JPH0582613B2 - - Google Patents
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- JPH0582613B2 JPH0582613B2 JP60057052A JP5705285A JPH0582613B2 JP H0582613 B2 JPH0582613 B2 JP H0582613B2 JP 60057052 A JP60057052 A JP 60057052A JP 5705285 A JP5705285 A JP 5705285A JP H0582613 B2 JPH0582613 B2 JP H0582613B2
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- 238000012937 correction Methods 0.000 claims description 29
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Classifications
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- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
- H03M13/03—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words
- H03M13/05—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words using block codes, i.e. a predetermined number of check bits joined to a predetermined number of information bits
- H03M13/13—Linear codes
- H03M13/15—Cyclic codes, i.e. cyclic shifts of codewords produce other codewords, e.g. codes defined by a generator polynomial, Bose-Chaudhuri-Hocquenghem [BCH] codes
- H03M13/151—Cyclic codes, i.e. cyclic shifts of codewords produce other codewords, e.g. codes defined by a generator polynomial, Bose-Chaudhuri-Hocquenghem [BCH] codes using error location or error correction polynomials
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- Error Detection And Correction (AREA)
- Detection And Correction Of Errors (AREA)
Description
〔技術分野〕
本発明は、誤り訂正の分野に関し、又、通信路
を対象とする信号処理において、並列処理を行な
う技術に関する。 本発明は、BCH符号の復号において、シンド
ローム生成、GCD（最大公約数）生成、誤り訂正
を行なう技術に関する。 本発明は、BCH符号の復号において、シンド
ローム生成、誤り位置多項式、誤り評価多項式の
導出、誤り位置、誤りの大きさの評価及び訂正の
実行の各ステツプを実行する３種類のセルを有
し、それらのセルを符号の能力に応じて、必要個
数だけ１次元状に並べた信号処理技術に関する。 〔従来技術〕 近年、メモリーシステムをはじめとする、各種
デイジタル・システムの信頼性向上の対策として
誤り検出／誤り訂正符号（以下、単に誤り訂正符
号という。）の適用が浸透してきている。 この誤り訂正符号には、対象とするシステムに
応じた種々のものがあるが、最も代表的なものは
巡回符号と呼ばれる線形符号の１クラスである。
これには、ランダム誤り訂正に適したBCH符号、
バースト誤り訂正に適したフアイア符号、更に
BCH符号の一種であり、バイト誤り訂正に適し
たRS（Reed−solomon）符号等が含まれる。な
かでも、RS符号は、同一符号長と訂正能力を持
つ線形符号の中で、最も冗長度を低くできるとい
う特徴を持つ、実用上非常に重要な符号であり、
衛星通信、磁気デイスク、コンパクトデイスク
（以下CDと呼ぶ。）等に広く利用されている。 このRS符号の復号法には種々のものがあり、
２ないし３程度の小さな訂正能力の符号に対する
復号器の装置化は比較的容易である。しかし、高
信頼性を得る為には、訂正能力や符号長を大きく
する必要がある。その場合、装置の規模及び制御
が非常に複雑になり、復号処理にかかる計算時間
も大きくなるといつた問題が生じる。 誤り訂正符号のBCH符号の復号方式には、ピ
ーターソンの方式とバーレカンプマツセイの方式
があり、従来、BCH符号の復号には訂正能力が
低い場合、ハードウエアの簡単さからピーターソ
ンの方式が用いられている。一方、バーレカンプ
マツセイの方式はハードウエアで実現する場合、
構成、制御が非常に複雑となり、実現化するのが
困難であつた。 この為、現在CDでは、CIRCと呼ばれる一種の
２重符号化を用いピーターソンの方法によつて復
号しているが、より高速性、高信頼性が要求され
るシステムで用いるには問題がある。又、通信路
においても、高速性、高信頼性が、必要な場合が
あり、ハードウエア的に実現するのは非常に困難
である場合があつた。その為に、ハード化の簡単
な方式の採用、又は、能力を制限することによつ
て実現されていた。例えば通信路符号化において
は、RS（リードソロモン）符号の２重訂正まで
が、実現できるかどうかという段階であつた。又
上述の処理をソフトウエア的に実現するのは、処
理時間がかかりすぎ、適用できなという問題点も
あつた。 以上の様に種々の問題から、訂正能力や符号長
の大きい高信頼性を有したRS復号法の実現が困
難であるという問題があつた。 〔目的〕 以上の点に鑑み、本願発明は、従来の通信路に
おける信号処理のアルゴリズムを並列処理に適し
たアルゴリズムに変形し、並列処理器を用いるこ
とにより、従来の欠点を除去することを目的とし
ている。 又しかし、並列処理には完全並列処理、局所並
列処理、パイプライン処理等があるが、従来のシ
リアル処理部に単に並列処理器を適用することは
不適当であると考えられるので、バーレカンプマ
ツセイの方式にシストリツクアルゴリズムの考え
方を応用し、実際にBCH符号の復号器或いは、
GCD（最大公約数）部、或いはシンドローム生成
部に適用するための具体的アルゴリズムを検討
し、特に誤り評価・訂正部について、それをハー
ドウエア的に実現する専用セルの設計を行うこと
を目的としている。 〔実施例〕 第１図に符号化通信システムのモデルを示す。
１００の情報源、１０１，１０２は、情報源、通
信路の符号化を行う部分で、１０３は通信路であ
る。１０４，１０５は、情報源、通信路の復号化
部分である。１０６が通信先のあて先である。 第２図に本発明適用の並列処理器による並列処
理を行うブロツク図を示す。第１図と同一部分は
同一符号を付す。１０７はヒストグラムセルで、
例えば、画像データの濃度情報に関するヒストグ
ラムを作成する完全並列処理器である。１０８は
ベクトル変換セルで、ヒストグラムセル１０７か
らのデータ例えば“１，２，３，４，５，６”を
それぞれａ，ｂというようにブロツク化してベク
トル変換するものである。又、１０９は前述した
RS符号を作成するセルである。そして、ヒスト
グラムセル１０７、ベクトル変換セル１０８、
RS符号化セル１０９が、第１図の符号化部に対
応する。又、１１０，１１１，１１２は、それぞ
れ前述のEvalセル、GCDセル、シンドロームセ
ルで第１図の復号部に対応するパイプライン処理
器である。１０５は伸長セルで、ヒストグラムセ
ル１０７、ベクトル変換セル１０８によつて、圧
縮されたデータを伸長させるセルである。これに
より通信路を対象とする信号処理において並列処
理器を用いた処理が可能となりセルを符号の能力
に応じて必要個数だけ１次元状に並べ、復号処理
をパイプライン化する事ができる。次にRS符号
に関するEvalセル１１０、GCDセル１１１、シ
ンドロームセル１１２のパイプライン処理に関す
る原理を述べる。 RS符号の原理 まず、RS符号の原理について述べる。RS符号
は、同一の符号長と訂正能力を持つ線形符号の中
で、最も冗長度を低くできるという特徴を持つ、
実用上非常に重要な符号である。 RS符号は、非二元BCH符号（Bose−
Chavdhuri−Hocquenghencode）の特別な場合
であり、有限体（以下、GFと略す。）GF(q)の元
で構成される。ここでは、ｑはGF(q)の元の数で
ある。このｑを用いると、RS符号を特徴づける
各種パラメータが以下のように定義される。 ●符 号 長：ｎ（一符号中のシンボル数） ｎ≦ｑ−１ (2-1) ●情報シンボル数：ｋ（一符号中の情報シンボル
数） ●検査シンボル数：ｎ−ｋ（一符号中の検査シン
ボル数） ｎ−ｋ＝dmin−１ (2-2) ●訂正能力：ｔ（一符号中の訂正できるシンボル
数） ｔ＝［dmin−１／２］ (2-3) （［ｘ］：ガウス記号…ｘを越えない最大の整
数） ここではdminは最小距離（ハミング距離）と
呼ばれるものである。これは、例えば、２つの
（ｎ，ｋ）RS符号語（符号長ｎ、情報シンボル数
ｋのRS符号語）ＦとＧが存在した時に、 Ｆ＝（f0，f1，……fo-1） (2-4) Ｇ＝（g0，g1，……go-1） (2-5) （各シンボルは、符号が定義されるGF(q)の元）
ＦとＧの対応する位置のシンボルが、互いに最低
dmin個は異つている事を意味する。 又、符号語Ｆに誤りＥが重なり受信語Ｒとなつ
た時、 Ｅ＝（e0，e1，……eo-1） (2-6) Ｒ＝（r0，r1，……ro-1） (2-7) ＝Ｆ＋Ｅ (2-8) ＝（f0＋e0，f1＋e1，……，fo-1eo-1） (2-9) Ｅの非零の元の数、すなわち生じた誤りの数がｔ
個以下であれば、後述する復号法によりＲを訂正
し、正しい符号語Ｆを得る事ができる。但し、 ［ｔ＋１個以上の誤りが生じると、誤訂正が行わ
れる。 ［dmin個以上の誤りが生じると、誤り検出すら
行われない可能性がある。 例） dmin＝５（ｔ＝２）のRS符号中に生じた
誤りの個数をｌとすると ｌ＝１の場合：単一誤り訂正可 ｌ＝２の場合：２重誤り訂正可 ｌ≧３の場合：誤り検出可（但し２重誤りと見な
される可能性あり。） ｌ≧４の場合：誤り検出可（但し単一誤りと見な
される可能性あり。） ｌ≧５の場合：誤り検出可（但し誤りなしと見な
される可能性あり。） 従つて、符号の設計を行う際には、システムに
どの程度のエラーレート改善率が要求されるの
か、そして、符号の誤り訂正能力内でどこまでの
誤り訂正を行うのか、といつた事を考慮にいれた
うえで設計を行わなければいけない。 符号化 まず、ここで符号語等の多項式表現について説
明する。 例えば、符号化したいｋ個の情報シンボルを Ｉ＝（i0，i1，……，iK-1） (2-10) とする時、これは次のように多項式表現される。 Ｉ(x)＝i0＋i1x＋i1x2＋…… ＋iK-2xK-2＋iK-1xK-1 (2-11) 同様に付加される（ｎ−ｋ）個の検査シンボル Ｃ＝（c0，c1，……co-K-1） (2-12) は、 Ｃ(x)＝c0＋c1x＋c2x2＋ ……co-K-1・xn-K-1 (2-13) 更に、これらをまとめた符号語Ｆ Ｆ＝（f0，f1，f2，……fo-1） (2-14) ＝c0，c1，……co-K-1，i0，i1，i2， ……iK-1） (2-15) は、 Ｆ(x)＝f0＋f1x＋f2x2＋ ……＋fo-2xn-2＋fo-1xn-1 (2-16) と多項式表現される。 次に、RS符号は最初に述べたように巡回符号
の一種であるが、巡回符号を特徴づけるものに、
符号化／復号の際に用いられる生成多項式Ｇ(x)が
ある。この生成多項式は、符号の検査シンボル数
（ｎ−ｋ）に等しい次数を持ち、かつ（xn-1）を
割り切るものでなければならないが、RS符号で
は、次のような式を用いる。 Ｇ(x)＝（ｘ−α）（ｘ−α2）……（ｘ−αn-K）
(2-17) （Ｇ(x)（ｘ−１）（ｘ−α）……（ｘ−αn-K-1）
でも可） ここでは、αは符号が定義される有限体GF(q)
の原始元である。 この（ｎ−ｋ）次の生成多項式を用いて、（ｎ，
ｋ）RS符号を得るには、以下のような手順をふ
む。 (i) 情報シンボル多項式(x)（（２−11）式）に
xn-Kを乗じる。 (ii) Ｉ(x)・xn-Kを生成多項式Ｇ(x)で割つた剰余多
項式Ｒ(x)とする。 Ｉ(x)・xn-K＝Ｑ(x)・Ｇ(x)＋Ｒ(x) (2-19) (iii) このＲ(x)を検査シンボル多項式Ｃ(x)におきか
え、Ｉ(x)・xn-Kに付加したものを符号語多項式
Ｆ(x)とする。 Ｆ(x)＝Ｉ(x)・xn-K−Ｃ(x)＝Ｑ(x)・Ｇ(x) (2-20) （２−20）式を見てもわかるように、符号語多
項式Ｆ(x)はそれを生成した生成多項式Ｇ(x)で割り
切る事ができる。ところが、（２−17）式の生成
多項式は、α，α2，……αn-Kという根を持つか
ら、符号語多項式Ｆ(x)はこの根を代入すると、次
式が成立する。 Ｆ（αi）＝Ｏ（ｉ＝１，２，……，o-K） (2-21) この（２−21）式を行列表現すると次のように
なる。（FTはＦの転置行列）
を対象とする信号処理において、並列処理を行な
う技術に関する。 本発明は、BCH符号の復号において、シンド
ローム生成、GCD（最大公約数）生成、誤り訂正
を行なう技術に関する。 本発明は、BCH符号の復号において、シンド
ローム生成、誤り位置多項式、誤り評価多項式の
導出、誤り位置、誤りの大きさの評価及び訂正の
実行の各ステツプを実行する３種類のセルを有
し、それらのセルを符号の能力に応じて、必要個
数だけ１次元状に並べた信号処理技術に関する。 〔従来技術〕 近年、メモリーシステムをはじめとする、各種
デイジタル・システムの信頼性向上の対策として
誤り検出／誤り訂正符号（以下、単に誤り訂正符
号という。）の適用が浸透してきている。 この誤り訂正符号には、対象とするシステムに
応じた種々のものがあるが、最も代表的なものは
巡回符号と呼ばれる線形符号の１クラスである。
これには、ランダム誤り訂正に適したBCH符号、
バースト誤り訂正に適したフアイア符号、更に
BCH符号の一種であり、バイト誤り訂正に適し
たRS（Reed−solomon）符号等が含まれる。な
かでも、RS符号は、同一符号長と訂正能力を持
つ線形符号の中で、最も冗長度を低くできるとい
う特徴を持つ、実用上非常に重要な符号であり、
衛星通信、磁気デイスク、コンパクトデイスク
（以下CDと呼ぶ。）等に広く利用されている。 このRS符号の復号法には種々のものがあり、
２ないし３程度の小さな訂正能力の符号に対する
復号器の装置化は比較的容易である。しかし、高
信頼性を得る為には、訂正能力や符号長を大きく
する必要がある。その場合、装置の規模及び制御
が非常に複雑になり、復号処理にかかる計算時間
も大きくなるといつた問題が生じる。 誤り訂正符号のBCH符号の復号方式には、ピ
ーターソンの方式とバーレカンプマツセイの方式
があり、従来、BCH符号の復号には訂正能力が
低い場合、ハードウエアの簡単さからピーターソ
ンの方式が用いられている。一方、バーレカンプ
マツセイの方式はハードウエアで実現する場合、
構成、制御が非常に複雑となり、実現化するのが
困難であつた。 この為、現在CDでは、CIRCと呼ばれる一種の
２重符号化を用いピーターソンの方法によつて復
号しているが、より高速性、高信頼性が要求され
るシステムで用いるには問題がある。又、通信路
においても、高速性、高信頼性が、必要な場合が
あり、ハードウエア的に実現するのは非常に困難
である場合があつた。その為に、ハード化の簡単
な方式の採用、又は、能力を制限することによつ
て実現されていた。例えば通信路符号化において
は、RS（リードソロモン）符号の２重訂正まで
が、実現できるかどうかという段階であつた。又
上述の処理をソフトウエア的に実現するのは、処
理時間がかかりすぎ、適用できなという問題点も
あつた。 以上の様に種々の問題から、訂正能力や符号長
の大きい高信頼性を有したRS復号法の実現が困
難であるという問題があつた。 〔目的〕 以上の点に鑑み、本願発明は、従来の通信路に
おける信号処理のアルゴリズムを並列処理に適し
たアルゴリズムに変形し、並列処理器を用いるこ
とにより、従来の欠点を除去することを目的とし
ている。 又しかし、並列処理には完全並列処理、局所並
列処理、パイプライン処理等があるが、従来のシ
リアル処理部に単に並列処理器を適用することは
不適当であると考えられるので、バーレカンプマ
ツセイの方式にシストリツクアルゴリズムの考え
方を応用し、実際にBCH符号の復号器或いは、
GCD（最大公約数）部、或いはシンドローム生成
部に適用するための具体的アルゴリズムを検討
し、特に誤り評価・訂正部について、それをハー
ドウエア的に実現する専用セルの設計を行うこと
を目的としている。 〔実施例〕 第１図に符号化通信システムのモデルを示す。
１００の情報源、１０１，１０２は、情報源、通
信路の符号化を行う部分で、１０３は通信路であ
る。１０４，１０５は、情報源、通信路の復号化
部分である。１０６が通信先のあて先である。 第２図に本発明適用の並列処理器による並列処
理を行うブロツク図を示す。第１図と同一部分は
同一符号を付す。１０７はヒストグラムセルで、
例えば、画像データの濃度情報に関するヒストグ
ラムを作成する完全並列処理器である。１０８は
ベクトル変換セルで、ヒストグラムセル１０７か
らのデータ例えば“１，２，３，４，５，６”を
それぞれａ，ｂというようにブロツク化してベク
トル変換するものである。又、１０９は前述した
RS符号を作成するセルである。そして、ヒスト
グラムセル１０７、ベクトル変換セル１０８、
RS符号化セル１０９が、第１図の符号化部に対
応する。又、１１０，１１１，１１２は、それぞ
れ前述のEvalセル、GCDセル、シンドロームセ
ルで第１図の復号部に対応するパイプライン処理
器である。１０５は伸長セルで、ヒストグラムセ
ル１０７、ベクトル変換セル１０８によつて、圧
縮されたデータを伸長させるセルである。これに
より通信路を対象とする信号処理において並列処
理器を用いた処理が可能となりセルを符号の能力
に応じて必要個数だけ１次元状に並べ、復号処理
をパイプライン化する事ができる。次にRS符号
に関するEvalセル１１０、GCDセル１１１、シ
ンドロームセル１１２のパイプライン処理に関す
る原理を述べる。 RS符号の原理 まず、RS符号の原理について述べる。RS符号
は、同一の符号長と訂正能力を持つ線形符号の中
で、最も冗長度を低くできるという特徴を持つ、
実用上非常に重要な符号である。 RS符号は、非二元BCH符号（Bose−
Chavdhuri−Hocquenghencode）の特別な場合
であり、有限体（以下、GFと略す。）GF(q)の元
で構成される。ここでは、ｑはGF(q)の元の数で
ある。このｑを用いると、RS符号を特徴づける
各種パラメータが以下のように定義される。 ●符 号 長：ｎ（一符号中のシンボル数） ｎ≦ｑ−１ (2-1) ●情報シンボル数：ｋ（一符号中の情報シンボル
数） ●検査シンボル数：ｎ−ｋ（一符号中の検査シン
ボル数） ｎ−ｋ＝dmin−１ (2-2) ●訂正能力：ｔ（一符号中の訂正できるシンボル
数） ｔ＝［dmin−１／２］ (2-3) （［ｘ］：ガウス記号…ｘを越えない最大の整
数） ここではdminは最小距離（ハミング距離）と
呼ばれるものである。これは、例えば、２つの
（ｎ，ｋ）RS符号語（符号長ｎ、情報シンボル数
ｋのRS符号語）ＦとＧが存在した時に、 Ｆ＝（f0，f1，……fo-1） (2-4) Ｇ＝（g0，g1，……go-1） (2-5) （各シンボルは、符号が定義されるGF(q)の元）
ＦとＧの対応する位置のシンボルが、互いに最低
dmin個は異つている事を意味する。 又、符号語Ｆに誤りＥが重なり受信語Ｒとなつ
た時、 Ｅ＝（e0，e1，……eo-1） (2-6) Ｒ＝（r0，r1，……ro-1） (2-7) ＝Ｆ＋Ｅ (2-8) ＝（f0＋e0，f1＋e1，……，fo-1eo-1） (2-9) Ｅの非零の元の数、すなわち生じた誤りの数がｔ
個以下であれば、後述する復号法によりＲを訂正
し、正しい符号語Ｆを得る事ができる。但し、 ［ｔ＋１個以上の誤りが生じると、誤訂正が行わ
れる。 ［dmin個以上の誤りが生じると、誤り検出すら
行われない可能性がある。 例） dmin＝５（ｔ＝２）のRS符号中に生じた
誤りの個数をｌとすると ｌ＝１の場合：単一誤り訂正可 ｌ＝２の場合：２重誤り訂正可 ｌ≧３の場合：誤り検出可（但し２重誤りと見な
される可能性あり。） ｌ≧４の場合：誤り検出可（但し単一誤りと見な
される可能性あり。） ｌ≧５の場合：誤り検出可（但し誤りなしと見な
される可能性あり。） 従つて、符号の設計を行う際には、システムに
どの程度のエラーレート改善率が要求されるの
か、そして、符号の誤り訂正能力内でどこまでの
誤り訂正を行うのか、といつた事を考慮にいれた
うえで設計を行わなければいけない。 符号化 まず、ここで符号語等の多項式表現について説
明する。 例えば、符号化したいｋ個の情報シンボルを Ｉ＝（i0，i1，……，iK-1） (2-10) とする時、これは次のように多項式表現される。 Ｉ(x)＝i0＋i1x＋i1x2＋…… ＋iK-2xK-2＋iK-1xK-1 (2-11) 同様に付加される（ｎ−ｋ）個の検査シンボル Ｃ＝（c0，c1，……co-K-1） (2-12) は、 Ｃ(x)＝c0＋c1x＋c2x2＋ ……co-K-1・xn-K-1 (2-13) 更に、これらをまとめた符号語Ｆ Ｆ＝（f0，f1，f2，……fo-1） (2-14) ＝c0，c1，……co-K-1，i0，i1，i2， ……iK-1） (2-15) は、 Ｆ(x)＝f0＋f1x＋f2x2＋ ……＋fo-2xn-2＋fo-1xn-1 (2-16) と多項式表現される。 次に、RS符号は最初に述べたように巡回符号
の一種であるが、巡回符号を特徴づけるものに、
符号化／復号の際に用いられる生成多項式Ｇ(x)が
ある。この生成多項式は、符号の検査シンボル数
（ｎ−ｋ）に等しい次数を持ち、かつ（xn-1）を
割り切るものでなければならないが、RS符号で
は、次のような式を用いる。 Ｇ(x)＝（ｘ−α）（ｘ−α2）……（ｘ−αn-K）
(2-17) （Ｇ(x)（ｘ−１）（ｘ−α）……（ｘ−αn-K-1）
でも可） ここでは、αは符号が定義される有限体GF(q)
の原始元である。 この（ｎ−ｋ）次の生成多項式を用いて、（ｎ，
ｋ）RS符号を得るには、以下のような手順をふ
む。 (i) 情報シンボル多項式(x)（（２−11）式）に
xn-Kを乗じる。 (ii) Ｉ(x)・xn-Kを生成多項式Ｇ(x)で割つた剰余多
項式Ｒ(x)とする。 Ｉ(x)・xn-K＝Ｑ(x)・Ｇ(x)＋Ｒ(x) (2-19) (iii) このＲ(x)を検査シンボル多項式Ｃ(x)におきか
え、Ｉ(x)・xn-Kに付加したものを符号語多項式
Ｆ(x)とする。 Ｆ(x)＝Ｉ(x)・xn-K−Ｃ(x)＝Ｑ(x)・Ｇ(x) (2-20) （２−20）式を見てもわかるように、符号語多
項式Ｆ(x)はそれを生成した生成多項式Ｇ(x)で割り
切る事ができる。ところが、（２−17）式の生成
多項式は、α，α2，……αn-Kという根を持つか
ら、符号語多項式Ｆ(x)はこの根を代入すると、次
式が成立する。 Ｆ（αi）＝Ｏ（ｉ＝１，２，……，o-K） (2-21) この（２−21）式を行列表現すると次のように
なる。（FTはＦの転置行列）
【表】
H〓FＴ＝
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １ BCH符号の復号を行なう信号処理装置にお
いて、 受信語に対するシンドロームを生成する第１の
処理手段と、 該第１の処理手段により生成されたシンドロー
ムの値に基づいて、誤り位置多項式及び誤り評価
多項式を導出する第２の処理手段と、 該第２の処理手段により導出された誤り位置多
項式及び誤り評価多項式に基づいて、誤りの位置
及び大きさを評価し、当該誤りの訂正を実行する
第３の処理手段とを具え、 前記第１、第２または第３の処理手段の少なく
とも１つにおいて、当該処理手段の処理を、前記
符号の訂正能力に応じて実行回数の定まる同一手
順の部分処理に分解し、該部分処理を実行可能な
セルを前記回数分１次元状に接続して設け、当該
セルの各々に前記部分処理のそれぞれを割り当て
て、前記処理をパイプライン処理によつて実行す
ることを特徴とする信号処理装置。 ２ 前記パイプライン処理によつて実行される処
理は、前記第１の処理手段によるシンドロームの
生成であつて、前記部分処理として、当該シンド
ロームの生成を、符号の訂正能力によつて次数の
定まるシンドローム多項式の各係数の生成に分解
し、前記各セルは、それぞれに与えられた変数値
により受信多項式の値を求めて前記各係数の１つ
を生成することを特徴とする特許請求の範囲第１
項記載の信号処理装置。 ３ 前記パイプライン処理によつて実行される処
理は、前記第２の処理手段による誤り位置多項式
及び誤り評価多項式の導出であつて、当該導出
は、符号の訂正能力によつて次数の定まる２つの
多項式の最大公約多項式を求めるユークリツドの
互除法を用いて行われ、前記部分処理として、前
記互除法における繰り返し演算を１回の演算にお
ける次数の変化を高々１回として繰り返すように
し、前記各セルは、前記繰り返し演算の各１回を
実行することを特徴とする特許請求の範囲第１項
記載の信号処理装置。 ４ 前記パイプライン処理によつて実行される処
理は、前記第３の処理手段による誤りの位置及び
大きさの評価であつて、当該評価は誤り位置多項
式とその導関数及び誤り評価多項式の値を求める
ことによつて行われ、前記部分処理として、符号
の訂正能力によつて次数の定まる前記各多項式の
値の計算を、当該次数に応じた積和演算の繰り返
しに分解し、前記各セルにより、当該積和演算の
各１回を実行することを特徴とする特許請求の範
囲第１項記載の信号処理装置。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP60057052A JPS61216045A (ja) | 1985-03-21 | 1985-03-21 | 信号処理装置 |
| US06/841,771 US4747103A (en) | 1985-03-21 | 1986-03-20 | Signal processing apparatus for correcting decoding errors |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP60057052A JPS61216045A (ja) | 1985-03-21 | 1985-03-21 | 信号処理装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS61216045A JPS61216045A (ja) | 1986-09-25 |
| JPH0582613B2 true JPH0582613B2 (ja) | 1993-11-19 |
Family
ID=13044672
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP60057052A Granted JPS61216045A (ja) | 1985-03-21 | 1985-03-21 | 信号処理装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS61216045A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2007220260A (ja) * | 2006-02-20 | 2007-08-30 | Toshiba Corp | 半導体記憶装置 |
| JP2007234086A (ja) * | 2006-02-27 | 2007-09-13 | Toshiba Corp | 半導体記憶装置 |
-
1985
- 1985-03-21 JP JP60057052A patent/JPS61216045A/ja active Granted
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2007220260A (ja) * | 2006-02-20 | 2007-08-30 | Toshiba Corp | 半導体記憶装置 |
| JP2007234086A (ja) * | 2006-02-27 | 2007-09-13 | Toshiba Corp | 半導体記憶装置 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS61216045A (ja) | 1986-09-25 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| EXPY | Cancellation because of completion of term |