JPS605478A - 誤り訂正方法及び装置 - 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】 〔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シ訂正に
係り、特に検査ワード数が多い場合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ま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、
送信または記録時に検査ワードを付加し、受信または再
生時にその検査ワードを用いて誤り訂正を行なう、検査
ワードとしては、能率が良く復号のしゃすいＢＣＨ符号
等が用いられる。特に、ブロック符号ではＢＣＨ符号の
一種であるリード・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ＣＩＲＣ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
回路である。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。

ＣＩＲＣ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ーリーブ回路３
によって第１のインターリー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Ｐ＋　、　Ｊ’２　、Ｐ
ｓ　、Ｐ＜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のインターリーブを行なった後に符号器２によって
４ワードの検査ワードＱ、　、　Ｑ、　、　Ｑ８．Ｑ、
を付加する。この２４ワードの情報ワード及び８９−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回路５によって第３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
誤訂正を防ぐために、データ反転回路６により反転され
て（・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による検査ワードの反転が
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Ｐ１〜Ｐ４　に
よる誤り検出及び訂正が行なわれる。復号器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ワードの検査ワードは、ディンターリーブ回路１
０によって上記第２のインクＩＩ−ブに対応したディン
ターリ−ブが行ナワれた後に、復号器８によって涼２の
復号が行寿われる。この第２の復号では、検査ワードＱ
、〜Ｑ４による誤り検出及び訂正が行なわれる。復号器
ａｌｌ？：よって誤り検出及び訂正が行なわＪまた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５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訂正能力を大きくすることが
できる。１−７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
正しか行なっておらず、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Ｗ＆に
活用できる誤り訂正方式及び装置を提供することにある
。

〔発明の概要〕

本発明は、最小距離がｄの符号において誤り位置が不明
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
の誤りを訂正する場合に、２ｐ＋　ｑ　＝　ｄ　−１ となるような復号方法を用いることにエリ、符号の持つ
誤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符号ニ適用し
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２Ｂワード、検査ワード数４ワードのガロア
休ＧＦ（２”）上のリード・ソロモン符号の復号を行な
う必要がある。

まず、ガロア休ＧＦ（２’）上で定義されたリード・ソ
ロモン符号及びその復号法延ついて説明する。

ＧＦ　（２）上の８次既約多項式Ｆ　（ｘ）の根の１つ
をαとすると、ＧＦ　（２）の元にαのべき乗で表わさ
れる（２’−２）個の元を加えた集合（０，１゜α、α
２．・・、α２５４）はＧＦ（２’）を構成する。

ＧＦ（２”）において、ある正の整数をｔとする時ｙ（
ｘ）＝　（、ｚ＋ｉ　）　（ｘ＋α）（３：＋α２）・
・・（Ｘ＋α　）または（Ｘ＋α）（ｘ＋α２）（ｘ＋
α３）・・・（Ｘ＋α　）（１）を生成多項式とする符
号長ｎ＝（２８−１）、情報ワード数（ｎ　−２ｔ　）
　、検査ワード数２ｔの符号がリード・ソロモン符号で
ある。す力わち、リードソロモン符号では符号語Ｃ”　
（Ｃｏ　＋　ＣＩ＋　”、Ｃｎ、−、）の多項式表現 Ｃ（ｘ）＝Ｃ６＋Ｃ，ｘ＋ｃ、ｘ”＋−＋Ｃｎ−１ｘｒ
Ｌ−’　（２１は２（ｘ）で割り切れる。これを次式の
ように表わす。

Ｃ（ｘ）＝　０　（ｍｏｄり←）　）　（３）なお、符
号長ルは ２８−１ンル〉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）　ＶＣ対する受信信
号を Ｒ←）　＝　ｒθ＋ｒ、ｘ＋−＋ｒ、−１ｘｒＬ−’　
ｆ４１と１この受信信号ではν個の誤り が発生したとすると、 Ｒ（、ｚ：）＝Ｃ←）　＋　Ｅ　（ｘ）ミＥ（ｘ）　（
ｍｏｄ　ｆ←）　）　１６１誤りＥ　（ｘ））は、次式
で表わされるシンドロームＳｈによりめることができる
。

５ｈ＝Ｒ（α＆） 復号手順としては、まずシンドロームＳｋよす誤り位置
多項式 ％式％（８） をめ、その根をめることにより誤り位置’ｌ　＋　ｉｔ
　＋・・・、ｔνがわかる。（８）式よりσ（α′））
　＝。

であるから、 ｅｌＪαす１にσ（αす）＝０ 」一式を０≦に≦２ｔ−１（または１≦に≦２１りＩｃ
−’）いて加え合わせると、 Ｓｉσ　十Ｓ　σ　十”・＋Ｓｉ＋Ｉ／−１σ、＋Ｓ、
、−、＝。

ν　ｉ＋１　シー１ （０≦乙≦２ｔ−１−νまたは１≦ｔ≦２ｔ−ν）（９
）が成立する。（９）式ｆ、ｗｌけば請求めることがで
きる。さらに、この誤り位置及び（７）式より誤り値　
’ｌ　ｌ　”２　＋　’ｉνをめ、Ｅ　（ｘ）奢求めれ
ば、Ｃ（ｘ）　＝　Ｒ（ｘ）　十Ｅ　（ｒ）　Ｑｌによ
シ誤シ訂正を行なうことができる。

最小距離がｄの符号においでは、誤り位置が不明の１個
の誤りと誤り位置がわかっているｑ個の誤りについて、 ２ｐ＋９≦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−ｚ）だから、２Ｐ＋９≦２ｔ の範囲で誤り゛訂正を行なうことができる。

次に、ｔ＝２で、情報ワード数（ｎ−４）。

検査ワード数４．生成多項式が ｙ（ｘ）＝　（ｘ＋１　）（ｘ＋α）（ｘ＋α２）（ｘ
＋α３）　αυ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Ｓｏ、　Ｓ、　、　Ｓ２．　Ｓ
、は次式のようになる。

誤りがない場合には、明らかに Ｓｏ＝　Ｓ、　＝　Ｓ、　＝　Ｓ、＝　０となる。

誤りが１ワード（誤り位置がｔとする）の場合には、（
９）式より、 したがって、 σｒ　＝　Ｓ１／　Ｓｏ　＝　Ｓｔ／Ｓ＋　＝　Ｓｓ／
　Ｓｔまた、 σ（、ｚ）　＝　ｘ十α１ ＝ｘ−トσｌ よって、 α’　＝　Ｓ、／５ｏｔＪ４ より誤り位置１がめられる。

この場合の誤り値は、（７）式より ｅｔ＝ｓｏＬ９ となる。

誤りが２ワード（誤り位置が’＋　＋　’２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。σ（り
＝０を解くことによりαＬ＋、αＬ２がイ尋られ、誤り
位置’ｌ＋’２をめることができる。また、（７）式よ
り、 したがって、 αＬ２Ｓｏ＋Ｓ。

よシ誤り値’ｉ＋’ｊ　をめることができる、誤りが６
ワード（誤り位置が’１１’！＋Ｌ３とする）場合には
、（９）式より Ｓ０σ、十Ｓ、σ、＋Ｓ２σ、　十Ｓ、　＝　ｏ　（イ
）また、 σ（ｘ）＝（、＋α′１）（ｘ十α１２）（ｘ＋α”）
　０１１より したがって、誤り位置ｔ、及びＬｔがわかっていれば、
（イ）、　Ｉ２．ａ式より ただし、Ａ１−αｉｌ＋　ｉ２　、　、ｆ２−α・ｌ十
α・２によって３番目の誤り位置ｔ、をめることができ
る、また、（７）式より したがって、 以　下　余　白 ただし、Ａ、＝α″＋α″３．Ａ４＝α１３＋α′１よ
り誤り値’ｉｌ　ｌ　’ｉ２　＋　’ｉ３をめることが
できる。

誤りが４ワード（誤り位置が’Ｉ＋Ｌ！＋ｔ３＋Ｌ４と
する）の場合には、（７）式より したがって、誤り位置ｔ、〜ｔ４がわかって℃・れば、
ただし、Ｂ１−αｉｌ＋α１４ Ｂ２＝　Ｅ＋　（α″＋α′４） Ｂｓ−Ｂｔ　（α′３＋α゛４） Ｃ１＝Ｓｏα”＋Ｓ。

Ｃ２−Ｃ，α１″＋Ｓ、α”＋Ｓ。

Ｃ３−Ｃ３α”＋Ｓ、αｔ１　＋　１２＋Ｓ、（α′ｌ
＋α１２）＋５３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いう３種類の方法がある。これら
の復号方法を組合せ′Ｃ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。

ＣＩＲ（４ｆ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。したがって、前述したように誤り
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。

第１の復号においては、誤り位置が不明である。したが
って、ｑ＝Ｑ’、７）＝１または２となり、２ワードま
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、ｐＡｌ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。このように複
数のフラグを付加するのは復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方るからである
。誤検出及び誤訂正の雁木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の復号において複数の状態を示すフ
ラグを付加することにより、第２の復号において訂正能
力及び検出能力が共に優れた誤り訂正を打力うことがで
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３種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ワー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８Ｆ！１の
復号における誤検出ま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あるいはＦｌ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６ワード未ｔｉの場合
には、シンドロームチェックにより検′出能力を高くす
ることができる。

ｐ＝１．ｑ≦２の場合には、フラグの付加されている２
ワードまでの誤シ及び任意の１ワードの誤シの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１ワードの誤り’を訂正するこ
とができる。

また、フラグの付加されているワードが６ワード（また
は６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ワードの誤り位置を検出し、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々う方法を
用いれば、検出能力を高くすることができる。

Ｐ　＝２ｓ　９　＝　Ｄの場合には、任意の２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
グの付加されてい力い誤りがあっても２ワードまで訂正
することができる。また、検出した誤シ位置がフラグの
位置と一致す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の復号圧おける、３種類の復号方法の具体的な適用
例を以下に述べる。

（１１Ｆ。フラグの数が４個以下の場合には、フラグの
付加されているワードを誤りワードとし。

て４ワード以下の誤り訂正を行なう。

（２１Ｆ。フラグの数が５個以上でＦ１フラグの数が３
個以下の場合には、Ｆ、フラグの付加されている２ワー
ド（または１ワード）を誤りワードとして１ワードの誤
り位置検出を行ない、検出した誤り位置がフラグの位置
と一致した場合または誤りなしとなった場合に３ワード
以下の誤りｆｉｌ’　Ｊ’Ｅを行なう。なお、最初に決
める誤りワードとしては、Ｆ、フラグの付加されている
ワードを優先する。

（ａ）　Ｆ＋フラグの数が５個以上でＦ、フラグの数が
４個以上の場合には、２ワードまでの誤り位置検出を行
ない、検出した誤り位置にＦ１フラグが伺加されていた
場合に２ワード以下の誤り訂正を行なう。

（４）、（３）の場合において、Ｆ、フラグの状態に工
ってさら妃細かい判断を行なうことによって誤り検出能
力を高くすることができる。

以上述べたように、本発明の復号方法によれば、３ワー
ドまたは４ワードまでの誤りを訂正することができ、従
来の２ワードま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。

また、本発明の誤り訂正方式はＣＩＲＣ符号以外の復号
、例えば、第２の検査ワードの生成には巡回符号（ＣＲ
Ｃ符号）を用い、第１の復号では誤り検出のみを行なう
ような場合にも適用できる。

次に、本発明の誤り訂正装置のＣＩＲＣ符号に適用した
一実施例について説明する。

第３図は、誤り訂正装置のブロック図である。

同図において、１７〜１９はパスライン、２０はシンド
ローム生成回路、２１．２２はＲＯＭ、２５．２７．２
９はＲＡＭ、２４は演算回路、２６はカウンタ、２８は
比較回路、３０は条件判断回路、３１はプロクラムＲＯ
Ｍ、　３２はアドレスカウンタである。

本回路は、３本のパスライン及びそのパスライン忙接続
されている回路と、プログラムにより各回路の動作をコ
ントロールするコントロール回路により構成されている
。パスライン１７は受信信号や誤りパターン等のデータ
をやりとりするデータバス、パスライン１８はデータの
位置（ロケーション）等のデータをやりとりするロケー
ションバス、パスライン１９はデータに付加されるフラ
グのデータをやりとりするフラグバスである。また、各
バスには、それぞれデータ入出力端子１２．ロケーショ
ン入出力端子１３．フラグ入出力端子１４が接続されて
いる、シンドローム生成回路２０は、データ入出力端子
１２より入力された受信信号によりシンドローム５ｏ−
５ｓｋ生成する。シンドローム生成回路２０は、第４図
のような回路で構成されている。第４図において、４２
はＥＯＲ回路、４４は８ビツトラツチである。また、４
３はマ）　ＩＪックス演算回路であり、Ｓｏ生成回路で
は”１”、Ｓ、生成回路ではα”、Ｓ２生成回路では”
α２”、Ｓ、生成回路では“α３”　と入力信号との積
を出力する。第４図に示したのはＳＩ生成回路の例であ
る。この回路に、入力端子３８に受信信号を入力し、ラ
ッチ４４のクロック入力端子４０に受信信号に同期した
クロック信号を入力することにより、受信信号を入力し
終わった時点で出力端子３９にシンドロームが出力され
る。々お、クリア信号入力端子４１は、シンドローム生
成を行なう前にラッチをクリアするためのものである。

演算回路２４は、上記シンドローム生成回路で生成され
たシンドローム５ｏ−Ｓ、によって誤り位置及び誤りパ
ターン−をめるための演算を行なうものである。演算回
路では、ＧＦ　（２”　）上での乗算、除算及び加算を
行なう。Ｘ（＝α）とｙ（＝αｙ）のＧＦ　（２”　）
上での乗算、除算は以下のようになる。

ｘ、ｙ工α（＋ｙ）＋＋＋ａｄ２♂−１Ｘ／Ｙ＝α（“
−ｙ　）　ｗａｎｄ′Ｎ　−１第５図は、乗算／除算回
路である。４８．４９はＲＯＭであり、入力端子４５．
４６に入力さねたＸ。

Ｙに対してそれぞれｘ、ｙｆ小出力る。５０は加算／減
算回路であり、乗算の場合には加算、除算の場合には減
算を行なう。５１はＲＯＭであり、加算／減算回路５０
の出力ｘ＋、ｙに対して、α“＋：ｙを出力端子４７に
出力する。ＧＦ（２８）での加算は第６図に示すように
、各ビットでｍｏｄ、　２の加算を行カえばよい。

ＲＡＭ　２５は、シンドロームＳ。−８３や演算回路２
５での演算結果を記憶しておくためのものである。また
、２３は８人力ＯＲ回路であり、データバス１７」−の
データが０”かどうかを判断するためのものである。

１？ＯＭ　２１．２２は、ｔとα１の変換を行なうため
のＲＯＡｆ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ｊ
：５に、復号の演ｎを行なう場合にはα°の形で取り扱
われる。したがって、このＲＯＭ２１．２２で−とα１
の変換を行なって℃・る。ＲＯＭ２１は゛ム→α″、Ｒ
ＯＭ２２はα１→ｔの変換を行なうＲＯＭ　である。

カウンタ２６は１ブロツ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２６でＦｏ、Ｆ
、　、　Ｆ２の数をカウントし、その数を比較回路２８
によ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か訂正を行なわないで訂正不能
とするか等の判断を行なう。

ＲＡＭ２７は、カウンタ２６でカウントしてフラグ数や
誤り位置等を記憶しておくためのものである。また、比
較回路２８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
。

ＲＡＭ　２９は、第２の復号においてデータに付加され
ている第１の復号の結果を示すフラグＦ。

〜Ｆ２を記憶しておくものである。ＲＡＭ　２９に記憶
されているフラグの状況は、復号によってめられた誤り
位置におけるフラグの有無をチェックするために用いら
れる。

条件判断回路ろ０は、ＯＲ回路２３や比較回路２８で判
断された結果やＲＡＭ　２９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。

プログラムＲＯＭ３１は、上述した各回路をコントロー
ルし゛Ｃ復号を行なうためのプログラムを記憶しておく
ものである。プログラムの構成を第７図に示す。１ワー
ドは３２ピツトで構成されている。５２は各回路の入力
部にあるレジスタのうちデータを記憶するレジスタを選
択する。

５３は各回路の出力部にあるバッファのうちデータを出
力するバッファを選択する。５２及び５３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。５４はＲＡＭ　２５又はＲＡＭ２
７へのデータの書込みを行なうものである。なお、ＲＡ
Ｍ　２９へのデータの書込みは受信信号の入力時のみに
行なゎＪするため、プログラムでコントロールする必要
はない。５５は、演算回路２４における乗算、除算の選
択等を行なうものである。６３は、ＲＡｌｌｆのアドし
′スの決定や各パスライン及び比較回路へ入力する定数
を決めるものである。３４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条件判断回路６０では３
４の内容とＯＲ回路２３．比較回路２８．　ＲＡＭ　２
９等の状況を比較して分岐を行なうかどうかを決定する
。３５は分岐する場合の分岐先を決めるものである。本
発明の回路では４００ワ一ド程度のプログラムでＣＩＲ
Ｃ符号の復号を行なうことができる。

カウンタ３２は、プログラムのアドレスをコントロール
するものである。このカウンタは、マスタークロック人
力１５より入力されるクロックによりプログラムＲＯＭ
　３１のアドレスを進め、プログラムを実行させる。ま
た、プログラムの分岐を行なう場合には、分岐命令３７
により分岐先アドレス３５ヲカウンタにロードし、プロ
グラムを分岐させる。なお、入力端子１６は、プログラ
ムスタート時にカウンタ３２をリセットする信号を入力
するものである。

誤り訂正を行なう手順としては、まず、受信信号を入力
し、シンドロームＳ。−８，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ＲＡＭ　２
９への記憶を行なう。次にプログラムにより復号を行な
い、誤り位置及び誤りパターンをめ、０１式によって誤
りデータの訂正を行なう。また、第１の復号及び第２の
復号におい゛（訂正不能となった場合には、フラグ入出
力１４よりデータに付加するフラグを出力する。

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、また異なる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。

【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ＣＩＲ
Ｃ符号のＶＭ号回路図、第３図は本発明のブロック図、
第４図はシンドローム生成回路図第５図はＧＦ（２８）
上の乗算／除算回路図、第６図はＧＦ（２８）上の加算
回路図、第７図はプログラムの構成図である。 ２０・・・・・・・・・・・・・・・・・・シンドロー
ム生成回路２１．２２・・・・・・・・・・・・ＲＯＭ
２３・・・・・・・・・・・・・・・・・ＯＲ回路２４
・・・・・・・・・・・・・・・・・・演算回路２５．
２７．２９・・−・・ＲＡＭ ２６・・・・・−・・・・・・・・・・・・・カウンタ
２８・・・・・・・・・・・・・・・・・比較回路３０
・・・・・・・・・・・・・・・・・・条件判断回路３
１・・・・・・・・・・・・・・・・プログジムＲＯＭ
３２・・・・・・・・・・・・・・・・・・アドレスカ
ウンタ１゜　′３０ １５１ら 鬼　４［ｉ！］ 手続補正書輸発） 事件の表示 昭和　５８　年特許願第　ｉ　１０９３１　号発明の名
称　誤り訂正方式及び装置 補正をＶる者 ■・件との郁　特許出願人 名　＋＋Ｉｉ　ｌ　５ＩＱ、ｌ　ｌ：１式台月　日　立
　装　イ乍　所代　理　人 ＼１．−ノ 補正の対象　明細書の発明の詳細な説明の欄補正の内容 １、　明細書第５頁第５行の［Ｐ＋　、Ｐｔ、Ｐｓ−Ｐ
＜Ｊを「Ｑ、、Ｑ２．ＱＢ、Ｑ、Ｊに訂正する。 ２、　明細書第５頁第１０行のｒＱ、　、Ｑ、、Ｑ、、
Ｑ４Ｊをｒ　Ｐ　＋　、Ｐ　ｔ　、Ｐ　ｓ　−Ｐ　４　
Ｊに訂正する。 ３、　明細書第１５頁第２行の ｅ、＝（Ｓｏα”　＋　ＳＨ＋　Ｄｅ　ｔ　ｓ）　／　
Ａｓを ’ｔ’　２（ＳＯ””　＋　ＳＨ＋　Ａ４　ｔ　ｔ’　
ｓ　）　／　ＡＢに訂正する。 以上 事件の表示 昭和５８　年特許願第　１１０５’３’１号発明の名称
　誤り訂正方式及び装置 補正をする者 事件との関係　特許出願人 名　称　（５１０）株式台トナ　日　立　製作所式　理
　人 補正の内容 ｔ　明細書第２０頁第１行の「第２の符号Ｊの次に「ら
」を加入する。 ２、　明細１１第２０頁第２行の「以下に述べる。」を
「第３図に示すフローチャートに従って説明する。」に
訂正する。 ３、　明細書第２０頁第５行の「行なう。」の次に下記
文章を加入する。 「なお、■もフラグが３個以下の場合には他の復号方法
によって７ラグの付加されていない誤りを検出すること
により、検出能力を向上させることができる。 ４、　明細書第２１貞第１７行の「第３図」を「第４図
」に訂正する。 ５、　明細書第２２頁第１８行、第１８行乃至第１９行
の「第４図」を１第５図」に訂正する。 ６　明細書第２０頁第１行の「第５図」を［第６図ｊに
訂正する。 Ｚ　明細書第２４貞第８行の「第６図」を「第７図」Ｋ
訂正する。 ８、明細ｙ４！、第２６貞第８行の「第７図ｊを［第８
図」に訂正する。 ９　明ｉ書第２９頁第１行乃至第６行の「第１図は・・
・である。」を次の通り訂正する。 ［第１図はＣＩ［’符号の符号化回路図、第２図はＣＩ
ＲＣ符号の復号回路図、第３図は本発明によるＣＩＲＣ
符号の第２の復号手順の概略フローチャート図、第４　
図は本発明のブロック図、第５図はシンドローム生成回
路図、第６図は０Ｆ（２＠）上の乗算／除算回路図、第
７図はＧＦ（２’）上の加算回路図、第８図はプログラ
ムの構成図である。」１０　図面第３図乃至第７図を別
紙の通り訂正し、第８図を別紙の通り加入する。 以上 ％３め １２　第　４　図 舅 ５　ｉｂ 芽　５図 ］ｇ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、　第１の配列状態にある複数の情報ワードと上記情
   報ワードに対して最小距離がｄ、である符号により生成
   した複数の第１の検査ワードにより第１の符号ブロック
   が形成され、夫々異なる第１の符号ブロックに含まれる
   複数の情報ワード及び複数の第１の検査ワードよりなる
   第２の配列状態における複数の情報ワード及び複数の第
   １の検査ワードと、上記複数の情報ワード及び複数の第
   １の検査ワードに対して最小距離がｄ２である符号によ
   り生成した複数の第２の検査ワードによυ第２の符号ブ
   ロックが形成される符号語の復号を行なう誤り訂正方式
   において、第１の復号として第２の符号ブロックに対し
   て誤り検出及び２．１≦ｄ２−１となるｐ、ワードの訂
   正を行ガい、同時に符号の状態を示すフラグを付加し第
   ２の復号として第１の符号ブロックに対して誤り検出及
   び２ｐ、　＋　ｑ≦ｄ１−１となる任意のＰ、ワードの
   誤りと該フラグの付加されたｑワードの誤りの訂正を行
   なうことを特徴とする誤り訂正方式。 ２、特許請求の範囲第１項記載の誤り訂正方式において
   、前記第２の復号を行なう前記第１の符号ブロックに含
   まれる前記フラグの状態により前記フラグの付加された
   ワードを訂正する前記ワード数９の数を変化させること
   を特徴とする誤り訂正方式。 ３　特許請求の範囲第１項または第２項記載の誤り訂正
   方式によって誤り訂正を行なう装置で、入力信号よりシ
   ンドロームを生成する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、除算及び加算を行なう演算
   回路と、ガロア体の任意の元αＬにおいてαｔよりＬを
   める及び／またはｔより計をめる変換回路と、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、前記フ
   ラグの付加されている入力ワードの位置カウンタでカウ
   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記憶回路と、前記演算回路、前記変
   換回路及び前記記憶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プログラム記憶回路と、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よ
   りなることを特徴とする誤９訂正装置。