JPS6073752A - 2誤り訂正リ−ドソロモン符号のパリテイ生成回路 - Google Patents
2誤り訂正リ−ドソロモン符号のパリテイ生成回路Info
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- JPS6073752A JPS6073752A JP58181198A JP18119883A JPS6073752A JP S6073752 A JPS6073752 A JP S6073752A JP 58181198 A JP58181198 A JP 58181198A JP 18119883 A JP18119883 A JP 18119883A JP S6073752 A JPS6073752 A JP S6073752A
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- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
- H03M13/03—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words
- H03M13/05—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words using block codes, i.e. a predetermined number of check bits joined to a predetermined number of information bits
- H03M13/13—Linear codes
- H03M13/15—Cyclic codes, i.e. cyclic shifts of codewords produce other codewords, e.g. codes defined by a generator polynomial, Bose-Chaudhuri-Hocquenghem [BCH] codes
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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。
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2誤り訂正リードソロモン符号のパリティ生成
回路に関する。
回路に関する。
背景技術とその問題点
2誤シ訂正リ一ドソロモン符号のパリティ生成回路は未
だ提案されていない。
だ提案されていない。
発明の目的
かかる点に鑑み、本発明は回路構成が簡単で、しかも符
号化法を容易に拡張できる2誤シ訂正リードソロそン符
号のノ母すテイ生成回路を提案しようとするものである
。
号化法を容易に拡張できる2誤シ訂正リードソロそン符
号のノ母すテイ生成回路を提案しようとするものである
。
発明の概要
本発明による2誤シリ一ドソロモン符号のパリティ生成
回路は、デジタルデータ信号を供給してその巣位ブロッ
クを構成するn個のワード信号Wo、W、・・・Wn−
1を供給して、αを原始元とするとき、第1〜第4の出
カニ(α)、■(α2) 、 I(α3)。
回路は、デジタルデータ信号を供給してその巣位ブロッ
クを構成するn個のワード信号Wo、W、・・・Wn−
1を供給して、αを原始元とするとき、第1〜第4の出
カニ(α)、■(α2) 、 I(α3)。
I(α4)、即ち
−u
■(α4)=ΣWl (X’ (1+す4
を得る第1〜第4の幕級数演算回路と、この第1〜第4
の幕級数演算回路よりの第1〜第4の出力■(α)、■
(α2) 、 I(α’) 、 I(α4)が夫々供給
される4個ずつのα!(但し、Xは所定の正の整数)の
乗算回路と、との16個の乗算回路の各出力が供給され
て、第1〜第4のパリティαmO,αm1#αm2゜α
m3、即ち、 a′r10−I噂49十■(α2)α102+(α3)
α100+■(α4)α43♂1=庚α1[11+I
(α2)α2+(α5)α59+I(α4)α96♂2
== I(ロ)α98+I(α2)α58+(α3)
α125+r (α4)α94d弓=■に)α4°+I
(α2)α94+(α3)α93+I(α4)α37を
得る加算回路群とを有するものである。
の幕級数演算回路よりの第1〜第4の出力■(α)、■
(α2) 、 I(α’) 、 I(α4)が夫々供給
される4個ずつのα!(但し、Xは所定の正の整数)の
乗算回路と、との16個の乗算回路の各出力が供給され
て、第1〜第4のパリティαmO,αm1#αm2゜α
m3、即ち、 a′r10−I噂49十■(α2)α102+(α3)
α100+■(α4)α43♂1=庚α1[11+I
(α2)α2+(α5)α59+I(α4)α96♂2
== I(ロ)α98+I(α2)α58+(α3)
α125+r (α4)α94d弓=■に)α4°+I
(α2)α94+(α3)α93+I(α4)α37を
得る加算回路群とを有するものである。
かかる本発明によれば、回路構成が簡単で、しかも符号
化法を容易に拡張できる2誤シ訂正IJ−ドソロモン符
号のパリティ生成回路を得ることができる。
化法を容易に拡張できる2誤シ訂正IJ−ドソロモン符
号のパリティ生成回路を得ることができる。
実施例
先ず、2誤シ訂正リ一ドソロモン符号の理論について詐
明する。2誤シ訂正リ一ドソロモン符号の生成多項式〇
(x)は次式のように表わされる。但し、Xはガロア
体の元、αは原始元である。
明する。2誤シ訂正リ一ドソロモン符号の生成多項式〇
(x)は次式のように表わされる。但し、Xはガロア
体の元、αは原始元である。
a(x)=(x+αt+1 ) 、 (x十αt+2)
・(x十αt+3)、(x+α”) ・(1)(1)式
に於いて、一般性を失うことなく1=0と置くと、次式
が得られる。
・(x十αt+3)、(x+α”) ・(1)(1)式
に於いて、一般性を失うことなく1=0と置くと、次式
が得られる。
G(x)=(x+α)−(、+α2)・(x−Fct3
)・(x+α’ ) ・(2)又、符号語F (x)は
次式に示す如く、情報部1 (x)と検査部Q (x)
との和で表わされる。
)・(x+α’ ) ・(2)又、符号語F (x)は
次式に示す如く、情報部1 (x)と検査部Q (x)
との和で表わされる。
F CIC)= I (X)十Q (X) ・・・=
(3)但し、情報部I (x)の最低次数は生成多項式
〇 (x)の最高次数、即ち4に等しい。又、検査部Q
(X)の最低次数は生成多項式G←)の最高次数、即
ち4よシ小さい。従って、符号語F (x)は一般性を
失うととガく次式のように表わされる。
(3)但し、情報部I (x)の最低次数は生成多項式
〇 (x)の最高次数、即ち4に等しい。又、検査部Q
(X)の最低次数は生成多項式G←)の最高次数、即
ち4よシ小さい。従って、符号語F (x)は一般性を
失うととガく次式のように表わされる。
F(X)=I (X)−1−αm3x3+αm2x2+
αm1x+αm0・・・・・・(4)ここで、αm3.
αm2.αm1.αm0は、ガロア体GF(2”)上の
元である。従って、情報部I (x)は次式のように表
わされる。
αm1x+αm0・・・・・・(4)ここで、αm3.
αm2.αm1.αm0は、ガロア体GF(2”)上の
元である。従って、情報部I (x)は次式のように表
わされる。
I (x)=αml xi+αmt−1xi″″1 +
・、・、・、+α”x’ = (5)ここで、上述の符
号語F (x)に対するシンドロームS、 、 82.
S、 、 S4は、誤シが無ければ夫々次式のように
表わされる。
・、・、・、+α”x’ = (5)ここで、上述の符
号語F (x)に対するシンドロームS、 、 82.
S、 、 S4は、誤シが無ければ夫々次式のように
表わされる。
s、=IU+am”−1−am2+2+(ln1+1+
α”0=O−(6)(5) s3=t(a3)十cln3” +a””+c/””+
a”=0−、・(B)s4=■(α’)+a””+a”
8−H””−H”=(+ 曲・・(9)以上の(6)〜
(9)式から、第1〜第4のパリティ(パリティワード
)αm31αm2.αml、α町をめて、情報データに
付加すれば、情報データの2誤シリ一ドソロモン符号化
を行なうことができる。
α”0=O−(6)(5) s3=t(a3)十cln3” +a””+c/””+
a”=0−、・(B)s4=■(α’)+a””+a”
8−H””−H”=(+ 曲・・(9)以上の(6)〜
(9)式から、第1〜第4のパリティ(パリティワード
)αm31αm2.αml、α町をめて、情報データに
付加すれば、情報データの2誤シリ一ドソロモン符号化
を行なうことができる。
具体例として、がロア体GF(2°戸場合の符号化につ
いて説明する。上述の式(6) 、、 (7) 、 (
8) 、 (9)式から、次のマトリクス式が与えられ
る。
いて説明する。上述の式(6) 、、 (7) 、 (
8) 、 (9)式から、次のマトリクス式が与えられ
る。
次に、D + I)1 * D2 * D3 * D4
を次のように定義する。
を次のように定義する。
かくすると、第1〜第4のノやリテイαm0・αml。
αm!、αm3は夫々次式のように表わされる。
α”’=D、/1)=IUα’9−)−I(α2)cx
102−1−z(a’)aloo−1−x(α’)α4
3−anα”’=D$=Itりα101+I(cX2)
α2+I(α3)α59+I((1’)cX” ・oi
am”=o、/D=x@”)α98+I(a2)α58
+I(a3)α125−+−■(α’)α94・asα
m3=D//b=■啄μ40+I(α2)α94+I(
a5)α93+I(♂)α37、.01次に図を参照し
て、本発明の一実旋例を討明する。tは例えば7ビツト
パラレルのデジタルデータ信号の供給される入力端子で
ある。この入力デジタルデータ信号は、爪付ブロック内
に1ワード7ビツトでnワードのワード信号が含まれて
いる。
102−1−z(a’)aloo−1−x(α’)α4
3−anα”’=D$=Itりα101+I(cX2)
α2+I(α3)α59+I((1’)cX” ・oi
am”=o、/D=x@”)α98+I(a2)α58
+I(a3)α125−+−■(α’)α94・asα
m3=D//b=■啄μ40+I(α2)α94+I(
a5)α93+I(♂)α37、.01次に図を参照し
て、本発明の一実旋例を討明する。tは例えば7ビツト
パラレルのデジタルデータ信号の供給される入力端子で
ある。この入力デジタルデータ信号は、爪付ブロック内
に1ワード7ビツトでnワードのワード信号が含まれて
いる。
このn個のワード信号をW。、W、・・・Wn−、とす
る。
る。
nとしては例えば23である。
入力端子tからのデジタルデータ信号はラッチ回路(以
下、ラッチ回路は総てD形フリップフロップ回路にて構
成される)D、に供給され、その出力は第1〜第4の幕
級数演算回路psop、 、 psOP2゜psop
、 psop4に共通に供給される。
下、ラッチ回路は総てD形フリップフロップ回路にて構
成される)D、に供給され、その出力は第1〜第4の幕
級数演算回路psop、 、 psOP2゜psop
、 psop4に共通に供給される。
第1の幕級数演算回路psop、は、ラッチ回路り。
及びり4.よシの出力の供給される排他的論理和回路E
R1と、その出力の供給されるαの乗算回路M11と、
その出力の供給されるラッチ回路り1.と、α乗算回路
M11の出力の供給されるα5乗算回路M、2と、その
出力の供給されるラッチ回路D12とから構成される。
R1と、その出力の供給されるαの乗算回路M11と、
その出力の供給されるラッチ回路り1.と、α乗算回路
M11の出力の供給されるα5乗算回路M、2と、その
出力の供給されるラッチ回路D12とから構成される。
そして、α3乗算回路M12の出力側には、出力
I呻層W1cEi+4 ・・・・・・・・・翰l;0
が得られて、ラッチ回路り、2に供給されてラッチされ
る。
る。
第2の幕級数演算回路psop2は、ラッチ回路D1及
びD21よシの出力の供給される排他的論理和回路ER
2と、その出力の供給されるα乗算回路M21と、その
出力の供給されるラッチ回路D2.と、α2乗算回路M
21の出力の供給されるα6乗算回路M22と、その出
力の供給されるラッチ回路D22とから構成される。そ
して、α6乗算回路M2□の出力側には、出力 (9) が得られて、ラッチ回路D2□に供給されてラッチされ
る。
びD21よシの出力の供給される排他的論理和回路ER
2と、その出力の供給されるα乗算回路M21と、その
出力の供給されるラッチ回路D2.と、α2乗算回路M
21の出力の供給されるα6乗算回路M22と、その出
力の供給されるラッチ回路D22とから構成される。そ
して、α6乗算回路M2□の出力側には、出力 (9) が得られて、ラッチ回路D2□に供給されてラッチされ
る。
第3の幕級数演算回路psop、は、ラッチ回路り。
及びD31よシの出力の供給される排他的論理和回路E
R3と、その出力の供給されるα乗算回路M31と、そ
の出力の供給されるラッチ回路D3.と、α3乗算回路
M3.の出力の供給されるα乗算回路M32と、その出
力の供給されるラッチ回路D32とから構成される。そ
して、α9乗算回路M32の出力側には、出力 l=υ が得られて、ラッチ回路D32に供給されてラッチされ
る。
R3と、その出力の供給されるα乗算回路M31と、そ
の出力の供給されるラッチ回路D3.と、α3乗算回路
M3.の出力の供給されるα乗算回路M32と、その出
力の供給されるラッチ回路D32とから構成される。そ
して、α9乗算回路M32の出力側には、出力 l=υ が得られて、ラッチ回路D32に供給されてラッチされ
る。
第4の幕級数演算回路PSOP4は、ラッチ回路り。
及びD4.よりの出力の供給される排他的論理和回路E
R4と、その出力の供給されるα4乗算回路M41と、
その出力の供給されるラッチ回路D4.と、α4乗算回
路M4.の出力の供給されるα12乗算回路M42と、
その出力の供給されるラッチ回路D42と(10) から構成される。そして、α12乗算回路M42の出力
側には、出力 1=u が得られて、ラッチ回路D42に供給されてラッチされ
る。
R4と、その出力の供給されるα4乗算回路M41と、
その出力の供給されるラッチ回路D4.と、α4乗算回
路M4.の出力の供給されるα12乗算回路M42と、
その出力の供給されるラッチ回路D42と(10) から構成される。そして、α12乗算回路M42の出力
側には、出力 1=u が得られて、ラッチ回路D42に供給されてラッチされ
る。
第1の幕級数演算回路psop、の出力Iに)は、α4
9.α101.α9B、α40乗算回路M13* M1
4 *M151 M16に共通に供給され、その各出力
が夫々ラッチ回路D 、D 、D 、D に供給されて
13 14 15 16 ラツチされる。
9.α101.α9B、α40乗算回路M13* M1
4 *M151 M16に共通に供給され、その各出力
が夫々ラッチ回路D 、D 、D 、D に供給されて
13 14 15 16 ラツチされる。
第2の幕級数演算回路PSOP2の出カニ(α2)は、
α 、α 、α 、α 乗算回路M25 * M24
*M25 ”26に共通に供給され、その各出力が夫々
ラッチ回路D251 D24 # D25 ’ D26
に供給されてラッチされる。
α 、α 、α 、α 乗算回路M25 * M24
*M25 ”26に共通に供給され、その各出力が夫々
ラッチ回路D251 D24 # D25 ’ D26
に供給されてラッチされる。
第3の幕級数演算回路p sop 3の出カニ(α3)
は、α 、α 、α 、α 乗算回路MB5 + MB
2 *M35 M MB2に共通に供給され、その各出
力が夫々ラッチ回路D 、D 、D 、D に供給され
て55 34 55 36 ラツチされる。
は、α 、α 、α 、α 乗算回路MB5 + MB
2 *M35 M MB2に共通に供給され、その各出
力が夫々ラッチ回路D 、D 、D 、D に供給され
て55 34 55 36 ラツチされる。
第4の暮級数演算回路PSOP4の出力■(α4)は、
α43.α96.α94.α37乗算回路M 、M 。
α43.α96.α94.α37乗算回路M 、M 。
43 44
M2S ”46に共通に供給され、その各出力が夫々ラ
ッチ回路D 、D 、D 、D に供給されて45 4
4 45 46 ラツチされる。
ッチ回路D 、D 、D 、D に供給されて45 4
4 45 46 ラツチされる。
排他的論理和回路ERに、ラッチ回路り、31D23の
出力が供給され、排他的論理和回路ER6に、ラッチ回
路D 、D の出力が供給され、排他論14 24 理和回路ERに、ラッチ回路D 、D の出力が7 1
5 25 供給され、排他的論理和回路ER8に、ラッチ回路D
、D の出力が供給されて夫々加算される。
出力が供給され、排他的論理和回路ER6に、ラッチ回
路D 、D の出力が供給され、排他論14 24 理和回路ERに、ラッチ回路D 、D の出力が7 1
5 25 供給され、排他的論理和回路ER8に、ラッチ回路D
、D の出力が供給されて夫々加算される。
16 26
排他的論理和回路ERに、ラッチ回路D53゜D の出
力が供給され、排他的論理和回路ER,,。
力が供給され、排他的論理和回路ER,,。
3
に、ラッチ回路D 、D の出力が供給され、排34
44 他論理和回路ER1,に、ラッチ回路D55 ’ D4
5の出力が供給され、排他的論理和回路ER42に、ラ
ッチ回路D 、D の出力が供給されて夫々加算され3
6 46 る。
44 他論理和回路ER1,に、ラッチ回路D55 ’ D4
5の出力が供給され、排他的論理和回路ER42に、ラ
ッチ回路D 、D の出力が供給されて夫々加算され3
6 46 る。
排他的論理和回路ER13に、排他的論理和回路ER,
、ER,の出力が供給され、排他的論理和回路ER14
に、排他的論理和回路ER6,ER4゜の出力が供給さ
れ、排他的論理和回路ER15に、排他的論理和回路E
R,# ER,、の出力が供給され、排他的論理和回路
ER,6に、排他的論理和回路ER8# EH11の出
力が供給されて夫々加算される。そして、各排他的論理
和回路ER13# EH11* EH11e ER16
の各出力が夫々ラッチ回路D 、D 、D 、D に供
50 51 52 55 給され、出力端子t。+ jl + j2 + j3に
夫々式06〜0呻に示した如き第1〜第4のノ4リテイ
αm(1゜α町、α1.αm3が出力される。
、ER,の出力が供給され、排他的論理和回路ER14
に、排他的論理和回路ER6,ER4゜の出力が供給さ
れ、排他的論理和回路ER15に、排他的論理和回路E
R,# ER,、の出力が供給され、排他的論理和回路
ER,6に、排他的論理和回路ER8# EH11の出
力が供給されて夫々加算される。そして、各排他的論理
和回路ER13# EH11* EH11e ER16
の各出力が夫々ラッチ回路D 、D 、D 、D に供
50 51 52 55 給され、出力端子t。+ jl + j2 + j3に
夫々式06〜0呻に示した如き第1〜第4のノ4リテイ
αm(1゜α町、α1.αm3が出力される。
尚、乗算回路はTマトリクス回路あるいはROM、にて
構成することができる。
構成することができる。
上述せる本発明によれば、回路構成が簡単で、符号化法
を容易に拡張することのできる2誤シ訂正リ一ドソロモ
ン符号のパリティ生成回路を得ることができる。即ち、
デジタルデータ信号のワード信号のビット数を任意に変
えて、符号化法を拡張することができる。
を容易に拡張することのできる2誤シ訂正リ一ドソロモ
ン符号のパリティ生成回路を得ることができる。即ち、
デジタルデータ信号のワード信号のビット数を任意に変
えて、符号化法を拡張することができる。
発明の効果
(13)
上述せる本発明によれば、回路構成が簡単で、しかも符
号化法を容易に拡張することのできる、2誤シ訂正リ一
ドソロモン符号のiJ?リティ生成回路を得ることがで
きる。
号化法を容易に拡張することのできる、2誤シ訂正リ一
ドソロモン符号のiJ?リティ生成回路を得ることがで
きる。
図は本発明の一実施例を示すブロック線図である。
PSOPl・・・PSOP4は第1〜第4の幕級数演算
回路、Mll 1 M12 # M21 # M22
# M311 M52 ’ M411M421 M17
5・・・M16 ’ M2R・・・’241 M2S・
・・MB2・M2R・・・M46は乗算回路、ER,・
・・ER,6は加算回路としての排他的論理和回路であ
る。 (14) 手続補正書 昭和59年 1月 17日 昭和58年特許願第 181198号 2、発明の名称 2gり訂正リードンロモン符号のパリ
ティ生成回路 3、補正をする者 事件との関係 特許出願人 住所 東京部品用区北品用6丁目7番35号名称(21
8) ソニー株式会社 代表取締役 大 賀 典 雄 4、代 理 人 東京都新宿区西新宿1丁目8番1号(
j冊tビル)5、補正命令の日付 昭和 年 月 H6
、補正により増加する発明の数 7、補 正 の 対象 明細書の発明の旺i#IIな睨
明のイ1制8、補正の内容 (1)明細書中、第4頁下から4行「Xはガロア体の元
、」とあるを削除する。 (2) 同、第5頁7行「最低次数」とあるな「最高次
数」と訂正する。 以上
回路、Mll 1 M12 # M21 # M22
# M311 M52 ’ M411M421 M17
5・・・M16 ’ M2R・・・’241 M2S・
・・MB2・M2R・・・M46は乗算回路、ER,・
・・ER,6は加算回路としての排他的論理和回路であ
る。 (14) 手続補正書 昭和59年 1月 17日 昭和58年特許願第 181198号 2、発明の名称 2gり訂正リードンロモン符号のパリ
ティ生成回路 3、補正をする者 事件との関係 特許出願人 住所 東京部品用区北品用6丁目7番35号名称(21
8) ソニー株式会社 代表取締役 大 賀 典 雄 4、代 理 人 東京都新宿区西新宿1丁目8番1号(
j冊tビル)5、補正命令の日付 昭和 年 月 H6
、補正により増加する発明の数 7、補 正 の 対象 明細書の発明の旺i#IIな睨
明のイ1制8、補正の内容 (1)明細書中、第4頁下から4行「Xはガロア体の元
、」とあるを削除する。 (2) 同、第5頁7行「最低次数」とあるな「最高次
数」と訂正する。 以上
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 デジタルデータ信号を供給してその単位ブロックを構成
するn個のワード信号W。、Wl・・・Wn−1を供給
して、αを原始光とするとき、第1〜第4の出力I(α
)、I(α2)、I(α’)、I(α4)、即ち■(α
)=γ1wiαi+4 t−。 I(α2)=ΣW1α2(l+4) MO ■(α4)=ΣWiα4(l+4) −0 を得る第1〜第4の幕級数演算回路と、該第1〜第4の
幕級数演算回路よシの第1〜第4の出力X(α)、■(
α2)、■(α3) 、 I(α4)が夫々供給される
4個ずつのαX(但し、Xは所定の正の整数)の乗算回
路と、骸16個の乗算回路の各出力が供給されて、第1
〜第40ノ母リテイαmo、αml、αm2゜αm3、
即ち、 α町=工に)α49+I(α2)α102 +I (α
3)α100+I(α4)α43(E” =I宰10’
−1−I (α2)(X2−1−I((Z3)α59−
1−I((!’)(X”αn″′=■に)α98十I(
α2)α58+工(α5)α125+I(α4)α94
a”’ = I←μ40+ I(cx2)α” −H(
α’)α” +!(α’)α”を得る加算回路群とを有
することを特徴とするa誤υ訂正リードソロモン符号の
パリティ生成回路。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP58181198A JPS6073752A (ja) | 1983-09-29 | 1983-09-29 | 2誤り訂正リ−ドソロモン符号のパリテイ生成回路 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP58181198A JPS6073752A (ja) | 1983-09-29 | 1983-09-29 | 2誤り訂正リ−ドソロモン符号のパリテイ生成回路 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS6073752A true JPS6073752A (ja) | 1985-04-25 |
Family
ID=16096557
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP58181198A Pending JPS6073752A (ja) | 1983-09-29 | 1983-09-29 | 2誤り訂正リ−ドソロモン符号のパリテイ生成回路 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS6073752A (ja) |
Cited By (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
EP0283686A2 (en) * | 1987-03-25 | 1988-09-28 | Mitsubishi Denki Kabushiki Kaisha | Coding and decoding method |
US6219816B1 (en) | 1997-10-29 | 2001-04-17 | Nec Corporation | Device and method for carrying out Reed-Solomon encoding |
-
1983
- 1983-09-29 JP JP58181198A patent/JPS6073752A/ja active Pending
Cited By (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
EP0283686A2 (en) * | 1987-03-25 | 1988-09-28 | Mitsubishi Denki Kabushiki Kaisha | Coding and decoding method |
US6219816B1 (en) | 1997-10-29 | 2001-04-17 | Nec Corporation | Device and method for carrying out Reed-Solomon encoding |
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