JPH0778968B2 - 軟判定復号方法 - Google Patents
軟判定復号方法Info
- Publication number
- JPH0778968B2 JPH0778968B2 JP61028829A JP2882986A JPH0778968B2 JP H0778968 B2 JPH0778968 B2 JP H0778968B2 JP 61028829 A JP61028829 A JP 61028829A JP 2882986 A JP2882986 A JP 2882986A JP H0778968 B2 JPH0778968 B2 JP H0778968B2
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- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- erasure
- error correction
- error
- code
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- 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.)
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- Error Detection And Correction (AREA)
- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 〔発明の利用分野〕 本発明はエラー訂正方式に係り、特に受信又は再生信号
の持つアナログ的な情報を利用して訂正する、いわゆる
軟判定復号方式に関する。
の持つアナログ的な情報を利用して訂正する、いわゆる
軟判定復号方式に関する。
近年LSI技術の発達に伴ない、エラー訂正符号はコンピ
ュータの各種記憶装置から家庭用オーディオ機器に至る
まで広く応用されるようになってきた。このエラー訂正
符号の復号には、再生信号を“0"又は“1"の硬判定デー
タに変換した後エラー訂正する硬判定復号法と、再生信
号のアナログ値を硬判定データの信頼度として利用しエ
ラー訂正する軟判定復号法がある。従来、硬判定復号法
は小規模なハードウェアで実現できるため広く用いられ
ている。しかし、近年半導体技術の進歩などに伴ない、
ハードウェア量は余り問題とならなくなり、硬判定復号
法よりもさらに２〜3dB復号効率の高い軟判定復号法が
注目されるようになってきた。
ュータの各種記憶装置から家庭用オーディオ機器に至る
まで広く応用されるようになってきた。このエラー訂正
符号の復号には、再生信号を“0"又は“1"の硬判定デー
タに変換した後エラー訂正する硬判定復号法と、再生信
号のアナログ値を硬判定データの信頼度として利用しエ
ラー訂正する軟判定復号法がある。従来、硬判定復号法
は小規模なハードウェアで実現できるため広く用いられ
ている。しかし、近年半導体技術の進歩などに伴ない、
ハードウェア量は余り問題とならなくなり、硬判定復号
法よりもさらに２〜3dB復号効率の高い軟判定復号法が
注目されるようになってきた。
数ある軟判定復号法の中でGMD（Generalized Minimum D
istance）リチャード・イー・ブラット著の「セオリー
アンド プラクティス オブ エラー コントロール
コーズ」の464頁〜473頁：アディソン ウェズリ パ
ブリシィング カンパニー,1983年（Richard E.Blahut
“Thory andpractice of error control codes",p.464
〜p.473,Addison−Wesley Publishing Company,198
3））は信号処理が比較的簡単でしかも復号効率の高い
復号法として知られている。以下、第５図のフローチャ
ートと第２図の波形図を用いGMD復号法の復号手順を説
明していく。
istance）リチャード・イー・ブラット著の「セオリー
アンド プラクティス オブ エラー コントロール
コーズ」の464頁〜473頁：アディソン ウェズリ パ
ブリシィング カンパニー,1983年（Richard E.Blahut
“Thory andpractice of error control codes",p.464
〜p.473,Addison−Wesley Publishing Company,198
3））は信号処理が比較的簡単でしかも復号効率の高い
復号法として知られている。以下、第５図のフローチャ
ートと第２図の波形図を用いGMD復号法の復号手順を説
明していく。
まず、第２図に示すような再生信号ａの出力電圧が負又
は正かを判定することで“0"又は“1"の硬判定データｂ
と、再生信号ａの出力電圧に比例した区間〔−1,＋１〕
の値をとる信頼度データｃに変換する。つぎに、ｎビッ
トから成るエラー訂正の基本単位である符号語ごとに、
すなわち信頼度データの絶対値の対さい方からｄ−１個
の硬判定データを選び、それを信頼度順に並べる。ただ
し、ｄはエラー訂正符号の最小ハミング距離を示す。そ
して、信頼度の低い方からｌ個（初期値は０）の硬判定
データをイレージャとし、エラー訂正及びイレージャ訂
正することで候補となる符号語Clを生成する。その後、
符号後Clの“1"を“1",“0"を“−1"に変換した系列
Cl′と、再生信号の信頼度データ系列Ｒとの内積Cl′・
Ｒを求める。つぎに、内積Cl′・Ｒが不等式 Cl′・Ｒ＞ｎ−ｄ を満たすか否かを判定し、不等式が成立する場合はCl出
力し、不成立の場合はｌ＝ｌ＋２とし先ほどと同様の処
理を繰り返す。ｌがｄ−１を越えた場合はエラー訂正能
力を上回るエラーが発生したとする。
は正かを判定することで“0"又は“1"の硬判定データｂ
と、再生信号ａの出力電圧に比例した区間〔−1,＋１〕
の値をとる信頼度データｃに変換する。つぎに、ｎビッ
トから成るエラー訂正の基本単位である符号語ごとに、
すなわち信頼度データの絶対値の対さい方からｄ−１個
の硬判定データを選び、それを信頼度順に並べる。ただ
し、ｄはエラー訂正符号の最小ハミング距離を示す。そ
して、信頼度の低い方からｌ個（初期値は０）の硬判定
データをイレージャとし、エラー訂正及びイレージャ訂
正することで候補となる符号語Clを生成する。その後、
符号後Clの“1"を“1",“0"を“−1"に変換した系列
Cl′と、再生信号の信頼度データ系列Ｒとの内積Cl′・
Ｒを求める。つぎに、内積Cl′・Ｒが不等式 Cl′・Ｒ＞ｎ−ｄ を満たすか否かを判定し、不等式が成立する場合はCl出
力し、不成立の場合はｌ＝ｌ＋２とし先ほどと同様の処
理を繰り返す。ｌがｄ−１を越えた場合はエラー訂正能
力を上回るエラーが発生したとする。
上記GMD復号法においては、信頼度の低い方からｄ−１
個の硬判定データを選びそれを信頼度順に並べる処理は
複雑であり、大規模なハードウェア、またはマイクロコ
ンピュータなどを用いてソフトプログラム処理する場合
は長時間の処理を必要とし、GMD復号法を実用化する上
で重大なる障害となっていた。
個の硬判定データを選びそれを信頼度順に並べる処理は
複雑であり、大規模なハードウェア、またはマイクロコ
ンピュータなどを用いてソフトプログラム処理する場合
は長時間の処理を必要とし、GMD復号法を実用化する上
で重大なる障害となっていた。
本発明の目的は、簡単な信号処理でかつ復号効率を劣化
させない軟判定復号方式を提供することにある。
させない軟判定復号方式を提供することにある。
GMD復号法では、再生信号の信頼度を比較することによ
り、イレージャとする硬判定データの設定を行ってい
た。
り、イレージャとする硬判定データの設定を行ってい
た。
この替わりに本発明では、第６図に示すような±θ（０
＜θ＜１）の閾値を設定し、再生信号の信頼度が閾値内
となる硬判定データは総て不確かデータとする。不確か
データがｄ−１ビット以下のときは不確かデータをその
ままイレージャ候補とする。不確かデータがｄビット以
上のときは、その中から任意のｄ−１ビットをイレージ
ャ候補とする。また、イレージャ候補の間の信頼度によ
る順序付けは行わず、任意の規則で順序付けする。例え
ば、再生順の早い方から高々ｄ−１ビットの不確かデー
タを無条件にイレージャ候補とし、再生順に順序付けす
ると復号に要する信号処理は著しく簡単になる。
＜θ＜１）の閾値を設定し、再生信号の信頼度が閾値内
となる硬判定データは総て不確かデータとする。不確か
データがｄ−１ビット以下のときは不確かデータをその
ままイレージャ候補とする。不確かデータがｄビット以
上のときは、その中から任意のｄ−１ビットをイレージ
ャ候補とする。また、イレージャ候補の間の信頼度によ
る順序付けは行わず、任意の規則で順序付けする。例え
ば、再生順の早い方から高々ｄ−１ビットの不確かデー
タを無条件にイレージャ候補とし、再生順に順序付けす
ると復号に要する信号処理は著しく簡単になる。
その後の処理は従来例と同様に、エラー訂正及びイレー
ジャ訂正を繰り返すことで複数個の候補となる符号語を
生成し、その中で再生信号との内積がｎ−ｄより大きく
なる符号語を出力する。
ジャ訂正を繰り返すことで複数個の候補となる符号語を
生成し、その中で再生信号との内積がｎ−ｄより大きく
なる符号語を出力する。
上記発明によれば復号に要する信号処理は著しく簡単と
なる。また、イレージャ候補データの間の信頼度による
順序付けすることにより正しい符号語が候補符号語とな
る確率は小さく、不確かデータ数の平均がｄ−１ビット
となるように閾値を設定することで、GMD復号法に対す
る復号効率の劣化をほとんどなくすことが出来る。
なる。また、イレージャ候補データの間の信頼度による
順序付けすることにより正しい符号語が候補符号語とな
る確率は小さく、不確かデータ数の平均がｄ−１ビット
となるように閾値を設定することで、GMD復号法に対す
る復号効率の劣化をほとんどなくすことが出来る。
以下、符号長ｎが15ビット、情報点数ｋが７ビット、最
小ハミング距離ｄが５であるBCH（15,7,5）符号を例に
とり、第１〜第３図を用いた本発明の動作を説明する。
小ハミング距離ｄが５であるBCH（15,7,5）符号を例に
とり、第１〜第３図を用いた本発明の動作を説明する。
入力端子１より入力する第２図に示す再生信号ａは、A/
D本換器２により“0"又は“1"からなる硬判データｂ
と、その信頼度を示す信頼度データｃに変換する。シン
ドローム演算回路３では、BCH符号の１つの符号語を構
成する15ビット毎に硬判定データｂからシンドロームを
計算する。イレージャ位置検出回路４では、まず、信頼
度データｃがあらかじめ定めた閾値（この例では±1/
4）以内となる硬判定データを不確かデータｅとする
（記号＊で示す）。つぎに不確かデータｅがｄ−１（＝
５−１＝４）個以下の場合は、不確かデータｅをそのま
まイレージャ候補ｆとする（記号＊で示す）。第３図の
ように不確かデータｅ′がｄ−１個以上の場合は、その
中から一定の規則で、例えば第３図のｆ′に示すように
再生順序の早い方からｄ−１個をイレージャ候補とする
（記号＊で示す）。
D本換器２により“0"又は“1"からなる硬判データｂ
と、その信頼度を示す信頼度データｃに変換する。シン
ドローム演算回路３では、BCH符号の１つの符号語を構
成する15ビット毎に硬判定データｂからシンドロームを
計算する。イレージャ位置検出回路４では、まず、信頼
度データｃがあらかじめ定めた閾値（この例では±1/
4）以内となる硬判定データを不確かデータｅとする
（記号＊で示す）。つぎに不確かデータｅがｄ−１（＝
５−１＝４）個以下の場合は、不確かデータｅをそのま
まイレージャ候補ｆとする（記号＊で示す）。第３図の
ように不確かデータｅ′がｄ−１個以上の場合は、その
中から一定の規則で、例えば第３図のｆ′に示すように
再生順序の早い方からｄ−１個をイレージャ候補とする
（記号＊で示す）。
２エラー訂正回路５では、シンドローム演算回路３から
得るシンドロームをもとに高々２個のエラーei,ejを求
める。
得るシンドロームをもとに高々２個のエラーei,ejを求
める。
１エラー２イレージャ訂正回路６では、シンドロームと
イレージャ位置検出回路４から得るｉまたはi,j（第２
図ではｉ＝3,j＝8,第３図ではｉ＝3,j＝７）のイレージ
ャ情報を利用することで、高々３個のエラーei,ej,ekを
求める。ただし、イレージャが与えられない場合は、こ
のエラー訂正回路は訂正不能とする。
イレージャ位置検出回路４から得るｉまたはi,j（第２
図ではｉ＝3,j＝8,第３図ではｉ＝3,j＝７）のイレージ
ャ情報を利用することで、高々３個のエラーei,ej,ekを
求める。ただし、イレージャが与えられない場合は、こ
のエラー訂正回路は訂正不能とする。
４イレージャ訂正回路７では、シンドロームとi,j,kま
たはi,j,k,l（第２図ではｉ＝3,j＝8,k＝15,第３図では
ｉ＝3,j＝7,k＝8,l＝12）のイレージャ情報を利用する
ことで、高々４個のエラーei,ej,ek,elを求める。ただ
し、イレージャが２個以下しか与えられない場合は、こ
のエラー訂正回路は訂正不能とする。
たはi,j,k,l（第２図ではｉ＝3,j＝8,k＝15,第３図では
ｉ＝3,j＝7,k＝8,l＝12）のイレージャ情報を利用する
ことで、高々４個のエラーei,ej,ek,elを求める。ただ
し、イレージャが２個以下しか与えられない場合は、こ
のエラー訂正回路は訂正不能とする。
また、15ビットから成る符号語ごとにあらかじめ再生信
号の信頼度の絶対値｜αi|の総和γ（第２図の例では、 を演算回路８により計算しておく。そして、演算回路9,
10,11によりγから各エラー位置の信頼度の絶対値の２
倍を減算することで、エラー訂正回路5,6,7により訂正
した符号語と再生信号との内積を求める。ただし、エラ
ー訂正回路5,6,7が訂正不能の場合は、それぞれ内積演
算回路9,10,11の値をｎ−ｄ（＝15−５＝10）以下にセ
ットする。
号の信頼度の絶対値｜αi|の総和γ（第２図の例では、 を演算回路８により計算しておく。そして、演算回路9,
10,11によりγから各エラー位置の信頼度の絶対値の２
倍を減算することで、エラー訂正回路5,6,7により訂正
した符号語と再生信号との内積を求める。ただし、エラ
ー訂正回路5,6,7が訂正不能の場合は、それぞれ内積演
算回路9,10,11の値をｎ−ｄ（＝15−５＝10）以下にセ
ットする。
判定回路12,13,14では、それぞれ演算回路9,10,11で求
めた内積値がｎ−ｄより大きいか否かの判定を行なう。
めた内積値がｎ−ｄより大きいか否かの判定を行なう。
前述の文献によれば再生信号の信頼度系列との内積がｎ
−ｄより大きくなる符号語は高々１個しか存在しないこ
とが保証されており、判定回路12,13,14の中で内積値が
ｎ−ｄより大きくなる場合が２個以上であってもそれは
同一の符号語であるから、その中から適当に１つを選び
そのときのエラーをメモリ15に記憶し、それを遅延回路
16から出力する硬判定データとＥ−OR（Exclusive OR）
ゲートにより排他的論理和をとることでエラーを訂正
し、訂正データを出力端子20から出力する。
−ｄより大きくなる符号語は高々１個しか存在しないこ
とが保証されており、判定回路12,13,14の中で内積値が
ｎ−ｄより大きくなる場合が２個以上であってもそれは
同一の符号語であるから、その中から適当に１つを選び
そのときのエラーをメモリ15に記憶し、それを遅延回路
16から出力する硬判定データとＥ−OR（Exclusive OR）
ゲートにより排他的論理和をとることでエラーを訂正
し、訂正データを出力端子20から出力する。
３つの内積値が共にｎ−ｄ以下となる場合は、訂正能力
を上回るエラーが発生した場合であり、ANDゲート18か
らのエラー検出信号を出力端子20から出力する。
を上回るエラーが発生した場合であり、ANDゲート18か
らのエラー検出信号を出力端子20から出力する。
本実施例では本発明をハードウェアにより実現したが、
例えばマイクロコンピュータを利用することでソフトウ
ェアプログラムにより実現することも可能である。以
下、第４図のフローチャートを用いてソフトウェアプロ
グラムによる処理手順を説明していく。
例えばマイクロコンピュータを利用することでソフトウ
ェアプログラムにより実現することも可能である。以
下、第４図のフローチャートを用いてソフトウェアプロ
グラムによる処理手順を説明していく。
まず、再生信号を硬判定データと信頼度データに変換す
る。つぎに、１つの符号語を構成するｎビットごとに、
信頼度が閾値内にある硬判定データの中から再生順の早
い方から高々ｄ−１個をイレージャ候補とし、それを再
生順に並べる。そして、ｌ個（初期値は０）の硬判定デ
ータをイレージャとし、エラー及びイレージャ訂正する
ことで候補となる符号語Clを生成する。その語、符号語
Clの“1"を“＋1",“0"を“−1"に変換した系列Cl′と
再生信号の信頼度データ系列Ｒとの内積Cl′・Ｒを求め
る。内積Cl′・Ｒが不等式 Cl′・Ｒ＞ｎ−ｄ を満たすか否かを判定し、不等式が成立する場合はClを
出力する。不成立の場合はｌ＝ｌ＋２とし、ｌがＳ＋２
以上となる場合はエラー訂正能力を上回るエラーが発生
した場合でありエラー検出信号を出力する。ｌがＳ＋１
の場合はｌ＝ｌ−１とし先程と同様の処理を繰り返す。
ｌがＳ以下の場合はそのまま先程と同様の処理を繰り返
す。
る。つぎに、１つの符号語を構成するｎビットごとに、
信頼度が閾値内にある硬判定データの中から再生順の早
い方から高々ｄ−１個をイレージャ候補とし、それを再
生順に並べる。そして、ｌ個（初期値は０）の硬判定デ
ータをイレージャとし、エラー及びイレージャ訂正する
ことで候補となる符号語Clを生成する。その語、符号語
Clの“1"を“＋1",“0"を“−1"に変換した系列Cl′と
再生信号の信頼度データ系列Ｒとの内積Cl′・Ｒを求め
る。内積Cl′・Ｒが不等式 Cl′・Ｒ＞ｎ−ｄ を満たすか否かを判定し、不等式が成立する場合はClを
出力する。不成立の場合はｌ＝ｌ＋２とし、ｌがＳ＋２
以上となる場合はエラー訂正能力を上回るエラーが発生
した場合でありエラー検出信号を出力する。ｌがＳ＋１
の場合はｌ＝ｌ−１とし先程と同様の処理を繰り返す。
ｌがＳ以下の場合はそのまま先程と同様の処理を繰り返
す。
本実施例では、ビットエラー訂正符号であるBCH符号を
例にとり本発明の動作を説明したが、例えばリードソロ
モン符号のようなバイトエラー訂正符号に対しても本発
明は容易に適用できることは言うまでもない。
例にとり本発明の動作を説明したが、例えばリードソロ
モン符号のようなバイトエラー訂正符号に対しても本発
明は容易に適用できることは言うまでもない。
本発明によれば、再生信号の信頼度を単純に比較するこ
とでイレージャの設定をするようにしたため、ハードウ
ェアで実現する場合は回路規模を大幅に縮小化でき、ソ
フトウェアで実現する場合は処理時間を大幅に短縮化す
ることができ、その結果軟判定復号法を実現することが
可能となった。
とでイレージャの設定をするようにしたため、ハードウ
ェアで実現する場合は回路規模を大幅に縮小化でき、ソ
フトウェアで実現する場合は処理時間を大幅に短縮化す
ることができ、その結果軟判定復号法を実現することが
可能となった。
第１図は本発明の一実施例を示す図、第２図及び第３図
は第１図の実施例の動作を示す図、第４図は本発明の処
理過程を示すフローチャート図、第５図は従来例を示す
図、第６図は閾値の設定の状態を示す図である。 １……信号入力端子、２……A/D変換器、３……シンド
ローム演算回路、４……イレージャ位置検出回路、5,6,
7……エラー訂正回路、8,9,10,11……内積演算回路、1
2,13,14……判定回路、15,16……メモリ、17……排他的
論理和ゲート、18……論理積ゲート、19,20……信号出
力の端子
は第１図の実施例の動作を示す図、第４図は本発明の処
理過程を示すフローチャート図、第５図は従来例を示す
図、第６図は閾値の設定の状態を示す図である。 １……信号入力端子、２……A/D変換器、３……シンド
ローム演算回路、４……イレージャ位置検出回路、5,6,
7……エラー訂正回路、8,9,10,11……内積演算回路、1
2,13,14……判定回路、15,16……メモリ、17……排他的
論理和ゲート、18……論理積ゲート、19,20……信号出
力の端子
フロントページの続き (72)発明者 泉田 守司 東京都国分寺市東恋ヶ窪１丁目280番地 株式会社日立製作所中央研究所内 (72)発明者 三田 誠一 東京都国分寺市東恋ヶ窪１丁目280番地 株式会社日立製作所中央研究所内 (72)発明者 斎藤 章 茨城県勝田市大字稲田1410番地 株式会社 日立製作所東海工場内 (72)発明者 金子 守 神奈川県横浜市戸塚区吉田町292番地 日 立ビデオエンジニアリング株式会社内 (72)発明者 天野 哲也 神奈川県横浜市戸塚区吉田町292番地 日 立ビデオエンジニアリング株式会社内 (56)参考文献 特開 昭62−258530（ＪＰ，Ａ)
Claims (1)
- 【請求項１】記録又伝送するエラー訂正符号の復号にお
いて、 再生又は受信信号の信頼度があらかじめ定めた範囲内の
硬判定データを不確かデータとし、 上記不確かデータ数がｄ−１個（d:エラー訂正符号の最
小ハミング距離）以下のときは上記不確かデータをその
ままイレージャ候補とし、 上記不確かデータ数がｄ個以上のときは再生又は受信の
早い方からｄ−１個の不確かデータを順番に順序付けし
てイレージャ候補とし、 上記イレージャ候補をエラー訂正及びイレージャ訂正す
ることで複数個の候補となる符号語を生成し、 その中で再生信号との内積がｎ−ｄ（n:エラー訂正符号
の符号長）より大きくなる符号語が存在する場合はそれ
を復号し、 存在しない場合は訂正不能を示すエラー検出信号を出力
することを特徴とする軟判定復号方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61028829A JPH0778968B2 (ja) | 1986-02-14 | 1986-02-14 | 軟判定復号方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61028829A JPH0778968B2 (ja) | 1986-02-14 | 1986-02-14 | 軟判定復号方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS62188075A JPS62188075A (ja) | 1987-08-17 |
| JPH0778968B2 true JPH0778968B2 (ja) | 1995-08-23 |
Family
ID=12259275
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP61028829A Expired - Lifetime JPH0778968B2 (ja) | 1986-02-14 | 1986-02-14 | 軟判定復号方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0778968B2 (ja) |
Families Citing this family (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| DE3707152C2 (de) * | 1987-03-06 | 1995-06-14 | Blaupunkt Werke Gmbh | RDS-Empfänger |
| US5379305A (en) * | 1992-07-20 | 1995-01-03 | Digital Equipment Corporation | Error correction system with selectable error correction capabilities |
| WO2002069545A1 (de) * | 2001-02-28 | 2002-09-06 | Infineon Technologies Ag | Verfahren und vorrichtung zur fehlerkorrektur von datenblöcken in abhängigkeit von fehlerprüf- und softbit-informationen |
| US7036068B2 (en) * | 2001-07-25 | 2006-04-25 | Hewlett-Packard Development Company, L.P. | Error correction coding and decoding in a solid-state storage device |
-
1986
- 1986-02-14 JP JP61028829A patent/JPH0778968B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS62188075A (ja) | 1987-08-17 |
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