₀、L₁、L₂…）と各ワード
が連続するPCMデータが得られ、右チヤンネル
のオーデイオ信号に関しても（R₀、R₁、R₂…）
と各ワードが連続するPCMデータが得られる。
この左右のチヤンネルのPCMデータが夫々６チ
ヤンネルずつに分けられ、計12チヤンネルの
PCMデータ系列が入力される。所定のタイミン
グにおいては、（L_6o、R_6o、L_6o+1、R_6o+1、L_6o+2、
R_6o+2、L_6o+3、R_6o+3、L_6o+4、R_6o+4、L_6o+5、
R_6o+5）の12ワードが入力される。この例では、
１ワードを上位８ビツトと下位８ビツトとに分
け、12チヤンネルを更に24チヤンネルとして処理
している。PCMデータの１ワードを簡単のため
に、Wiとして表わし、上位８ビツトに関しては、
Wi、ＡとＡのサフイツクスを付加し、下位８ビ
ツトに関しては、Wi、ＢとＢのサフイツクスを
付加して区別している。例えばL_6oがW_12o、Ａ及
びW_12o、Ｂの２つに分割されることになる。

この24チヤンネルのPCMデータ系列がまず偶
奇インターリーバ１に対して供給される。（ｎ＝
０、１、２…）とすると、L_6o（＝W_12o、Ａ、
W_12o、Ｂ）、R_6o（＝W_12o+1、Ａ、W_12o+1、Ｂ）、
L_6o+2（＝W_12o+4、Ａ、W_12o+4、Ｂ）、R_6o+2（＝
W_12o+5、Ａ、W_12o+5、Ｂ）、L_6o+4（＝W_12o+8、Ａ、
W_12o+8、Ｂ）、R_6o+4（＝W_12o+9、Ａ、W_12o+9、Ｂ）
の夫々が偶数番目のワードであり、これ以外が奇
数番目のワードである。偶数番目のワードからな
るPCMデータ系列の夫々が偶奇インターリーバ
１の１ワード遅延回路２Ａ，２Ｂ，３Ａ，３Ｂ，
４Ａ，４Ｂ，５Ａ，５Ｂ，６Ａ，６Ｂ，７Ａ，７
Ｂによつて１ワード遅延される。勿論、１ワード
より大きい例えば８ワードを遅延させるようにし
ても良い。また、偶奇インターリーバ１では、偶
数番目のワードからなる12個のデータ系列が第１
〜第12番目までの伝送チヤンネルを占め、奇数番
目のワードからなる12個のデータ系列が第13〜第
24番目までの伝送チヤンネルを占めるように変換
される。

偶奇インターリーバ１は、左右のステレオ信号
の夫々に関して連続する２ワード以上が誤り、然
もこのエラーが訂正不可能となることを防止する
ためのものである。例えば（L_i-1、Li、L_i+1）と
連続する３ワードを考えると、Liが誤つており、
然もこのエラーが訂正不可能な場合に、L_i-1又は
L_i+1が正しいことが望まれる。それは、誤つてい
るデータLiを補正する場合において、前の正しい
ワードL_i-1でもつてLiを補間（前値ホールド）し
たり、L_i-1及びL_i+1の平均値でもつてLiを補間す
るためである。偶奇インターリーバ１の遅延回路
２Ａ，２Ｂ〜７Ａ，７Ｂは、隣接するワードが異
なるエラー訂正ブロツクに含まれるようにするた
めに設けられている。また、偶数番目のワードか
らなるデータ系列と奇数番目のワードからなるデ
ータ系列毎とに伝送チヤンネルをまとめているの
は、インターリーブしたときに、近接する偶数番
目のワードと奇数番目のワードとの記録位置間の
距離をなるべく大とするためである。

偶奇インターリーバ１の出力には、第１の配列
状態にある24チヤンネルのPCMデータ系列が現
れ、その夫々から１ワードずつが取り出されて符
号器８に供給され、第１のチエツクワードQ_12o、
Q_12o+1、Q_12o+2、Q_12o+3が形成される。第１のチ
エツクワードを含んで構成される第１のエラー訂
正ブロツクは（W_12o-12、Ａ、W_12o-12、Ｂ、W_12o+1-12、Ａ、
W_12o+1-12、Ｂ、W_12o+4-12、Ａ、W_12o+4-12、Ｂ、
W_12o+5-12、Ａ、W_12o+5-12、Ｂ、W_12o+8-12、Ａ、
W_12o+8-12、Ｂ、W_12o+9-12、Ａ、W_12o+9-12、Ｂ、
W_12o+2、Ａ、W_12o+2、Ｂ、W_12o+3、Ａ、W_12o+3、
Ｂ、W₁₂₊₆、Ａ、W_12o+6、Ｂ、W_12o+7、Ａ、
W_12o+7、Ｂ、W_12o+10、Ａ、W_12o+10、Ｂ、
W_12o+11、Ａ、W_12o+11、Ｂ、Q_12o、Q_12o+1、
Q_12o+2、Q_12o+3）となる。第１の符号器８では、１ブロツクのワー
ド数：（ｎ＝28）、１ワードのビツト数：（ｎ＝
８）、チエツクワード数：（ｋ＝４）の符号化がな
されている。

この24個のPCMデータ系列と、４個のチエツ
クワード系列とがインターリーバ９に供給され
る。インターリーバ９では、偶数番目のワードか
らなるPCMデータ系列と奇数番目のワードから
なるPCMデータ系列との間にチエツクワード系
列が介在するように伝送チヤンネルの位置を変え
てから、インターリーブのための遅延処理を行な
つている。この遅延処理は、第１番目の伝送チヤ
ンネルを除く他の27個の伝送チヤンネルの夫々に
対して、1D、2D、3D、4D、…、26D、27D（但
し、Ｄは単位遅延量で例えば４ワード）の遅延量
の遅延回路を挿入することでなされている。

インターリーバ９の出力には、第２の配列状態
にある28個のデータ系列が現れ、このデータ系列
の夫々から１ワードずつが取り出されて符号器１
０に供給され、第２のチエツクワードP_12o、
P_12o+1、P_12o+2、P_12o+3が形成される。第２のチ
エツクワードを含んで構成される32ワードからな
る第２のエラー訂正ブロツクは、下記のものとな
る。

（W_12o-12、Ａ、W_12o-12(D+1)、Ｂ、
W_{12o+1-12(2D+1)}、Ａ、W_{12o+1-12(3D+1)}、Ｂ、
W_{12o+4-12(4D+1)}、Ａ、W_{12o+4-12(5D+1)}、Ｂ、
W_{12o+5-12(6D+1)}、Ａ、W_{12o+5-12(7D+1)}、Ｂ、…
Q_12o-12(12D)、Q_{12o+1-12(13D)}、Q_{12o+2-12(14D)}、
Q_{12o+3-12(15D)}、…W_{12o+10-12(24D)}、Ａ、
W_{12o+10-12(25D)}、Ｂ、W_{12o+11-12(26D)}、Ａ、
W_{12o+11-12(27D)}、Ｂ、P_12o、P_12o+1、P_12o+2、
P_12o+3）かかる第１及び第２のチエツクワードを含む32
個のデータ系列のうちで、偶数番目の伝送チヤン
ネルに対して１ワードの遅延回路が挿入されたイ
ンターリーバ１１が設けられており、また第２の
チエツクワード系列に対してインバータ１２，１
３，１４，１５が挿入される。インターリーバ１
１によつてブロツク同士の境界にまたがるエラー
が訂正不可能となるワード数のエラーとなり易い
ことに対処している。また、インバータ１２〜１
５は、伝送時におけるドロツプアウトによつて１
ブロツク中の全てのデータが“０”となり、これ
を再生系において正しいものと判別してしまう誤
動作を防止するため設けられている。同様の目的
で第１のチエツクワード系列に対してもインバー
タを挿入するようにしても良い。

そして、最終的に得られる24個のPCMデータ
系列と８個のチエツクワード系列との夫々から取
り出された32ワード毎に直列化され、第２図に示
すように、その先頭に16ビツトの同期信号が付加
されて１伝送ブロツクとなされて伝送される。第
２図では、図示の簡単のため第ｉ番目の伝送チヤ
ンネルから取り出された１ワードをu_iとして表示
している。伝送系の具体的な例としては、磁気記
録再生装置、回転デイスク装置などがあげられ
る。

上述の符号器８は、前述したような誤り訂正符
号に関するもので、（ｎ＝28、ｍ＝８、ｋ＝４）
であり、同様の符号器１０は、（ｎ＝32、ｍ＝８、
ｋ＝４）である。

再生されたデータが１伝送ブロツクの32ワード
毎に第３図に示す誤り訂正デコーダの入力に加え
られる。再生データであるために、エラーを含ん
でいる可能性がある。エラーがなければ、このデ
コーダの入力に加えられる32ワードは、誤り訂正
エンコーダの出力に現れる32ワードと一致する。
誤り訂正エンコーダでは、エンコーダにおけるイ
ンターリーブ処理と対応するデインターリーブ処
理を行なつて、データの順序を元に戻してから誤
り訂正を行なう。

まず、奇数番目の伝送チヤンネルに対して１ワ
ードの遅延回路が挿入されたデインターリーバ１
６が設けられ、また、チエツクワード系列に対し
てインバータ１７，１８，１９，２０が挿入さ
れ、初段の復号器２１に供給される。復号器２１
では、第４図に示すように、パリテイ検査行列
H_c1と入力の32ワード（V^T）とから、シンドロー
ムS₁₀、S₁₁、S₁₂、S₁₃が発生され、これにもとず
いて前述のようなエラー訂正が行なわれる。αは
（Ｆ（ｘ）＝x⁸＋x⁴＋x³＋x²＋１）のGF（2⁸）の元
である。復号器２１からは、24個のPCMデータ
系列と４個のチエツクワード系列とが現れ、この
データ系列の１ワード毎にエラーの有無を示す少
なくとも１ビツトのポインタ（エラーがある場合
に“１”、そうでないときに“０”）が付加されて
いる。この第４図及び後述の第５図において、並
びに以下の説明では、受信された１ワードW^iを
単にWiとして表わしている。

この復号器２１の出力データ系列がデインター
リーバ２２に供給される。デインターリーバ２２
は、誤り訂正エンコーダにおけるインターリーバ
９でなされる遅延処理をキヤンセルするためのも
ので、第１番目の伝送チヤンネルから第27番目の
伝送チヤンネルまでの夫々に（27D、26D、25D、
…2D、1D）と遅延量が異ならされた遅延回路が
挿入されている。デインターリーバ２２の出力が
次段の復号器２３に供給される。復号器２３で
は、第５図に示すように、パリテイ検査行列H_c2
と入力の28ワードとから、シンドロームS₂₀、
S₂₁、S₂₂、S₂₃が発生され、これにもとずいてエ
ラー訂正が行なわれる。

かかる次段の復号器２３の出力に現れるデータ
系列が偶奇デインターリーバ２４に供給される。
偶奇デインターリーバ２４では、偶数番目のワー
ドからなるPCMデータ系列と奇数番目のワード
からなるPCMデータ系列とが互いちがいの伝送
チヤンネルに位置するように戻されると共に、奇
数番目のワードからなるPCMデータ系列に対し
て１ワード遅延回路が挿入されている。この偶奇
デインターリーバ２４の出力には、誤り訂正エン
コーダの入力に供給されるのと全く同様の配列と
所定番目の伝送チヤンネルとを有するPCMデー
タ系列が得られることになる。第３図では、図示
されていないが、偶奇デインターリーバ２４の次
に補正回路が設けられており、復号器２１，２３
で訂正しきれなかつたエラーを目立たなくするよ
うな補正例えば平均値補間が行なわれる。

本発明の一例では、初段の復号器２１において
１ワードエラーまで訂正するようにしている。そ
して、ひとつのエラー訂正ブロツク内において２
ワード以上のエラーがあると検出された場合に
は、このエラー訂正ブロツク内の32ワード又はチ
エツクワードを除く28ワードの全てのワードに対
してエラーがあることを示す少なくとも１ビツト
のポインタを付加する。このポインタは、例えば
エラーがあるときには、“１”、そうでないときに
は、“０”とされるものである。なお、初段の復
号の際、上述の所定のワード数を訂正した場合に
おいてもエラーが存在したことを示すポインタを
付加するようにしてもよい。１ワードが８ビツト
の場合には、最上位ビツトの更に上位の１ビツト
としてポインタが付加され、１ワードが９ビツト
となされ、デインターリーバ２２で処理されて次
段の復号器２３に供給される。

次段の復号器２３においては、このポインタに
よつて示される第１のエラー訂正ブロツク内のエ
ラーワードの個数又はエラーロケーシヨンを用い
てエラー訂正を行なう。第６図は、この次段の復
号器２３におけるエラー訂正の一例を示してお
り、第６図及び以下の説明では、ポインタによる
エラーワードの個数をNpで表わし、ポインタに
よるエラーロケーシヨンをEiで表わす。また、第
６図において、Ｙは肯定を表わし、Ｎは否定を表
わす。

(1) エラーの有無をシンドロームS₂₀〜S₂₃によつ
て調べる。（S₂₀＝S₂₁＝S₂₂＝S₂₃＝０）のとき
は、エラーなしとする。その場合、（Np≦z₁）
かどうかを調べる。（Np≦z₁）であれば、エラ
ーなしと判定して、そのエラー訂正ブロツク内
のポインタをクリア（“０”）とする。（Np＞
z₁）であれば、シンドロームによる検出が誤つ
ているものとしてポインタをそのままとしてお
くか、そのブロツク内の全てのワードのポイン
タを“１”にする。z₁としては、かなり大きく
例えば14とする。

(2) エラーがある場合にシンドロームの演算によ
つて１ワードエラーはどうかを調べる。１ワー
ドエラーの場合に、エラーロケーシヨンｉを求
める。このシンドロームの演算により求められ
たエラーロケーシヨンｉがポインタによるもの
と一致するかどうかが検出される。ポインタに
よるエラーロケーシヨンが複数個あるときは、
その何れかと一致するかどうかが調べられる。
（ｉ＝Ei）であれば、次に（Np≦z₂）かどうか
が調べられる。z₂は例えば10である。（Np≦
z₂）であれば、これは１ワードエラーと判断
し、１ワードエラーの訂正を行なう。（Np＞
z₂）であれば、１ワードエラーと判断すること
は危険なので、ポインタをそのままとしておく
か、又は全てのワードをエラーとみなして各ポ
インタを“１”とする。

（ｉ≠Ei）の場合には、（Np≦z₃）かどうか
が調べられる。z₃はかなり小さい数で例えば３
である。（Np≦z₃）が成立するときは、シンド
ロームの演算でもつてエラーロケーシヨンｉに
ついての１ワードエラーを訂正する。

（Np＞z₃）の場合では、更に（Np≦z₄）か
どうかが調べられる。つまり、（z₃＜Np≦z₄）
のときは、シンドロームによる１ワードエラー
の判定が誤つている割には、Npが小さすぎる
ことを意味するから、そのブロツクの全ワード
のポインタを“１”とする。逆に（Np＞z₄）
であれば、ポインタをそのままとする。z₄は例
えば５である。

(3) エラーがあり、然もこれが１ワードエラーで
もない場合には、（Np＝２）かどうかが調べら
れる。（Np＝２）の場合には、ポインタによつ
て示されるエラーロケーシヨン（ｉ、ｊ）に関
して２ワードエラーの訂正を行なう。この例で
はエラー訂正回路を簡略化するために２ワード
エラーまでの訂正にとどめるようにしている
が、ポインタによるエラーロケーシヨンを用い
ることにより３ワードエラーあるいは４ワード
エラーまでの訂正が可能であることは言うまで
もない。また、（Np≠Ｍ）の場合、すなわち２
ワード以上のエラーが存在し、かつ、ポインタ
の数が２を越えている場合には、このポインタ
をそのままとしておくか、又は全てのワードの
ポインタを、エラーを示すものに変える。

なお、１ブロツク内のエラーを示すポインタの
個数Npに対する比較値z₁〜z₅の具体的数値は、
あくまで一例である。上述の例におけるエラー訂
正符号は、５ワードエラー以上の場合に、これを
エラーなしと判断するおそれがあり、また４ワー
ドエラー以上の場合にこれを１ワードエラーと判
断するおそれがあるので、このような見逃し又は
誤つた訂正が生じる確率などを考慮して比較値を
適切な値とすることができる。

この第３図に示す誤り訂正デコーダでは、第１
のチエツクワードQ_12o、Q_12o+1、Q_12o+2、Q_12o+3
を用いたエラー訂正と第２のチエツクワード
P_12o、P_12o+1、P_12o+2、P_12o+3を用いたエラー訂正
とを夫々１回ずつ行なつている。この各エラー訂
正を２回以上（実際的には、２回程度）ずつ行な
うようにすれば、訂正された結果のよりエラーが
減少されたことを利用できるから、エラー訂正能
力をより増すことができる。このように、更に後
段に復号器を設ける場合には、復号器２１，２３
においてチエツクワードの訂正も行なつておく必
要がある。

なお、上述の例では、インターリーバ９におけ
る遅延処理として、遅延量をＤずつ異ならせるよ
うにしたが、このような規則的な遅延量の変化と
異なり、不規則的なものとしても良い。また、第
２のチエツクワードPiは、PCMデータのみなら
ず、第１のチエツクワードQiをも含んで構成さ
れる誤り訂正符号である。これと同様に、第１の
チエツクワードQiが第２のチエツクワードPiを
も含むようにすることも可能である。具体的に
は、第２のチエツクワードPiを帰還して第１のチ
エツクワードを形成する符号器に供給すれば良
い。

以上の説明から理解されるように、本発明に依
れば、初段の復号において、第２のチエツクワー
ドに対応して定まる最大検出訂正可能エラー数
（ポインタの使用なしにエラーの検出及び訂正が
行える最大数）に達しない所定数までのエラーを
訂正すると共に、少なくともエラーが上記所定数
を越えて存在することが検出されたときには、そ
のエラー訂正対象ブロツクのすべてのワードに対
しエラーの存在を指示するポインタを設定し、次
段の復号においては、エラーシンドロームからエ
ラーロケーシヨンを求めると共に、エラー訂正対
象ブロツク内におけるポインタの数が設定値以内
であることを確認した上で、エラーシンドローム
から求めたエラーロケーシヨンを用いて第１の所
定数までの訂正をするようにしたため、エラーの
誤つた検出または訂正が防止でき、エラー訂正の
信頼性を向上することができる。

更に、上記第１の所定数を上記第１のチエツク
ワードに対応して定まる最大検出訂正可能なエラ
ー数より小さく設定し、これを越えるエラーが存
在したときには、そのエラー訂正対象ブロツク内
のポインタの数が最大訂正可能エラー数（ポイン
タを使用してエラーの訂正が行える最大数）以下
のときのポインタによるエラーロケーシヨンを用
いて消失訂正を行うようにしたため、エラー訂正
回路を非常に簡略化できる。

また初段の復号において、最大検出訂正可能エ
ラー数に達しない所定数までのエラーを訂正する
ようにしたことにより、非常に簡単な回路により
エラー訂正を行うことができる。また、初段の復
号で１ワードエラーを訂正したときでも、その訂
正されたワードが含まれるエラー訂正ブロツクに
含まれる全てのワードのポインタを、エラーがあ
ることを示すものとしておけば、より一層エラー
検出の見逃し、又は誤つた訂正のおそれを防止す
ることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明が適用された誤り訂正エンコー
ダの一例のブロツク図、第２図は伝送時の配列を
示すブロツク図、第３図は誤り訂正デコーダの一
例のブロツク図、第４図、第５図及び第６図は誤
り訂正デコーダの復号器の動作の説明に用いる図
である。１，９，１１はインターリーバ、８，１０は符
号器、１６，２２，２４はデインターリーバ、２
１，２３は復号器である。

Claims

【特許請求の範囲】１第１の配列状態にある複数チヤンネルの
PCMデータ系列の各々に含まれる１ワードとこ
れに対する第１のチエツクワードとからなる第１
のエラー訂正ブロツクが形成され、上記複数チヤ
ンネルのPCMデータ系列と上記第１のチエツク
ワード系列をチヤンネルごとに異なる時間遅延さ
せることによつて第２の配列状態とし、この第２
の配列状態にある複数チヤンネルのPCMデータ
系列と第１のチエツクワード系列との各々に含ま
れる１ワードとこれに対する第２のチエツクワー
ドとからなる第２のエラー訂正ブロツクとして伝
送されたデータを受信し、上記第２のチエツクワ
ードを用いて上記第２のエラー訂正ブロツクに対
する初段の復号を行い、次に第２の配列状態にあ
る複数チヤンネルのPCMデータ系列と第１のチ
エツクワード系列とをチヤンネルごとに異なる時
間遅延させることによつて第１の配列状態とし、
この後に第１のチエツクワードを用いて第１のエ
ラー訂正ブロツクに対する次段の復号を行うエラ
ー訂正方法であつて、上記前段の復号においては、上記第２のチエツ
クワードに対応して定まる最大検出訂正可能エラ
ー数に達しない所定数までのエラーを訂正すると
ともに、少なくともエラーが上記所定数を越えて
存在することが検出されたときには、そのエラー
訂正対象ブロツクのすべてのワードに対しエラー
の存在を指示するポインタを設定し、上記後段の復号においては、エラーシンドロームに基づいて検出されたエラ
ーの数が、上記第１のチエツクワードに対応して
定まる最大検出訂正可能なエラー数より小さく予
め設定された第１の値以下の場合は、そのエラー
訂正対象ブロツク内における上記前段の復号の際
に設定されたポインタの数が予め設定された第２
の値以下の場合に上記エラーシンドロームから求
められたエラーロケーシヨンに応じてエラー訂正
処理を行い、上記エラーシンドロームに基づいて検出された
エラーの数が上記第１の値を越える場合において
は、そのエラー訂正対象ブロツク内における上記
前段の復号の際に設定されたポインタの数が、上
記第１のチエツクワードに対応して定まる最大訂
正可能エラー数以下に予め設定された第３の値以
下のときに限り、このポインタで指示されるエラ
ーロケーシヨンを用いて上記ポインタ数のエラー
の訂正を行うようにしたことを特徴とするエラー
訂正方法。