JPS612431A

JPS612431A - デイジタル情報伝送方法

Info

Publication number: JPS612431A
Application number: JP12415384A
Authority: JP
Inventors: Kazuhito Endo; 和仁遠藤; Masayuki Ishida; 雅之石田; Sadanobu Ishida; 禎宣石田; Toru Inoue; 徹井上; Atsuhiro Yamagishi; 山岸　篤弘
Original assignee: Mitsubishi Electric Corp
Current assignee: Mitsubishi Electric Corp
Priority date: 1984-06-14
Filing date: 1984-06-14
Publication date: 1986-01-08

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デ
ィジタル情報伝送方法に関するものである。

〔従来技術〕

一般に、磁気記録再生装置（ＶＴＲ）を用いたＰＣＭ録
音機やＣＤ（コンパクトディスク）等のディジタルオー
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、情報を一旦メモ
リに蓄えた後に行なわれる。

第１図は従来の３重符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個のに２シンボルを、Ｘ方向
にに１個のに１シンボルを、２方向にに３個のに３シン
ボルをそれぞれ配列してなり、全体でｋＩ　×ｋ２　×
ｋ３個の情報シンボルを有する情報シンボル領域を示し
、Ｐ、Ｑ、ＲはそれぞれＸ方向に６１個のｄ１シンボル
、Ｘ方向に６２個のｄ２シンボル、２方向に４３個のｄ
３シンボルを上記ｋｉ、　　ｋ２．に３シンボルに付加
したチェックシンボル領域を示しており、全体で、（ｎ
１−、　ｋｔ、　ｄｔ　＋１）と（ｎ２．　ｋ２．　ｄ
２＋１）と（ｎ３．に３．ｄ３＋１）の３種の符号で構
成された、最小距離（ｄｔ　＋ｌ）　Ｘ　（ｄ２　＋１
）Ｘ　（ｄ３＋１）をもつＨＩ×ｎ２×ｎ３個のシンボ
ルの符号である。但し、ｎｌ　−に１　＋ｄ１　。

ｎ２　＝に２　＋ｄ２．ｎ３　＝に３　＋ｄ３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の期間に発生したに１×ｋ２×ｋ３シンボル
の情報シンボルは、一旦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−ｘｉｎ　　Ｙ＝’１１
＊　　ｚ−２１の情報シンボルをＤ（Ｘｉ、ｙｌ、ｚ１
）　、Ｐチｓ、ｙクシンボルをｐ（”Ｉｔ　　ｙｓ、　
　２１）、Ｑチェックシンボルをｑ　（ｘｉｎ　　ｙｔ
＋　　”１）、Ｒチェックシンボルをｒ　（ｘｔ、ｙｉ
、２１）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＋１１式を満たずように生成される。

但し、αはＣＦ（２）の原始多項式ｆ　（Ｘｌの根とす
る。なおりはシンボルのビ・ノド数である。

＋１１式によるＰ符号化はＸ＝１〜に２．Ｚ＝１〜に３
に対して行ない、ｋ２×ｋ３個の訂正ブロックの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。

但し、（２）式は１≦ｙ≦に１の情報シンボル領域にお
ける式で、ｋｌ＋１≦ｙ≦ｎ１のＰチェックシンボル領
域では（２）式のＤ　（ｘ、ｙ、２）がｐ（ｘ、ｙ＋　
　２）に置き換わる。

（２）式による符号化は、ｙ＝ｔ〜ｎ１．ｚ＝１〜に３
に対して行ない、ｎＩ　×ｋ３個の訂正ブロックのＱ符
号を生成して終了する。

Ｒ符号は、（３）式により６３個のチェックシンボルが
２方向に付加される。但し、Ｐ、　Ｑのｙシンボル領域
では、Ｄ　（ｘ、ｙ、ｚ）がｐ　　（ｘ、　　ｙ。

２）、　　ｑ（ｘ、ｙ、ｚ）に置き換わる。

以上のようにして符号化された情報は、２方向のｎ３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ｎ３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
、ｎＩ　×ｎ２個のフレームで第１図に示す符号が伝送
される。

一方受信側では、伝送されてきたｎｌ　×ｎ２個のフレ
ームの情報シンボルとチェックシンボルとを第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ＳＲを（４）式によ
り求める。

但し、ｕ　（ｘ、　　ｙ、　　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の復号では、ＩＲ＝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ＦＲに“Ｏ”をセントし
、ｇ≠百では“１”をセットする。

Ｑの復号では、（５）式で示すシンドロームｔＱと上記
Ｒｔ１号の検出フラグＦＲ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訂正ブロッ
クの６２個までの消失（誤り）を訂正する。

訂正された場合、又はｔＱ＝”６で誤りが無いと判定し
た場合は、ブロック単位にＱの誤り検出フラグＦＱに“
０”をセントし、訂正不可能と判定した場合、“１″を
セントする。

次にＰの復号も同様に（６）式で求まるシンドローム百
Ｐと、上記Ｑの検出フラグＦＱとにより訂正を実行し、
６１個までの消失を訂正するとともに、訂正された場合
又はＭｐ　＝’７ｆの場合、誤り検出フラグＦＰに”ｏ
”をセットし、それ以外の場合“１“をセットする。

この符号の特徴は、第１図に示すｎＩ　×ｎ２　×ｎ３
個のどのシンボルにも３重の符号化がなされている点で
、これによれば、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ことなく
、Ｐ、Ｑ、Ｈの各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・・・と繰
り返し復号が可能であり、より訂正能力の高い復号をす
ることができる。

第３図は、第１図のＰ及びＱ符号の各パラメータを、ｒ
ｚ　＝ｎ２＝６、ｋｊ　＝に２　＝４、ｄｌ＝ｄ２−２
とした時のｚ＝１のメモリ図を示す。この符号はＰ、　
Ｑ共に最小距離３の符号で、Ｘ方向又はＸ方向に生じた
２個までの消失を訂正することができる。ｑ　　（５，
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、！：Ｒ，’ＱとＲのチェッ
クシンボルの関係も同様である。

従来の３重符号は以上のように構成されているので、繰
り返し復号が可能で訂正能力向上が図れる訳であるが、
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３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２ｏフレームで、そのうちの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ものの欠点を除去するた
めになされたもので、多重符号構成で情報を伝送するデ
ィジタル情報伝送方法において、上記多重符号を構成す
る符号のうち、伝送方向にチェ・７クシンボルが付加さ
れている符号の１符号語を、従来の訂正ブロックを複数
個伝送方向に配列して構成することにより、最小距離を
おとすことなく冗長度の小さい符号を、又は冗長度を増
やすことなく最小距離の大きい、即ち訂正能力の向上し
た符号を得ることができるディジタル情報伝送方法を提
供することを目的としている。

〔発明の実施例〕

ここで、本発明の詳細な説明する前に、第４図〜第６図
を用いて本発明の前提となるディジタル情報伝送方法に
ついて説明する。

第４図は第３図におけるＰ符号の冗長度を下げるための
伝送方法による符号構成を示したものである。

第３図のＰ符号はｘ＝ｌ〜６のそれぞれに２つのチェッ
クシンボルが付加されて、１列で（６，４゜３）符号を
構成していたのに対し、第４図ではＸ−１〜６のそれぞ
れに１つのチェックシンボルの領域を設け、２列で（１
０，８，３）符号を構成していｐ　（１５，１）　、　
ｐ　（２，５，１）はｘ＝１とｘ＝２の情報シンボルよ
り（７）式を満たすように生成される。またｐ　（３，
５，１）　、　　ｐ　（４，５，１）も同様にＸ−３，
ｘ＝４の情報シンボルより生成される。

なお、Ｑ符号とＲ符号は従来と同様である。

第３図と第４図とを比較して明らかなように、チェック
シンボルが２０から１４に減少している。即ち、６フレ
ームの領域が削減されて冗長度が小さくなる。

またこのように構成しても、Ｐ符号の１訂正ブロックで
は最小距離が３で、第３図の従来例と変らず２個までの
消失を訂正できる。ここで、この例ではＱ符号の同一訂
正ブロックにＰ符号の同一ブロックのシンボルが２つ含
まれることになるので、Ｑ符号のチェックシンボル領域
でＰ符号が成立しなくなる。このため、繰り返し復号を
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、それ以上の繰り返しではＱ
のチェックシンボルに誤りが生じた場合、能力が劣るこ
とになる。しかしながらシステムに通用した場合、無限
回の繰り返しは不可能であり、又繰り返しによる改善度
は飽和して行くため、実用上問題はない。

第５図は、符号化、復号化のブロック図を示しており、
１１は情報シンボルの入出力端子、１２はメモリ、１９
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、１４は第１図のＸ軸
の値を決めるＸアドレス発生回路１５とｙ軸の値を決め
るＸアドレス発生回路１６と２軸の値を決める２アドレ
ス発生回路１７とから構成され、符号化、復号化時のメ
モリアドレスを指定する第１のメモリアドレス回路、Ｉ
８はこの第１のメモリアドレス回路１４とＥ−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
を指定する第２のメモリアドレス回路、１３は第１のメ
モリアドレス回路１４と第２のメモリアドレス回路１８
との出力を選択してメモリ１２へ供給するセレクタであ
る。

次に、まず記録時の動作説明を行なう。

入力端子１１から入力される情報シンボルは、第２のメ
モリアドレス回路１８によりメモリ１２のＸ軸、ｙ軸、
ｚ軸の値が決められて、該メモリ１２の所定のアトにス
に書き込まれる。

次に第４図を例にＰ符号の符号化の説明をする。

ｘ＝ｙ＝ｚ＝ｌが第１のメモリアドレス回路１４により
セレクタ１３を介してメモリ１２に供給され、Ｄ　（！
、１．１　）が符号化・復号化回路１９に取り込まれる
。さらにＸアドレス発生回路１６の出力を１つずつ進め
てＤ　（１，２，１）　、　Ｄ　（１，３，１）　。

Ｄ　（１，４，１）を読み出して符号化・復号化回路１
９に供給する。次にＸアドレス発生回路１５の出力を１
つ進めてｘ＝２とし、Ｘアドレス発生回路１６の出力を
１から４まで進めてＤ　（２，Ｌｌ　）〜Ｄ　（２，４
，１）を読み出して符号化・復号化回路１９に供給する
。符号化・復号化回路１９では、入力された上記８個の
情報シンボルから（７）式に基づきチェックシンボルｐ
　（Ｌ５，１　）　、　　ｐ　（２，５，１）が生成さ
れ、該チェックシンボルのそれぞれは第１のメモリアド
レス回路１４によりアドレス指定されてメモリ１２の第
４図に示す位置に蓄えられる。

同様に、ｘ＝３とｘ＝４のｙ方向のそれぞれの４個の情
報シンボルよりｐ　　（３，５，１）　、　　ｐ　　（
４，５゜１）が生成され、メモリ１２に蓄えられてｚ＝
１におけるＰ符号の符号化が完了する。この操作を２−
１＋　　２．・・・、に３について行なうことにより全
てのＰ符号化が完了する。

また、Ｑ符号の符号化については次のようにして行なわ
れる。即ち、第４図の各行の４情報シンボルが、第１の
メモリアドレス回路１４からの出力により指定され、該
シンボルは符号化・復号化回路１９に取り込まれ、該回
路１９で（２）式に基き（但し、ｄ２＝２．に２＝４．
ｎ２＝６）チェックシンボルが生成され、これがメモリ
１２に蓄えられる。

Ｒ符号も、Ｐ符号、Ｑ符号と同様、第１のメモリアドレ
ス回路１４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。

Ｐ、Ｑ、Ｒ符号の符号化が終了すると、入出力端子１１
よりメモリ１２内の情報シンボルとチェックシンボルと
は第１のメモリアドレス回路１４でメモリアドレスが制
御されて順次出力される。

一方復号時は、受信シンボルを入出力端子１１を介して
一旦メモリ１２に蓄え、（４１（５１（６）式のシンド
ローム計算に必要な受信シンボルを第１のメモリアドレ
ス回路１４でアドレス制御を行なって符号化・復号化回
路１９に取り込む。符号化・復号化回路１９では、検出
フラグを蓄えるレジスタを持っており、この検出フラグ
とシンドロームとを用いて消失の誤りパターンを計算し
、メモリ１２内の誤った受信シンボルに誤りパターンを
加算することにより訂正を行なう。

そしてＲ−Ｐ　−Ｑ　、あるいは繰り返し復号により誤
り訂正が終了すると、第２のメモリアドレス回路１８で
メモリアドレスが制御されて、人出ヵ端子１１より情報
シンボルのみが出力される。

このような例では、Ｐチェックシンボルの符号化におい
て、その１符号語を従来の１訂正ブロック２個で構成す
るようにしたので、最小距離、即ち訂正能力を同一にし
たまま冗長度を小さくすることができる。換言すれば、
冗長度を大きくすることなく訂正能力を向上することが
できる。

なお上記例では、同一平面内の２列でＰ符号を構成した
が、Ｘの値が異なっていれば２つ以上の平面のもので構
成することもできる。即ち、ｚ＝１とｚ＝’ｌの２つの
平面の情報シンボルを用いて１つの符号語を構成するこ
ともでき、これを第７図に示す。第７図において、ｚ＝
ｌのｘ＝ｌ〜４のＸ方向に並んだ４個の情報シンボルと
、ｚ−２のｘ＝ｌ〜４のＸ方向に並んだ４個の情報シン
ボルのＰ符号を構成する組み合わせは、（Ｚ＝１゜ｘ＝
ｌ、ｚ＝２．ｘ＝２）、　　（２＝１．ｘ＝２、ｚ＝２
．ｘ＝３）、　　（ｚ＝１．ｘ＝３、ｚ−２゜ｘ＝４）
、　　（ｚ＝１．ｘ＝４、ｚ＝２．ｘ＝１）となってい
る。（２＝１．ｘ＝１、ｚ＝２．ｘ＝２）を例にとると
、ｐ　　（１，５，１）　、　　ｐ　　（２，５，２）
は（８）式を満たすように生成される。

このような第７図の例は、３重符号の場合等に顕著な効
果を有する。

即ち、ｚ＝１．ｙ＝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）式で示す２＝１の平面
のｘ−１とｘ＝２とからなる訂正ブロックにはＤ　（１
，１，１）とＤ　（２，１，１＞　とにフラグが立って
いるが、このＰ符号は２シンボルまでの消失が訂正可能
なので上記誤りは訂正され得る。

しかるに、ｚ＝１．ｙ＝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。これに対し、（８）式で示すように、１符号語
が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訂正ブロックには起こらず、この場合訂正可能となる
。

このように、同一平面でＰ符号とＱ符号とが構成されて
いると、Ｑの１訂正ブロッ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
することにより１消失ですみ、訂正能力を向上させるこ
とができる。又Ｑ符号の冗長度を下げる場合もＱ符号の
１訂正ブロックを構成するシンボルの複数個がＰ符号の
１訂正ブロックに含まれないよう異なった２の値の平面
にまたがって符号構成することにより、同様な効果が得
られる。

なお、上記の例では３！！符号の場合について説明した
が、２重符号や４重、５重、・・・、ｎ重符号について
も同様である。

また第６図は第１図に示したような３次元配列された情
報シンボルブロックに対し、Ｑ符号を除いた２重符号を
適用した例を示している。そしてこの第６図に示す例で
は、２方向の（ｎ３．に３゜ｄ３＋１）符号を構成して
いた従来のＲ符号を点線部Ｓで示す３つのＲ訂正ブロッ
クから（３ｎ３゜３に３，３ｄ３　＋１）符号を構成し
ている。従って、従来のものに比し、冗長度が同一で、
最小距離が大きくなり、訂正能力が向上することとなる
。

さらにＰ符号に対しても上記Ｒ符号と同様に符号構成す
ることにより、より訂正能力を高めることができる。ま
た、訂正能力を同一にした場合は冗長度を下げることが
できる。

又第６図の点線部りで示すように、折線状に複数ブロッ
クにまたがって符号を構成しても同様である。

以上の説明を参考にして、以下本願の第址の発明の一実
施例を説明する。まず本願第２の発明のディジタル情報
伝送方法は、Ｘ方向にに１個、Ｘ方向にに２重ｍ個、伝
送方向である２方向にＪ１ｃ３個の情報シンボルを配列
し、全体で（ｋＩ　×ｋ２×と３）個の情報シンボルか
らなる情報シンボルブロックに対し、Ｐチェックシンボ
ル、Ｒチェックシンボルを付加して全体で（ｎＩ　×ｋ
２　×ｎ３　）個の符号ブロックを作成し、伝送する際
はＲ符号をｎ３１Ｉｉずつのシンボルからなる１フレー
ムに分割して伝送するものである。

そして第８図はｍ＝手としたときの、本願の第報シンボ
ル列はその伝送方向に２に３個のシンボルから構成され
ており、従来の１訂正ブロックを複数まとめて新たに１
訂正ブロックを作るという点においては前述の第６図の
例の場合と同様である。しかるに、第６図の例では新た
に作られたＲ符号の１訂正ブロックのチェックシンボル
が６３個づつ各フレームに分配されているのに対し、こ
の第８図の実施例では、２ｄ３個のチェックシンボルが
牛字＃！＃格まとめて付加されている。即ち、このよう
な構成になる符号を伝送する場合、Ｒ符号の１訂正ブロ
ックは、図中破線で示したところで、ｎ３個づつ分割さ
れ、それぞれ１フレームのデータとして同期信号や付加
情報信号とともに伝送される。従って、その伝送に際し
ては、Ｒチェックシンボルの含まれないフレームと含ま
れるフレームとが存在することになる。

このような本実施例では、前述の第４図〜第６図の例で
説明したと同様に、冗長度を同一として最小距離を大き
くすることができ、又は最小距離を同一として冗長度を
下げることができるのは明らかである。

なお、上記実施例では符号伝送の際に、一方のフレーム
にすべてのチェックシンボルが含まれるようにしたが、
Ｒ符号の１訂正ブロックを２つに分割する際に、２つの
フレームのそれぞれにチェックシンボルが６３個づつ含
まれるようにしてもよい。

また第９図に示すように、Ｒ符号を作成する際に、各１
フレ一ム分の情報シンボル列に３に、それぞれチェック
シンボルｄ３を付加するような構成とし、このようにし
て各フレームに等しい個数のチェックシンボルを含ませ
て伝送するようにしてもよい。

第１０図は本願の第１の発明の一実施例によるディジタ
ル情報伝送方法の符号構成を示しており、これは前述の
本願の第２の発明を３重符号に拡張したものである。即
ち、この第１０図で示すように、第８図で示した３次元
配列の２重符号の符号ブロックを１符号ブロックとして
に４個作成し、そして各符号ブロックのシンボル位置の
対応するに４個のシンボル（例えば図中、シンボル５ｉ
ｒＳ２．・・・）に対して（ｎ４−に４）個のチェック
シンボルＳｃ（この例の場合１個）を付加し、ｎ４ｘ２
ｎ３）×ｎ４個のシンボルの符号とする。そしてこの符
号を伝送する際には、上記第♀図で承に２したような（ｙｚ　Ｘ−Ｘ　２　ｎａ　）の符号プロワ
りをＲ符号の作成方向に２分割し、ｎ３個のシンボルを
１つのフレームとしてその各フレームに同期信号や付加
情報などを付加して伝送する。

これをＬｉ符号にまで拡張する場合は、上記ｎ４個の符
号ブロックをさらに新たな１つのブロックとして符号を
作成し、以下同様の処理を繰り返せばよい。

このような実施例においても、上記第７図で示した実施
例と同様の効果が得られるのはもちろんである。

なお、上記各実施例ではＲ符号を２フレ一ム分のシンボ
ルで構成し、これを２分割して伝送するようにしたが、
これば、ｍ（≧３）フレーム分のシンボルで構成し、こ
れをｍ分割して伝送するようにしても良いのはもちろん
である。

〔発明の効果〕

以上のように、この発明によれば、多重符号を構成する
各符号のうち、伝送方向にチェックシンボルが付加され
ている符号の１符号語を、従来の訂正ブロックを複数個
伝送方向に配列して構成するようにしたので、冗長度を
同一にした場合は訂正能力を向上させることができ、ま
た訂正能力を同一にした場合は冗長度を下げることがで
きる効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は従来の３Ｎ符号の構成を示すメモリ図、第２図
は従来の３重符号を伝送する時のフレームフォルマント
を示す図、第３図は従来の３重符号を構成するＰ、Ｑ符
号の構成図、第４図は本発明の前提となるディジタル情
報伝送方法を説明するための符号構成図、第５図はその
符号化・復号化のブロック図、第６図は本発明の前提と
なるディジタル情報伝送方法を３次元配列の２重符号に
適用した場合の符号構成図、第７図は本発明の前提とな
るディジタル情報伝送方法を説明するための符号構成図
、第８図は本願の第２の発明の一実施例の符号構成図、
第９図は本願の第２の発明の他の実施例の符号構成図、
第１０図は本願の第１の発明の一実施例の符号構成図で
ある。１２・・・メモリ、１３・・・セレクタ、１４・・・第
１のメモリアドレス発生回路、１８・・・第２のメモリ
アドレス発生回路、１９・・・符号化・復号化回路。なお図中同一符号は同−又は相当部分を示す。

Claims

【特許請求の範囲】

（１）１次元方向にｋ＿１個、２次元方向にｋ＿２／ｍ
個（ｍ：２以上の正整数）、伝送方向である３次元方向
に（ｍ×ｋ＿３）個（ｋ＿３：符号伝送の際の単位であ
る１フレームに含まれる情報シンボルの個数）の情報シ
ンボルを配列してなる、全体でＫ＿１＝ｋ＿１ｋ＿２ｋ
＿３個の情報シンボルからなる情報シンボルブロックに
対し、上記ｋ＿１個のシンボルに対するＣ＿１符号では
上記ｋ＿１個の情報シンボル列に（ｎ＿１−ｋ＿１）個
（ｎ＿１：Ｃ＿１符号の１訂正ブロックのシンボル数）
のチェックシンボルを付加し全体で（ｋ＿２×ｋ＿３）
個の訂正ブロックを作成し、上記（ｍ×ｋ＿３）個のシ
ンボルに対するＣ＿３符号では上記（ｍ×ｋ＿３）個の
情報シンボル列にｍ×（ｎ＿３−ｋ＿３）個（ｍ×ｎ＿
３：Ｃ＿３符号の１訂正ブロックのシンボル数）のチェ
ックシンボルを付加し全体で（ｎ＿１×ｋ＿２／ｍ）個
の訂正ブロックを作成し、この（ｎ＿１×ｋ＿２×ｎ＿
３）個のシンボルからなる符号ブロックをｋ＿４個作成
し、各符号ブロックのシンボル位置の対応するｋ＿４個
のシンボルに対して（ｎ＿４−ｋ＿４）個のＣ＿４符号
のチェックシンボルを付加してｎ＿４個の符号ブロック
を作成し、以下必要に応じこのｎ＿ｉ個（ｉ≧４）の符
号ブロックをｋ＿ｉ＿＋＿１個作成し、各符号ブロック
のシンボル位置の対応するｋ＿ｉ＿＋＿１個のシンボル
に対して（ｎ＿ｉ＿＋＿１−ｋ＿ｉ＿＋＿１）個のＣ＿
ｉ＿＋＿１符号のチェックシンボルを付加してｎ＿ｉ＿
＋＿１個の符号ブロックを作成し、情報シンボル、チェ
ックシンボルの全体で｛（ｎ＿１×ｋ＿２×ｎ＿３）×Π＾Ｌ＿ｊ＿＝＿４ｎ
ｊ｝個のシンボルの多重符号を作成し、上記（ｎ＿１×
ｋ＿２×＿ｎ３）個のシンボルからなる符号ブロックを
、上記Ｃ＿３符号の作成方向にｍ分割し、ｎ＿３／ｍ個
のシンボルのデータを１フレームとして伝送するように
したことを特徴とするディジタル情報伝送方法。
（２）１次元方向にｋ＿１個、２次元方向にｋ＿２／ｍ
個（ｍ：２以上の正整数）、伝送方向である３次元方向
に（ｍ×ｋ＿３）個（ｋ＿３：符号伝送の際の単位であ
る１フレームに含まれる情報シンボルの個数）の情報シ
ンボルを配列してなる、全体でＫ＿１＝ｋ＿１ｋ＿２ｋ
＿３個の情報シンボルからなる情報シンボルブロックに
対し、上記ｋ＿１個のシンボルに対するＣ＿１符号では
上記ｋ＿１個の情報シンボル列に（ｎ＿１−ｋ＿１）個
（ｎ＿１：Ｃ＿１符号の１訂正ブロックのシンボル数）
のチェックシンボルを付加し全体で（ｋ＿２×ｋ＿３）
個の訂正ブロックを作成し、上記（ｍ×ｋ＿３）個のシ
ンボルに対するＣ＿３符号では上記（ｍ×ｋ＿３）個の
情報シンボル列にｍ×（ｎ＿３−ｋ＿３）個（ｍ×ｎ＿
３：Ｃ＿３符号の１訂正ブロックのシンボル数）のチェ
ックシンボルを付加し全体で（ｎ＿１×ｋ＿２／ｍ）個
の訂正ブロックを作成し、情報シンボル、チェックシン
ボルの全体で（ｎ＿１×ｋ＿２×ｎ＿３）個のシンボル
からなる２重符号の符号ブロックを作成し、該符号ブロ
ックを上記Ｃ＿３符号の作成方向にｍ分割し、ｎ＿３／
ｍ個のシンボルのデータを１フレームとして伝送するよ
うにしたことを特徴とするディジタル情報伝送方法。
（３）上記２重符号の符号ブロックをｍ個のフレームに
分割する際、各フレームのうちの１つのフレームのみが
すべてのチェックシンボルを含むよう分割することを特
徴とする特許請求の範囲第２項記載のディジタル情報伝
送方法。
（４）上記２重符号の符号ブロックをｍ個のフレームに
分割する際、各フレームが等しい数のチェックシンボル
を含むように分割することを特徴とする特許請求の範囲
第２項記載のディジタル情報伝送方法。