JPS60244125A - デイジタル情報伝送方式 - 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】 〔発明の技術分野〕 本発明は、ディジタル情報の誤り訂正を行なうための伝
送方式に関するものである。

〔従来技術〕

ＶＴＲを用いたＰＣＭ録音機やＣＤ（コンバクトドディ
スク）などのディジタルオーディオ機器には、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、情報を一担メモ
リに蓄えた後行なわれる。

第１図は、従来の８型打号の構成を示すメモリ図で、図
において、ＤはＸ方向にに２シンボル、ｙ方向にに１シ
ンボル、２方向にｋＪｌ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、２方向にｄ８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、（ｎｌ、　Ｊｅ
　ｄＢ”）と、（１２，に２ｅｄ２＋１）と””ＩＩ　
ｅ　ｋｇ　＊　ｄ、１＋１）の８種の符号で構成された
、最小距離（ｄ、＋１　）　Ｘ（ｄ２−１−１）Ｘ（ｄ
８＋１）をもつ符号である。ただしｎ１＝Ｊ十ｄ４　＊
　ｎ２＝に２　＋ｄ２＊　ｎ’Ｂ”’に８＋ｄ８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の期間に発生じたに１Ｘｋ２Ｘｋ、シンボル
の情報シンボルは一担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：１　ν＝ｙ１
ｚ＝ｔ、の情報シンボルをＤ　（ｘ、、　ｙ、、　ｚ、
）　ｐチェックシンボルをＰ（ｑｅ　ｙ１＊　”１）　
ＱチェックシンボルをＱ　（”＋ｐ　’１＊　ｚＩ　）
　Ｒチェックシンボルをｒ　（Ｚ（ｅ’Ｉ　＃　ｚＩ　
）と表現して符号化の手順を説明する。

まずＰ符号の６１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。

ただし、αは、ＧＦ（２ｂ）の原始多項式ｆ　（りの根
とする。

（１）式によるＰ符号化はｘ　＝　１−に２．　ｚ　＝
　１〜ｋＢに対して行ない、ｋ、　Ｘ　ｋ８訂正ブロッ
クのＰ符号を　、生成して終了する。

次にＱ符号の符号化を行なう。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
して行ない、（２）式を満たす６２個のチェックシンボ
ルが生成される。

ただしく２）式はｌ≦ｙ≦に１の情報シンボル領域の式
でに１＋１≦ｙ≦ｎ１のＰチェックシンボル領域では（
２）式のＤ（ｘ、νｅ’）がＰ（！、）’、りに置きか
わる。

（２）式ニヨる符号化はＶ＝１〜に、、Ｚ；＝１〜ｋ。

に対して行ないｎ１Ｘｋ５訂正ブロツクのＱ符号を生成
して終了する。

Ｒ符号は、（３）式により６８個のチェックシンボルが
２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（２：、シ、ｚ）がＰ（ｘ。

νｅ　”）ｑ（ｘ−３’、Ｚ）に置きかわる。

（３）式による符号化はＥ　”：＝　ｌ　〜ｎ２　ν＝
１〜ｘＩに対して行ないｆｌｊＸｎ２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、２方向のｎａシンボ
ルを１フレームのデータとして伝送される。

第２図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は第１図の２方向のｎ８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
ｆｌｌＸｎｇフレームで第１図に示す情報が伝送される
。

受信側では、伝送されたｎ２Ｘｎ２フレームの情報シン
ボルとチェックシンボルを第１図に示す配置でメモリに
蓄えて復号を行なう。

復号はまずＲ符号のシンドロームＳ１を（４）式により
める。

ただしｕ（２：、シ、ｚ）は第１図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符ぢの復１号では、５Ｈ＝ｏ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Ｆ８に′″０′をセッ
トしＳ≠０ではゝｌｆ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（ＦＢ）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
ツクのｄ２＠までの消失（誤り）を訂正する。

訂正された場合、又は５Ｑ＝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ＦＱに
１０′をセットし、訂正不可能と判定した場合１１′を
セットする。

次にＰ符号の復号も同様に（６）式でまるシンドローム
ＳＰとＱ符号の検出フラグＦＱにより訂正を実行し６１
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５Ｐ＝Ｏの場合′θ′をセットし
、それ以外の場合″１′をセットする。

この符号の特長は第１図に示ずｎｌ　Ｘ　ｎ２ｘ　０３
個のどのシンボルにも８重の符号化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、エラーが残留する事なく、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・曲・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事ができる。

第８図は、＃！１図のＰ及びＱ符号の各パラメーターを
ｎ１＝１２”’　６　、　ｋｌ””　ｋ２”’　６　、
　ｄｌ””　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８の符号でＸ
方向又はν方向に生じた２個までの消失を訂正する事が
できる。ｑ（６゜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とドのチェックシンボルの関
係も同様である。

従来の８型打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方向上が計れるが、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。第８図に゛　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。

〔発明の概要〕

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８種の符号のうち少なく
とも１つ以上の符句のチェックシンボル数を減らしかつ
従来の１訂正ブロツクを複数かためて、新たな１訂正ブ
ロツクを構成する事により最少距離をおとさず冗長度の
小さい符号を提供する亨を目的とする。

〔発明の実施例〕

第４図はこの発明の実施例を示すもので、第８図におけ
るＰ符号の冗長度を下げた時のものである。

＠８図の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，ｓ　）符号を構
成していたのに対し、第４図ではｚ＝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
，８）符号を構成している。

Ｐ、（１，５，ｉ）　Ｐ＜２．　ｈ、　１）はｘ＝】と
ｘ＝２の情報シンボルより（７）式を尚たすよう生成さ
れる。

又Ｐ　（８，５，１）　Ｐ（４，５，１）も同様にｊｅ
＝８゜ｘ　＝　４の情報シンボルより生成される。

ＱとＲ符号は従来と同様である。

〔第８図と第４図の比較で明らかなようにチェックシン
ボルが２０から１４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。：Ｊ このように構成しても、Ｐ符号の１訂正ブロツクでは最
小距離が３で第８図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
間順はない。

第５図は符号化、復号化のブロック図を示しており、Ｑ
υは情報シンボルの入出力端子、（至）はメモリ、斡は
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、Ｈは第１図のＸ軸の値
を決めるＸアドレス発生回路αＧとｙ軸の値を決めるｙ
アドレス発生回路αＱと２軸の値を決めるｚアドレス発
生回路ａηがら構成され、符号化、復号化峙のメモリア
ドレスを指定するメモリアドレス回路１、θ〜は＜１４
１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、（
至）はメモリアドレス回路１　（１４＋とメモリアドレ
ス回路２（至）の出力を選択して、メモリいへ供給する
セレクターを示している。

まず記録時の動作説明を行なうつ 入力端子Ｑ１１から入力される情報シンボルはメモリア
ドレス回路２Ｑ１によりメモリ＠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。

次に第４図を例にＰ符符の符も化の説明をするっｘ　＝
　ｙ　＝　ｚ　＝　１がメモリアドレス回路１０（によ
りセレクター〇を介してメモリ（ロ）に供給され、Ｄ（
１，ｌ、　１）が符号化復号化回路０１に取り込まれろ
−さらにシアドレス発生回路ＱＱの出力を１づつ進めて
Ｄ（１，２，１）　Ｄ（１，ｄ、　１）　Ｄ（１，４，
１）を読み出して符号化復号化回路α蜂に供給する。次
にＸアドレス発生回路ａＦｊの出力を１進めてｘ　＝　
２としてシアドレス発生回路ＯＱを１から４まで進めて
Ｄ（２１１ｔｌ）〜Ｄ　（２，４，１）を読み出して符
号化復号化回路ＯＩに供給する。符号化復号化回路０１
では、入力された上記８＃ｉ報シンボルから（７）式に
基づきチェックシンボルＰ　Ｃ１，５，１）　Ｐ（２，
５，１）を生成してメモリアドレス回路１０４１により
第４図に示す位置に蓄える。同様にｘ＝４と？＝５のＶ
力方向の夫々の４情報シンボルよりＰ　（８，５，１）
Ｐ（４，５，１）が生成されメモリａ硲に蓄えられ２＝
１におけるＰの符号化が完了する。この操作を２＝１．
２・・・・・ｋ８について行なう事によりすべてのＰ符
号化が完了する。

Ｑ符号は第４図の各行の４情報シンボルをメモリアドレ
ス回路１０４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．に２＝４　、　ｎ２
　：＝　６）チェックシンボルか符号化復号化回路αＱ
で生成され、メモリυ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１６４でメモリアドレスが
制御されて２方向にチェックシンボルが付加される。

Ｐｅ　Ｑ、Ｒの符号化が終了すると入出力端子０Ｘｌ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　（Ｊ４１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０υよりメモリ酸
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１０４で
アドレス制御を行ない符号化復号化回路Ｑｌに取り込む
。符号化復号化回路ａ９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事により訂正を行
なう。

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（至）でメモリアドレス
針制御されて入出力端子ａυより情報シンボルのみが出
力される。

なお、上記実施例は８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。

第６図は、第１図の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、−２方向の（ｎ
Ｂ　ｅ　ｋＢ　ｅ　ｄＢ　＋１　）符号を構成していた
従来のＲ符号を点線部Ｓで示す８つのＲ訂正ブロックか
ら（８ｎＢ　＊　８　ｋＢ　＊　８ｄ　Ｂ　＋１　）符
号を構成したものであり、冗長度か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事により、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事ができる
。

又、第６図１．で示すように折線吠に複数ブロック１こ
またがって構成しても同様である。

又　上前実施例では同一平面内の２列でＰ符号を構成し
ていたが、χ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。

第７図は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。第７図Ｉ
ζおいて、ｍ＝ｌのχ＝１〜４のν方向に並んだ４情報
シンボルと２＝２のｚ＝１〜４のｙ方向に並んだ４情報
シンボルのＰ符号を構成する組み合わせは（ｍ＝１　２
：＝１．　ｍ＝２　ｍ＝２　）（２−＝Ｉ　０Ｃ＝２．
　ｍ＝２　ｍ＝８）（ｍ＝１２１：＝８゜ｚ　＝　２　
ｘ　＝　４　）　（ｚ　＝　１　χ＝４．！＝２　ｍ＝
１）となっている。

（！：Ｉ　ｍ＝１　、　！＝＝２　ｍ＝：２）を例にす
ると、Ｐ　Ｃ１，５，１）　Ｐ　（Ｌ　５１２）は（８
）式を満たすように生成される。

第７図の例は８重符号の場合特に効果がいちじるしい。

ｍ＝１１／＝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″１ｚ＝１平面のｘ　＝
　１とｚ　＝　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との
Ｐ符号は２シンボルまでの消失が訂正可能なので訂正さ
れるがｚ＝１　ν＝２のＱ符号にも誤り検出フラグが立
っていると４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訂正ブロツクには起こらず訂正可能となる。

このように同−平ｍｌでＰ符号とＱ符号が構成されてい
るとＱ祠号の１訂正ブロツクに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
する事により１消失ですみ訂正能力を向上さセ・る事が
できる。又Ｑ符号の冗長度を下げる場合もＱの１訂正ブ
ロツクを構成するシンボルの複数個がＰの１の正ブロッ
クに含まれないよう異なった２の値の平面にまたが・つ
て符号構成する事により同様な効果が得られる。

〔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訂正ブロツクを複数ブロッ
ク集めて１訂正ブロツクを構成しであるので、冗長度を
同−ｌこした場８訂正能力を向上させる事ができ、訂正
能力を同一にした場合冗長度を下げる事ができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は従来の８型打号の構成を示すメモリ図第２図は
従来の８型打号を伝送する時のフレームフォーマット図
、第３図は従来の８型打号を構成しているＰ、Ｑ符号の
９成図、第４図は本発明の一実施例を示す符号構成図、
第６図は、本発明の符号化、復号化のブロック図、第６
図は、２型打号に本発明を適用した時の符８構成図、第
７図は（Ａ）　、　（Ｂ）はそれぞれ異なる平面で、Ｐ
符りを構成した机を示す符号構成図でａ〕る。 図において、（２）はメモリ、偏はセレクター、ａりは
メモリアドレス回路１、αりはＸアドレス発生回路、α
Ｑはジアド１／ス発生回路、α力は２アドレス発生回路
、（至）はメモリアドレス発生Ｍ路２．０９は符号化、
復号化回路を示す。 なお図中同一符号は同−又は相当部を示す。 代理人　大岩増雄 第１図 第２図 第３図 第４図 一一一一一一−χ 第５図 第６図

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 情報シンボルをＫ　＝　ｋ、　ｋ、・・・ｋＬシンボル
   毎に区９７　’）　ｋ１シンボルに対し、Ｃ１符号では
   Ｊ　’　ｋＩｍのチェックシンボルを付加しに、　Ｘ　
   ｋ、　Ｘ・・・ｋＬ個のブロックを作成し、次にに２シ
   ンボルに対しＣ２符号によりｒＩ２−に２個のチェック
   シンボルを付加し、ｎ　ｔ　Ｘ　ｋｓ　Ｘ　ｋ４Ｘ・・
   ・ｋＬ個のブロックを作成し、次にに８シンボルに対し
   Ｃ８符号によりｎｓ　ｋｓ個のチェックシンボルを付加
   してｎ１×ｎ２×に４×・・・ｋＬ個のブロックを作成
   するという様な処理をＬ回繰返して全体テＮ　＝ｎ　ｔ
   　Ｘ　ｎ　２　Ｘ・・・ｎＬシンボルの符号として送信
   するディジタル情報伝送方式においてＣ１ｅＣ２・・・
   ＣＬの１つ以上の符号において複数ブロックにより符号
   語を構成されている事を特徴とするディジタル情報伝送
   方式。