JPS60103562A

JPS60103562A - 誤り訂正装置

Info

Publication number: JPS60103562A
Application number: JP21085883A
Authority: JP
Inventors: Hiroo Okamoto; 宏夫岡本; Toshifumi Shibuya; 渋谷　敏文; Keizo Nishimura; 西村　恵造; Masaharu Kobayashi; 正治小林; Takaharu Noguchi; 敬治野口; Takao Arai; 孝雄荒井
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1983-11-11
Filing date: 1983-11-11
Publication date: 1985-06-07

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】〔発明の利用分野〕本発明はディジタル信号の再生装置における誤り訂正符
号の復号に係り、特にリード・ソロモン符号の復号に好
適な誤り訂正装置に関する〔発明の背景〕ディジタル信号の伝送才たは記録を行なう場合には、伝
送系におけるデータ誤りの発生が問題となる。そこで、
送イ１才たは記録時に検量ワードを付加し、受信才たは
再生時にその検査ワードを用いて誤り訂正を行なう。検
査ワードの付加としては能率が良く復号のしやすいＢＣ
Ｈｆ９’号等が用いられる。特にブロック符号ではＢＣ
Ｈ符号の一稙であるリード・ソロモン符号が多く用いら
れる。さらに、これらの符号によって２重に符号化を行
なうことによって訂正能力を大きくした方式としてクロ
ス・インターリーブ符号がある。

第１図及び第２図は、クロス・インターリーブ・リード
・ソロモン符号（以下Ｃｌ１ｔＣ符号と略す）の符号化
回路及び復号回路である。第１図において、１，２は符
号器、３，４．５はインターリーブ回路、６はデータ反
転（ロ）路である。

また第２図において、７，８は復号器、９，１０゜１１
はディンターリーブ回路である。

ＣＩＩ（、Ｃ符号では、リード・ソロモン符号による２
重符号化を行なっている。第１図の符号化回路において
は、２４ワードの情報ワードに対しインタ−リー１回路
３によって第１のインクＩＪ−ブを行なった後に符号器
１によって４ワードの検査ワードＱｌ　、Ｑ２　、Ｑａ
　、Ｑ４を付加する。さらに、この２４ワードの情報ワ
ード及び４ワードの検査ワードよりなる２８ワードの符
号ブロックに対して、インターリーブ回路４によって第
２のインターリーブそ行なった後に符号器２によって４
ワードの検査ワードＰＩ、Ｐ２．Ｐ３．Ｐ４を付加する
。この２４ワードの情報ワード及び８ワードの検査ワー
ドよりなる３２ワードの符号ブロックは、さらにインタ
ーリーブ（ロ）路５によって８３のインターリーブが行
なわれた後に送信または記録される。なお、検査ワード
については、連続データ欠落時の誤検出あるいは賊訂正
を防ぐために、データ反転回路６により反転されている
。

第２図の復号回路においては、ディンターリーブ回路９
による上記第３のインターリーブに対応したディンター
リーブ及びデータ反転回路６による検量ワードの反転が
行なわれた後に、復号器７によって第１の復号が行なわ
れる。この第１の復号では、検査ワードＰＩ、Ｐ４によ
る誤り検出及び訂正が行なわれる。後号器７において誤
り検出及び訂正が行なわれた２４ワードの情報ワード及
び４ワードの検量ワードは、ディンターリーブ回路１０
によって上記第２のインターリーブに対応したディンタ
ーリーブが行なわれた後に、後号器８によって第２の復
号が行なわれる。この第２の復号では、検量ワードＱｌ
、Ｑ４による誤り検出及び訂正か行なわれる。復号器８
によって誤り検出及び訂正が行なわれた２４ワードの情
報ワードは、ディンターリーブ回路１１によって上記第
１のインターリーブに対応したディンターリーブを行な
った後に出力される。

ＣＩＲＣ符号のように２重符号化を行なう方式では、２
つの異なる符号ブロックによって２回またはそれ以上の
復号を行なうことによってｉ正能力を太き（することか
できる。しかし、従来の復号方式では、第１の復号及び
第２の復号において１ワードあるいは２ワードの訂正し
か・行なつ７：、ＩＯ＋らず、符号の持つ訂正能力を十
分に利用しているとは言えない。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、符号の持つ誤り訂正能力を最大限に活
用できる誤り訂正装置を提供すること船こある。

〔発明の概要〕

本発明は、ブロクラムを用いた瞑り訂正装置によって、
最小距離かｄの符号においで誤り位置が不明のｐワード
の誤り及び誤り位置がイ〕かつているｑワードの誤りを
訂正する場合に、２ｐ＋ｑ＝ｄ−１となるような俳号方法を行なうことにより、符号の持つ
瞑り訂正能力を最大限に活用しようとするものである。

〔発明の実施例〕以下、本発明の一実施例を前述のＣＩＲＣ符号に適用し
た場合について説明する。

ＣＩＲＣ符号の復号では、第１の復号においては符号長
３２ワード、検査ワード数４ワード。

第２の復号においては符号長２８ワード、検査ワード数
４ワードのガロア体ＧＦ（２８）上のリード・ソロモン
符号の復号を行なう必要がある。

ます、ガロア体ＧＦ（２８）上で定義すれたリード・ソ
ロモン符号及びその後号法について説明する。

ｏ　Ｆ　（２）上の８次既約多項式％式％の根の１つをα亡すると、Ｇｌｉ”（２）の元にαのべ
き乗で表わされる（　２”−２）（１１の元・２加えた
集合（０，１，α、α２．・・・、α２５４　）はＧＰ
（２Ｂ）を構成する。ＧＰ（２８）において、ある正の
整数を１とする時ｇ（ｘｌ＝（ｘ＋ｘ）（ｘ＋α）（Ｘ十αｌ！　＞　、
、、　（ｘ　＋α２　を−りまたは（Ｘ＋α）（Ｘ＋α
２）（ｘ＋ａ３）・＝（ｘ＋ａ”）（りを生成多項式と
する符号長ｎ＝＜２’−１）＋情報ワード数（ｎ−２ｔ
）、検をワード数２ｔの１′ら一号がリード・ソロモン
符号である。Ｔなわぢ、リード・ソロモン符号では符号
語Ｃ−（ＣＯ２Ｃ１，・・・。

Ｃ’ｎ−１）の多項式表現　− ｃ（ｘ）＝’Ｃ６＋Ｃ１ｘ＋’Ｃ２ｘ２＋・＋Ｃｎ−１
ｘ”−”　（２）はｇ　（ｘ）で割り切れる。これを次
式のように表わす０Ｃ（ｘ）ヨ０　（ｍｏｄ　ｇ（ｘ）　）　（３）なお、
符号長ｎは２’−１〉ｎ＞２ｔの範囲で短縮することができる。このリード−ソロモン
符号では、最小距離は（２ｔ＋１）である。

ここで、（２）式で表わされる符号語Ｃ（ｘ）に対する
受信信号をＲ（Ｘ）　＃ｒ　ｏ　＋ｒ　ｘ　ｘ十・＝　十ｒｎ−１
Ｘ　ｎ””　”　（４）とし、この受信信号では７個の
誤り、ｕ（ｘ）＝、’ｆ；　ｅ、、ｘ”　Ｃｏ≦ｉ　、　ｖ
ｓ、ｎ−１）　（５）Ｊに１が発生したとすると、Ｒ（ｘ）　ｖｓ　Ｃ（ｘ）　＋　Ｅ　（ｘ）”　Ｅ（ｘ
）　（ｍｏｄ　ｇ（ｘ）　）　（６）課りＢ　（ｘ）は
、次式で表わされるシンドロームＳｋによりめることか
できる。

ＳｋミＲ（α　）＝Σｅ　α′Ｊ″ｋ　（Ｏ≦ｋｓ２ｔ　−１７タ１ｔｊ
＝ｌｉＪｌ≦に≦２ｔ）　’　（７）俵号士ノーとしては、まずシンドロームＳｋより腺り世
直★狽式％式％）（８）を累め、七の俄−８ｉ−釆めることｌこより瞑り位置ｉ
１．　ｉ２．　・、　ｌｖかわかる。（８）式よりδ（
αす＝０であ６かり１ｅ　αｉｊｍｋさくαゑＪ）ヨ０Ｊ上式８０≦に≦２ｔ−１（またはｌ≦に≦２ｔ）につい
て力ｌん甘わせると、ｂｊｄｖ＋ｂＩ＋ｌ’　Ｖ−１＋−＋ａｓ＋ｖ−ｔｌ！
′ｌ＋８＋＋ｖ−０（０≦ｉ≦２ｌ−１−ｖまたは１１
ｉ≦２ｔ−リ（９）か成立１′る。（９）式そ屏けはδ
１そ不めることかで矢にλ−−ｘｃ−、１ｒ−ｒσ）ｍ
１１４０’ｊＷ’Ａｓ＃’／７１ｆｔ−ＦＩＮｒａＦｌ
値ｅｉｌｌｅ！２ｔ　””　ｉＶ　請求め、Ｅ　（ｘ）
をめれば、Ｃ（ｘ）　ｔ＝　Ｒ（ｘ）　十Ｅ　（ｘ）　
（ｔｏｙにより誤り訂正を行なうことができる。

最小距離かｄの符号においては、誤り位置が不明のｐｌ
しの畝りと誤り位置がわかっているｑ個の誤りについて
、２ｐ　＋　ｑ≦ｄ−１の範囲で訂正することができる。リード・ソロモン符号
では、最小距離が（２ｔ＋１）だから、２ｐ十ｑ≦２ｔの範囲で誤り訂正を行なうことができる。

＆ｊＣ１ｔ　ｅ　２テ、情報ワードＶｉ（ｎ−４）。

検音ワード数４．生成多項式がｇ（ｘ）”　（ｘ＋１）（ｘ＋α）（ｘ＋ｄ２）（ｘ＋
ａ”）（ｔｔｙであるリード・ソロモン符号について具
体的な復号方法を述べる。

この場合のシンドロームＳ。、Ｓ□、Ｓ２．Ｓ３は次式
％式％誤りがない場合には、明らかにｓｏ＝　ｓｌｗ　ｓ２＝　ｓ３＝　。

となる。

誤りが１ワード（誤り位置かｉとする）の場合には、（
９）式より、したがって、 δ１−　＝８１　／　Ｓｏ　＝８２　／ｆ３１閘Ｓ３／
Ｓ２また、 δ（ｘ）　＝　ｘ＋α１＝Ｘ＋δ１よって、 α　”　ｓ、／５ｏ（１４）より誤り位置ｉがめられる。

この場合の誤り値は、（７）式よりｅ　ｓ　＝Ｓｏ　（１’）となる。

誤りが２ワード（誤一つ位置が１１　、７２とする）の
場合には、（９）式より上式を解くと、となる。したがって、誤り位置多項式はとなる。δ（Ｘ
）セ０を屏くことによりα目、α′２か侍りれ−誤り位
置ｉ□、ｊ２をめることかできる。また、（７）式より
、したがって、より誤りＩｋ　ＣＩｘｓ　ｅｔ２をめることができる。

誤りが３ワード（誤り位置がｉｌ、　ｔ２．　Ａ３とす
る）場合には、（９）式よりＳｏδ３＋Ｓ１δ２＋Ｓ２δ１＋８３＝　Ｏ（２Ｇ）ま
た、 δ（ｘ）　＝　（ｘ＋ａ”）（Ｘ−ｔ−ａ”）（ｘ−４
−ａ”）　ｇＤ”よりしたがって、誤り位置ｉ□及び１２がわかっていれば、
（２０）、（２２）式よりＳｏＡ、　＋　８１Ａ２＋　８２１１＋轟まただし、Ａ１＝α　、Ａ２＝α　十α きる。また、（７）式よりしたかつて、ただし、Ａ３ｔｗ　ｃｌ”　＋ＣＩ”、　Ａ４．Ｑ”　
＋ａ”、、＋：す嶋す値ｅ、、Ｉ　ｅｔ□、ｅ工、そめ
ることができる。

誤りか４ワード（誤り位置かｊ、、Ａ２．Ａ３．Ａ４と
する）の場合には、（７）式よりしたかつて、哄り位置ｉユ〜ｉ４かわかっていれは、た
たし、Ｂ１＝α１　＋α Ｂ２：　Ｂ１（α　＋α　）Ｂ３：　Ｂ２（αｉ３＋α′４）ｃ　＝Ｓαｉ’ｌ　＋Ｂ１０Ｃ２＝　Ｃ１ａＮ２＋Ｓ、　ａ”　＋８２Ｃ３＝　０２
ｄ”＋Ｓ１ａ”＋ｉ２＋８２（α１１＋αｉ２）十８３以上述べたように、検査ワード数が４個のリード・ソロ
モン符号の復号方法としては、２個以下の誤り位置のわ
からない誤りを訂正する。

２個以下の誤り位置のわかった誤りと１個の誤り位置の
わからない誤りを訂正する。４個以下の誤り位置のわか
った誤りを訂正すると（，１つ３棹類の方法かある。こ
れらの復号方法を組合せて用いることにより、効率の良
い誤り訂正を行なうことができる。

ＣＩ几Ｃ符号においては、検査ワード数は４ワード、最
小距離は５である。したがりて、前述したように眺り位
置が不明のｐワードの誤り及び誤り位置がわかっている
ｑワードの誤りを、２ｐ＋ｑ≦４の範囲で訂正することができる。

靴１の復号においては、誤り位置が不明である。したか
って、ｑ＝０　、ｐｗｌまたは２となり、２ワードオで
の誤りを訂正することができる。すなわち、第１の復号
では、誤りなしと判定される場合、１ワード訂正を行な
う場合、２ワード訂正を行なう場合、３ワ一ド以上の誤
りがあり訂正不能と判定される場合の４種類の場合が考
えられる。そこで、第１の復号の状態を示すフラグとし
て以下のようなものを考える。

第１の復号においては、誤り訂正を行なうと同時にこの
ようなフラグを各ワードに付加しておく。このように二
腹数のフラグを伺加するのはａ′号を行なう時に生じる
誤検出及び誤訂正の確率が各場合によって異なるからで
ある。誤検出及び誤訂正の確率は訂正能力が大きい程高
くなる。この確率をＰ（Ｆｉ）とすると、Ｐ　（Ｆｏ）＜Ｐ　＜Ｆｌ）＜Ｐ　（Ｆ２）となる。し
たがって、第１の復号において被数の状態を示すフラグ
を付加することにより、第２のり号において訂正能力及
び検出能力が共に嚢れた誤り訂正を行なうことができる
。

第２の復号においては、第１の復号で付加されたフラグ
により誤り位置を検知することができる。したがって、という３１４類の訂正方法が考えられる。　・ｐ＝ｏ、
ｑ≦４の場合には、フラグの付加されている４ワニドま
での誤りを訂正することができる。訂正能力は最も高い
方式であるが、訂正ブロック内に第１の復号における誤
検出才たは誤訂正によるフラグの付加されていない誤り
があった場合には誤訂正になってしまう。したがって、
ＦＯのような誤検出及び誤訂正の確率の少ないフラグを
誤りフラグとして用いる必要がある。なお、訂正ワード
数が３ワード未渦の場合には、他の訂正方式を用いるこ
とにより検出能力を高くすることができる。

１）＝１．Ｑ≦２の壱合には、フラグの付加されている
２ワ一ド丁での誤り及び任意の１ワードの誤りの３ワー
ドまでの誤りを訂正することができる。この場合には、
フラグの付加されていないｌワードの誤りを訂正するこ
とかできるｄまた、フラグの付加されているワードが３
ワード（または３ワード以下）あった場合に、そのうち
の２ワード（または１ワード）を誤り位置のわかった誤
った誤りとして残りの１ワードの誤り位１ｆを検出し、
その結果がフラグの位置と一致するかどうかのチェック
を行なう方法を用いれば、検出能力ヲ萬くすることがで
きる。

ｐ＝２．ｑ＝００場合には、任意の２ワード談での誤り
を訂正することができる。この場合には、フラグの付加
されていない誤りがあっても２ワード閂で１正）−るこ
とかできる。また、検出した誤り位置がフラグの位置と
一致７”るかどうかのチェックを行なえば、検出能力を
高くすることができる。

第２の復号のフローチャートを第３ｍ及び第４図に示す
。図においてＮ　ｃＦ’ｏ）　ｒ　Ｎ　（１？’ｔ）　
ｒＮ（Ｆ２）は、それぞれＦｏ７ラク、Ｆｘ７ラク、Ｆ
２フラグのイづ加されているワードＨ１Ｎ　（Ｅ）は復
号によって検出された誤り数、Ｌ　（Ｆｏ）　、Ｌ（Ｆ
ｘ）Ｌ（Ｆ２）は検出された誤り位置のうちのそれぞれ
のフラグが付カロされ”Ｃ（１）るワード数である。

以下、第３図及び第４図により０２復号の具体的復号方
法を説明する。

（リ　シンドロームＳｏ、８１，８２．８３及びフラグ
数Ｎ（ＦＯ）、Ｎ（ＰＩ）、Ｎ（Ｆ２）をと十よ阜する
。

復号を行なうかを決定する。

（３）　（２）で決定された榎号一方法により復号を行
ない、訂正可能な場合には誤り訂正を行ない、訂正不能
の場合には誤り訂正フラグＦを不可する。

（Ｉ　）　’　ｐ−２＋　ｑ　＝ｏの復号では、まずジ
ントロ・−ムの１直ヲチエツクし、８ｏｙＢｘ＝８２＝８ｓ＝０の場合には誤りなしく　Ｎ　（Ｊり士０）とする。

茨た、Ｓｔ／８ｏＩ＋＋＝８２／、９ｘ＝Ｓａ／Ｓ２の場合に
は１ワード１す（Ｎ（Ｅ）＝１）とし、（１Ｂ）、（１
４）式により復号を行なう。それ以外の場合には（エフ
）〜（１９）式により復号そ行ない、誤り位置ｉ１．ｉ
ｚが正しくめられた場曾には２ワード誤り（Ｎ（Ｅ）＝
２）、ｉｔ。

１２がめられない場合には３ワ一ド以上の誤り（Ｎ（Ｂ
）＞２）とする。ｌワード誤り才たは２ワード誤りの場
合には、Ｌ　（ＦＯ）、Ｌ（Ｆ１！、）及びＮ（Ｆ２）
によりチェックを行ない、誤訂正の確率が少ない場合の
み誤り訂正を行なう。

（Ｉｆ）ｐ＝ｌ、ｑ≦２の復号では、談ずフラグの付加
されているワードを誤り位置１１−２として（２３）式
の計算を行なう。なお、ｉｌ、ｉ２の決定はＦ２フラグ
の付加されているワードを優先する。（２３）式におい
て、分母９分子が共に００場合にはｅｉｌ、ｅｉ２以外
に誤りなしくＮ（Ｅ）＝０　）とし、それ以外で誤り位
置ｉ３が正しくめられた場合には６ｉ１．ｅｉ２以外に
１ワードの誤りがある（Ｎ（ｎ）＝１）とし、ｉ３がめ
られない場合にはｅｉｚ、ｅｉ２以外に２ワ一ド以上の
誤りがある（　Ｎ　（Ｅ）＞１）とする。Ｎ　（Ｅ）≦
１の場合には（２５）式により誤り値をめる。そして、
Ｎ（Ｄ）÷Ｏの場合には２ワード訂正を行ない、Ｎ（Ｅ
）＝ｌの場合には以下のようにＬ（Ｆりのチェックを行
なってＬ（Ｆｉ）＝ｌの場合には３ワード訂正を行なう
。

（ｌ［）　ｐ　＝　０　＋　ｑ≦４の復号では、フラグ
の付加されているワードを誤り位置ｉ１．ｉｚ、ｉａ、
ｉｔとして（２７）式により誤り値をめ、４ワード訂正
を行なう。

（ＩＶ）　打圧不能となった場合、ｉ；”−１ではすべ
てのワードに訂正不能フラグを付加し、Ｆ＝ＦｏではＦ
Ｏフラグの付加されているワード、ＦｍＦｌではＦｚエ
フグの付加されているワードのみに訂正不能フラグを付
加する。

（４）　訂正不能フラグの付加されたワードについては
、再生時に平均値補間等により誤り補正を行なう。

以上述べた復号方法によれば、３ワード菫たは４ワード
までの誤りを訂正することができ、′従来の２７−ド荻
での誤り訂正を行なう方法に比べて訂正能力を高くする
ことができる。また、フラグの状態に応じて最適な復号
方法を用いることにより、誤り検出能力も高くすること
ができる。

次に、本発明の誤り訂正装置のＣＩ凡凡打符号復号に過
用した一実施例について説明する。

第５図は、再生装置のブロック図である。同図において
、１５はディジタル信号再生回路、１６はデータ記憶回
路、１７は本発明の誤り訂正装置、１８はフラグ記憶回
路、１９は誤り補正回路、２０はＤ／Ａ変換回路、２１
は制御回路である。ディジタル信号再生回路１５では入
力端子１２より入力された再生信号よりディジタル信号
を衿生じてパスライン１４に出力し、同時に再生信−号
中の同期信号を検出して制御回路２１に出力する。デー
タ記憶回路１６は再生されたディジタル信号を一時記憶
しておく回路で、一般にはＲＡ　Ｍが用いられる。ディ
ンターリーブは、この記憶回路１６の書込みアドレス及
び読み出しアドレスを制御することによって行なわれる
。誤り訂正装置１７は第１の復号及び第２の復号を行な
い、才た、フラグ記憶回路１８は第１の復号でフレーム
単位で付加したフラグを一時記憶しておく回路であり、
一般にｉ（Ａ　Ｍが用いられる。誤り補正回路１９では
、誤り訂正装置１７で行なイつれる第２の復号において
訂正不能とされたワードを平均値補間等によって補正す
る。そして、Ｌ）／Ａ変換器２０によってアナログ信号
に変換し、出力端子１３に出力する。制御回路２１は、
ディジタル信号再生回路で検出された同期信号及び発振
回路２２より出力されるマスタークロックを基準として
各部をＩＩＪ御する［回路である。

以下、２シロ図のタイミングチャートによって再生装置
における誤り訂正動作を説明する。同図において、２６
はＤ　／　Ａ　変換回路２０へのデータ出力タイミング
である。すなわち、Ｄ／Ａ変換は他の動作に関係なくサ
ンプリング周波数で決められた一定周期で行なう必要が
ある。したがって、ディジタル信号再止回路１５及び誤
り訂正装置１７とデータ記憶回路１６との間のデータの
やりとりはデータ出力時以外の時に行なう必要がある。

才だ、２７は同期信号であり、データ入力及び誤り訂正
の基準となる。

まず、ディジタル信号再生回路１５によって再生された
データは２９でデータ記憶回路１６及び誤り訂正装置１
７のデータ入出力端子２３に入力される。この時、誤り
訂正装装置１７のロケーション入出力端子２４には、入
力データに対応したデータ位置（θ〜３１）が入力され
る。誤り訂正装置１７では、２９で入力された３２ワー
ドのデータに対して３２で第１の復号を行ない、その復
号結果を用いて次のフレームにおける２８でデータ記憶
回路１６に記憶されているデータの訂正を行なう。また
、フラグ入出力端子２５よりフラグデータを出力し、フ
ラグ記憶回路１８に記憶する。

第２の復号を行なうデータは３２で入力される。

すなイつち、２８で２８ワードのデータをデータ記憶回
路１６より入力する。この時、ロケーション入出力端子
２４には入力データに対応したデータ位置（Ｏ〜２７）
が入力される。そして、次のフレームの２９で第２の復
号を行ない、その復号結果を用いて次のフレームの３１
でデータ記憶回路１６に記憶されているデータの訂正を
行なう。なお、第２の信号で訂正不能となった場合の訂
正不能フラグは３０で出力される。この訂正不能フラグ
は、データ記憶回路１６の検量ワードが書き込まれてい
た位置に畳き込まれ、ｌ）、／Ａ変換器にデータを出力
する時に同４に読み出される。そして、データに訂正不
能フラグが伺〃口されている場合には誤り補正回路１９
で誤り補正を行なう。

このように、誤りａｊ’　ＩＥ　ｋ　置１７においてデ
ータ入力と復号動作を同時に行なうことにより、データ
転送動作及び復号動作を低速度で行ンようことができる
。

第７図は、本発明の誤り訂正装置である。同図において
、３３はシンドローム生成回路、３４゜３９．４１，４
３は記憶回路、３６．３７．３８はデータ役換回路、３
５はカロア体上の演算回路、４０はカウンタ、４２は比
較回路、４４は制御回路、４６はプログラム記憶回路、
４５はアドレスカウンタ、４７はプロクラムラッチ、４
８はプログラムの分岐制御回路である。また、４９．５
１はレジスタ、５０．５２はバッファである・。

誤り訂正を行なう手順としては、まず、受信（Ｎ　号％
、”入力し、シンドローム８０〜Ｓ３の生成を行ない、
第２の復号ではフラグ数のカウント、フラグの状態の記
憶ｆｆ２＋路３９及び４１．４３”−の記憶を行なう。

次にプログラムにより復−Ｉｌｊを行ない、誤り位置及
び誤りパターンをｙ）、’ｃｉｏ）式によって誤りデー
タの訂正を・行なうＯ亙た、第１の復号及び第２の復号
において訂正不能となった場合に（コ１、フラグ入出力
２５よりデータに伺加するフラグを出力する。

シンドローム生成回路３３は、データ入出力端子２３よ
り入力された受信信号によりシンドローム、８０〜Ｓ３
を生成する。シンドローム生成回路３３は、８８８図の
ような回路で構成されてむ）る。第８図において、６１
はＥＯＲ回路、６２は８ヒ′°ノドラツチである。また
、６０はマトリックス演算回路であり、８ｏ生成回路で
は１１“、８１生成回路で１α３″と入力信号との積を
出力する。第８図に宗したのはＳ１生成回路の一例であ
る。この回路に、入力端子６３に受４６信号を入力し、
ラッチ６２のクロック入力端子６５に受信信号に同期し
たクロックイ【）号を入力することにより、受信信号を
入力し＃ミわった時点で出力端子６４にシンドロームが
出力される。なお、クリア信号入力端子６６は、シンド
ローム生成を行なう前にラッチをクリアするだめのもの
である。

カウンタ４０はｌブロック内のフラグ数をカウントする
ものである。第２の復号では、カウンタ４０ＣＦｏ　、
　Ｆｔ　、　Ｆ２（１）ＩｉＺｆ　カラ７　トＬ／、ソ
０）ａ’ｅ比収回収回路４２って所定の数と比較し、何
ワードの訂正を行なうか、あるいは訂正を行なう力）訂
正を行ンヨわ７，１′いて訂正不能とするか等の判断を
行なう。

記ｉ、＊　［ｉ！Ｋ　３９及び４３は各ワードに付加さ
れているフラグの′ｔｗ報を記憶しておく回路である。

フラグの情報はデータ入力時に省き込まれ、記憶回路４
３に記憶されている情報は第２の復号によって検出され
た誤り位置とフラグの付カロされている位置とのチェッ
クを行なう場合に用ｔ１１、記憶回路３９に記憶されて
いる情報は第２の復号ζこおいて訂正不能となった場合
に、ＦＯフフラ゛またはＦ１フラグが付加されているワ
ードのみをこ訂正不能フラグを付加する場合の訂正不能
フラグ゛として用いる。また、記憶回路４１にはフラグ
゛の付加されているワードの位置（θ〜２８）が書き造
波れる。これは、第２の復号においてｑ≧１の復号を行
なう場合の誤り位置として用Ｇ）る。

このように、復号時に必要な情報をデータ入力時にめて
おくことにより、復号時間を短くすることができる。ま
た、シンドローム生成回路３３、記憶回路３９、カウン
タ４０及び記憶回路４１・。

４３へのフラグ情報の曹込みは制御回路４４により後述
するプログラム動作と独立して行なわれる。

したがって、データ入力と復号動作を同時ζこ行なうこ
とができる。

３６．３７．３８及び演算回路３５によって行なわれる
０記憶１路３４はシンドローム生成回路３３で生成された
Ｓｏ〜Ｓ３や演算回路３５で演算された結果を記憶して
おく回路である。また、記憶回路４１は誤り位置やカウ
ンタ４０でカウントしたフラグ数を記憶しておく回路で
ある。

データ変換回路３６．３７は、ｉとａＳの変換を行なう
ための回路である。外部回路とのやりとりを行なう場合
には、データの位置はｉ＝０〜３１となるが前述したよ
うに、復号の演算を行なう場合にはα１の形で取り扱わ
れる。したがって、この変換回路３６，３７でｉとα１
の変換を行なっている。変換回路３６はｉ→α１．変換
回路３７はα１→ｉの変換を行なうＲＯＭである。ｉと
α１の対応を１６進表示で示すと以下のようになる。

変換回路３６．３７にはこの表に対応した値が記憶され
ている。

変換回路３８はＰ　”　２　ｔ　ｑ−０の復号における
誤り位置をめるのに用いる。（１７）式より誤り位置ｉ
１．ｉ２をめる場合にはまず、δｌ、δ２より１１−１
２　１２−１ｆ　）をめる。そして、この値よ（α　十
α す（ｉ□−１２）をめれば、ｉ□、１２がわかる。変換
回路３８には（ａｌｌ−４２＋α１２桐１）Ｊこ対応し
た（ｉ□−嶋）の値が記憶されている。この値は上記し
た１とαの対応よりめることができる。

演算回路３５はガロア体ＧＦ（２’）上の乗算。

除算及び加算を行なう回路である。演算回路３５はｍ９
因のような回路で構成されている。２ｇ９図において、
６７はＹの逆数をめる回路で、ＲＯＭまたはＰＬＡが用
いられる。６８はＭＰＸ回路である。６９は乗算回路で
、ＢＯＲ及びＡＮＤ回路により構成されている。７０は
加算回路である。ガロア体上での加算は各ビットでＥＯ
Ｒ演算を行なえばよい。Ｍ９図の回路でＣま、ＭＰＸ回
路６８がＹを選択している時−こはＸ＠Ｙ＋ＺＹの逆数ヲ選択している時にはＸ　／　Ｙ　＋Ｚの演算を行なう。このように、乗算、除算と力■算を同
時に行なうことにより、復号時の演算回数を少なくする
ことができ、復号時間を短くできる。

比較回路４２は、上述したフラグ数と所定の数の比較や
、復号処理途中におけるデータと定数の比較に用いられ
る。

復号は、上述した記憶回路３４，４１　、データ変換回
路３６　、３７　、３８、演算回路３５、比較回路４２
及びレジスタ４９、バッファ５０ヲプログラム記憶回路
４６に記憶されているプログラムによって制御すること
によって行なう。

＋＋ｒ　１−１　上＾８７　ａ　Ｊ　ｃ　１４　＋ｆｒ
＋　ｈ”−ｙムの了Ｗ　ｌ／スを決めるカウンタであり
、制御回路４４で生成されたクロックによりプログラム
のアドレスを進める。分岐制御回路４８は、０１（回路
５４や比較回路４２で判断された結果や記憶回路４３に
記憶されているフラグの状況に基づいてプログラムの分
岐を行なうかどうかを判断するものである。分岐する場
合には、分岐ｔｆＪＩＪ＃回路４８の判断結果により分
岐先アドレスをアドレスカウンタ４５にロードすること
によりプログラムのアドレスを変更する。

プログラムの構成ｆＭｌＯ図に示す。１ワードは３２ビ
ツトで構成されている。７２は各回路の入力部にあるレ
ジスタ４９のうちデータを記憶するレジスタを選択する
。７１は各回路の出力部ｌこあるバッファ５０のうちデ
ータを出力するバッファを選択する。７１及び７２によ
り、任意の回路から任意の回路へパスラインを通してデ
ータを転送することができる。７７．７８は記憶回路３
４及び記憶回路４１へのデータの書込みを行なうもので
ある。７９は、演算回路３５における乗算、除算の選択
、８０はΔ（ＰＸ回路５３の選択を行なうものである。

７５は、記憶回路のアドレスの決定や各パスライン及び
比較回路へ入力する定数ヲ決めるものである。７５はプ
ログラムの分岐を行なう場合の条件を決めるものであり
分−岐制御回路４８では７５の内容とＯＲ回路５４、比
較回路４２、記憶回路４３等の状況を比較して分岐を行
なうかどうかを決定する。７６は分岐する場合の分岐先
を決めるものである。

バッファ選択コード７１、レジスタ選択コード７２及び
分岐条件７４の内容は以下のようになっている。

以下余白バッファ及びレジスタの名称は第７図の４９及び５０を
示している。分岐条件は、’ＣＩ／Ｃ２“は復号が第１
の復号・か第２の復号かの判断、’　ＮＧ“は再生回路
の異常により入力データが欠落したかどうかの判断、’
Ｃ＝ｏ”１０〜０“はＯＲ回路５４の出力が０かどうか
、すなわち、パスライン５５上のデータが０かどうかの
判断を行なう。また７〜９は比較回路４２による比較結
果、Ａ、ＦはＦＡレジスタの値によって法談るアドレス
に対応した記憶回路４３の内容による判断を行なう記憶
回路４３にはフラグ情報が以下に示すように２ビツトデ
ータ（０〜３）として記憶されてＧ゛る。

復号結果によるデータの訂正もプログラムによって行な
う。第６図の２８及び３１では、まず、齋号によって検
出した誤り位置をロケーション入出力端子２４より出力
し、その位置に対応するデータをデータ記憶回路１６よ
り入力する。そして、演算回路３５で（ｌＯ）式に示し
た誤り訂正を行ない、データ記憶回路１６に再び書きこ
む。

訂正時には、フラグ情報の出力も行なう。フラグ情報は
、ＦＯｔＦ１＊Ｆ２フラグをそのまま扱うのではなく、
２ビツトのデータとして扱う。才ず復号時に以下のよう
なフラグ情報をＦＯレジスタに記憶する。

第１の復号では、このフラグ情報をフラグ入出力端子２
５よりフラグ記憶回路１８に出力する。また、第２の復
号では、このフラグ情報に対応した訂正不能フラグを第
６図の３０でデータ記憶回路１６に薔きこむ。

本発明の誤り訂正装置では、Ｊ）＝２　、　ｑｅ＝０の
復号、ｐ＝１．ｑ≦２の復号、ｐ’ｅＯ、ｑ≦４の復号
をそれぞれ８０〜１００ステップ程度で実行可能であり
、第３図及び第４図に示した復号アルゴリズムをデータ
の訂正も含めて１５０ステップ以内で実行できる。また
、プログラムは３８４ワードで構成できる。

第１１図は、本発明の誤り訂正装置の他の実施例である
。第７図と異なるのは記憶回路４３が省略されている点
である。第７図の回路では、フラグ情報を記憶回路３９
と４３に２重に記憶している。そこで、若干のデコード
回路を付加することにより、記憶回路を共用することが
できる。

第１１図のような回路構成にすることにより、回路規模
をより小さくすることができる。

以上述べたように、本発明の誤り訂正装置では、プログ
ラムにより各回路をコントロールする方式を用いており
、回路規模が小さく、韮た異なる誤り訂正′＃夛及び復
号方法に対してもプログラムの変更のみによって対処で
きる。

〔発明の効果〕

本発明によれば、誤り検出及び訂正に用いられる符号の
能力を最大限に活用することができ誤り検出能力及び訂
正能力を向上させることができる復号を短時間で行なう
ことができ、回路規模も小さい。さらに、プログラムを
変更することにより、異なる誤り訂正符号及び復号方法
にも対応できる。

【図面の簡単な説明】

第１図はＣＩＲＣ符号の符号化回路図、第２図はＣＩＩ
−ＬＣ符号の復号回路図、第３図及び第４図はＣＩＲＣ
符号の第２の復号のフローチャート図、第５図は再生装
置のブロック図、第６図は誤り訂正のタイミングチャー
ト図、第７図は本発明の誤り訂正装置の一実施例を示す
図、第８図はシンドローム生成回路図、第９図はガロア
体上の演算回路図、第１０図はプログラムの構成を示す
図、第１１図は本発明の誤り訂正装置の他の実施例を示
す図である３３・・・シンドローム生成回路。３４．３９，４１，４３・・・記憶回路。３６　、３７　、３８・・・データ変換回路。３５・・・ガロア体上の演算回路。４０・・・カウンタ。４２・・・比較回路。４４・・・制御回路。４５・・・アドレスカウンタ。４６・・・プログラム記憶回路。４７・・・プログラムラッチ。４８・・・分岐制御回路。４９．５１・・・レジスタ。５０　、５２・・・バッファ。５３・・・ＭＰＸ＠路。５４・・・ＯＲ回路。第　■ 第　９力２フ手続補正書（自発）事件の表示昭和５８　年特許願第　２１０８５８　号発明の名称　
誤　リ　訂正装置補正をする者Ｉｔｆｌとυ朋（ｑ　特許出願人名　称　’５１０１４３式会ン１　日　立　製　イ乍　
所代　理　人１、・；　所　〒１［１０東京都千代田区丸の内−丁目
５番１号株式会１１０）′Ｌ製作所内　電話　・月、・
２１１１１１真人代人）補正の対象　明細書の発明の詳
細な説明の欄、図面。補正の内容１、　明細書第６頁第１５行の「復号方法を行なう」を
「復号方法を用いる」と訂正する。２、　明細書第２０頁第５行の「誤り訂正フラグＦを不
可する」を「訂正不能フラグＦを付加する」と訂正する
。＆　明細書第２１頁第９行、第１１行、第１３行のｒ　
６ｉ１　、　ｔＬＩ　Ｊをｒ　’！１　ｓ　’ｚＪ　と
訂正する。４、　明細書第２５頁第１７行の「２８で２８ワードの
データを」を「２８ワードのデータを」と訂正する。５、　明細書第２７頁第１１行の「及び第２の復号」を
削除する。＆　図面第３図を別紙の通り訂正する。以上

Claims

【特許請求の範囲】

ガロア体ＧＦ（２Ｉ！Ｉ）上で主成された符号長ｎワー
ド、情報ワード数（ｎ−ｋ）ワード、横葦ワード数にワ
ードの誤り訂正符号の復号を行なう装置で、入力信号よ
りシンドロームを生成するに個のシンドローム生成回路
と、前記シンドローム生成回路で生成されたシンドロー
ムの値またはシンドロームの値とフラグの付加されたワ
ードの位置を用いてガロア体上の加算、除算及び加１４
．を行なう演算回路と、ガロア体の任意の元αｉにおい
てαｉよりｉをめる及び／沫たはｉよりαｉそめる変換
回路と、入力された各ワードに付加されている複数の種
類のフラグの数を数えるカウンタと、該シンドロームの
値、演算回路で演算された結果、前記変換回路で変換さ
れた結果、前記カウンタでカウントされたフラグの数及
び前記入力信号に付加されているフラグを記憶する複数
の記憶回路と、前記カウンタでカウントされたフラグの
数、前記演算回路で演算された結果及び前記変換回路で
変換された頼釆と所定の数とを比較する比較回路と、前
記演算＠路、前記変換回路及び前記記憶回路、前記比較
回路を制御して誤り訂正動作を行なうプログラムを記憶
している１０り′ラム記憶回路と、該プログラム及びフ
ラグの付加されている状態等により上記プログラム記憶
回路のアドレスを制御する制御回路と、前記シンドロー
ム生成回路、前記カウンタ及び前記入力信号に付加され
ているフラグを記憶する記憶回路を制御し該誤り訂正動
作と独立にデータの入力動作を行なう制御回路よりなる
ことを特徴とする誤り訂正装置。