JPS58131843A - 誤り訂正方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔従来技術〕 本発明は、ワード毎に配置したデータを転送する為の誤
り訂正方法であって、 ａ、第１誤りエンコーダにおいて第１の個数のデータワ
ードが複数連続するものを受け、第１ワード訂正コード
の第１生成マトリツクスに基づいて第１列のパリティワ
ードを各第１の個数のデータワードに加える工程と、ｂ
、各第１個数のデータワードおよびこれに関連する第１
列のパリティワード内ですべて異なるものとした各別の
遅延時間により前記の第１個数のデータワードと第１列
のパリティワードとのインタリーブを行ない、これによ
り第２の個数のワードが複数連続するものを形成し、各
第２の個数のワードが前記の第１の個数に等しい個数の
データワードと、前記の第１列の個数に等しい個数のチ
ェックワードとを有するようにする工程と、 Ｃ０第２誤りエンコーダにおいて前記の第２の個数のワ
ードが複数連続するものの第２の個数のワードを受け、
第２ワード訂正コードの第２生成マトリツクスに基づい
て第２列のパリティワードを前記の第２の個数のワード
に−１１− 加えて第３の個数のワードを形成する工程と、ｄ、前記
の第３の個数のワードを複数直列に連結したものをワー
ド毎に変調して転送用のチャネルワードを形成し、これ
らチャネルワードが冗長度の付加により順次の信号遷移
間の許容期間に対し所定の上限および下限を満足し、前
記のチャネルワードが直列に連結されるとともに、これ
らチャネルワードと相俟って前記の上限および下限を満
足するマージングビットによって前記のチャネルワード
が封缶に分離されるようにする工程と、 ｅ、転送後にチャネルワードおよびマージングどットを
復調して前記の第３の個数のワードを再構成する工程と
、 ［、前記の第３の個数のワードを受け、各第３の個数の
ワードから、第２生成マ［−リツクスと関連する第２パ
リテイチエツクマトリツクスに基づいて、前記の第２の
個数のワードを再生するとともにできれば必要に応じこ
れら第２の個数のワードを訂正する工程と、１２− ｑ、前記の第２の個数のワードをデータワードし、これ
に続きこのデータワードしたものから、第１生成マトリ
ツクスと関連する第１パリテイチエツクマトリツクスに
基づいてユーザに対する前記の第１の個数のデータワー
ドを再生するとともにできれば必要に応じこれら第１の
個数のデータワードを訂正する工程と を有する誤り訂正方法に関するものである。

上述した誤り訂正を行なう転送の一部は１９８１年５月
２０日に出願された米国特許第２６５．４６５号明細書
に記載されており、この米国特許出願明ｌｌｌ書の内容
を参考の為に導入するも、本発明はこれに限定されるも
のではない。従来技術によれば、第２の個数のワード内
で或いは第３の個数のワード内でそれぞれ制限された個
数のワードを訂正でき、或いは他の制限された個数のワ
ードを間違ったものとして検出でき、これらの制限され
た個数はワード或いは記号全体に亘って取った最小ハミ
ング距離によって与えられる。このＪど（ま後ｔｙ詳１
Ａｌｌ　ＬＪ説明りろ。第２或いｌ、ｔ　７Ａ〕３の個
数のワード内で間違ったワードの個数が関連の許容舶よ
すら多い場合には、誤り訂ｉ１−或いは間違ったワード
の検出が失敗する。誤り訂正が失敗すること【ユ、間近
−）た１、フードが訂正されないか、或いはワードが間
遣って訂Ｗされるか、或いはこれらの双方が行イｒねれ
ることを息味号る。、誤り検出が失敗することは、ｉｆ
：Ｌいワードが間違ったものとし゛Ｃ指示されるか、或
いは間違ったワードが間違ったものとしＣ指示されない
か、或いはこれらの双方が行イ【われることを意味する
。完全を期−リー為に、従来では第１の誤りコン−コー
ディングの前に月つ第２の誤り−［ン］−ディグと変調
との間にインタリー、ｔ］＝程を設けている。変調およ
び復調に関しては１９８２汗３月１７Ｆ−１に公開され
た矢田特許出願公開第２０８３３２２号明＃１店に記載
２′ｆ。

れＣいる１、変調はラン・１ノンゲスが制限されＩ、−
；−ドを実睨り−る為の一種の二」−ディングであＥ）
、倍量遷移とは第１の信２″、圃を有するチ＼・ネルピ
ッ１〜から第２の信号値を右づるチレネルビッ１−への
遷移を意味する。

〔発明の目的および構成〕 本発明の目的は、上述したｅ調によって転送されたデー
タ内に導入され冗長度を適正な誤り訂正：］−ドと組合
せ、全誤り訂正能力を高めることにある。間違って復調
されたワードは、一般に信頼できない第２の個数のワー
ドに対する標識として機能するように覆る必要がある。

本発明はこの原理を用いたものであり、復調に際し、前
記の第３の個数のワードのうち認識できないチャネルワ
ードより成るワードに第１標識ビツトを加え、前記の第
２の個数のワードの再生に際し、前記の第３の個数内で
第１標識ビツトの個数が超過個数であることによる制御
の下で第２パリテイヂＴツクマ１ヘリツクスに基づいて
関連の第２の個数のワードの各ワードに第２標識どツｊ
〜を加え、関連の第２の個数のワードを一般に信頼性の
ないものであるとして指示するようにすることを特徴ど
ける。

本発明（Ａ、転送（放）米チャネル、通信リンク、或い
は光学的な記１意ディスクまたは磁気テープの　１５− 、土うむ記憶＃体を経る転送）中、通常妨害ヂレネルワ
ード或いはバースト誤りの列が９−シぺこれらの列によ
りブヤネルワードに何らかの内容をイ：ｊ１＋ｕしてし
ｊ：うおそれがあるという事実の認識の基に成したｔ）
の（・ある。このような場合、結果が正しいヂ１１ネル
ワードとなる場合もｄうる。また本発明は、誤りを出来
るだり〒く、ｉｊなわち第１誤り訂正の前に検出するの
が好ましいという事実の認識を基に成したｂのである１
、変調に際し′Ｃ導入した冗長度は（＝のような検出を
可能にする。上述１〕た場合（３：は、ある制限された
個数のワードを訂正しうる。より多くのワードが間違っ
たものとして指示され）ｃ場合には、訂正を省略し、こ
の訂１Ｆを例えばデインウリーブ（逆インタリーブ）の
後にのみ行なうようにする。デインタリーブの為に、信
頼でき／、賢いものとして指示された多数のワードが更
に離間され、多くの場合に間違ったワードの局部的な集
中が減少づるようになる。本発明方法の他の目的は、間
遠・ンたチャネルワードの指示により多数のワードの訂
正を可能にづ”ることにあり、１６一 本発明によれば例えば間’Ａつたちのとして局部的に集
中された４つのワードを訂正しうるようになる。安全の
為には、３つのチャネルワードが間違ったものとして指
示された場合に訂正を行ない、４つの間違ったヂトネル
ワード（これらのチャネルワード自体は訂正しつる）の
場合に、第２の個数のワードを信頼ｅぎないものとして
指示するのが好ましい。

本発明による他の方法は、復調に際し、前記の第３の個
数のワードのうち認識できないチャネルワードより成る
ワードに第１標識ピッＩ−を加え、前記の第２の個数の
ワードの再生に際し、ワードに行なうべき訂正がなく、
このワードを正確に表わす第１標識ピツ１へによる制御
の下で第２パリテイヂエツタマトリツクスに基づいて第
２標識ビツトを関連の第２の個数のワードの各ワード【
こ加λ、前記の第２の個数のワードを一般に信頼できな
いものとして指示するようにすることを特徴とする。

第２誤り訂正−１−ドにより訂正しろるワードの個数は
増大しない（従来の状態ではこの個数は２（ｒ　’：ｔ
；Ｈ＋、い）が、安全余裕度は増人暇る。

本発明においては、前記の第２の個数内で第２）票識ピ
ッ１−の個数が更に超過個数であることにＪ、る制御の
下で第１パリデイチｌツクマトリツクスに基づいて前記
の第１の個数の−１１−タワ再生４町生づるに際し、第
３標識ビツトを関連の第１の個数のデータワードに加え
、前記の第１の個数のデータワードが一般に信頼できな
いものであることを指示するように覆るのが好ましい。

この場合、安ｆの為に、第１バリテイチＪ−ツク７１〜
リツウスのレベルでも多数のデータ［フードを一般に信
頼でき１．ｊいｂのであるどじで指示しうるように１−
る。

例えば、転送されたデータが、デジタル化された音声イ
＾弓に関する場合には、認識できないデータワードを関
連のγ１声イ舊弓リンプルを正しいデータワードに基づ
いた直前の信号サンプルと置き変えることにより、認識
できないデータワードを無く（，７うイ）ようにする。

このようにすることを″零次の補間“′と称されている
。

Ｊ、貝０目的な第１誤り訂干〕−ドの場合には、ワード
にｔ′ｊｊｘうぺぎ訂正がないことによる且つこのワー
ドを正確に表わす第２標識ビツトによる制御の下で前記
の第１の個数のデータワードを再ｌ（−する（３二際し
、第３標識ピツ１〜を関連の第１の個数のデータワード
の各ワードに加え、前記の第１の個数のデータワードを
一般に信頼できないものであるとして指示するようにす
るのが好ましい。上述１〕だ種類の工程は第１誤り訂正
コードの１ノベルでも行なうことができる。ここに゛′
規則的″とはワードレベルに関することで゛あり、コー
ドワードが正しい状態にある場合に、再生を行なう為に
各データワードに１個のみのコードワードを必要とづる
ということを意味１′るものとする。ビットレベルで規
則的とは、妨害されていないコードビットが関連のデー
タピッ１〜ど１対１の相η関係を有ザるということを意
味する。また、第１パリテイチエツクマトリツクスに基
づいて前記の第３の個数のデータワードを再生するに際
し、予定の限界間に位置するある個数の第２標識ビツト
を用い、これら第２標識ビツトが、行なうべき訂正に対
する誤　１９− り口／１−タどしで作用するようにづるのが好まし０゜
この場合、第１誤り訂正］−ドによる訂正のｈ１能慴を
召ｊめるのに第２標識ごツ１〜を用いるのが０７’まし
い。第２誤り訂正二］−ドがワードレベルで規則的な＝
１−トテパある場合には、第３の個数のワード内の第１
標識１ご′ットの個数が仙の予定の限界間にある限りこ
れらの第１標識ピツ１〜を他の誤りロケ−々とじて用い
ることもできる。このような誤りログー今に遭遇する場
合には、ＭＡ識の付いたワードのデータ内容を無？Ｊｌ
−６ることができる。その理由は、ワードに１１長づい
て訂正が行なわれる為である。標識のイ」いたワードに
関するこの作動はパ）内入（ｅｒａｓｕｒｅ　）”モー
ドと称されており、関連のワードは情報内容を全く自ざ
ないとみなされる、１ また本発明は上述した方法を実施りる装置にｂ関するも
のであり、この装置においては、マージングビッｌ〜の
個数を３とし、前記のト限および下限をそれぞれ１１お
Ｊ：び３チャネルビットとする。

このよう（：選択すると、誤り訂正装置が優れたも２０
− のどなるということを確かめた。

また本発明は、上述した方法によって転送されたデータ
をデコーディングおよび復調する装置にも関するもので
あり、この場合訂正しえない第１の個数のデータワード
を置換データと置ぎ変えるようにする。このように間違
ったワード４照くずことは音質に悪影響を及ぼすも、聴
取者にとって極めて■ざわりどなるクリック雑音を生ぜ
しめるよりも害が少ない。

また本発明は上述した種類の装置に用いられるデコーダ
にも関するものであり、この場合、復調に対して一部の
同期チャネルビットを無視し、復調後の自生（場合によ
っては訂正再生）に対して他の群の制御ビットを無視す
るようにする。このようにすることにより同期を容易に
とることができる。

更に、他の群の制御ビットが他の誤り訂正」−ドの一部
を形成しうるようにし、冗長度を複数のこのような仙の
群に分り、またこの場合、復調器から生じる標識を誤り
ロケータとして或いは複数のＩ−述した他の肝における
誤りの個数が超過個数である場合の通知信おどして用い
うるようにＪるのが右利て゛ある。

図面につき本発明をみ；１明する、。

第１図は、ｆ［］ツタに組織化したザ！？ンルワードの
ＩＩ′適４Ｍ成を示づものであり、この第１図には１つ
のブ１１ツクのみを示しＣある。０２で示すＩＶネルワ
ードのフ［ｌツクの開始後、まず最初に同期ワード△（
６６）を存（Ｉ−さｌ、次に制御ワード”Ｏ”（６８）
を存在させる。他の１ヤネルワードは、７０て示す」：
うな２／Ｉ個のＪｌ冗１（ブ１７ネルワード（１・２７
１）と、８個のパリディチャネルワード（各パリアイヂ
ャネル「フードを例えばブＡ７ネルワード７２のように
Ｘ印で示す）とが存在づるように現Ｆ１１＋的り誤りへ
１正：二１−ドによ−）で形成されている。６４　Ｌｔ
　Ｉｃ＋ツクの終端を示−４ｏ蛇行線７７１は１１４間
順序を示７１．．実際には、！１えられた］ノベてのチ
ャｌネルワードの各々に３つのマージングビッ１−が続
いている場合に（Ｊ、これらチャネルワードが連続する
ものである。同期ワード６６を除いて、各チャネルワー
ドは１４ブヤネルピツトより成る。同じ値の連続するチ
ャネルピッ１〜の個数は３よりも少なくなく１１よりも
多くない。これに、Ｊ、す、可能な組合１Ｊは２６７個
有るということが分り、イのうｌ）の２５６個が各別の
８ビツトの二Ｊ−ドワードを表わすのに用いられ、残り
の１１個は用いないか或いは特別４丁［１的に用いられ
る。

ヂ！？ネルワード列内のマージングビツ１〜も、互いに
同じ２進値を有する）！ｌ！続チャネルピッ１〜の個数
に関して課せられた上限および下限を満足する。

第２図は、使用すべきワード訂正コードのパリティヂＴ
ツクマトリックス（Ｈ）を示す。このコードのｌ［成（
ｇｅｎｅｒａｔｏｒ　）７１−リックス（Ｇ）は、７ト
リツクスの積が（Ｇ）・（＋−１＞＝Ｏとなるように与
えられる。７１〜リツクス（ト１）の列数は一緒に処即
すべきコードワードの個数に等しい。７１〜リツクス（
１１）の行数は］−ドワード内に含まれている冗長ワー
ドめ個数に等しい。第１誤り訂正コードにおいては２７
１個のデータワードに４個の冗長ワードを追加して２８
個のワードを得るこ２３− どが従来Ｊ！ｉ！案されている。次に、各々が２８ワー
ドより成るこれらの群をインクリーブして同数（従って
２８個）の第２の個数のワード群を形成する。第２誤り
訂正コードにおいては」−記の第２の個数のワードに他
の４個の冗長ワードが加えられて第３の個数のワードが
形成され、これらワードが変調されて同数のチャネルワ
ードが形成される。第１誤り訂正コードの場合、パリテ
イチｒツウマｉ・リツウスの列数は２８に等しく、第２
誤り訂正コードの場合、パリティチェツクマ１〜リック
スの列数は３２に等しい。これらの双方の場合７１−リ
ツクス（ト（）の行数は４に等しい。７トリツクス（１
」）の要素ａ　＝　１　、　ａ　’　・・・は、関ｊ中
の原始おＪ：び既約生成多項式によ−）で形成されたが
［］ア域ＧＦ（２）の要素である。関連のワードのビッ
ト数はｍ　（この場合ｎ≦２　　である）であり、本例
では１ｎ−８である。４個の冗長コードワードをＩＪ［
１えことによりコードワードに関する最小ハミング距離
を［ｉにすることがでさ゛る３、従−）て、どのコード
ワードが誤りであるかを知る必要１．【り−２／Ｉ− して２つの間違っているロードワードを訂正することが
できる。従って、誤りベクトル（誤りパターン）や双方
のワードに対する誤りロケータを表わすのに４個の冗長
ワードによって与えられる冗艮麻で充分である。誤りロ
ケータが分っている場合には、前記の間違ったワードを
訂正するのに誤りベクトルのみを知れば充分である。４
個のワードが間違っており、その誤りロケータを異なる
方法で冑た場合には、これら４個の間違ったワードを訂
正するのに４個の冗長ワードで充分である。

２個のワードの誤りロケータが分っている場合に【、１
、これらの２個のワードを訂正するのに、また（Ｉ／ｍ
を知る必要のない間遠・）たワードを局在化するととも
に訂正Ｊるのに４個の冗長ワードで充分である。同じコ
ードによっても４個の間違ったワードを検出することが
できる。従って、検出すべき間違ったワードの個数と、
位置が異なる方法で知られる訂正すべき間違ったワード
の個数との和は４に等しい。上述した制限に応じて構成
され、異なる個数の冗長ワードを含む他のコードの場合
には、検出可能ｄ５よび訂１可能なｒ１１１近−）ｌご
ワードの個数は１−記の異なる個数に相当する。

第３図は本発明に用いるデ゛コーダを示１゜本発明は前
記の米国ｑ＊ｉ出願第２６５４６５弓明細書に記４ｖさ
ｆ）ているＪ、う／、１ン］−ダに用いることがぐぎる
も、この］−ンコーダの説明は省略する。

第３図に示４ゼッ１〜アップにおいては、チャネルワー
ドの情報はピッ１〜順序で入力端子３０に到来する。ま
ず最初、復調器３２（Ｊおいて直−並列変換が行なわれ
、１つの完全な−１−ドワードが７４小接続線／ｌ０４
ｊ得られる。実際の直−並列変換およびこれに必要とづ
るブ［コック装置は図面を簡単と１する為に省略した。

ブロック３／ｌは、正しく受信された１４ビツトのチャ
ネルワードを、８（ｎ接続線３８における対応覆る８ビ
ツトの］−ドワτドと、単一接続線３６における２進の
“Ｏパとに変換するトランスレータを承り。ヂレネルワ
ードが間違っている場合には、行ないうる手段（ま数種
類ある。まｆ第１に、４１Ｆ意のワード、例えば′“ｏ
　ｏ　ｏ　ｏ　ｏ　ｏ　ｏ　ｏ　”を接続！！３８に生
ｔ！′【）め、論理値“′１゛°を接続＄１３６に生じ
めることができる。或いはまた、この間違ったチャネル
ワードを、これにできるだり良りＹに対応する正しいチ
ャネルワードに変換し、この正しいチャネルワードを対
応するコードワードに変換゛づることができる（これか
らの変換は１回の作動で行なうことができること明らか
である）。通常は、１つのチャネルワードにａ３いて１
つのピッ１〜の誤りを訂正することができ、数個の］−
ドワードを同じ確率で（間違ったチャネルワードと数個
の正しいチャネルワードとの間のハミング距離を同じに
しＣ）形成しうる場合には、これら訂正コードワードの
１つを前述したところに応じて置換として選択する。多
ビットの誤りは一般にあらゆる場合に訂正できない。

次に、正しいヂ１？ネルワードを対応する３８ビツトの
復調ワードに変換する。この変換は絶対的なしのとし、
復調が１回の作動で行なわれるようにすることもできる
。受信されたチャネルワードが１７！１３Ｎっだものと
して検出されるたびに、接続線３６に論理標識ビット”
　１　”が現われる。或いは２７− また、受信したｆ−ヤネルワードが正しかったか否かを
表示する為に、或いは明確な訂正が可能であったか否か
を表示でる為１こ、或いは置換ワードが数個の可能な置
換から選択されたか否かを表示づ゛る為に接続線３６を
多重接続線となるように構成することもできる。多くの
場合　誤＆）には隣接の］−ドビッ１−Ｌ−お（Ｊる他
の誤りが伴っており、この現象がバースト誤りと称され
ている。従−）で。

二」−ドビットのビット毎の訂正はしばしば不可能とな
り、接続線３６におけるピッ１−が妥当／非妥当の有意
状態を有゛りる。従って、パ妥当′°］−ドワードが間
）ツっていてｂ何等さしつかえない。この場合には、８
ビットの復調ワードが少４丁くとも１つのＷ、識ビット
或いは妥当性ビットと共に復調器３２の出力端子４２に
直列に或いは並列に現われる。１〜ランスレータ３４は
、１４ビツトの幅をｈｌするアドレス入力部と、９ピツ
１〜（場合ににつてはより多いピッ［〜）の幅を有する
出力データ路とを貝λる固定メモリとして構成すること
がてきる。＝１−ドビットへの変換に対してはンージン
グ２８− ビットを無視する。妥当／非妥当ピッ１−を形成するの
に所望に応しマージングビットを考１ｉ？！づ−ること
ができる。その理由は、これらマージングビットも変調
制限を満足する必要がある為である。この場合、これら
マージングビットは直前のチャネルワードの一部を形成
するものとみなすことができる１、制御ワード（第１図
の６８）も１７１ビツトのヂせネルワードくマージング
ビットを有づる）として入力端子３０に現われる為、こ
の制御ワードにも所望に応じ妥当、／非妥当ピッ１へを
設けることができる。し・かじ、他のワードの誤り訂正
に対しては、同期ワード６６や制御ワード６８をも無視
する。接続線３６．３８には制御ワードを制御装置に転
送する為の分岐を設けることができるも、これらの素子
は図面を簡単にする為に図示しない。

制御ワードは誤り訂正コードの一部とすることができる
。復調された制御ワードに対する妥当／非妥当標識ビッ
トは、後に説明するように、データに対する対応する標
識ビットを用いるのと同様にして用いることができる。

上）ホしたアー］−ダの大部分は前述した従来技術から
既知である。−１０ツク４４は１つの入力端子／１２ど
３２個のＳＷ！列の出力端子とを有するマルチブレクリ
“を示づ。このマルチプレクリにおける多重は「ノード
毎に行なわれ、各出力端子には関連の妥当性ピッ１〜を
含む１つの完全なワードが生じる。

数字”　１　”　ｒ示１１１０ツク、例えばブ［］ツク
／１６は、こわらに供給されるワードを、関連の妥当性
ピッ１へを含む丁度３２個のワードが接続！ｉ５Ｎ／１
２に到達づる時間だ（づ）ツ延させる遅延素子を示す。

素子４８のよう＜ｒ索子はインバータであり、これらイ
ンバータにより第２誤り訂正］−ドのパリティワードを
ビット毎に反転させる。索子５０は、第２図に示すバリ
ティヂエツクマトリックス（ｍ　＝３２＞を実現する為
の第２誤り訂正コードに対する再生兼訂正素子である。

２つの間違った受信ワードは妥当ｆ１ビットを用いるこ
と無く訂正しうる。素子５０内でのデータの処理は後に
流れ図につき説明する、１素子４４から３２ワードが供
給されるたびに、２８個の８ビツト出力ワードが再生兼
訂正素子５０の出力部に現われる。これらの各出力ワー
ドは独自の妥当性ビットを伴なっている。論理値ＩＩ　
ＯＩＴは関連のワードがイ３頼できるものであるという
ことを示し、論理値゛１°′は関連のワードが信頼でき
ないものであるということを示す。後に説明する所定の
場合には、２８ワードの群全体が一般に信頼できないも
のどして示される。その理由は、２８ワードのすべてが
値“１′′の妥当性ビットをｈしている為である。従っ
て、索子５０の出力部にお【プるデータ速度は素子５０
の対応する入力部におけるワード速度の２８／３２＝７
．／８倍となる。数字１〜２７で示づブロック５２は、
データワード（逆インタリーブ）作用を導入する為に、
供給されたワードを遅延させる遅延素子である。ブロッ
ク内の数字ＩＩ　Ｉ　ＩＴは、素子５０から丁度２８ワ
ードの１群が出力するのに必要とする期間に相当する遅
延時間を示す。従って数字゛１４″はこれらのワード群
が順次に１４個出力するのに要する期間を示す。従って
、素子５０から一緒に出力された２８ワードの群の３１
− 各ワードか、関連の新た（こ形成さねた２８ワードの群
に割当てられる。従って、パース１〜誤りの影響が長い
期間ｌ：Ｄつで広がり、新たに形成さｔＩ′た２８ワー
ドの各群に含まれる間違ったワードの個数は一般に多く
、とも少数どなる。

素子５４は、第２図にも相当覆るパリティヂＴツク７１
〜リツタス（ｍ＝２８＞を実現覆る為の第１誤りＲ］正
］−ドに対づる再生兼訂正素子である。

冗長リードかに個の場合、供給されるに、’２（Ｋが偶
数の場合；本例の場合に−４）個の間）ａつた１ノード
を妥当性！でットを用いずに訂正しうる。索ｊ′５４に
おけるデータ処理機能は後に流れ図を用い−（に）明り
る１、再４トａ訂正索了５４の出力部には、２８個の（
インタリーブされＩ、：）入力ワードの各ＢＹに対しＵ
２４個の８ビツトデータワードが現わｔｌｌこれらデー
タワードには前述した有意状態をイｊ？ｌる妥当性ビッ
トが伴’ｒｒ　−、）　ｋり伴なわなか−）たりする。

後に説明するある場合には、２４ワードの群の仝体１＞
ｉ一般に信頼できないものであると表示されている。そ
の理由は、２４ワードの覆ぺて３２− が、値“１′″である関連の妥当ｆ［ビットを右する為
である。従って、素子５４の出力部に（ｂ（するデータ
速１ヴは、素子５０の入力部にお１］るワード速度の２
４　／　３２　＝　３　、／　４倍となる。数字”　２
　”で示覆−１１コツタ、例えばブロック５６は、関連
の妥当性ビットを含む２×３２ワードが丁度接続線４２
に到来する期間に相当覆る時間ｌ、′け、Ｉ−記のブロ
ックに供給されるワードを）イ延させる遅延素子を示Ｊ
０ブロック５８は並−直列変換器であり、供給された２
４「フードを正しい順序で（すなわち入力端子３０おＪ
：び接続線４０間での直−並列変換に対する反転を行な
って出力端子６０を経てニー４１“其置く図示１Ｊず）
に供給する。３２データピツ１へ（すなわら４データワ
ード）を以ってステレオ丙午に対する丁度１つの音声サ
ンプル信号を形成することができる。或いはまた、デー
タワードが］ンビ］−タ／ロゲラム―、△ＳＣＴ！のキ
ャラクタや、専門的なデータ処理或いは顧客相手のデー
タ処理装置で用いる仙の情報を表わづようにすることが
できる。第１音声定義により、４つのデー々ワードの１
つが非妥当である場合には、高声信号全体を或いはその
モノラル部分を非妥当（無りフ」）とみなし、これを１
−〕以トの隣接のＦｉ声信号から取り出した補間Ｃｊ号
と交換することが−Ｃきる。この点は第３図には示しＣ
いない。

第４図は再生兼訂正素子５０におりるデータの処理を承
り。この第７１図は流れ図の形態にしであり、好適例に
関するものである。３２ワードの群が供給されると、処
理を開始μしめうる（ブロック１００）。１０ツク１０
２においては、非妥当］−ドワードの個数がＯであるか
否かを検出する。

イエス（Ｙ）、すなわちＯである場合には、ブロック１
０４においＣパリティチェックマ１−リツクスの乗幹が
行なわれ、シンドローム変数を決定する１、シンドロー
ム変数（ＳＹＮ）は、間違ったワードの個数が０．１．
２或いはそれよりも多いかどうかを示し、間違つ／（−
、ワードの個数が２よりも多い場合には、しばしば誤っ
た数が表示される。

シンドロームによ−）で示されるワードの個数が０また
はっである場合には、処理がブロック１０６に進み、こ
のブロック１０６において１個の間違ったワードを訂正
するか或いは擬似の誤り訂正を通常のようにして行なう
。非妥当］−ドワードの個数ｒが１である場合には、ブ
ロック１０２を経て最初にプロッタ１０８に進み、次に
ブロック１１０に進む。ブロック１１０における作動は
ブロック１０４における作動と同じである。ブロック１
１０において１つのワードが間違っているということが
検出された場合には、処理がブロック１０６に進み（前
；ホしたようにチャネルワード中の１ビット誤りを訂正
するのにチャネルワード中の冗長度を用いていなければ
、間違ったワードの個数が０である場合は生じえない）
、実際の或いは擬似の訂正が行なわれる。ブロック１１
０において、２個の間違ったワードがあるということが
検出された場合には、ブロック１１２において２つの誤
りロケータの１つが（１つの）非妥当ワードを示してい
るか否かが検出される。イエス（Ｙ）の場合、１なわら
１つの誤りロケータが（１つの）非妥当ワードを示して
いる場合には１．３　５− 処理がブ「１ツク１０６にルＬみ、訂ｉＦ　ｈτ行４ｒ
わ：１′々る。

非妥当ワードが示されない場合には、訂正が不可ＯＬで
あり、処理け１０ツク１１４に進む（７１，１ツク１０
４における検査結果がノー（Ｎ）の場合す同じｅある）
、１ブ［１ツク１１４においては、ワードの関連の１１
￥−のすぺでのワードの妥当性ピッ１〜が“′非シ２当
゛°に設定さねる。ブ［」ツク１１２に＋Ｉｉいて１Ｊ
、２個よりも多い間違−）たワードを検出づる構台も＋
］な−）ことができ、この場合も処理はブ１１ツク１１
４に進む。非妥当ワードの個数が３個数ｊ−の場合には
、処理がブロック１０２．１０８．１１Ｇを経てブ［１
ツク１１４に進み、ワード！ｌＹの覆べてのワードが一
般に非妥当であるということが盲゛蕗される。ブロック
１１６において、非妥当ワードの個数が丁度２である場
合には、関連のピッｌ〜が誤りロケータとして用いられ
、これらの誤りロケータを用いることによりブロック１
１Ｂにおいて訂正が行なわれる。シンドロームは、２個
よりも多いワードが間違−）Ｃおり従ってＷ］　＋１が
不可能であるということを示すことができ、この場３６
− 合には処理をブロック１７４に進；Ｌぜることができる
も、この工程は別個に示されていない。ブロック１０６
．１１４および１１８の出力はブロック１２０に供給す
る。このブロック１２０は、２８個の出力ワードの誤り
訂正および再生が終了した為に３２個のコードワードの
次の群をロードする必要があるということを指示する。

またこのブロック１２０は、他のワードが供給されない
場合に対する゛停止″出力部（図示せず）をも有する。

ブロック１０４．１１０におけるシンドロー１１変数の
形成は、前述したパリティチェックマトリックス（１」
）を３２個のコードワードに乗算することにより既知の
ようにして行ないうる。この場合訂正を行なうことがで
きる。その理由は、シンドロームが４個のシンドローム
ワードから成っている為である。この結果は、４つの未
知の変数を生ぜしめて解を得る際に形成すべぎ４つの式
とみなげことができる。これらの変数は２つの誤り０ケ
ータと２つの誤りベクトルとすることができ、従って２
つの任意のワードを訂正しうる。ワードが、Ｉｌ妥当て
・あるどして指示Ｃきれ、この指示が誤り１７４　’、
ｒ−−タ変数としＣ受容される場合には、１つの追加の
く　次の）式が有効に形成さね、従って（非妥当ビット
によって与えられるロイｆ−タを含む）Ｊ、り多くの未
’ＩＪＩのものをも解くことができる。

第４図の、ｆ　ＩＩＩツク線図のレットアップは変更す
るこ３１−ができる。まず第１に、ｆ＝２の場合（ブ［
ｌツク１１６）を［−１の場合（ブロック１０Ｆ″Ｉ）
と同様に処理り−ることがでさる。第２に、ｆ＝、３の
場合１戊いはｒ　−３Ａ−３よび［−４の双方の場合を
第４図（、（７，−ｆ　ｎツク１１Ｇで示す場合と同様
に９！１理し、誤り［ｌケータが非妥当ビ・７１〜によ
って与えられるようにりることがＣさる。「二５の場合
（、■常にブト１ツク１１４を経て処理する必要がある
。

まＩこ、シンド［１−ム結宋が丁１ｕ２つの間違゛）だ
ワードを支持する場合、ブロック１０／４にお（）る否
定的４ｒ検査結果（Ｎ＞が（ブ［１ツク１０６にａ３け
るような）誤り訂正を解してブロック１１４に供給され
るＪ、うにづることもできる。ブ［ｌツク１０６．１１
８においては、訂正されたワードの非妥当ビットを状態
゛妥当″に設定づるのが有利である。しかし、しばしば
（特にブロック１１８においては）非妥当じツ１−が変
更されない。また、ブロック１０２におＩフる検査を省
略し、処理がブ［］ツク１００からブ［コック１０４に
直接進むようにすることもできる。

第５図は第３図の再生兼訂正素子５４におけるデータ処
理の流れ図を示す。この流れ図は好適例に関するもので
ある。、２８ツードの群が供給されると、処理を開始せ
しめつる（ブロック１３０）。

ゾロン／７１３２においては、パリｉイチＪツクマトリ
ックスの東線が行なわれてシンドローム変数が決定され
、またこのシンドローム変数ＳＹＮが、多くとも１つの
間違ったコードワードが存在するということを示してい
るかも検出される。この検査が内定的（Ｙ）である場合
には、処理がブロック１３４に進み、このブロックにお
い−（訂正が行なわれ、場合に、Ｊ：っては擬似の訂正
が行なわれる。

この場合、訂正Ｊべきコードワードに対するいかなる非
妥当ピッ１−も状態゛妥当″に設定される。

３９− シンｌ”ＩＩ　　１．ｚ変数により、１−７）Ｊ、りも
多いワードが間違−）Ｃいるということを指示覆る場合
には、ブ１〕ツク１３Ｃ５においで、非妥当ビットの個
数ｆが２よりも多いか否かが検査される。この検査結果
が内定的（Ｙ）である場合には、訂正が行なわれず、供
給された非妥当ピッ１〜が第３図の素子５４の出力］−
ドワードにそのまま現われろ、１非妥当ビットの個数が
３よりも少ない場合には、ブ［１ツク１４０においてこ
の個数が２に等しいか否かが検査される。このブロック
１４０における検査結果が肖定的である場合に゛は、誤
りがブロック１４２において訂正される。この訂正結果
がブロック１４４において検査される。このようなパ貞
の゛′非妥当（第４図に関する説明を比較参照のこと）
を示す非妥当ピッ１−を有する１個以上のワードが５丁
正されていない場合には、上記の検査結束ハｉ［シ＜な
い。゛形式上の（ｐｒＯｆｏｒｍａ　）　”妥当性ピッ
１〜の場合には、このレベルでの訂正も擬似の訂正とす
る（二とができる。シンドローム変数によって２つの間
違ったワードが指示される場合０− には、訂正をパ直接的に′°行なうことができる。

ブロック１４．０においＣ１非妥当ビットの個数がＯ或
いは１に等しいということが検出された場合には、処理
がブロック１４６に進む。前述したような“′不可能な
″訂正がブロック１４４において検出される場合にも処
理がブロック１４６に進む。

ブロック１／Ｉ６においては、データワード（２４）の
出力群のすべてのワードに非妥当ピッ１−（１）が加え
られ、誤りを他の方法で無くす必要があるということを
指示する。第５図の流れ図も変更することができる。例
えば、非妥当ピッｊ・の個数に対する第２の上限もブロ
ック１３６で検出するようにすることができる。この個
数が例えば４よりも多い場合には、システム全体の誤り
が指示され、すべてのワードが非妥当であるとして指示
される。

また、第４図のブロック１１８につき説明したように非
妥当コードワードの個数に対する値の所定の範囲内の誤
りロケータとして非妥当ビットを用いることもできる。

しかし、第５１図ではこのようにＪるのを省略しである
。

第５図におけるブロック１３／Ｉ、１３Ｂ、１４４．１
４６の出力端は第４図のブｌｊツク１２０Ｉ／）Ｉｌｌ
能に相当する機能を右りるＪ［１ツク１４８に接続づる
。

仙の例も可能であり、例えば第３図の素工５）２におけ
る関連の遅延時間をＪべ（エンコーダ′デコーダにおい
て４倍に選択りることがで＾る１゜

【図面の簡単な説明】

第１図はチャネルワードの好適な構成を示す線図、 第２図はパリティチー１ツタマトリツクス（１」）の−
好適例を示す説明図、 第３図は本発明に用いるデコーダを示げブ［］ツク線図
、 第４図は第２誤り訂正−コードに関する流れ図を示１Ｊ
説明図、 第５図は第１誤り訂正コードに関する流れ図を示−り説
明図である３、 ３２・・・１り調器　　　　　３４・・・トランスレー
タ７１４・・・ンル１プレクリ　４６．５２．５６・・
・遅延素子４８・・・インバータ　　　５０．５４・・
・再生兼訂１１［索子。 特許出願人　　　エメ・べ−・フィリップス・フルーイ
ランペンファブリケン

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、ワード毎に配置したデータを転送する為の誤り訂正
   方法であって、 ａ、第１誤りエンコーダにおいて第１の個数のデータワ
   ードが複数連続するものを受け、第１ワード訂正コード
   の第１生成マトリツクスに基いて第１列のパリティワー
   ドを各第１の個数のデータワードに加える工程と、 わ、各第１個数のデータワードおよびこれに関連ηる第
   １列のパリティワード内ですべて異なるものとした各別
   の遅延時間により前記の第１個数のデータワードと第１
   列のパリティワードとのインタリーブを行ない、これに
   より第２の個数のワードが複数連続するものを形成し、
   各第２の個数のワードが前記の第１の個数に等しい個数
   のデータワードと、前記の第１列の個数に等しい個数の
   チェックワードとを有するようにする工程と、 Ｃ１第２誤りエンコーダにおいて前記の第２の個数のワ
   ードが複数連続するものの第２の個数のワードを受け、
   第２ワード訂正コードの第２生成マトリツクスに基づい
   て第２列のパリティワードを前記の第２の個数のワード
   に加えて第３の個数のワードを形成する工程と、 ｄ、前記の第３の個数のワードを複数直列に連結したも
   のをワード毎に変調して転送用のチャネルワードを形成
   し、これらチャネルワードが冗長度の付加により順次の
   信号遷移間の許容時間に対し所定の上限および下限を満
   足し、前記のチャネルワードが直列に連結されるととも
   に、これらチャネルワードと相俟って前記の上限および
   下限を満足するマージングビットによって前記のチャネ
   ルワードが封缶に分離されるようにする工程と、 ｅ、転送後にチャネルワードおよびマージングビットを
   復調して前記の第３の個数のワードを再構成する工程（
   ３４）と、ｆ、前記の第３の個数のワードを受け、各第
   ３の個数のワードから、第２生成マトリツクスと関連す
   る第２パリテイチエツクマトリツクスに基づいて、前記
   の第２の個数のワードを再生するとともにできれば必要
   に応じこれら第２の個数のワードを訂正する工程（５０
   ）と、 ９、前記の第２の個数のワードをデインタリーブしく５
   ２）、これに続きこのデインタリーブしたものから、第
   １生成マトリツクスと関連する第１パリテイチエツクマ
   トリツクスに基づいてユーザに対する前記の第１の個数
   のデータワードを再生覆るとともにできれば必要に応じ
   これら第１の個数のデータワードを訂正する工程（５４
   ）と を有する誤り訂正方法において、復調に際し、前記の第
   ３の個数のワードのうち認識できないチャネルワードよ
   り成るワードに第１標識ビツトを加え、前記の第２の個
   数のワードの再生に際し、前記の第３の個数内で第１標
   識ビツトの個数が超過個数であることによる制御（１１
   ６）の下で第２パリテイチエツクマトリツクスに基づい
   て関連の第２の個数のワードの各ワードに第２標識ビツ
   トを加え（１１４）、関連の第２の個数のワードを一般
   に信頼性のないものであるとして指示するようにするこ
   とを特徴とする誤り訂正方法。 ２、ワード毎に配置したデータを転送する為の誤り訂正
   方法であって、 ａ、第１誤りエンコーダにおいて第１の個数のデータワ
   ードが複数連続するものを受け、第１ワード訂正符号の
   第１生成マトリツクスに基づいて第１列のパリティワー
   ドを各第１の個数のデータワードに加える工程ど、 ｂ、各第１個数のデータワードおよびこれ３− に関連する第１列のパリティワード内ですべて異なるも
   のとした各別の遅延時間により前記の第１囮数のデータ
   ワードと第１列のパリティワードとのインタリーブを行
   ない、これにより第２の個数のワードが複数連続するも
   のを形成し、各第２の個数のワードが前記の第１の個数
   に等しい個数のデータワードと、ｉ￥ｉ７記の第１列の
   個数に等しい個数のヂエツクワードとを有するようにす
   る工程と、 Ｃ１第２誤りＴン］−ダにおいて前記の第２の個数のワ
   ードが複数連続するものの第２の個数のワードを受け、
   規則的な第２ワード訂正コードの第２生成マトリツクス
   に基づいて第２列のパリティワードを前記の第２の個数
   のワードに加えて第３の個数のワードを形成する工程と
   、 ｄ、前記の第３の個数のワードを複数直列に連結し１〔
   ものをワード毎に変調して転送のチャネルワードを形成
   し、これらチー４− ヤネルワードが冗長度の付加により順次の信号遷移間の
   許容期間に対し所定の上限および下限を満足し、前記の
   チャネルワードが直列に連結されるとともに、これらチ
   ャネルワードと相俟って前記の上限および下限を満足す
   るマージングビットによって前記のチャネルワードが対
   角に分離されるようにする工程と、 ｅ、転送後にチャネルワードおよびマージングビットを
   復調して前記の第３の個数のワードを再構成する工程（
   ３４）と、ｆ、前記の第３の個数のワードを受け、各第
   ３の個数のワードから、第２生成マトリツクスと関連す
   る第２パリテイチエツクマトリツクスに基づいて、前記
   の第２の個数のワードを再生するとともにできれば必要
   に応じこれら第２の個数のワードを訂正する工程（５ｏ
   ）と、 Ｑ、前記の第２の個数のワードをデインタリーブしく５
   ２）、これに続きこのデイタリーブしたものから、第１
   生成マトリツクスと関連する第１パリテイチエツクマ１
   〜リツクスに基づいてユーザに対する前記の第１の個数
   のデータワードを再生するとともにできれば必要に応じ
   これら第１の個数のデータワードを訂正する工程（５４
   ）と を有する誤り訂正方法において、復調に際し、前記の第
   ３の個数のワードのうち認識できないチャネルワードよ
   り成るワードに第１標識ビツトを加え、前記の第２の個
   数のワードの再生に際し、ワードに行なうべき訂正がな
   く、このワードを正確に表わす第１標識ビツトがないこ
   とによる制御（１１２）の下で第２パリテイチエツクマ
   トリツクスに基づいて第２標識ピッ１−を関連の第２の
   個数の各ワードに加え（１１４）、前記の第２の個数の
   ワードを一般に信頼できないものとして指示するように
   することを特徴とする誤り訂正方法。 ３、特許請求の範囲１または２記載の誤り訂正方法にお
   いて、前記の第２の個数内で第２標識ビツトの個数が更
   に超過個数であることによる制御の下で第１パリテイチ
   エツクマトリツクスに基づいて前記の第１の個数のデー
   タワードを再生するに際し、第３標識ビツトを関連の第
   １の個数のデータワードに加え（１４６）、前記の第１
   の個数のデータワードが一般に信頼できないものである
   ということを指示するようにすることを特徴とする誤り
   訂正方法。 ４、第１誤り訂正コードを規則的なコードとする特許請
   求の範囲１または２記載の誤り訂正方法において、ワー
   ドに行なうべぎ訂正がないことによる且つこのワードを
   正確に表わす第２標識ビツトがないことによる制御の下
   で前記の第１の個数のデータワードを再生するに際し、
   第３標識ビツトを関連の第１の個数のデータワードの各
   ワードに加え、前記の第１の個数のデータワードを一般
   に信頼できないものであるとして指示するようにするこ
   と−７＝ を特徴とする誤り訂正方法。 ５、第１誤り訂正コードを規則的なコードとする特許請
   求の範囲１または２記載の誤り訂正方法において、第１
   パリテイチエツクマトリツクスに基づいて前記の第３の
   個数のデータワードを再生するに際し、予定の限界間に
   位置するある個数の第２標識ビツトを用い、これら第２
   ＰＩＡ識ビツトが、行なうべき訂正に対する誤りロケー
   タとして作用するようにすることを特徴とする誤り訂正
   方法。 ６、第２誤り訂正コードを規則的なコードとする特許請
   求の範囲１または２記載の誤り訂正方法において、第２
   パリテイチエツクマトリツクスに基づいて第２の個数の
   ワードを再生するに際し、予定の限界間に位置Ｊるある
   個数の第１標識ビツトを用い、これら第１標識ビツトが
   、行なうべき訂正に対する誤りロケータとして作用する
   ようにすることを特徴とする誤り訂正方法。 ８− ７、特許請求の範囲１〜６のいずれか１つに記載の誤り
   訂正方法を実施する誤り訂正装置において、マージング
   ビットの個数を３とし、前記の上限および下限をそれぞ
   れ１１および３ヂヤネルビツトとしたことを特徴とする
   誤り訂正装置。 ８、特許請求の範囲１〜６のいずれか１つに記載の誤り
   訂正方法を実施する誤り訂正装置において、訂正しえな
   い第１の個数のデータワードを置換データと置き変える
   ようにしたことを特徴とする誤り訂正装置。 ９、特許請求の範囲１〜６のいずれか１つに記載の誤り
   訂正方法を実施する誤り訂正装置において、復調装置（
   ３２）の出力（４２）が供給される直−並列ワード変換
   手段（４４）と、この誤り訂正装置のユーザ取付は部（
   ６０）に信号を供給する並−直列ワード変換手段（５８
   ）とを設けたことを特徴とする誤り訂正装置。 １０、特許請求の範囲８または９記載の誤り訂正装置に
   用いるデコーダにおいて、復調に対して一部の同期チャ
   ネルビットを無祝し、復調後の再＜ｒ　＜場合によって
   は訂正再生）に対して他の群の制御ビットを無視するよ
   うにしたことを特徴とするデコーダ。 １１、特許請求の範囲８または９記載の誤り訂正装置に
   用いるデコーダにおいて、復調に対して第３群のワード
   を伴う１群のワードを無視し、関連の群の同期ビットを
   伴う他の群の制御ピッ１−に、複数のこのような制御ビ
   ット群に関連して規定した誤り訂正のデコーディングを
   行ない、復調器に、認識しえない制御ビット群を知らせ
   る為の標識ビット出力部を設けたことを特徴とするデコ
   ーダ。 １２、特許請求の範囲１０または１１記載のデコーダを
   有する装置。