JPS60253324A - デイジタル信号の復号装置 - 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】 産業上の利用分野 本発明はディジタル信号の復号装置に係り、例えば１ビ
ット誤りの訂正が可能となるように符号化されたディジ
タル信号における多重誤りを訂正して復号する復号装置
に関する。

従来の技術 従来より、情報ビットにチェックビットを付加して符号
語を禍成し、それをセルフクロック復調可能な変調方式
で変調して得たディジタル信号を伝送路へ送出し、一方
、受信側では復号装置により、受信したこのディジタル
信号を復調した後、誤り検出及び誤り訂正を行なって正
しい情報ビット（原データ）を復号するディジタル伝送
方式が知られている。このうち、１ビット誤りの訂正が
可能となるように符号化されたディジタル信号において
は、従来は２ビツト又はそれ以上の多重誤りがあった場
合は、復号ができなかったり、又は誤って復号する確率
が高かった。

そこで、本出願人は先に特願昭５９−３８１３５号にて
符号化データと共に得られるクロック信号に基づき符号
化データの誤り可能性データを生成し、符号化データ及
び誤り可能性データの相互関係より−の符号化データを
復号する信号再生方式を提案した。この提案になる方式
によれば、符号化データと誤り可能性データとから、メ
モリに予め記憶されている優先順位検索用テーブルを索
引し、得られた優先順位の最小値と、最小値を得るため
の符号化データと誤り可能性データの変数を記憶し、し
かる後に変数の値に応じて上記の両データを取り出し、
訂正することによってデータが復号できる場合は上記の
両データの相互関係及び伝送路の伝送損失発生の確率分
布に基づいて上記の両データ及びそれらに隣接するデー
タが訂正された後、復号データが取り出される。これに
より、１ビット誤り訂正可能に符号化されたデータ中の
情報ビットは、１ビット誤りは勿論のこと、２ビツト又
は３ビツトの多重誤りでも復号することかできた。

発明が解決しようとする問題点 しかるに、上記の本出願人の提案方式によれば、前記し
た優先順位検索用テーブルの内容、符号化データ及び誤
り可能性データの訂正又はそれに伴う復号は伝送損失の
確率分布によって決定されていたが、伝送損失の確率分
布をめるのは実際には困難であり、更に伝送路が記録媒
体の如く、経時的に伝送路の伝送損失発生の確率分布が
変化するようなものである場合は、これに追従して優先
順位検索用テーブルの内容やデータの訂正、復号方法を
変化させるのは極めて困難であるなどの問題点があった
。

そこで、本発明は、伝送損失発生の確率分布を使わずに
誤り可能性データ及び符号化データよりハミング距離の
短いデータを探すことにより、上記の問題点を解決した
ディジタル信号の復号装置を提供することを目的とする
。

問題点を解決するための手段及び作用 本発明は、セルフクロック復調可能な変調方式で変調し
て得られたディジタル信号からビット誤りが無いときは
常に第１の論理値となり、かつ、少なくともビット誤り
が発生した確率の高いビットに対応した位置で第２の論
理値となる誤り可能性データを生成する手段と、ディジ
タル信号を復調して得た符号化データ及び誤り可能性デ
ータによって検索されハミング距離が短い順に優先順位
をつけたデーからなる第１のテーブルと、符号化データ
に対しハミング距離の最も知い復号データ又は復号がで
きないことを示すデータからなる第２のテーブルと、符
号化データに基づいて該第２のテーブルに記憶されてい
るデータを検索し、それが復号データでないときにのみ
該符号化データに対応する誤り可能性データの値に基づ
いて符号化データの値を訂正した後第２のテーブルを再
度検索し、これにより得たデータ又は上記の１回目の第
２のテーブル検索により得た上記復号データを前記原デ
ータの復号データとして取り出すことをハミング距離の
短いデータ順に行なう演篩手段とより構成し、これによ
り伝送路の伝送損失の発生確率に無関係に、しかも多−
重誤りも訂正して復号し得るようにしたものであり、以
下その一実施例について図面と共に説明する。

実施例 第１図は本発明装置の一実施例の回路系統図を示す。こ
こで、本発明は前記したディジタル伝送方式の復号装置
のすべてに適用し得るものであるが、説明の便宜上、本
出願人が先に特願昭５８−１３９４５号、特願昭５８−
１１２２９１号等にて提案した回転記録媒体〈ディスク
）から再生された制御プログラム信号を復号する装置を
例にとって説明する。この復号装置は例えばディスク再
生装置内にある。ここで、上記の制御プログラム信号は
、上記の提案の明細書及び図面で詳細に説明したように
、コンピュータ等の判断機能を持った機器の入出力コマ
ンド及びその内部処理コマンドとディスク再生装置の制
御コマンドとよりなり、少なくともプログラム制御型実
行文及びダイレクト実行文で書かれた制御プログラムを
示すディジタル信号を、同時に記録される映像信号の水
平走査周期の自然数倍の期間を周期とする基準クロック
に基づいてセルフクロック可能な変調方式（例えばバイ
フェーズ・スペース変調、バイフェーズ・マーク変調な
ど）で変調された被変調波信号である。ここで、上記の
プログラム制御型実行文は複数のコマンド列からなるプ
ログラムパッケージの形となっており、それらのコマン
ド列がコンピュータ内にすべて格納された後に実行され
る実行文である。また、上記のダイレクト実行文は、単
独のコマンドで成り立っており、コンピュータに入力後
格納されることなく即実行される実行文である。

上記の制御プログラムは原情報データがスクランブルさ
れた１４バイトのプログラム情報データに変換され、更
にこの１４バイトのデータの前にデータの始りを示すた
めに１バイトのフレーミングコードを付加されて計１５
バイトのブロック単位で伝送される。この１５バイトの
１ブロツクの制御プログラム信号は、１ビット当り２Ｈ
（Ｈは水平走査期間）で伝送され、また記録映像信号が
ＮＴＳＣ方式の場合は、走査線番号第２２Ｈ目から２６
１Ｈ目まで′（又は第２８５Ｈ目から第５２４Ｈ目まで
）の計２４０Ｈの期間に亘って伝送されるが、１フイー
ルドのうち計２２．５Ｈの期間は伝送されない。これは
、再生装置のピックアップ再生素子が、垂直帰線消去期
間内の例えば第１１Ｈ目（又は第２７４Ｈ目）付近で強
制的にトラック変更されて特殊再生を行なう場合にも、
確実に制御プログラム信号を再生することができるよう
にするためである。かかる制御プログラム信号（被変調
波信号）は、ディスクから再生されて第１図の入力端子
１に入来し、これよりコンパレータ２に供給され、ここ
でツェナーダイオード３の端子電圧である基準レベルと
レベル比較されることにより波形整形されて、例えば第
２図（Ａ）に示す如き再生被変調波信号ａとされた後、
Ｄフリップ７０ツブ４のデータ端子に供給される。

一方、入力端子５に入来した再生水平同期信号はカウン
タ７に供給され、ここで計数される。カウンタ７は入力
端子６よりの再生垂直同期信号でリセットされ、走査線
番号第２１Ｈ目又は第２８４Ｈ目直後の時点で信号を出
力して次段のＳＲフリップフロップ８をセット状態とす
る。これにより、フリップフロップ８のＱ出力信号が一
方の入力端子に供給されるＡＮＤ回路９は、走査線番号
第２２Ｈ目又は第２８５Ｈ目から次の垂直同期信号が入
来するまでの期間、ゲート「開」状態とされ、入力端子
５に入来する再生水平同期信号をこの期間のみゲート出
力してＤフリップフロップ４及び１０の各クロック入力
端子に印加する一方、インバータ１１を通して後述のＤ
フリップフロップ１２のクロック入力端子に印加する。

これにより、Ｄフリップフロップ４は、入力再生被変調
波信号ａをＡＮＤ回路９よりの第２図（Ｂ）に示す如き
再生水平同期信号すでラッチして得た第２図（Ｃ）に示
す如き波形の信号ＣをそのＱ出力端子より取り出して、
Ｄフリップフロップ１０のデータ端子と２人力排伯的論
理和回路１３の一方の入力端子に夫々供給する。

Ｄフリップフロップ１０はそのＱ出力端子より第２図（
Ｄ）に示す信号ｄを出力して上記排他的論理和回路１３
の他方の入力端子に供給する。排他的論理和回路１３は
入力再生被変調波信号ａを再生水平同期信号すに同期さ
せて波形整形した信号Ｃと、これをＩＨ遅延した信号ｄ
とを夫々供給され、第２図（Ｅ）に示す如き信号ｅを発
生出力し、シフトレジスタ１４及び１５のデータ入力端
子に供給する。一方、Ｄフリップフロップ１２はそのク
リア端子に再生垂直同期信号が入力され、そのデータ端
子に６出力端子の出力信号が供給される構成とされてお
り、そのＱ、乙の各出力端子からは、再生水平同期信号
すをそのパルス幅分遅延した第２図（Ｆ）、（Ｈ）に示
す如き互いに逆相の周期２Ｈの矩形波ｆ、ｈを発生出力
する。

シフトレジスタ１４は上記信号ｅを矩形波ｆの立上りエ
ツジでサンプリングして得た第２図（Ｇ）に示す如き信
号ｇをそのＱＡ出力端子より中央処理装置（ＣＰｔＪ）
１６に符号化データとして供給する。また、これと同時
にシフトレジスタ１５は上記信号ｅを矩形波りの立上り
エツジでサンプリングして得た第２図（Ｉ）に示す如ぎ
信号ｉをそのＱＡ出力端子より出力すると共に、信号ｉ
を矩形波りの一周期分遅延した同図ＵＪ）に示す信号ｊ
を−そのＱｓ出力端子より出力する。２人力ＮＡＮＤ回
路１７は上記信号ｉ及びｊを供給され、これにより第２
図（Ｋ＞に示す如き信号ｋを発生して、これを誤り可能
性データとしてＣＰＵ１６に供給する。なお、第２図（
Ｅ）、（Ｇ）、（１）及び（Ｋ）の波形上部の数値は信
号ｅ、ｇ、ｉ及びｋのデータの値を示す。ここで、信号
ｇは入力再生被変調波信号ａを復調して得たＮＲＺ　（
ノン・リターン・ツウ・ゼロ）信号（すなわちインター
リーブされた符号化データ）である。これに対し、信号
１は上記信号ａの誤りである可能性の高いビット位置を
示す信号（すなわち誤り可能性データ）である。すなわ
ち、上記信号ａは例えばバイフェーズ・マーク変調又は
パイフェーズ・スペース変調された被変調波信号であり
、各ビット周′Ｗ４（ここでは２Ｈ）の開始点で必ずト
ランジェント（レベル変化）が起るから、信号ｉは本来
は常に論理「１」となるはずであり、この信号ｉが論理
ｒＯＪということは本来あり得ないので、論理「０」の
ときは誤りである可能性が高いことを示す。そして、こ
こでは信号１がｒＯＪであるビットとその次のビットが
「１」となるように生成された信号ｋが誤り可能性デー
タとしてＣＰＬ１１６に供給される。

またＤフリップフロップ１８はそのりＯツク入力端子に
ＡＮＤ回路９の出力信号わが供給され、そのクリア端子
に再生垂直同期信号が供給され、更にそのデータ入力端
子に６出力端子の信号が供給され、これによりそのＱ出
力端子より第２図（Ｌ）に示す如きパルス之を発生出力
し、これをラッチパルスとしてＣＰＵ１６に供給する。

ＣＰＬ１１６は上記の信号９．ｋ及びｅを供給され、信
号之により信号Ｏ及びｋをラッチした後、前記した１バ
イトの７レーミングコードに引続く信号Ｑ、にのデータ
をメモリ１９に供給する。メモリ１９は、夫々１４バイ
ト分のデータ記憶領域（エリア）ＧＧ、ＫＫ、ＡＡ、Ｂ
Ｂ、各４ビツト・の復号データ０１〜ＣＩ４を格納する
７バイトの記憶領域ＣＣ９復号状態を表わす例えば２ビ
ツトの状態データｄ１〜ｄ１４を格納する記憶領域ＤＤ
。

４ビツトの変数ｎを記憶する記憶領域ＮＮが確保゛され
ており、また優先順位検索用テーブルＴＴ（第１のテー
ブル）が予め記憶されている。

ＣＰＵ１６は第６図（Ａ）〜（Ｃ）に示すフローチャー
トに従った動作を行なう。すなわち、まずメモリ１９内
の領域ＣＣ及びＤＤをクリアしくステップ３０）、引続
いて信号（］、にの各１４バイト分のデータをデ・イン
ターリーブして符号化データ　ａｆｉ　、誤り可能性デ
ータ　１）ＴＩ　（ただし、ｎは１〜１４の各自然数）
を生成する（ステップ３１）。ここで、信号０のデータ
は通常は記録系において、バースト誤りによる訂正不能
確率を小とするために、データの配列順序が一定の規則
に従って並べ換えられており（インターリーブ）、この
ため再生系ではこれをもとの順序に並べ換える（デ・イ
ンターリーブ）必要がある。この場合、信号９のデータ
と共に信号にのデータも同様にデ・インターリーブする
必要がある。従って、このデ・インターリーブのために
、ＣＰＵ１６はステップ３１において、メモリ１９の記
憶領［ＧＧ。

ＫＫに信号Ｑ、にのデータを１４バイト分書き込んだ後
、所定の規則に従ってＧＧ、ＫＫから読み出し、もとの
順序に配列し直してメモリ１９内の記憶ｖ４域ＡＡ、Ｂ
Ｂに書ぎ込む。これにより、記憶領域ＡＡには信号Ｑの
データ順序をもとの順序に並べ換えた各８ビツトの符号
化データａＴｌが計１４バイト分記憶され、かつ、これ
に対応して信号にのデータ順序を並べ換えた各８ビツト
の誤り可能性データ　ｂηが１−１１４バイト分記憶領
１ＢＢに記憶される。

ここで、上記の符号化データａηの夫々は、伝送前は、
その上位４ビツトＢ７〜Ｂ４には前記制御プログラムの
原情報データ等に関する情報ビットが配置され、かつ、
その下位４ビツトＢ３〜ＢＯのうち８３〜Ｂ１の３ビツ
トにはハミングコードが配置され、残りの最下位ビット
（ＬＳＢ）のＢＯにはパリティビットが配置されており
、それらの値をまとめて図示すると例えば第３図に示す
如くに選定されている。しかしながら、伝送損失によっ
てａηは伝送前の第３図の状態とは異なつたものになっ
ていることがある。

次にＣＰＵ１６内状態データｄηが１０」である符号化
データａＴｌ、誤り可能性データｂηを夫々上位８ビツ
ト、下位８ビツトとするアドレスで、メモリ１９内の優
先順位検索用テーブルＴＴの内容を検索し、優先順位最
小のときの変数ｎをメモリ１９内の領域ＮＮに記憶させ
る（ステップ３２）。

ここで、上記の状態データｄＴｌの「０」は、対応する
符号化データａＴＩ及び誤り可能性データ　ｂηが未だ
復号されておらず、かつ、後述の保留処理となっていな
いデータであることを示している。

ステップ３２の最初の実行時にはデータ　ａ１〜ａ＋＜
はすべてまだ復号されていないため、ＣＰＵ１６はまず
データ”Ｉ＋ｂｌ１次にデータａ２　。

ｂ２．・・・の順に変数ｎを１から１４まで順次可変し
、しかる後に上記した如く２つのデータ　ａｎ　。

ｂηで上記テーブルＴＴを検索し、得られた優先順位の
最小値と、最小値を得るためのデータａＸ。

ｂｘを指定するための変数Ｘ　（ただし、×は１〜１４
のうちいずれか−の値）を領域ＮＮに記憶させる（ステ
ップ３２）。

ここで、テーブル１丁には、符号化データむ及び誤り可
能性データｂ１と、正しい符号化データ及び誤りが全く
ないときの誤り可能性データとのハミング距離に応じて
、または変数０又はその両方に応じて優先順位が書かれ
ており、伝送路の伝送損失発生の確率分布には全く無関
係である。

テーブルＴＴには例えば上記のハミング距離が０のとき
にはｒＯＪ、１のときはにｒｌＪ、２のときには「２」
の優先順位が記憶されている。

ＣＰＵ１６は次に領域ＤＤから読み出した状態データｄ
１〜ｄ１４のすべてが「１」か否かを判別しくステップ
３３）、「１」であるときは後述の第６図（Ｂ）に示す
出力処理に移行し、すべてが「１Ｊではないときにはス
テップ３４の動作へ移行する。ステップ３４では状態デ
ータｄＴｌがｒＯＪであるデータと同じ変数の誤り可能
性データｂＴｌの全８ピツ１〜中のうち「１」であるビ
ット数、すなわち符号化データａηの全８ビツトのうち
誤りでないと省えられるビットの数を計数する。しがる
後にＣＰＵ１６はその数をＣＰＵ１６内のレジスタＺに
格納しくステップ３５）、メモリ１９内の領域ＡＡから
読み出した符号化データａηを第２のテーブルへ出力す
る（ステップ３６）。

この第２のテーブルは本発明の要部をなすもので、第１
図のリード・オンリ・メモリ（ＲＯＭ＞２０内に予め記
憶されている。この第２のテーブルは例えば第４図に示
す如く、符号化データａＴＩ中の上位４ビツトの情報ビ
ットで示される１６進法での値を横軸に示し、下位４ビ
ツトのハミング」−ド及びパリティヒツトで示される１
６進法での値を縦軸に示したときに、それらの交点位置
で示される１６進法の値の８ビツトデータの集合である
。この第２のテーブルによれば、成る８ビツトのデータ
に対しハミング距離の最も短い復号データ又は復号がで
きないということがわかる。

この第２のデープルの８ヒツトのデータのビット構成は
第５図に示す如く、その下位４ビツトｂＱ〜ｂ３が訂正
情報ビットを示し、その上位４ビツト　ｂ４〜ｂ７のう
ち、最上位のビット↓７がエラーチェックをすべきとき
「１」となるコードＥＲＲを示し、ビット　ｂ６は入力
符号化データ８ビツトのうちの２ビツトに誤りがあると
きに「１」となる多重誤りコードＥＲＭを示し、更に１
ビット誤りの場合においてビット　ｂ５は誤りである１
ビツトの本来の値がｒＯＪであるコードＥＲＰを示し、
ビットｂ４は誤りである１ビツトの本来の値が「１」で
あるコードＥＲＺを示す。従って、第２のテ・−プルを
検索すべき符号化データの８ビツトにビット誤りが全く
ないときは、第５図に示すテーブルビット構成中の上位
４ビツトｂ７〜ｂ４の１６進法での値（以下この値を″
で表わすものとする）は“０″となり、かつ、下位４ビ
ツトｂ３〜ｂＯの値は入力符号化データ中の上位４ビツ
トＢ７〜Ｂ４と同一の正しい値を示す。

また、入力符号化データ中に１ビツトの誤りがある場合
は上記ｂ７〜ｂ４の値は“′９″又は“′Ａ″となり、
かつ、下位４ビツト　ｂ３〜ｂｏの値は、この１ビット
誤りを訂正した正しい値の訂正情報ビット（復号データ
）を示す。

更に、入力符号化データ中に２ビツトの誤りがあるとき
は、上記ｂ７〜ｂ４の値はＣ″となり、かつ、上記ｂ３
〜ｂＯの値はここではＥ″に一意的に選定している。こ
の下位４ビツトｂ３〜ｂＯ２の値Ｎ　Ｆ　ＩＩは特に意
味はないので、別の値でも差し支えない。しかし、この
値ＩＩ　Ｅ　ＩＩに特別の意味をもたせ、このＥ″がテ
ーブルより検索されたら例えばデータを無効にすること
や、再伝送を要求することも可能である。

なお、本実施例では３ビツト以上の誤りはないものと仮
定しており、３ビツト以上の誤りの場合はビット　ｂ６
はｒＯＪとなる。

ＣＰＵ１６は次にＲＯＭ２０内の第２のテーブルから、
ステップ３６で送出した符号化データａＴに対応するテ
ーブルデータを読み出す（ステップ３７）。従って、上
記符号化データａ？ｌが例えば「１０１０１０１１」で
あったときは１６進法での値は”　Ａ　Ｂ　”であるか
ら、第４図かられかるように、”　ＯＡ　”が第２のテ
ーブルから読み出される。

同様に、例えば符号化データａ１が“’　ｏ　ｏ　”の
ときは’９８”、”０１”のとき”　ＣＥ　”が第２の
テーブルから読み出される。

第２のテーブルから読み出されたテーブルデータを供給
されたＣＰＵ１６は、そのビット　ｂ６が「１」である
か否か、すなわち２ビツトの誤りがあるか否かを判断し
くステップ３８）、２ビット誤りでないときく１ビット
誤り又は誤りが全くないとき）は後述のステップ４２へ
移行し、２ヒツト誤りであるときは前記レジスタＺの値
が「３」以内かどうかを判断しくステップ３９）、「３
」よりも人のときはこのままでは復号することができな
いので少述の第６図（Ｃ）に示す保留処理を行ない、「
３」以内のときには誤りの訂正をする（ステップ４０）
。この誤りの訂正は、同じ変数同士の符号化データａ１
と誤り可能性データ　ｂ。

の８ビツトの各ビット毎の排他的論理和をとることによ
り行ない、誤り可能性データ　ｂＴｌの値が［１］であ
るビットに対応する符号化データａＴｌのビットを異な
る値に変更する。例えば、符号化データａηが’　４０
　”であるときで、誤り可能性データ　ｂＴ＋の「１」
が８３．ＢＯに対応する２個所にあるものとすると、デ
ータａηは４０′″から’　４９　”に訂正されること
になる。ＣＰ　Ｕ　１６は次に誤りの訂正をした符号化
データをＲＯＭ２０内の第２のテーブルへ送ってテーブ
ルデータを検索させ（ステップ４１）、しかる後にステ
ップ４２の動作に移行する。なお、ステップ４０におい
て、誤り訂正されない場合があり得るが、誤りの発生し
ているビットに対応する誤り可能性データ　ｂηのビッ
トが「１」になる確率が高いので、このような川縁が起
る確率は極めて低い。

ステップ４２ではステップ３８で１ビット誤りと判断さ
れた場合のデータａｉ＋に基づ゛いて、又は″ステップ
４１で誤り訂正されたデータａηに基づいて、データｂ
Ｔ１．　ａ、７．、ｂ７１１及びｄＴｌ＋（ただし、ｎ
ｌはｎ＋１又はｎ−１で・、ここで゛は＋１＋１）の訂
正が行なわれる。−例として、ステップ３９でのデータ
ａＴｌが’　０１　”で、データｂＴｌが’　０１　”
であったものとすると、ステップ４０において誤り訂正
された符号化データａηが’　ｏ　ｏ　”であり、これ
によりステップ４１で第２のテーブルを検索すると第４
図かられかるように’９８”が第２のテーブルから読み
出される。テーブルデータ゛’９８”は第５図かられか
るようにその下位４ビツトｂ３〜ｂｏが情報ビットを示
しているから、第３図の構成の符号化データａηはその
上位４ビツトＢ７〜Ｂ４がテーブルデータの下位４ビツ
トの値“８″に変更され、１１８０１１となる。ＣＰＵ
１６はステップ４１で８０″とされた符号化データａη
に基づいて、ステップ４２では誤り可能性データｂηを
訂正する。例えば、上記の場合誤り可能性データ　ｂｍ
が”　０１　”だったとぎは、符号化データａηが’　
８０　”であり、よってその最上位ビットが［１］に訂
正され、誤り可能性データ　ｂｍは１１８１　ＩＩに訂
正されることになる。仙の場合も同様にして、符号化デ
ータａηの値をＭｔＪＩ−にして誤り可能性データｂη
の値か訂正される。

また、このステップ４２では上記の両データａη、ｂη
に夫々隣接するデータａ＋ｎ、ｂｔｎの訂正可能な部分
も訂正される。すなわち、誤り可能性データ　ｂｍは前
記信号ｋをデ・インターリーブして生成したものであり
、この信号には復調信号ｇの誤りである可能性の高いビ
ット位置とそれに引続く１ビツト位置で論理ｒｌＪとな
る。この結果、誤り可能性データ　ｂｍとｂＴｎとが夫
々所定の１ビツトで論理「１」となる。例えば、上記の
如く誤り可能性データ　ｂｍが”　ｏ　ｉ　”から’８
１”に訂正された場合は、隣接する誤り可能性データｂ
Ｔｒｌもその最上位ピッ］〜が「１」に訂正される。

このデータ　ｂ、の所定の１ビツトが、上記訂正可能な
部分であり、データ　ｂｍの訂正に伴って訂正されると
、対応するデータａＴｎの訂正可能な部分も訂正される
。この訂正があった場合は、２ピツｉ・の状態データｄ
ｍがメモリ１９内の領域ＤＤから読み出されて、それが
保留を示ず値（これはｒｌｏＪ、ｆｏｉｌのいずれか一
方の予め定めた方の値で、便宜上ｒ　ｒＨＯＪと表わす
ものとする）の場合、状態データｄ、だけを１０」　〈
実際にはｒｏｏ、ｌ）にクリアされる。これは、訂正前
のデータ　”ｍ、ｂｍが復号不可能としてデータ　ｄｍ
の値が「Ｈ○」であったとしても、上記訂正によってデ
ータａｍ、ｂ’ｍが復号可能となる場合があるからであ
る。

なお、ステップ３８において１ピット誤りと判定された
場合（第５図のｂ７〜ｂ４がＡ″又はｄｒ　９　ＩＩで
ある場合）は、ステップ３７で第２のテーブルから読み
出されたテーブルデータの下位４ビツトｂ３〜ｂｏの値
に、その上位４ビツトが訂正された符号化データａＴｌ
′　は、ステップ４２において訂正前の符号化データａ
Ｔｌと比較され、異なる値に変更されたビットに対応す
る誤り可能性データ　ｂｍのビットを「１」に訂正し、
かつ、変更されないビットに対応するビットをｒＯＪに
訂正する。、これに伴ってデータ　ｂｉＴｌ等も訂正４
る。

例えばステップ３６における符号化データ　ａｌｌが’
　ｏ　ｏ　”で、誤り可能性データｂＴｌが’　０１　
”のときには、ステップ３７で符号化データａＴｌは第
４図かられかるように“’　９８　”なるテーブルデー
タを第２のテーブルから読み出させるから、上記符号化
データａη′は”　８０　”となり、ステップ４２で’
　ｏ　ｏ　”と”　８０　”とを比較すると、最上位ビ
ットのみが「１」に変更されたので、誤り可能性データ
　ｂｍの最上位ビットが［１Ｊに訂正され、かつ、その
最下位ビットが「０」に訂正される。またステップ３８
においてビット誤りなしと判定された場合（第５図のｂ
７〜ｂ４が°゛０“である場合）は、ステップ４２にお
いて誤り可能性データｂηに「１」が立っているビット
があるときはその値をｒＯＪに訂正する。

このようにして、ステップ４２ではＣＰＵ　１６は必要
に応じてデータ　ｂｍ、ａＴｎ、ｂｍｔ　’ｍの訂正を
行ない、それらをメモリ１９の領１ＢＢ。

ＡＡ、ＤＤに書ぎ込むと共に、入力された符号化データ
　ａＴｌも領［ＡＡに書き込む。しかる後にＣＰｔＪ１
６はステップ４３において、上記の如く最高２回の第２
のデープルを検索して得た符号化データａｒの上位４ビ
ツトのデータを復号データＣηとしてメモリ１９内の記
憶領域ＣＣに占き込む。また、これと共に状態データｄ
ｒｌを復号流を表わす値「１」　（実際にはｒｌｌＪ）
にセットし、記憶領域ＤＤに書き込む。

ＣＰＵ１６はステップ′４３の動作終了後はステップ３
２〜４３の動作を再び繰り返す。

この後のステップ３２の２回目以降の実行時には変数ｎ
を可変してデータｄＴＩがｒＯＪであるもの、つまり復
号されてないもの及び保留になってないものについての
みデータａＴｌ、ｂηでテーブルＴＴが検索され、優先
順位が最小となる変数ｎが記憶される。

ステップ３８において、レジスタＺの記憶値が「３」よ
りも大であった場合、第６図（Ｃ）のステップ４６に移
行し、ここで変数ｎにより指定される状態データｄＴＩ
に復号保留を表わす値ｒＨＯＪが転送される。更に状態
データ　ｄ１〜ｄ１４が値ｒＯＪであるかどうかが判別
され（ステップ４７）、値「０」の状態データ（これに
対応するデータａηはまだ復号されてない）がある場合
、第６図（Ａ＞のステップ３２に移行し、状態データｄ
１〜ｄ１４が値「１」　（復号済み）又はｒＨＯＪ　（
復号保留）の場合第６図（Ｂ）の出力処理を行なう。

ステップ３２〜４３の処理を複数回実行することにより
、まず優先順位「０」のデータａＴｌ。

ｂＴｌが復号され順次復号データ　ＣＴｌが得られる。

この後ハミング距離が短い順にデータａＴｌ、ｂηが訂
正されて復号される共に、データａη、ｂηのうち訂正
可能な部分が訂正されてデータａη。

ｂηの優先順位の値が小とされる。例えばステップ３８
で復号不可能と判別されたデータ　ａη。

ｂｒｌも、これに隣接するデータａｍ、ｂＴＩ、のステ
ップ４２における訂正時に訂正されて復号可能なものと
され、次回のステップ３２〜４３の実行時に復号される
。

上記の処理動作が繰り返され、状態データｄ１〜ｄ１４
がすべて「１」となると、又はステップ４７で「０」の
ものがなかった場合はＣＰＵ１６は第６図（Ｂ）に示す
出力処理を行なう。すなわち、ステップ４５でＣＰＵ１
６はメモリ１９内の記憶領域ＣＣに格納されている各４
ビツトの復号データ０１〜ＣＩ４を順次に読み出し、出
力端子２１１〜２１４よりパラレルに出力する。

なお、本発明は上記の実施列に限定されるものではなく
、３ビツト以上の多重誤りの場合も訂正復号できるもの
であり、例えば３ビット誤りまでを訂正できるようにす
るには第６図（Ａ）に示ずフローチャート中、ステップ
３７と３８の間に１ビット誤りの有無の判断ステップと
、その次に１ビット誤りがあるときにはレジスタ７の成
る特定のビットが立っているかという判断ステップなど
を付加することにより適用することができ、それ以外の
多重誤りの訂正復号についても第６図（Ａ）のフローチ
ャートを適宜修正することにより適用することができる
。更に、任意のＮビット（ただし、Ｎは○又は自然数）
のビット誤りの訂正が可能となるように符号化されたデ
ィジタル信号すべてに適用し得る。また、第２図（Ｇ）
、（Ｋ）。

（Ｌ）に示した信号ｏ、に、ｅはマイク［１コンピユー
タのソフトウェア処理により生成することもできる。ま
た、」二記の実施例のように、符号化データを回転媒体
に記録するものに限らず、文字放送等の符号化データに
対しても本発明を適用できるものである。

発明の効果 上述の如く、本発明によれば、伝送路の伝送損失発生の
確率分布に関係なく、符号化データ及び誤り可能性デー
タからハミング距離の最も短いデータを復号することが
でき、よって伝送路として経時変化により上記確率分布
が変化する伝送路に適用したとしても、経時変化に関係
なく常に所定の確率でもって復号することができ、また
第２のテーブルには既に復号データや復号ができないこ
とを示すデータが記憶されているから、簡単な演算だけ
で復号データを得ることができ、更に装置を簡単かつ小
型に構成することができる等の特長を有するものである
。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明装置の一実施例を示す回路系統図、第２
図は第１図図示回路系統の動作説明用信号波形図、第３
図は本発明装置に供給される符号化データのビット構成
及びその値の一例をまとめて示す図、第４図は本発明装
置の要部に記憶されているテーブルのデータの一例をま
とめて示す図、第５図は第４図図示テーブルデータのビ
ット構成の一実施例を示す図、第６図（Ａ）〜（Ｃ）は
夫々本発明装置内のＣＰＵの動作説明用フローチャート
である。 １・・・再生被変調波信号入力端子、４．１０゜１２．
１８・・・Ｄフリツブフロツブ、５・・・再生水平同期
信号入力端子、６・・・再生垂直同期信号入力端子、８
・・・ＳＲフリップフロップ、１６・・・中央処理装置
（ＣＰＵ）、１９・・・メモリ、２０・・・リード・オ
ンリ・メモリ（ＲＯＭ）、２１＋〜２１４・・・復号デ
ータ出力端子。 第２図 →オ開 第３図 （Ａ）第６図 第６図 （Ｂ）

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. （１）情報信号を符号化して得た原データをセルフクロ
   ック復調可能な変調方式で変調して得られたディジタル
   信号が伝送路を通して供給され、該ディジタル信号から
   ビット誤りが無いときは常に第１の論理値となり、かつ
   、少なくともビット誤りが発生した確率の高いビットに
   対応した位置で第２の論理値となる誤り可能性データを
   生成する手段と、該ディジタル信号を復調して得た符−
   ９化データ及び該誤り可能性データによって検索されハ
   ミング距離が短い順に優先順位をつけたデータからなる
   第１のテーブルと、該符号化データに対しハミング距離
   の最も短い復号データ又は復号ができないことを示すデ
   ータからなる第２のテーブルと、該符号化データに基づ
   いて該第２のテーブルに記憶されているデータを検索し
   、それが復号データでないときにのみ該符号化データに
   対応する該誤り可能性データの値に基づいて該符号化デ
   ータの値を訂正した後該第２のテーブルを再度検索し、
   これにより得たデータ又は上記の１回目の該第２のテー
   ブル検索により得た上記復号データを前記原データの復
   号データとして取り出すことをハミング距離の短いデー
   タ順に行なう演粋手段とよりなることを特徴とするディ
   ジタル信号の復号装置。 ■　該誤り可能性データはビット誤りが発生した確率の
   高いビットとそれに隣接する誤り可能性データのビット
   との夫々に対応した位置で該第２の論理値となり、該演
   粋手段は該第２のテーブルを最高２回検索して得たーの
   符号化データを基準にして該符号化データに対応した誤
   り可能性データとそれに隣接する符号化データ及び誤り
   可能性データのうちの訂正可能なビットを夫々訂正する
   ことを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のディジタ
   ル信号の復号装置。