JPH08242178A - 誤り訂正方法 - Google Patents
誤り訂正方法Info
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- JPH08242178A JPH08242178A JP28628495A JP28628495A JPH08242178A JP H08242178 A JPH08242178 A JP H08242178A JP 28628495 A JP28628495 A JP 28628495A JP 28628495 A JP28628495 A JP 28628495A JP H08242178 A JPH08242178 A JP H08242178A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 従来の多重符号はくり返し復号が可能で訂正
能力向上が図れるが、チェックシンボルも他の符号に含
まれるため、冗長度が大となっていた。 【解決手段】 多重符号を構成する各符号の１つ以上の
１訂正ブロックを複数ブロック集めて１訂正ブロックを
構成することにより、冗長度を同一にした場合訂正能力
を向上させる、訂正能力を同一にした場合冗長度を下げ
るようにした。
能力向上が図れるが、チェックシンボルも他の符号に含
まれるため、冗長度が大となっていた。 【解決手段】 多重符号を構成する各符号の１つ以上の
１訂正ブロックを複数ブロック集めて１訂正ブロックを
構成することにより、冗長度を同一にした場合訂正能力
を向上させる、訂正能力を同一にした場合冗長度を下げ
るようにした。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、ディジタル情報の
符号化に伴う誤りの訂正を行うための誤りの訂正方法に
関するものである。
符号化に伴う誤りの訂正を行うための誤りの訂正方法に
関するものである。
【０００２】
【従来の技術】ＶＴＲを用いたＰＣＭ録音機やＣＤ（コ
ンパクトディスク）などのディジタルオーデイオ機器に
は、高品位な再生音を得るために、誤り訂正符号が用い
られている。この誤り訂正符号の符号化，復号化は、情
報を一旦メモリに蓄えた後行われる。図５は、従来の３
重符号の構成を示すメモリ図で、図において、Ｄはｘ方
向にｋ2 シンボル、ｙ方向にｋ1 シンボル、ｚ方向にｋ
3 シンボルからなる情報シンボル領域を示し、Ｐ，Ｑ，
Ｒは夫々ｙ方向にｄ1 シンボル、ｘ方向にｄ2 シンボ
ル、ｚ方向にｄ3 シンボル付加されたチェックシンボル
領域を示しており、（ｎ1 ，ｋ1 ，ｄ1 ＋１）と
（ｎ2 ，ｋ2 ，ｄ2 ＋１）と（ｎ3 ，ｋ3 ，ｄ3 ＋１）
の３種の符号で構成された、最小距離（ｄ1 ＋１）×
（ｄ2 ＋１）×（ｄ3 ＋１）をもつ符号である。ただし
ｎ1 ＝ｋ1 ＋ｄ1 ，ｎ2 ＝ｋ2 ＋ｄ2 ，ｎ3 ＝ｋ3＋ｄ
3 で（ａ，ｂ，ｃ）のａは符号長、ｂは情報シンボル
数、ｃは最小距離を示している。単位時間Ｔの期間に発
生したｋ1 ×ｋ2 ×ｋ3 シンボルの情報は一旦メモリに
蓄えられた後、符号化される。以下座標を用いてｘ＝ｘ
1 ，ｙ＝ｙ1 ，ｚ＝ｚ1の情報シンボルをＤ（ｘ1 ，ｙ
1 ，ｚ1 ）、ＰチェックシンボルをＰ（ｘ1 ，ｙ1 ，ｚ
1 ）、Ｑチェックシンボルをｑ（ｘ1 ，ｙ1 ，ｚ1 ）、
Ｒチェックシンボルをｒ（ｘ1 ，ｙ1 ，ｚ1 ）と表現し
て符号化の手順を説明する。まずＰ符号のｄ1 個のチェ
ックシンボルはメモリ内の情報シンボルから（１）式を
満たすように生成される。
ンパクトディスク）などのディジタルオーデイオ機器に
は、高品位な再生音を得るために、誤り訂正符号が用い
られている。この誤り訂正符号の符号化，復号化は、情
報を一旦メモリに蓄えた後行われる。図５は、従来の３
重符号の構成を示すメモリ図で、図において、Ｄはｘ方
向にｋ2 シンボル、ｙ方向にｋ1 シンボル、ｚ方向にｋ
3 シンボルからなる情報シンボル領域を示し、Ｐ，Ｑ，
Ｒは夫々ｙ方向にｄ1 シンボル、ｘ方向にｄ2 シンボ
ル、ｚ方向にｄ3 シンボル付加されたチェックシンボル
領域を示しており、（ｎ1 ，ｋ1 ，ｄ1 ＋１）と
（ｎ2 ，ｋ2 ，ｄ2 ＋１）と（ｎ3 ，ｋ3 ，ｄ3 ＋１）
の３種の符号で構成された、最小距離（ｄ1 ＋１）×
（ｄ2 ＋１）×（ｄ3 ＋１）をもつ符号である。ただし
ｎ1 ＝ｋ1 ＋ｄ1 ，ｎ2 ＝ｋ2 ＋ｄ2 ，ｎ3 ＝ｋ3＋ｄ
3 で（ａ，ｂ，ｃ）のａは符号長、ｂは情報シンボル
数、ｃは最小距離を示している。単位時間Ｔの期間に発
生したｋ1 ×ｋ2 ×ｋ3 シンボルの情報は一旦メモリに
蓄えられた後、符号化される。以下座標を用いてｘ＝ｘ
1 ，ｙ＝ｙ1 ，ｚ＝ｚ1の情報シンボルをＤ（ｘ1 ，ｙ
1 ，ｚ1 ）、ＰチェックシンボルをＰ（ｘ1 ，ｙ1 ，ｚ
1 ）、Ｑチェックシンボルをｑ（ｘ1 ，ｙ1 ，ｚ1 ）、
Ｒチェックシンボルをｒ（ｘ1 ，ｙ1 ，ｚ1 ）と表現し
て符号化の手順を説明する。まずＰ符号のｄ1 個のチェ
ックシンボルはメモリ内の情報シンボルから（１）式を
満たすように生成される。
【０００３】
【数１】
【０００４】ただし、αは、ＧＦ（２b ）の原始多項式
ｆ（ｘ）の根とする。（１）式によるＰ符号化はｘ＝１
〜ｋ2 ，ｚ＝１〜ｋ3 に対して行い、ｋ2 ×ｋ3 訂正ブ
ロックのＰ符号を生成して終了する。次にＱ符号の符号
化を行う。Ｑ符号の符号化は、情報シンボルとＰ符号化
で生成したＰチェックシンボルに対して行い、（２）式
を満たすｄ2 個のチェックシンボルが生成される。
ｆ（ｘ）の根とする。（１）式によるＰ符号化はｘ＝１
〜ｋ2 ，ｚ＝１〜ｋ3 に対して行い、ｋ2 ×ｋ3 訂正ブ
ロックのＰ符号を生成して終了する。次にＱ符号の符号
化を行う。Ｑ符号の符号化は、情報シンボルとＰ符号化
で生成したＰチェックシンボルに対して行い、（２）式
を満たすｄ2 個のチェックシンボルが生成される。
【０００５】
【数２】
【０００６】ただし（２）式は１≦ｙ≦ｋ1 の情報シン
ボル領域の式でｋ1 ＋１≦ｙ≦ｎ1のＰチェックシンボ
ル領域では（２）式のＤ（ｘ，ｙ，ｚ）がＰ（ｘ，ｙ，
ｚ）に置きかわる。（２）式による符号化はｙ＝１〜ｎ
1 ，ｚ＝１〜ｋ3 に対して行いｎ1 ×ｋ3訂正ブロック
のＱ符号を生成して終了する。Ｒ符号は、（３）式によ
りｄ3 個のチェックシンボルがｚ方向に付加される。た
だし、Ｐ，Ｑのチェックシンボル領域ではＤ（ｘ，ｙ，
ｚ）がＰ（ｘ，ｙ，ｚ）ｑ（ｘ，ｙ，ｚ）に置きかわ
る。
ボル領域の式でｋ1 ＋１≦ｙ≦ｎ1のＰチェックシンボ
ル領域では（２）式のＤ（ｘ，ｙ，ｚ）がＰ（ｘ，ｙ，
ｚ）に置きかわる。（２）式による符号化はｙ＝１〜ｎ
1 ，ｚ＝１〜ｋ3 に対して行いｎ1 ×ｋ3訂正ブロック
のＱ符号を生成して終了する。Ｒ符号は、（３）式によ
りｄ3 個のチェックシンボルがｚ方向に付加される。た
だし、Ｐ，Ｑのチェックシンボル領域ではＤ（ｘ，ｙ，
ｚ）がＰ（ｘ，ｙ，ｚ）ｑ（ｘ，ｙ，ｚ）に置きかわ
る。
【０００７】
【数３】
【０００８】（３）式による符号化はｘ＝１〜ｎ2 ｙ＝
１〜ｎ1 に対して行いｎ1 ×ｎ2 訂正ブロックのＲ符号
を生成して符号化が完了する。以上のように符号化され
た情報は、ｚ方向ｎ3 シンボルを１フレームのデータと
して伝送される。
１〜ｎ1 に対して行いｎ1 ×ｎ2 訂正ブロックのＲ符号
を生成して符号化が完了する。以上のように符号化され
た情報は、ｚ方向ｎ3 シンボルを１フレームのデータと
して伝送される。
【０００９】図６はフレームフォーマットの一例で、Ｓ
は同期信号、Ａは付加情報、Ｂは図５のｚ方向のｎ3 シ
ンボルからなる情報シンボル及びチェックシンボルを示
しておりｎ1 ×ｎ2 フレームで図５に示す情報が伝送さ
れる。受信側では、伝送されたｎ1 ×ｎ2 フレームの情
報シンボルとチェックシンボルを図５に示す配置でメモ
リに蓄えて復号を行う。復号はまずＲ符号のシンドロー
ムＳR を（４）式により求める。
は同期信号、Ａは付加情報、Ｂは図５のｚ方向のｎ3 シ
ンボルからなる情報シンボル及びチェックシンボルを示
しておりｎ1 ×ｎ2 フレームで図５に示す情報が伝送さ
れる。受信側では、伝送されたｎ1 ×ｎ2 フレームの情
報シンボルとチェックシンボルを図５に示す配置でメモ
リに蓄えて復号を行う。復号はまずＲ符号のシンドロー
ムＳR を（４）式により求める。
【００１０】
【数４】
【００１１】ただしｕ（ｘ，ｙ，ｚ）は図５に示す配置
でメモリに蓄えられた受信シンボルであり、送信シンボ
ルにエラーが加わったものである。Ｒ符号の復号では、
ＳR＝０の場合誤りが無いと判定しブロック単位に誤り
検出フラグＦR に”０”をセットしＳR ≠０では”１”
をセットする。Ｑ符号の復号では、（５）式で示すシン
ドロームＳQ とＲ復号の検出フラグ（ＦR ）を利用し
て、フラグが立っているシンボルは消失として訂正を実
行し、１訂正ブロックのｄ2 個までの消失（誤り）を訂
正する。
でメモリに蓄えられた受信シンボルであり、送信シンボ
ルにエラーが加わったものである。Ｒ符号の復号では、
ＳR＝０の場合誤りが無いと判定しブロック単位に誤り
検出フラグＦR に”０”をセットしＳR ≠０では”１”
をセットする。Ｑ符号の復号では、（５）式で示すシン
ドロームＳQ とＲ復号の検出フラグ（ＦR ）を利用し
て、フラグが立っているシンボルは消失として訂正を実
行し、１訂正ブロックのｄ2 個までの消失（誤り）を訂
正する。
【００１２】
【数５】
【００１３】訂正された場合ＳQ ＝０で誤りが無いと判
定した場合はブロック単位にＱ符号の誤り検出フラグＦ
Q に”０”をセットし、訂正不可能と判定した場合”
１”をセットする。次にＰ符号の復号も同様に（６）式
で求まるシンドロームＳP とＱ符号の検出フラグＦQ に
より訂正を実行しｄ1 個までの消失を訂正をすると共に
誤り検出フラグＦP には訂正された場合又はＳP ＝０の
場合”０”をセットし、それ以外の場合”１”をセット
する。
定した場合はブロック単位にＱ符号の誤り検出フラグＦ
Q に”０”をセットし、訂正不可能と判定した場合”
１”をセットする。次にＰ符号の復号も同様に（６）式
で求まるシンドロームＳP とＱ符号の検出フラグＦQ に
より訂正を実行しｄ1 個までの消失を訂正をすると共に
誤り検出フラグＦP には訂正された場合又はＳP ＝０の
場合”０”をセットし、それ以外の場合”１”をセット
する。
【００１４】
【数６】
【００１５】この符号の特徴は図５に示すｎ1 ×ｎ2 ×
ｎ3 個のどのシンボルにも３重の符号がなされている点
で、チェックシンボルに誤りがあったとしても情報シン
ボルと同様に、エラーが残留することなく、ＰＱＲの右
符号で訂正されるので、前段の誤り検出フラグを利用し
てＲ→Ｑ→Ｐ→Ｒ→Ｑ……とくり返し復号が可能であり
より訂正能力の高い復号をすることができる。
ｎ3 個のどのシンボルにも３重の符号がなされている点
で、チェックシンボルに誤りがあったとしても情報シン
ボルと同様に、エラーが残留することなく、ＰＱＲの右
符号で訂正されるので、前段の誤り検出フラグを利用し
てＲ→Ｑ→Ｐ→Ｒ→Ｑ……とくり返し復号が可能であり
より訂正能力の高い復号をすることができる。
【００１６】図７は、図５のＰ及びＱ符号の各パラメー
ターをｎ1 ＝ｎ2 ＝６，ｋ1 ＝ｋ2＝４，ｄ1 ＝ｄ2 ＝
２とした時のｚ＝１のメモリ図を示す。この符号はＰＱ
共に最小距離３の符号でｘ方向またはｙ方向に生じた２
個までの消失を訂正することができる。ｑ（５，５，
１）ｑ（５，６，１）ｑ（６，５，１）ｑ（６，６，
１）は、Ｐ及びＱのチェックシンボルが共にＰ，Ｑの符
号に含まれるために必要なシンボルで、チェックシンボ
ルの訂正に用いられる。図示していないがＰとＲ，Ｑと
Ｒのチェックシンボルの関係も同様である。
ターをｎ1 ＝ｎ2 ＝６，ｋ1 ＝ｋ2＝４，ｄ1 ＝ｄ2 ＝
２とした時のｚ＝１のメモリ図を示す。この符号はＰＱ
共に最小距離３の符号でｘ方向またはｙ方向に生じた２
個までの消失を訂正することができる。ｑ（５，５，
１）ｑ（５，６，１）ｑ（６，５，１）ｑ（６，６，
１）は、Ｐ及びＱのチェックシンボルが共にＰ，Ｑの符
号に含まれるために必要なシンボルで、チェックシンボ
ルの訂正に用いられる。図示していないがＰとＲ，Ｑと
Ｒのチェックシンボルの関係も同様である。
【００１７】
【発明が解決しようとする課題】従来の３重符号は以上
のように構成されているので、くり返し復号が可能で訂
正能力向上が図れるが、チェックシンボルも他の符号に
含まれるため、冗長度が大であるという欠点があった。
図７においては、情報シンボルが、１６フレームに対
し、チェックシンボルは２０フレームで４フレームがチ
ェックシンボルを訂正するためのものである。本発明
は、上記のような従来の欠点を除去するためになされた
もので、Ｐ，Ｑ，Ｒの３種の符号のうち少なくとも１つ
以上の符号のチェックシンボル数を減らしかつ従来の１
訂正ブロックを複数かためて、新たな１訂正ブロックを
構成することにより最小距離をおとさず冗長度の小さい
符号を提供することを目的とする。
のように構成されているので、くり返し復号が可能で訂
正能力向上が図れるが、チェックシンボルも他の符号に
含まれるため、冗長度が大であるという欠点があった。
図７においては、情報シンボルが、１６フレームに対
し、チェックシンボルは２０フレームで４フレームがチ
ェックシンボルを訂正するためのものである。本発明
は、上記のような従来の欠点を除去するためになされた
もので、Ｐ，Ｑ，Ｒの３種の符号のうち少なくとも１つ
以上の符号のチェックシンボル数を減らしかつ従来の１
訂正ブロックを複数かためて、新たな１訂正ブロックを
構成することにより最小距離をおとさず冗長度の小さい
符号を提供することを目的とする。
【００１８】
【課題を解決するための手段】この発明に係る誤り訂正
方法は、所定数の情報シンボルにＣ1 ，Ｃ2 なる少なく
とも２種類の誤り訂正符号で２重に符号化を行い、該情
報シンボルおよび誤り訂正のために付加されたチェック
シンボルを複数シンボルに分割し、該分割された複数シ
ンボルごとに少なくとも同期信号を付加して１フレーム
信号として出力され、Ｃ1 符号は複数フレーム分の全情
報シンボルおよび全冗長シンボルで１つの符号語を構成
し、Ｃ2 符号の各符号語は互いに異なるＣ1 符号語に属
するシンボルで構成された信号を受信して復号すると共
に、受信信号をメモリ手段に蓄え、Ｃ1 符号語を構成す
る複数フレームの全情報シンボルおよび全冗長シンボル
を用いて１つのＣ１訂正を行い、すべてのＣ1 訂正のあ
と、Ｃ2 訂正を行うことを特徴とするものである。
方法は、所定数の情報シンボルにＣ1 ，Ｃ2 なる少なく
とも２種類の誤り訂正符号で２重に符号化を行い、該情
報シンボルおよび誤り訂正のために付加されたチェック
シンボルを複数シンボルに分割し、該分割された複数シ
ンボルごとに少なくとも同期信号を付加して１フレーム
信号として出力され、Ｃ1 符号は複数フレーム分の全情
報シンボルおよび全冗長シンボルで１つの符号語を構成
し、Ｃ2 符号の各符号語は互いに異なるＣ1 符号語に属
するシンボルで構成された信号を受信して復号すると共
に、受信信号をメモリ手段に蓄え、Ｃ1 符号語を構成す
る複数フレームの全情報シンボルおよび全冗長シンボル
を用いて１つのＣ１訂正を行い、すべてのＣ1 訂正のあ
と、Ｃ2 訂正を行うことを特徴とするものである。
【００１９】
実施の形態１．図１はこの発明の実施の形態１を示すも
ので、図７におけるＰ符号の冗長度を下げた時のもので
ある。図７のＰ符号はｘ＝１〜６の夫々に２つのチェッ
クシンボルが付加されて１列で（６，４，３）符号を構
成していたのに対し、図１ではｘ＝１〜６の夫々に１つ
のチェックシンボルの領域を設け、２列で（１０，８，
３）符号を構成している。Ｐ（１，５，１）Ｐ（２，
５，１）はｘ＝１とｘ＝２の情報シンボルより（７）式
を満たすよう生成される。又Ｐ（３，５，１）Ｐ（４，
５，１）も同様にｘ＝３，ｘ＝４の情報シンボルより生
成される。
ので、図７におけるＰ符号の冗長度を下げた時のもので
ある。図７のＰ符号はｘ＝１〜６の夫々に２つのチェッ
クシンボルが付加されて１列で（６，４，３）符号を構
成していたのに対し、図１ではｘ＝１〜６の夫々に１つ
のチェックシンボルの領域を設け、２列で（１０，８，
３）符号を構成している。Ｐ（１，５，１）Ｐ（２，
５，１）はｘ＝１とｘ＝２の情報シンボルより（７）式
を満たすよう生成される。又Ｐ（３，５，１）Ｐ（４，
５，１）も同様にｘ＝３，ｘ＝４の情報シンボルより生
成される。
【００２０】
【数７】
【００２１】ＱとＲ符号は従来と同様である。図７と図
１の比較で明かなようにチェックシンボルが２０から１
４に減少している。すなわち６フレームの領域が削減さ
れて冗長度が小さくなる。このように構成しても、Ｐ符
号の１訂正ブロックは最小距離が３で図７の従来例と変
わらず２個までの消失を訂正できる。欠点としてはＱ符
号のチェックシンボル領域でＰ符号が成立しないため、
くり返し復号をする場合Ｒ→Ｑ→Ｐ→Ｒなる４回復号ま
では従来と同等の訂正能力をもつがそれ以上のくり返し
ではＱのチェックシンボルに誤りが生じた場合能力が劣
る。しかしながらシステムに適用した場合、無限回のく
り返しは不可能であり、又くり返しによる改善度は、飽
和してゆくため実用上問題はない。図２は符号化，復号
化のブロック図を示しており、１１は情報シンボルの入
出力端子、１２はメモリ、１９は乗算器，加算器，レジ
スタ群からなるリード・ソロモン符号などの符号化，復
号化回路、１４は図１のｘ軸の値を決めるｘアドレス発
生回路１５とｙ軸の値を決めるｙアドレス発生回路１６
とｚ軸の値を決めるｚアドレス発生回路１７から構成さ
れ、符号化，復号化時のメモリアドレスを指定するメモ
リアドレス回路１、１８はメモリアドレス回路（１）１
４と同一の構成で情報シンボルの書き込みと読み出し時
のメモリアドレスを指定するメモリアドレス回路２、１
３はメモリアドレス回路（１）１４とメモリアドレス回
路（２）１８の出力を選択して、メモリ１２へ供給する
セレクターを示している。
１の比較で明かなようにチェックシンボルが２０から１
４に減少している。すなわち６フレームの領域が削減さ
れて冗長度が小さくなる。このように構成しても、Ｐ符
号の１訂正ブロックは最小距離が３で図７の従来例と変
わらず２個までの消失を訂正できる。欠点としてはＱ符
号のチェックシンボル領域でＰ符号が成立しないため、
くり返し復号をする場合Ｒ→Ｑ→Ｐ→Ｒなる４回復号ま
では従来と同等の訂正能力をもつがそれ以上のくり返し
ではＱのチェックシンボルに誤りが生じた場合能力が劣
る。しかしながらシステムに適用した場合、無限回のく
り返しは不可能であり、又くり返しによる改善度は、飽
和してゆくため実用上問題はない。図２は符号化，復号
化のブロック図を示しており、１１は情報シンボルの入
出力端子、１２はメモリ、１９は乗算器，加算器，レジ
スタ群からなるリード・ソロモン符号などの符号化，復
号化回路、１４は図１のｘ軸の値を決めるｘアドレス発
生回路１５とｙ軸の値を決めるｙアドレス発生回路１６
とｚ軸の値を決めるｚアドレス発生回路１７から構成さ
れ、符号化，復号化時のメモリアドレスを指定するメモ
リアドレス回路１、１８はメモリアドレス回路（１）１
４と同一の構成で情報シンボルの書き込みと読み出し時
のメモリアドレスを指定するメモリアドレス回路２、１
３はメモリアドレス回路（１）１４とメモリアドレス回
路（２）１８の出力を選択して、メモリ１２へ供給する
セレクターを示している。
【００２２】まず記録時の動作説明を行う。入力端子１
１から入力される情報シンボルはメモリアドレス回路
（２）１８によりメモリ１２のｘ軸，ｙ軸，ｚ軸の値が
決められて、メモリに書き込まれる。次に図４を例にＰ
符号の符号化の説明をする。ｘ＝ｙ＝ｚ＝１がメモリア
ドレス回路（１）１４によりセレクター１３を介してメ
モリ１２に供給され、Ｄ（１，１，１）が符号化復号化
回路１９に取り込まれる。さらにｙアドレス発生回路１
６の出力を１づつ進めてＤ（１，２，１）Ｄ（１，３，
１）Ｄ（１，４，１）を読み出して符号化復号化回路１
９に供給する。次にｘアドレス発生回路１５の出力を１
進めてｘ＝２としてｙアドレス発生回路１６を１から４
まで進めてＤ（２，１，１）〜Ｄ（２，４，１）を読み
出して符号化復号化回路１９に供給する。符号化復号化
回路１９では、入力された上記８情報シンボルから
（７）式に基づきチェックシンボルＰ（１，５，１）Ｐ
（２，５，１）を生成してメモリアドレス回路（１）１
４により図１に示す位置に蓄える。同様にｘ＝３とｘ＝
４のｙ方向の夫々の４情報シンボルｐ（３，５，１）Ｐ
（４，５，１）が生成されメモリ１２に蓄えられｚ＝１
におけるＰの符号化が完了する。この操作をｚ＝１，２
……ｋ3 について行うことによりすべてのＰ符号化が完
了する。
１から入力される情報シンボルはメモリアドレス回路
（２）１８によりメモリ１２のｘ軸，ｙ軸，ｚ軸の値が
決められて、メモリに書き込まれる。次に図４を例にＰ
符号の符号化の説明をする。ｘ＝ｙ＝ｚ＝１がメモリア
ドレス回路（１）１４によりセレクター１３を介してメ
モリ１２に供給され、Ｄ（１，１，１）が符号化復号化
回路１９に取り込まれる。さらにｙアドレス発生回路１
６の出力を１づつ進めてＤ（１，２，１）Ｄ（１，３，
１）Ｄ（１，４，１）を読み出して符号化復号化回路１
９に供給する。次にｘアドレス発生回路１５の出力を１
進めてｘ＝２としてｙアドレス発生回路１６を１から４
まで進めてＤ（２，１，１）〜Ｄ（２，４，１）を読み
出して符号化復号化回路１９に供給する。符号化復号化
回路１９では、入力された上記８情報シンボルから
（７）式に基づきチェックシンボルＰ（１，５，１）Ｐ
（２，５，１）を生成してメモリアドレス回路（１）１
４により図１に示す位置に蓄える。同様にｘ＝３とｘ＝
４のｙ方向の夫々の４情報シンボルｐ（３，５，１）Ｐ
（４，５，１）が生成されメモリ１２に蓄えられｚ＝１
におけるＰの符号化が完了する。この操作をｚ＝１，２
……ｋ3 について行うことによりすべてのＰ符号化が完
了する。
【００２３】Ｑ符号は図１の各行の４情報シンボルをメ
モリアドレス回路（１）１４からの出力でメモリアドレ
スを指定して（2 ）式に基づき（ただしｄ2 ＝２，ｋ2
＝４，ｋ2 ＝６）チェックシンボルが符号化復号化回路
１９で生成され、メモリ１２に蓄えられＲ符号もＰ符
号，Ｑ符号と同様メモリアドレス回路（１）１４でメモ
リアドレスが制御されてｚ方向にチェックシンボルが付
加される。Ｐ，Ｑ，Ｒの符号化が終了すると入出力端子
１１よりメモリ内の情報シンボルとチェックシンボルは
メモリアドレス回路（１）１４でメモリアドレスが制御
されて順次出力される。復号時は、受信シンボルを入出
力端子１１よりメモリ１２に蓄え、（４）（５）（６）
式のシンドローム計算に必要な受信シンボルをメモリア
ドレス回路（１）１４でアドレス制御を行い符号化復号
化回路１９に取り込む。符号化復号化回路１９では、検
出フラグを蓄えるレジスタをもっており、この検出フラ
グとシンドロームを用いて消失の誤りパターンを計算
し、メモリ内の誤った受信シンボルに誤りパターンを加
算することにより訂正を行う。Ｒ→Ｐ→Ｑあるいはくり
返し復号により誤り訂正が終了すると、メモリアドレス
回路（２）１８でメモリアドレスが制御されて入出力端
子１１より情報シンボルのみが出力される。なお、上記
実施の形態は３重符号の例について説明したが２重符号
や４重，５重…ｎ重符号についても同様である。
モリアドレス回路（１）１４からの出力でメモリアドレ
スを指定して（2 ）式に基づき（ただしｄ2 ＝２，ｋ2
＝４，ｋ2 ＝６）チェックシンボルが符号化復号化回路
１９で生成され、メモリ１２に蓄えられＲ符号もＰ符
号，Ｑ符号と同様メモリアドレス回路（１）１４でメモ
リアドレスが制御されてｚ方向にチェックシンボルが付
加される。Ｐ，Ｑ，Ｒの符号化が終了すると入出力端子
１１よりメモリ内の情報シンボルとチェックシンボルは
メモリアドレス回路（１）１４でメモリアドレスが制御
されて順次出力される。復号時は、受信シンボルを入出
力端子１１よりメモリ１２に蓄え、（４）（５）（６）
式のシンドローム計算に必要な受信シンボルをメモリア
ドレス回路（１）１４でアドレス制御を行い符号化復号
化回路１９に取り込む。符号化復号化回路１９では、検
出フラグを蓄えるレジスタをもっており、この検出フラ
グとシンドロームを用いて消失の誤りパターンを計算
し、メモリ内の誤った受信シンボルに誤りパターンを加
算することにより訂正を行う。Ｒ→Ｐ→Ｑあるいはくり
返し復号により誤り訂正が終了すると、メモリアドレス
回路（２）１８でメモリアドレスが制御されて入出力端
子１１より情報シンボルのみが出力される。なお、上記
実施の形態は３重符号の例について説明したが２重符号
や４重，５重…ｎ重符号についても同様である。
【００２４】図３は、図５のＱ符号を除いた２重符号に
本発明を適用した例を示している。図において、ｚ方向
の（ｎ3 ，ｋ3 ，ｄ3 ＋１）符号を構成していた従来の
Ｒ符号を点線部Ｓで示す３つのＲ訂正ブロックから（３
ｎ3 ，３ｋ3 ，３ｄ3 ＋１）符号を構成したものであ
り、冗長度が同一で最小距離を大きくして、訂正能力を
高めた例である。さらにＰ符号に対しても本発明を適用
することにより、より訂正能力を高めるか又は訂正能力
を同一にして冗長度を下げることができる。又、図３Ｌ
で示すように折線状に複数ブロックにまたがって構成し
ても同様である。また、上記実施の形態では同一平面内
の２列でＰ符号を構成していたが、ｘの値が異なってい
れば２つ以上の平面のもので構成してもかまわない。図
４はｚ＝１とｚ＝２の平面の情報シンボルを用いた場合
の例を説明するための図である。図４において、ｚ＝１
のｘ＝１〜４のｙ方向に列んだ４情報シンボルとｚ＝２
のｘ＝１〜４のｙ方向に列んだ４情報シンボルのＰ符号
を構成する組み合わせは（ｚ＝１ｘ＝１，ｚ＝２ｘ＝
２）（ｚ＝１ｘ＝２，ｚ＝２ｘ＝３）（ｚ＝１ｘ＝３，
ｚ＝２ｘ＝４）（ｚ＝１ｘ＝４，ｚ＝２ｘ＝１）となっ
ている。（ｚ＝１ｘ＝１，ｚ＝２ｘ＝２）を例にする
と、Ｐ（１，５，１）Ｐ（２，５，２）は（８）式を満
たすように生成される。
本発明を適用した例を示している。図において、ｚ方向
の（ｎ3 ，ｋ3 ，ｄ3 ＋１）符号を構成していた従来の
Ｒ符号を点線部Ｓで示す３つのＲ訂正ブロックから（３
ｎ3 ，３ｋ3 ，３ｄ3 ＋１）符号を構成したものであ
り、冗長度が同一で最小距離を大きくして、訂正能力を
高めた例である。さらにＰ符号に対しても本発明を適用
することにより、より訂正能力を高めるか又は訂正能力
を同一にして冗長度を下げることができる。又、図３Ｌ
で示すように折線状に複数ブロックにまたがって構成し
ても同様である。また、上記実施の形態では同一平面内
の２列でＰ符号を構成していたが、ｘの値が異なってい
れば２つ以上の平面のもので構成してもかまわない。図
４はｚ＝１とｚ＝２の平面の情報シンボルを用いた場合
の例を説明するための図である。図４において、ｚ＝１
のｘ＝１〜４のｙ方向に列んだ４情報シンボルとｚ＝２
のｘ＝１〜４のｙ方向に列んだ４情報シンボルのＰ符号
を構成する組み合わせは（ｚ＝１ｘ＝１，ｚ＝２ｘ＝
２）（ｚ＝１ｘ＝２，ｚ＝２ｘ＝３）（ｚ＝１ｘ＝３，
ｚ＝２ｘ＝４）（ｚ＝１ｘ＝４，ｚ＝２ｘ＝１）となっ
ている。（ｚ＝１ｘ＝１，ｚ＝２ｘ＝２）を例にする
と、Ｐ（１，５，１）Ｐ（２，５，２）は（８）式を満
たすように生成される。
【００２５】
【数８】
【００２６】図４の例は３重符号の場合特に効果がいち
じるしい。ｚ＝１ｙ＝１のＱ符号で誤り検出のフラグが
付加されたとする。この時（７）式で示すｚ＝１平面の
ｘ＝１とｘ＝２からなる訂正ブロックにはＤ（１，１，
１）とＤ（２，１，１）にフラグが立っているがこのＰ
符号は２シンボルの消失となり訂正が不可能となる。一
方（８）式で示す２平面から構成されている場合は、Ｄ
（１，１，１）Ｄ（１，２，１）の２シンボルの消失し
か１訂正ブロックには起こらず訂正可能となる。このよ
うに同一平面でＰ符号とＱ符号が構成されているとＱ符
号の１訂正ブロックは付加された検出フラグがＰ符号で
は２消失となるが、異なる平面でＰ符号を構成すること
により１消失ですみ訂正能力を向上させることができ
る。又Ｑ符号の冗長度を下げる場合もＱの１訂正ブロッ
クを構成するシンボルの複数個が他の符号語であるＰの
１訂正ブロックに含まれないよう異なったｚの値の平面
にまたがって符号構成することによりことにより同様な
効果が得られる。
じるしい。ｚ＝１ｙ＝１のＱ符号で誤り検出のフラグが
付加されたとする。この時（７）式で示すｚ＝１平面の
ｘ＝１とｘ＝２からなる訂正ブロックにはＤ（１，１，
１）とＤ（２，１，１）にフラグが立っているがこのＰ
符号は２シンボルの消失となり訂正が不可能となる。一
方（８）式で示す２平面から構成されている場合は、Ｄ
（１，１，１）Ｄ（１，２，１）の２シンボルの消失し
か１訂正ブロックには起こらず訂正可能となる。このよ
うに同一平面でＰ符号とＱ符号が構成されているとＱ符
号の１訂正ブロックは付加された検出フラグがＰ符号で
は２消失となるが、異なる平面でＰ符号を構成すること
により１消失ですみ訂正能力を向上させることができ
る。又Ｑ符号の冗長度を下げる場合もＱの１訂正ブロッ
クを構成するシンボルの複数個が他の符号語であるＰの
１訂正ブロックに含まれないよう異なったｚの値の平面
にまたがって符号構成することによりことにより同様な
効果が得られる。
【００２７】
【発明の効果】以上のように、この発明によれば、従来
の多重符号を構成する各符号の１つ以上の１訂正ブロッ
クを複数ブロック集めて１訂正ブロックを構成してある
ので、冗長度を同一にした場合訂正能力を向上させるこ
とができ、訂正能力を同一にした場合冗長度を下げるこ
とができる。
の多重符号を構成する各符号の１つ以上の１訂正ブロッ
クを複数ブロック集めて１訂正ブロックを構成してある
ので、冗長度を同一にした場合訂正能力を向上させるこ
とができ、訂正能力を同一にした場合冗長度を下げるこ
とができる。
【図１】 本発明の一実施の形態を示す符号構成図。
【図２】 本発明の符号化，復号化のブロック図。
【図３】 ２重符号に本発明を適用した時の符号構成
図。
図。
【図４】 （Ａ），（Ｂ）はそれぞれ異なる平面で、Ｐ
符号を構成した例を示す符号構成図。
符号を構成した例を示す符号構成図。
【図５】 従来の３重符号の構成を示すメモリ図。
【図６】 従来の３重符号を伝送する時のフレームフォ
ーマット図。
ーマット図。
【図７】 従来の３重符号を構成しているＰ，Ｑ符号の
構成図。
構成図。
１２ メモリ、１３ セレクター、１４ メモリアドレ
ス回路１、１５ ｘアドレス発生回路、１６ ｙアドレ
ス発生回路、１７ ｚアドレス発生回路、１８ メモリ
アドレス発生回路２、１９ 符号化，復号化回路。
ス回路１、１５ ｘアドレス発生回路、１６ ｙアドレ
ス発生回路、１７ ｚアドレス発生回路、１８ メモリ
アドレス発生回路２、１９ 符号化，復号化回路。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 山岸 篤弘 鎌倉市上町屋325番地 三菱電機株式会社 情報電子研究所内 (72)発明者 石田 禎宣 長岡京市馬場図所１番地 三菱電機株式会 社電子商品開発研究所内
Claims (1)
- 【請求項１】 所定数の情報シンボルにＣ1 ，Ｃ2 なる
少なくとも２種類の誤り訂正符号で２重に符号化を行
い、該情報シンボルおよび誤り訂正のために付加された
チェックシンボルを複数シンボルに分割し、該分割され
た複数シンボルごとに少なくとも同期信号を付加して１
フレーム信号として出力され、Ｃ1 符号は複数フレーム
分の全情報シンボルおよび全冗長シンボルで１つの符号
語を構成し、Ｃ2 符号の各符号語は互いに異なるＣ1 符
号語に属するシンボルで構成された信号を受信して復号
すると共に、受信信号をメモリ手段に蓄え、Ｃ1 符号語
を構成する複数フレームの全情報シンボルおよび全冗長
シンボルを用いて１つのＣ1 訂正を行い、すべてのＣ1
訂正のあと、Ｃ2 訂正を行うことを特徴とする誤り訂正
方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP28628495A JPH08242178A (ja) | 1995-11-02 | 1995-11-02 | 誤り訂正方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP28628495A JPH08242178A (ja) | 1995-11-02 | 1995-11-02 | 誤り訂正方法 |
Related Parent Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP10123384A Division JPS60244125A (ja) | 1984-05-17 | 1984-05-17 | デイジタル情報伝送方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH08242178A true JPH08242178A (ja) | 1996-09-17 |
Family
ID=17702386
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP28628495A Pending JPH08242178A (ja) | 1995-11-02 | 1995-11-02 | 誤り訂正方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH08242178A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2000059226A (ja) * | 1998-07-28 | 2000-02-25 | Xerox Corp | 最小マッチ長が３のプリマッチストリングマッチアレイ |
Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS592214A (ja) * | 1982-06-25 | 1984-01-07 | Mitsubishi Electric Corp | デイジタル記録・再生装置 |
-
1995
- 1995-11-02 JP JP28628495A patent/JPH08242178A/ja active Pending
Patent Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS592214A (ja) * | 1982-06-25 | 1984-01-07 | Mitsubishi Electric Corp | デイジタル記録・再生装置 |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2000059226A (ja) * | 1998-07-28 | 2000-02-25 | Xerox Corp | 最小マッチ長が３のプリマッチストリングマッチアレイ |
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