JPH0783276B2 - 誤り訂正符号の復号方法 - Google Patents
誤り訂正符号の復号方法Info
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- JPH0783276B2 JPH0783276B2 JP9166186A JP9166186A JPH0783276B2 JP H0783276 B2 JPH0783276 B2 JP H0783276B2 JP 9166186 A JP9166186 A JP 9166186A JP 9166186 A JP9166186 A JP 9166186A JP H0783276 B2 JPH0783276 B2 JP H0783276B2
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Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、誤り訂正符号の復号方法に関し、特に、ラン
ダム誤り、バースト誤り共に強力な訂正が可能な誤り訂
正符号の復号方法に関する。
ダム誤り、バースト誤り共に強力な訂正が可能な誤り訂
正符号の復号方法に関する。
本発明は、符号間最小距離がｄの誤り訂正符号の復号方
法において、連続するエラーシンボルより成るエラーブ
ロックの個数をｉ、これらのエラーブロックのうちの第
ｊ番目のブロックのエラーシンボル数をajとし、これら
のｉとajとについて、 の不等式を満たす範囲で、上記エラーブロックの各基準
位置を検出することにより各エラーブロック内のそれぞ
れ全てのエラーシンボルの位置を決定し、これらの位置
決定されたエラーシンボルについて誤り消失訂正を行う
ことにより、ランダム誤り及びバースト誤りの双方に対
して強力な誤り訂正を可能とするものである。
法において、連続するエラーシンボルより成るエラーブ
ロックの個数をｉ、これらのエラーブロックのうちの第
ｊ番目のブロックのエラーシンボル数をajとし、これら
のｉとajとについて、 の不等式を満たす範囲で、上記エラーブロックの各基準
位置を検出することにより各エラーブロック内のそれぞ
れ全てのエラーシンボルの位置を決定し、これらの位置
決定されたエラーシンボルについて誤り消失訂正を行う
ことにより、ランダム誤り及びバースト誤りの双方に対
して強力な誤り訂正を可能とするものである。
ディジタルデータのｋシンボルに対して、所謂リード・
ソロモン（Reed Solomon）符号等の最適誤り訂正符号を
用いた符号化が施されることにより、（ｎ−ｋ）シンボ
ル（ｎ、ｋは正の整数）の検査シンボルが付加されて成
る符号系においては、符号間最小距離ｄが（ｎ−ｋ＋
１）となっている。この距離ｄと、位置のわかっていな
い誤りを検出し訂正する誤り検出訂正可能なシンボル数
ｔ及び位置のわかっている誤りを訂正する誤り消失訂正
（イレージャ訂正）可能なシンボル数ｓとの間には、 ｄ−１≧2t＋ｓ の関係が成立することが一般に知られている。
ソロモン（Reed Solomon）符号等の最適誤り訂正符号を
用いた符号化が施されることにより、（ｎ−ｋ）シンボ
ル（ｎ、ｋは正の整数）の検査シンボルが付加されて成
る符号系においては、符号間最小距離ｄが（ｎ−ｋ＋
１）となっている。この距離ｄと、位置のわかっていな
い誤りを検出し訂正する誤り検出訂正可能なシンボル数
ｔ及び位置のわかっている誤りを訂正する誤り消失訂正
（イレージャ訂正）可能なシンボル数ｓとの間には、 ｄ−１≧2t＋ｓ の関係が成立することが一般に知られている。
たとえば、ｋ＝200、ｎ＝216のリード・ソロモン符号に
おける検査シンボル（チェックシンボル）の個数は16で
あり、上記距離ｄは17となるから、最大８シンボルまで
の誤り検出訂正が可能であり、又は、最大16シンボルま
での誤り消失訂正が可能である。
おける検査シンボル（チェックシンボル）の個数は16で
あり、上記距離ｄは17となるから、最大８シンボルまで
の誤り検出訂正が可能であり、又は、最大16シンボルま
での誤り消失訂正が可能である。
ところで、光磁気ディスク等にデータを記録する場合に
おいて、例えば第２図に示すような２次元配列のデータ
マトリクスをRAM等のメモリ上に展開し、一方向（図中
横方向）に上記リード・ソロモン符号等による符合化を
行い、これと直行する方向（図中縦方向）に順次読み出
してディスク上に書き込むようなことが行われている。
この第２図の例においては、ディスクの１セクタに対し
てオリジナルデータ（冗長データを含まない元のデー
タ）512バイトが割り当てられるものとして、図中横方
向に128バイトで縦方向に４ブロック（４段）の計512バ
イトのオリジナルデータによる２次元配列を構成してい
る。この512バイトのデータに対して、４バイトのCRC符
号を付加し、さらに上記各ブロックに対して16バイト
（上記１セクタ当たりでは64バイト）のリード・ソロモ
ン符号等によるチェックバイトを付加している。従っ
て、上記各ブロックのデータ（１ブロック145バイト）
に対して、８バイトまでの誤り検出訂正が可能となって
いる。なお、図中の数字はデータ書き込み順次を示す。
おいて、例えば第２図に示すような２次元配列のデータ
マトリクスをRAM等のメモリ上に展開し、一方向（図中
横方向）に上記リード・ソロモン符号等による符合化を
行い、これと直行する方向（図中縦方向）に順次読み出
してディスク上に書き込むようなことが行われている。
この第２図の例においては、ディスクの１セクタに対し
てオリジナルデータ（冗長データを含まない元のデー
タ）512バイトが割り当てられるものとして、図中横方
向に128バイトで縦方向に４ブロック（４段）の計512バ
イトのオリジナルデータによる２次元配列を構成してい
る。この512バイトのデータに対して、４バイトのCRC符
号を付加し、さらに上記各ブロックに対して16バイト
（上記１セクタ当たりでは64バイト）のリード・ソロモ
ン符号等によるチェックバイトを付加している。従っ
て、上記各ブロックのデータ（１ブロック145バイト）
に対して、８バイトまでの誤り検出訂正が可能となって
いる。なお、図中の数字はデータ書き込み順次を示す。
このような記録フォーマットに基づいてデータが記録さ
れたディスクに傷や塵埃の付着等が生じた場合には、連
続的な誤り、所謂バーストエラーが発生し、上記１つの
ブロックの145バイトのデータに対して９バイト以上の
誤りが生ずることがある。これは、ディスク上では連続
する36バイト以上の誤りに対応し、光磁気ディスクのよ
うな極めて高い記録密度の媒体にあっては、僅かの傷や
微小な塵埃でもこの程度のバーストエラーの原因となり
得るものである。このような１ブロックに対し９バイト
以上の、すなわち上記誤り検出訂正能力を越えた誤りが
生ずると、誤り訂正が不可能となってしまう。
れたディスクに傷や塵埃の付着等が生じた場合には、連
続的な誤り、所謂バーストエラーが発生し、上記１つの
ブロックの145バイトのデータに対して９バイト以上の
誤りが生ずることがある。これは、ディスク上では連続
する36バイト以上の誤りに対応し、光磁気ディスクのよ
うな極めて高い記録密度の媒体にあっては、僅かの傷や
微小な塵埃でもこの程度のバーストエラーの原因となり
得るものである。このような１ブロックに対し９バイト
以上の、すなわち上記誤り検出訂正能力を越えた誤りが
生ずると、誤り訂正が不可能となってしまう。
ここで、バーストエラーのように誤りが連続している場
合には、連続するエラーバイトの先頭位置等の基準位置
を検出することで全てのエラーバイトの位置を略決定で
きるが、バーストエラーとランダムエラーとが同時に生
じている場合には、上記連続する複数のエラーバイト
と、それぞれ孤立したエラーバイトとが存在することに
なる。
合には、連続するエラーバイトの先頭位置等の基準位置
を検出することで全てのエラーバイトの位置を略決定で
きるが、バーストエラーとランダムエラーとが同時に生
じている場合には、上記連続する複数のエラーバイト
と、それぞれ孤立したエラーバイトとが存在することに
なる。
本発明はこのような実情に鑑みてなされたものであり、
ランダムエラーと、連続的な誤り（所謂バーストエラ
ー）の両方が同時に生じている場合でも、強力な誤り訂
正が可能な、誤り訂正符号の復号方法の提供を目的とす
る。
ランダムエラーと、連続的な誤り（所謂バーストエラ
ー）の両方が同時に生じている場合でも、強力な誤り訂
正が可能な、誤り訂正符号の復号方法の提供を目的とす
る。
本発明に係る誤り訂正符号の復号方法は、上述の問題点
を解決するために、ディジタルデータに対して誤り訂正
符号の符号化が施されることにより符号間最小距離がｄ
とされた誤り訂正符号の復号方法において、１個のエラ
ーシンボルあるいは２個以上の連続するエラーシンボル
を有して成るエラーブロックの個数をｉ、これらのエラ
ーブロックのうちの第ｊ番目（１≦ｊ≦ｉ）のブロック
内のエラーシンボルの個数をajとし、これらのｉとajと
について、 の不等式を満たす範囲で、上記ｉ個のエラーブロックの
先頭シンボル等の基準となるシンボルの位置を検出し、
これらの検出された基準位置に基づいて各エラーブロッ
ク内のそれぞれ全てのエラーシンボルの位置を決定し、
これらの位置決定されたエラーシンボルについて誤り消
失訂正を行う を特徴としている。
を解決するために、ディジタルデータに対して誤り訂正
符号の符号化が施されることにより符号間最小距離がｄ
とされた誤り訂正符号の復号方法において、１個のエラ
ーシンボルあるいは２個以上の連続するエラーシンボル
を有して成るエラーブロックの個数をｉ、これらのエラ
ーブロックのうちの第ｊ番目（１≦ｊ≦ｉ）のブロック
内のエラーシンボルの個数をajとし、これらのｉとajと
について、 の不等式を満たす範囲で、上記ｉ個のエラーブロックの
先頭シンボル等の基準となるシンボルの位置を検出し、
これらの検出された基準位置に基づいて各エラーブロッ
ク内のそれぞれ全てのエラーシンボルの位置を決定し、
これらの位置決定されたエラーシンボルについて誤り消
失訂正を行う を特徴としている。
一般に、誤り訂正符号系の符号間最小距離がｄのときの
誤り検出訂正可能なシンボル数ｔと誤り消失訂正（イレ
ージャ訂正）可能なシンボル数ｓとの間には、 ｄ−１≧2t＋ｓ の不等式が成立するわけであるが、これは、ｔ個のシン
ボルの位置を検出し、（ｔ＋ｓ）個のシンボルの誤り消
失訂正（イレージャ訂正）を行っているとも考えられ
る。ここで、連続するエラーシンボル群より成るエラー
ブロックについては、該エラーブロックの基準位置（例
えばブロック内の先頭シンボル位置）がわかれば当該エ
ラーブロック内の全てのエラーシンボル位置が決定され
るから、例えばｉ個のエラーブロックについての各基準
位置を検出することで、全てのエラーブロック内の全て
のエラーシンボルに対して上記イレージャ訂正が可能に
なる。すなわち、 の条件を満足する範囲で、ｉ個のエラーブロックの各基
準位置を検出し、これらのエラーブロック内の全エラー
シンボルの個数Σajをイレージャ訂正することが可能と
なる。
誤り検出訂正可能なシンボル数ｔと誤り消失訂正（イレ
ージャ訂正）可能なシンボル数ｓとの間には、 ｄ−１≧2t＋ｓ の不等式が成立するわけであるが、これは、ｔ個のシン
ボルの位置を検出し、（ｔ＋ｓ）個のシンボルの誤り消
失訂正（イレージャ訂正）を行っているとも考えられ
る。ここで、連続するエラーシンボル群より成るエラー
ブロックについては、該エラーブロックの基準位置（例
えばブロック内の先頭シンボル位置）がわかれば当該エ
ラーブロック内の全てのエラーシンボル位置が決定され
るから、例えばｉ個のエラーブロックについての各基準
位置を検出することで、全てのエラーブロック内の全て
のエラーシンボルに対して上記イレージャ訂正が可能に
なる。すなわち、 の条件を満足する範囲で、ｉ個のエラーブロックの各基
準位置を検出し、これらのエラーブロック内の全エラー
シンボルの個数Σajをイレージャ訂正することが可能と
なる。
ここで、上記１つのエラーブロックを構成する２個以上
の連続するエラーシンボルについては、現実に１シンボ
ルずつ連続している必要はなく、インターリーブ等との
関連で所定の規則の下に連鎖している場合も含むもので
あり、換言すれば、１つのエラーブロックは、エラーブ
ロックの基準位置（例えばブロック内の先頭シンボル位
置）さえ検出すれば、当該ブロック内の全てのエラーシ
ンボルの位置が自動的に決定されるようなシンボル群に
より構成されている。
の連続するエラーシンボルについては、現実に１シンボ
ルずつ連続している必要はなく、インターリーブ等との
関連で所定の規則の下に連鎖している場合も含むもので
あり、換言すれば、１つのエラーブロックは、エラーブ
ロックの基準位置（例えばブロック内の先頭シンボル位
置）さえ検出すれば、当該ブロック内の全てのエラーシ
ンボルの位置が自動的に決定されるようなシンボル群に
より構成されている。
本発明に係る誤り訂正符号の復号方法を説明するに先立
ち、従来における通常の誤り検出訂正について説明す
る。
ち、従来における通常の誤り検出訂正について説明す
る。
ここで一例として、第１図に示すようなｋシンボルの情
報データに対してｎ−ｋシンボルの検査シンボル（チェ
ックシンボル）が付加されて成るようなガロア体GF
（qm）上のリード・ソロモン符号Ｃ（ｎ、ｋ）について
考えると、原始元をαとするとき、生成多項式は、 （ｘ−１）（ｘ−α）（ｘ−α２）．・・・（ｘ−α
L-1） ただし、ｌ＝ｎ−ｋ となる。このとき、符号間最小距離ｄはｌ＋１であり、
誤り検出訂正可能なシンボル数ｔの最大値tMは、 tM＝〔l/d〕＝〔（ｄ−１）/2〕 だし〔 〕は所謂ガウスの記号であり、 〔ｘ〕は実数ｘを越えない最大の整数を示すとなる。こ
れは、シンドロームS0、S1〜SL-1についてｌ個の連立方
程式が成立し、元の数が、誤り位置tM個、大きさtM個と
なることからも自明である。
報データに対してｎ−ｋシンボルの検査シンボル（チェ
ックシンボル）が付加されて成るようなガロア体GF
（qm）上のリード・ソロモン符号Ｃ（ｎ、ｋ）について
考えると、原始元をαとするとき、生成多項式は、 （ｘ−１）（ｘ−α）（ｘ−α２）．・・・（ｘ−α
L-1） ただし、ｌ＝ｎ−ｋ となる。このとき、符号間最小距離ｄはｌ＋１であり、
誤り検出訂正可能なシンボル数ｔの最大値tMは、 tM＝〔l/d〕＝〔（ｄ−１）/2〕 だし〔 〕は所謂ガウスの記号であり、 〔ｘ〕は実数ｘを越えない最大の整数を示すとなる。こ
れは、シンドロームS0、S1〜SL-1についてｌ個の連立方
程式が成立し、元の数が、誤り位置tM個、大きさtM個と
なることからも自明である。
従来においては、誤り訂正に先立って誤り位置（イレー
ジャのロケーション）が検出されていない限り、上記tM
個までの誤り訂正が可能であるに過ぎず、このtM個より
多くの誤りが存在する場合には訂正不可能となってい
た。
ジャのロケーション）が検出されていない限り、上記tM
個までの誤り訂正が可能であるに過ぎず、このtM個より
多くの誤りが存在する場合には訂正不可能となってい
た。
これに対して本発明は、上記tM個より多くの誤りが存在
する場合であっても、見かけ上の誤り検出訂正を可能と
するものである。これは、誤りが比較的多い場合には、
所謂バーストエラーが生じている可能性が高いことを考
慮し、２個以上の連続する誤り（エラーシンボル）を１
つのエラーブロックとして扱うようにしたものであり、
このエラーブロックについては、１つの基準位置（例え
ばブロック内の先頭シンボル位置）を検出することによ
って当該ブロック内の全てのエラーシンボルの位置を決
定し、これらの位置決定されたエラーシンボルについて
誤り消失訂正（イレージャ訂正）を行い得るようにして
いる。例えば、ｉ個のエラーブロックの上記各基準位置
をそれぞれ検出する場合に、第ｊ番目（１≦ｊ≦ｉ）の
エラーブロック内のエラーシンボルの個数をajとすると
き、全てのエラーブロックについての全てのエラーシン
ボルの総個数は、 となり、これらのエラーシンボルに対しては上記イレー
ジャ訂正によって誤り訂正が可能であるから、ｉ個の位
置検出と、Σaj個のイレージャ訂正によって、見かけ
上、Σaj個のシンボルの誤り検出訂正が行えることにな
る。この場合において、上記エラーブロックの個数ｉ及
び全エラーシンボルの総個数Σajと、上記符号間最小距
離ｄとの間には、 の関係が成立すればよい。例えば、上記距離ｄが17の場
合に、従来の誤り検出訂正可能なシンボル数ｔの最大値
tMが８であるのに対し、全てのエラーシンボルが連続し
ているものとする（エラーブロックの個数を１個とす
る）ときには、ｉ＝１となって15個までのエラーシンボ
ルを訂正できる。また、エラーブロックの個数を２個と
したときには、14個までのエラーシンボルを訂正でき、
例えば１個の独立したエラーシンボルと13個の連続する
エラーシンボルとを見かけ上誤り検出訂正することがで
きる。この他、上記不等式を満足する範囲でエラーブロ
ック数ｉを任意に設定できるが、現実のディジタル演算
処理を考慮すれば、ｉは２程度が適当である。
する場合であっても、見かけ上の誤り検出訂正を可能と
するものである。これは、誤りが比較的多い場合には、
所謂バーストエラーが生じている可能性が高いことを考
慮し、２個以上の連続する誤り（エラーシンボル）を１
つのエラーブロックとして扱うようにしたものであり、
このエラーブロックについては、１つの基準位置（例え
ばブロック内の先頭シンボル位置）を検出することによ
って当該ブロック内の全てのエラーシンボルの位置を決
定し、これらの位置決定されたエラーシンボルについて
誤り消失訂正（イレージャ訂正）を行い得るようにして
いる。例えば、ｉ個のエラーブロックの上記各基準位置
をそれぞれ検出する場合に、第ｊ番目（１≦ｊ≦ｉ）の
エラーブロック内のエラーシンボルの個数をajとすると
き、全てのエラーブロックについての全てのエラーシン
ボルの総個数は、 となり、これらのエラーシンボルに対しては上記イレー
ジャ訂正によって誤り訂正が可能であるから、ｉ個の位
置検出と、Σaj個のイレージャ訂正によって、見かけ
上、Σaj個のシンボルの誤り検出訂正が行えることにな
る。この場合において、上記エラーブロックの個数ｉ及
び全エラーシンボルの総個数Σajと、上記符号間最小距
離ｄとの間には、 の関係が成立すればよい。例えば、上記距離ｄが17の場
合に、従来の誤り検出訂正可能なシンボル数ｔの最大値
tMが８であるのに対し、全てのエラーシンボルが連続し
ているものとする（エラーブロックの個数を１個とす
る）ときには、ｉ＝１となって15個までのエラーシンボ
ルを訂正できる。また、エラーブロックの個数を２個と
したときには、14個までのエラーシンボルを訂正でき、
例えば１個の独立したエラーシンボルと13個の連続する
エラーシンボルとを見かけ上誤り検出訂正することがで
きる。この他、上記不等式を満足する範囲でエラーブロ
ック数ｉを任意に設定できるが、現実のディジタル演算
処理を考慮すれば、ｉは２程度が適当である。
ここで、１つのエラーブロックを構成する上記連続する
誤り（エラーシンボル）としては、例えば前記第２図の
ような記録フォーマットの場合では、１つのブロック内
において略１シンボルずつ連続する誤りとなって現れる
から、先頭エラーシンボル位置ｘがわかれば順次ｘ＋
１、ｘ＋２・・・の位置のシンボルも誤っていることが
推定できる。この他、インターリーブ等の関係で、例え
ば２シンボルおきとか３シンボルおき等で誤りが生ずる
ことも考えられ、このような場合も、本発明の上記エラ
ーブロックを構成する連続するエラーシンボルの概念に
含まれるものである。
誤り（エラーシンボル）としては、例えば前記第２図の
ような記録フォーマットの場合では、１つのブロック内
において略１シンボルずつ連続する誤りとなって現れる
から、先頭エラーシンボル位置ｘがわかれば順次ｘ＋
１、ｘ＋２・・・の位置のシンボルも誤っていることが
推定できる。この他、インターリーブ等の関係で、例え
ば２シンボルおきとか３シンボルおき等で誤りが生ずる
ことも考えられ、このような場合も、本発明の上記エラ
ーブロックを構成する連続するエラーシンボルの概念に
含まれるものである。
次に、上記バーストエラー発生時の連続する複数個のエ
ラーシンボルより成るエラーブロックに対する誤り訂正
についての具体例を説明する。ここで、説明を簡略化す
るために、エラーブロック内の連続するエラーシンボル
の個数を３とした場合の連続誤り訂正を行うものとす
る。
ラーシンボルより成るエラーブロックに対する誤り訂正
についての具体例を説明する。ここで、説明を簡略化す
るために、エラーブロック内の連続するエラーシンボル
の個数を３とした場合の連続誤り訂正を行うものとす
る。
このときのエラーブロック内のエラーシンボル群｛ｅ｝
の内の先頭位置のシンボルexとし、連続する３個のシン
ボルeX,eX+1,eX+2が誤っているものとするときには、４
個のシンドロームS0,S1,S2,S3について、 S0＝eX＋eX+1＋eX+2 S1＝αXeX＋αX+1eX+1＋αX+2eX+2 S2＝α2XeX＋α2X+2eX+1＋α2X+4eX+2 S2＝α3XeX＋α3X+3eX+1＋α3X+6eX+2 の連立方程式が成立することになる。従って、この連立
方程式を解くことによって得られる αX+2｛αX+1（αXS0＋S1）＋（αXS1＋S2）｝ ＋αX+1（αXS1＋S2）＋（αXS2＋S3）＝０ の式を満たすような４個のシンドロームS0、S1、S2、S3
が存在すれば、上記３個の連続するシンボルeX,eX+1,e
X+2が１つのエラーブロックを構成していることがわか
り、後は誤り消失訂正（イレージャ訂正）処理によっ
て、上記連続する３個のエラーシンボルeX,eX+1,eX+2を
訂正することができる。
の内の先頭位置のシンボルexとし、連続する３個のシン
ボルeX,eX+1,eX+2が誤っているものとするときには、４
個のシンドロームS0,S1,S2,S3について、 S0＝eX＋eX+1＋eX+2 S1＝αXeX＋αX+1eX+1＋αX+2eX+2 S2＝α2XeX＋α2X+2eX+1＋α2X+4eX+2 S2＝α3XeX＋α3X+3eX+1＋α3X+6eX+2 の連立方程式が成立することになる。従って、この連立
方程式を解くことによって得られる αX+2｛αX+1（αXS0＋S1）＋（αXS1＋S2）｝ ＋αX+1（αXS1＋S2）＋（αXS2＋S3）＝０ の式を満たすような４個のシンドロームS0、S1、S2、S3
が存在すれば、上記３個の連続するシンボルeX,eX+1,e
X+2が１つのエラーブロックを構成していることがわか
り、後は誤り消失訂正（イレージャ訂正）処理によっ
て、上記連続する３個のエラーシンボルeX,eX+1,eX+2を
訂正することができる。
従って、ランダムエラーとバーストエラーとが共存して
いる場合には、バーストエラーによって生じた連続する
複数シンボルの誤りについての各シンボル位置検出が、
１個の基準位置検出で済むことになり、上記誤り検出訂
正可能なシンボル数ｔの最大値tMよりも多くの個数まで
の（見かけ上の）誤り検出訂正を行うことができる。
いる場合には、バーストエラーによって生じた連続する
複数シンボルの誤りについての各シンボル位置検出が、
１個の基準位置検出で済むことになり、上記誤り検出訂
正可能なシンボル数ｔの最大値tMよりも多くの個数まで
の（見かけ上の）誤り検出訂正を行うことができる。
なお本発明は、上述の例のみに限定されるものではな
く、例えば、誤り訂正符号としては、上記リード・ソロ
モン符号に限定されず、所謂BCH符号等にも適用でき、
二系列以上の多重誤り訂正符号化が施された場合にも容
易に適用できる。また、誤り訂正符号系列の情報シンボ
ル数や検査シンボル数等は上述の例に限定されないこと
は勿論である。さらに、上記誤り検出訂正を行うに先立
って、従来と同様な通常の（ランダムエラーに対する）
誤り検出訂正を行い、この通常の誤り検出訂正が不可能
とされた場合に、ランダムエラー及びバーストエラーに
より生ずる上記エラーブロックに対する上記見かけ上の
誤り検出訂正を行うようにしてもよい。また、本発明は
予め消失情報を有する系においても容易に適用できる。
く、例えば、誤り訂正符号としては、上記リード・ソロ
モン符号に限定されず、所謂BCH符号等にも適用でき、
二系列以上の多重誤り訂正符号化が施された場合にも容
易に適用できる。また、誤り訂正符号系列の情報シンボ
ル数や検査シンボル数等は上述の例に限定されないこと
は勿論である。さらに、上記誤り検出訂正を行うに先立
って、従来と同様な通常の（ランダムエラーに対する）
誤り検出訂正を行い、この通常の誤り検出訂正が不可能
とされた場合に、ランダムエラー及びバーストエラーに
より生ずる上記エラーブロックに対する上記見かけ上の
誤り検出訂正を行うようにしてもよい。また、本発明は
予め消失情報を有する系においても容易に適用できる。
本発明の誤り訂正符号の復号方法によれば、ランダムエ
ラーにより生じた１エラーシンボルより成るエラーブロ
ックと、バーストエラーにより生じた２以上のエラーシ
ンボルより成るエラーブロックのいずれのエラーブロッ
クに対しても、それぞれ１個ずつの基準位置を検出する
だけで、全てのエラーシンボルに対するイレージャ訂正
操作により誤り訂正を可能とし、従来の誤り検出訂正可
能なシンボル数を越えた個数の符号誤りが生じた場合で
も、最大限では（エラーブロックの個数を１とした場合
では）略誤り消失訂正（イレージャ訂正）可能な個数程
度までの誤りについて、見かけ上誤り検出訂正すること
が可能となり、ランダムエラーと同時にバーストエラー
も生じ易い信号伝送系（記録再生系も含む）に対して強
力な誤り訂正を実現することができる。
ラーにより生じた１エラーシンボルより成るエラーブロ
ックと、バーストエラーにより生じた２以上のエラーシ
ンボルより成るエラーブロックのいずれのエラーブロッ
クに対しても、それぞれ１個ずつの基準位置を検出する
だけで、全てのエラーシンボルに対するイレージャ訂正
操作により誤り訂正を可能とし、従来の誤り検出訂正可
能なシンボル数を越えた個数の符号誤りが生じた場合で
も、最大限では（エラーブロックの個数を１とした場合
では）略誤り消失訂正（イレージャ訂正）可能な個数程
度までの誤りについて、見かけ上誤り検出訂正すること
が可能となり、ランダムエラーと同時にバーストエラー
も生じ易い信号伝送系（記録再生系も含む）に対して強
力な誤り訂正を実現することができる。
第１図は本発明の説明に供する誤り訂正符号の一例を示
す図、第２図は光磁気ディスクにおけるデータ記録フォ
ーマットの一例を説明するための図である。
す図、第２図は光磁気ディスクにおけるデータ記録フォ
ーマットの一例を説明するための図である。
Claims (1)
- 【請求項１】ディジタルデータに対して誤り訂正符号の
符号化が施されることにより符号間距離がｄとされた誤
り訂正符号の復号方法において、 １個のエラーシンボルあるいは２個以上の連続するエラ
ーシンボルより成るエラーブロックの個数をｉ、これら
のエラーブロックのうちの第ｊ番目（１≦ｊ≦ｉ）のエ
ラーブロックのエラーシンボル数をajとし、これらのｉ
とajとについて、 の不等式を満たす範囲で、上記ｉ個のエラーブロックの
各基準位置を検出することにより各エラーブロック内の
それぞれ全てのエラーシンボルの位置を決定し、これら
の位置決定されたエラーシンボルについて誤り消失訂正
を行うことを特徴する誤り訂正符号の復号方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9166186A JPH0783276B2 (ja) | 1986-04-21 | 1986-04-21 | 誤り訂正符号の復号方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9166186A JPH0783276B2 (ja) | 1986-04-21 | 1986-04-21 | 誤り訂正符号の復号方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS62248314A JPS62248314A (ja) | 1987-10-29 |
| JPH0783276B2 true JPH0783276B2 (ja) | 1995-09-06 |
Family
ID=14032673
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP9166186A Expired - Lifetime JPH0783276B2 (ja) | 1986-04-21 | 1986-04-21 | 誤り訂正符号の復号方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0783276B2 (ja) |
-
1986
- 1986-04-21 JP JP9166186A patent/JPH0783276B2/ja not_active Expired - Lifetime
Non-Patent Citations (1)
| Title |
|---|
| 電子通信学技術研究報告、Ｖｏｌ．８５，Ｎｏ．８３（１９８５）Ｐ．１９−２４，ＩＴ８５−２４「新しいタイプの誤りとその訂正に関する考案」 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS62248314A (ja) | 1987-10-29 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| EXPY | Cancellation because of completion of term |