JPS6170819A

JPS6170819A - 誤り訂正復号方法および復号器

Info

Publication number: JPS6170819A
Application number: JP19227384A
Authority: JP
Inventors: Yukio Nakano; 幸男中野
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1984-09-13
Filing date: 1984-09-13
Publication date: 1986-04-11

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、誤り訂正復号方法および復号器に関し、特に
１デイジタルｔｎ報の伝送、記録において、重みの小さ
いバースト誤りを訂正するための課り訂正復号方法およ
び復号器に関するものである０〔発明の背景〕多くのディジタル１１信システムおよびディジタル記録
システム忙おいては、ランダム誤りおよびバースト誤り
を訂正するために、巡回符号が用いられている。すなわ
ち、ディジタル移動無線通信方式等では、７エージング
あるいはインパルス性雑音の影＠によりバースト誤りか
生起する。また、ディジタルＶＴＲ，光ディスクｄａ等
のディジタル情報記録システムでは、ドロップアウト、
記録媒体に付着した塵埃等によりバースト誤りが生起す
る。ところで、これらのバースト誤りは、バースト長が
比較的長いときでも誤りの重みは小さい場合が殆んどで
ある。しかし、従来、特定バースト長以下のすべてのバ
ースト誤りを訂正するためＫｓｙアイア符号（例えば、
Ｐｅｔｅｒｓｏｎ著「Ｅｒｒｏｒ−（”ｏｒｒｅｃｔｉ
ｎｇＣｏｄｅｓ　Ｊ　Ｔｈｅ　Ｍ　Ｉ　Ｔ　Ｐｒｅｓｓ
、　Ｐ　Ｐ、　１８３−１９９谷照）が提案されていた
。

一方、本発明者は、このようなバースト誤りに対して、
特定バースト長以下で、特定の重み以下のバースト誤り
を訂正できる符号を提案したＣ本発明とは別出願の「誤
り訂正符号化および復号方式」浴照）。以下、この誤り
訂正符号を、低重みバースト誤り訂正符号と呼ぶことＫ
する。この誤り訂正符号は、符号長ｎ１　　のｔ重ラン
ダム誤り訂正符号（ｔ＞１）の生成多項式ｇ　１（ｘ）
と、符号長ｎ２の最小距離ｔ　＋　１以上の巡回符号の
生成多項式ｇμとの積ｇ（→−ｇ、（ｘ）・ｇ　、　（ｘ）　　　　　　　　
　　　・・・・・（１）ｎｌ　＋　１を生成多項式とし、　　２　　とｎ２との最小値す以下
のバースト長で重みがｔ以下のバースト誤りを訂正する
符号である。しかし、この巡回符号あるいは線形符号に
対しては、一般的に適用できる装置化規梗の大きい復号
器を使用しなくてはならない。

第３図は、標形符号圧対して一般的に通用できる従来の
テーブル・ルックアップ復号器のブロック図である。

この復号器は、受信した符号−な一時蓄槓するためのバ
ッファ・レジスタ２０　Ｊ、　”１シンドロ一ム作１＆
：を器３０１　、シンドロームより＄１つに助する情報
を読み出すためのリード・オンリー・メモリ生０１、誤
りに閃する情報より推定誤りを作成する２理回ｖＪ４０
２、および推定訣りを受信符号ｉ１に加算するためのｍ
ｏｄ　２加算器１０１から構成される。リードオンリー
・メモリ４０１は、例えば、シンドロームをアドレスと
してバースト・パターンとその位ｉを書き込む・。

しかし、第３図の復号器では、符号の検天記号数をｍと
すると、２元符号の場合、２Ｉ！１　　バイトあるいは
その数倍の’４ｆｌのリードオンリー・メモリを必要と
する。

一例として、符号長ｌＯ５、情報記号数９１、バースト
長７、重み３以下の低重みバースト誤り訂正符号を用い
た場合を考える。

上記の訂正符号は、１１１−１５の３重ランダム誤り訂
正ｎ　ＣＨｔｉ］″号の生成１多項式ｇ　１（Ｘ）　＝
　（Ｘ’　＋ｘ＋１）　（Ｘ’＋Ｘ３＋Ｘ”＋Ｘ＋１）
　（Ｘ”＋Ｘ＋１）　’　−・（２）と、ｎ２−７、最
小距離手の符号の生成多項式８式％（３）Ｋより生成される。

ここでは、ｆｆ号長ｎ５ｆｆｆ報記号数にのバースト長
す以下で重みがｔ以下のバースト誤りを訂正する符号を
、（ｎ＋　ｋ＋　ｂ＋　ｔ）低重みバースト誤り訂正符
号と記すことにする。

上式（４）で生成された（１０５．９１．７．３）符号
では、バースト・パターンを表すためＫ［Ｊｌバイト、
位πｔを表すために約１バイトを、それぞれ必要とする
ので、約２１４　Ｘ　２バイト中２５６にビットの容量
のリードオンリー・メモリを必要とする。さらに、誤り
訂正能力の高い誤り訂正符号、例えば（４６５，４３６
，１５，５）符号を用いた場合には、１０Ｇビット以上
のリードオンリー・メモリを用いなければならない。こ
のように、従来のテーブル・ルックアップ復号器は、誤
り訂正能力の比較的低い符号にのみ適用可能であり、誤
り訂正能力の畠い符号では、膨大な容量のリードオンリ
ー・メモリが必要になるという欠点を有していた。

また、巡回符号の性質を利用したメジット復号器（例え
ば、Ｃｊａｒｋ、　Ｃａ１ｎ著「Ｅｒｒｏｒ　−Ｃｏｒ
ｒｅａｔｉｏｎＣｏｄｉｎｇ　ｆｏｒ　ｌ）ｉｇｉｔａ
ｊ　（：ｏｍｍｕｒ、１ｃａｔｉｏｎｓ　Ｊ　ｐｌｅｎ
ｕｍＰｒｓｓａ、　ＰＰ、　、９７−１０２　）の適用
も考えられるか、前述と同じ欠点をイｆしている。

一方、特定バースト長以下のすべてのバースト誤りを訂
正するファイア符号九対しては、装置化規模の小さな復
号器があるが、この後号器に前述の低重みバースト誤り
訂正符号を適用しようとしても、互いに符号の特質、つ
まり生成多項式が異なるため、適用することができない
。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、低重みバースト誤り訂正符号に対して
装置化規模の小さい復号器を用いることが可能な誤り訂
正復号方法および復号器を提供することにある。

〔うＣ明の概要〕

上記目的を達成するたν〕、本発明の誤り訂正復号方法
は、１１１紐記号数２以上で符号長ｎ１　　のｔ重ラン
ダム誤り訂正巡回符号（ｔ＞１）の生成多項式ガ（Ｘ）
と、情■に記号数２以上でｎｌ　　の約数とは異なるｎ
２　　を符号長とする最小′Ｆ′！、離ｔ　＋　１以上
の巡回符号の生ｂ’ｉａ　；５項式ｇ　２（ｘ）との積
、ｇＣｘ）＝ｇｔ（”）・ｇ、（−ｎの生成多項式によ
り生成された符号を受信し、バ・なみがｔ以下のバース
ト誤りを訂正するため、上記ｙ　、（ｘ）に対応する第
１のシンドロームと、上記ｇ２（ｘ）だ対応する第２の
・シンドロームとを別個に作１＜、し、上記３ｇ　ｌの
シンドロームよりバーストにかｂ以下で重みがｔ　Ｉ：
ｊ下のバースト・パターン検出器した俊、該バースト・
パターンと上記前３２のシンドロームより受信ｉ７４の
上記バースト・パターンの位置を決定し、受ｆＦｊ　Ｌ
の該位置において、上記バースト・パターンを１１いて
ｄ］圧することに特徴がある。

〔発明の実施例〕

以下、本発明の実施例を、図面により説明する。

第１図は、本発明の実施例を示す復号器のブロック図で
ある。

なお、以下の説明では、簡単のためにＧＦ■の・上の符
号について述べるが、一般Ｋ　Ｇ　Ｆ　（Ｑ）の上の符
号についても、同じように説明することができるＯ第１図の復号器は、受信語を一時蓄積するためのバッフ
ァ・レジスタ２０２、ｇｌ（視に対するシンドローム５
１（ｘ）　（受信語をｇｌ（ＸＪで割った余り）を作成
するためのシンドローム作成器３０２、ｇ２（ｘ）に対
するシンドロームＳ２（ｘ）（受ｈｆＪをｇ　２（ｘ）
で割った余り）を作成するためのシンドローム作成器３
０３、シンドロームＳ、（ｘ）よりバースト・パターン
を求めるバースト・パターン検出器４０３、シンドロー
ムＳ２（ｘ）とバースト・パターンよりバースト以・置
を求めるバースト位置検出器４ｏ４、決定されたバース
ト・パターンとバースト位−より推定誤りを作成するｉ
、ｌ！理回路４０５、および推定誤りを受信語Ｋ１１ｏ
算するための加算器１０２より構成される。

第１図に示す復号器に入力する受信語に生起している誤
りをＥに）として、次のよう虻表す。

Ｅｕ−ｘ””ｈｍ＋　ｏｆＬ＜ｎｌ・・・・・（５）た
だし、Ａに）はＯ次項の係数が非零であり、非零の係数
を有する項の数がｔ以下であるｂ−１次以下の多項式で
あるとする。シンドローム作成器３０２では、ｇｌに）
による帰還シフトレジスタ、あるいは受信語とパリティ
検査行列との積を演算する装置等を利用して、シンドロ
ーム８１−を求める。

Ｓｔ　（ｘ）　＝ｘ”ｑ″”　Ａ（ｙＪｍｏｄｇｌ（Ｘ
）　　　　　　　＋　６−　・・（６）ｓ　−ス）・ハ
ターン検出ｆｌ１４０３では、シンドロームＳ、（ト）
よりＸ１Ａ（ト）を決定する。すなわち、ｇ２（ｘ）で
生成される符号のｔ重ランダム誤り訂正復号器によって
バースト・パターンを決定し、バースト長がｂ以下の場
合に、これをｘＩＡに）とする。

もし、バースト長が、ｂ＋１以上の場合には、訂正不可
能と判断する。

なお、生成多項式ｇに）で生成される符号のｔ重ランダ
ム誤り訂正復号器（Ｂムｈｕｔ著［’ｌ’ｈｓｏｒｙａ
ｎｄ　ｐｒｉｃｔｉｃｓｓ　ｏｆ　Ｅｒｒｏｒ　（’ｏ
ｎｔｒｏｌＣｏｄｅｓ　Ｊ、４ｄｄｉｓｏｎ−％ｅｓｊ
ａｙ　ＰＦ、１６６−１９７参照）としては、ＢＣＨ符
号の場合、　ｐｅｔｅｒｓｏｎ−Ｇｏｒｓｎｓ＋ｔｏｉ
ｎ−７，１ｅｒ４ｅｒの復号器、Ｂｅｒｊｅｋａｍｐ　
−Ｍａｓｓｙ　（＋）復号器、）ｉ：ｕａ／ｉｄのアル
ゴリズムを用いた復号器等がある。

また、工ｉＡに）を決定する別の方法としては、Ｓ８に
）をアドレスとし、Ｘ１Ａ（Ｘ）を表す情報を書き込ん
だリードオンリー・メモリを利用する方法がある。

この方法は、ｇｌ（ト）の次数が比較的小さい場合に適
している。

さらに、ｇｌに）の次数が５以上のときには、次に示す
方法によっても、Ｘ　Ａ（Ｘ）を決定することができる
。すなわち、Ｊ（ト）忙よって構成される帰還シフトレ
ジスタにシンドロームＳＸに）を入力し、帰還シフトを
実行するごとに１帰還シフトレジスタ内のビットパター
ンがバースト長１以下で重みｔ以下という条件を満足す
るか否かを判断し、この条件を満足したときの帰還シフ
トレジスタ内のピッＦ・パターンをｘ’Ａ（ト）とする
。もし、ｎ＠のシフトで条件が満足されない場合には、
訂正不可能な誤りであると判断する。

以上に述ぺたような種々の方法を用いて、５１（Ａより
ｘｉＡに）を決定する。

一方、シンドローム生成器３０３では、ｇ２（ｘ）Ｋよ
る帰還シフトレジスタ、あるいは受信語とパリティ検査
行列との積を演算する装置等を利用して、Ｓ−を求める
。

ｓ、ｔｉミｘ１＋ｑｎ１人（ｘ）　ｎｏｄ　ｇ、　Ｃｘ
）　　　　　　　　・・・・・（７）バースト位置検出
器４０４では、Ｘ”Ａに）・墓員ｇ、（ｘ）ｓ　Ｊ　−
０＋　”１　ｅ　２ｎ１＋　”　”　”＋　ｎを計算し
、ｓ、ｍと一致するものを選ぶ。

あるいは、これと同等の機能を実現するために１ｇ、（
噂により帰還シフトレジスタＫｘ’Ａに）を入力し、ユ
１回の帰還シフトごとに帰還シフトレジスタ内のビット
パターンとＳ、に）とが一致するか否かを判断する。そ
して、一致するまでの帰還シフトレジスタのシフト回数
によって、ｘｑｎ、を決定する。なお、これらの方法に
おいて１．ｑｎｔを決定できない場合には、Ｋｆ正不可
能な誤りであると判断する。

ｆｆ）理回路４０５では゛、ｎｏｄ　２加ｎ器１０２を
用いて、受信語の該当する位置に推定誤りを加算するた
めの制御を行う。

第２図は第１図のさらに詳細な構成図である。

第２図の入力端子９０５には、前式（イ）の生成多項式
により生成された（１０５．９１．７．３　）の符号の
受信語が入力する。この後号器は、受信語を一時蓄積す
るためのバッファ・レジスタ２０３、受信語よりシンド
ロームＳ１に）を作成し、Ｓ、（うの帰還シフトを実行
するための前式（２）の８１（２）により構成される帰
還シフトレジスタ７０１、帰還、シフトレジスタ７０１
０ビツトパターンのバースト長と重みが特定条件を満足
するか否かを判定するための重み検出器４０６、ノア回
路６０１およびアンド回路６０２、アンド回路θ０２の
出力により帰還シフトレジスタ７０１のクロックを制御
するためのり璽ツク制御器４０８、帰還シフトレジスタ
７０１０ビツト・パターンを一時蓄積するためのバッフ
ァ・レジスタ２０４、帰還シフトレジスタ７０１からの
出力を入力して帰還シフトを行うための前式（３）のｇ
、（ｘ）Ｋより構成される帰還シフト・レジスタ７ｏ２
、受信、ｆＯよりシンドロームｓ２（ｘ）を作成するた
めの帰還シフトレジスタ７０３、帰ｎシフト・レジスタ
７０２０ビツト・パターンと帰還シフトレジスタ７０３
のビット・パターンが一致するか否かを判定するための
論理回路４０７、論理回路４０７の出力によりバッファ
・レジスタ２０４のクロックを制御するためのクロック
制御Ｈｉｔ　４０９　、バッファ・レジスタ２０３の出
力とバッファ・レジスタ２０４の出力を加算して、誤り
を訂正するための１！１０（Ｌ　２加算器１１５から構
成される。

なお、第１図においては、シンドローム作成器３０２と
バースト・パターン検出器４０３とを分１：ツして示し
ているが、第２図では、帰還シフト・レジスタ７０１を
、シンドローム５１（Ｘ）の作成とバースト・パターン
検出の両方に使用している。

次Ｋｓ卯図の動作を説明する。

端子９０５より入力した受信語を、バッファ・レジスタ
２０３Ｋｉｆａするとともに、帰還シフト・レジスタ７
０１および帰還シフト・レジスタ７０３に入力する。Ｎ
還シフト・レジスタ７０１では、スイッチ５０１および
スイッチ５０２をオン、スイッチ５０３をオフＫＬ、受
信語の入力開始より入力終了まで１０５（−ｎ）回の帰
還シフトを実行することにより、シンドロームＳ８に）
を作成する。

次に１スイツチ５０１をオフくして、帰還シフト・レジ
スタ７０１において最大１０５　（＝ｎ）回の帰還シフ
トを実行する。この際に、１回の帰還シフトを行うごと
く１重み検出器４０６において遅延器８０１，８０２．
・・・・８０７の内容の“１″の数が３（−ｔ）以下で
あれば“１″を、ｌ　ｌ　％の数が４以上であれば“Ｏ
”を、アンド回路６０２に出力し、またノア回路６０１
において遅延器８０８゜８０９．８１０の内容のすべて
“０″ならば“１”を、そうでなければ“０″を、アン
ド回路６０２ＫｔＨ力する。り田ツク制御器４０８は、
アンド回路６０２の出力が“１”となったときく帰還シ
フト・レジスタ７０１の帰還シフトを停止させる。

次に、スイッチ６０２をオフ、スイッチ５０３をオンに
して、帰還シフト停止時の帰還シフト・レジスタ７０１
０ビツト・パターンをバッファ・レジスタ２０４、およ
び帰還シフト・レジスタ７０２に出力する。

一方、帰還シフト・レジスタ７０３では、受信語の入力
開始より°入力ＨＴまで、１０５　（−ｎ）回の帰還シ
フトを実行することＫよってシンドロームＳ　２（ｘ）
を作成し、この後、帰還シフトを停止してシンドローム
Ｓ２（ｘ）を保持する。

また、帰還シフト・レジスタ７０２では、帰還シフト・
レジスタ７０１からの出力を入力して帰還シフトを行う
。このときの帰還シフトの回数は、帰還シフト・レジス
タ７０１において受信語の入力を終了してから、次に帰
還シフトを停止するまでの帰還シフトの回ＲＫ依存して
決定される。次に、帰還シフト・レジスタ７０２におい
て、最大１０５　（−ｎ）回の帰ヨシ７トを実行し、１
５（ｓｍｙｌｌ）回のり１列シフトを行うごとに、帰還
シフト・レジスタ７０２０ビツトパターンと停止してい
る’１１１１ｊ’：ｉシフト・レジスタ７０３のビット
・パターンが一致するか否かを論理回路４０７により判
定し、一致したときく“′１ｎをり四ツク制御器４０９
１Ｃ出力する。

クロック制御器４０９では、論理回路４０７より“ｌ”
が出力されるまでの帰還シフト・レジスタ７０２の帰還
シフトの回数を計数し、バッファ・レジスタ２０４のり
四ツクを制御する。バッファ・レジスタ２０４では、ク
リック制御器４０９の制御釦したがって、蓄積している
ビット・パターンを適当な時刻に１１Ｇ＋１２加算器１
１５に、出力する。

ｎｏｄ　２加算器１１５では、バッファ・レジスタ２０
３に蓄積している受信語とバッファ・レジスタ２０４に
蓄積している推定誤りを加算する。端子９０６では、誤
り訂正された受信語を出力する。

Ｓ還シフト・レジスタ７０１において、受信語入力終了
後１０５回の帰還シフトを行う間（，１度もアンド回路
６０２より“１″が出力されない場合、または帰還シフ
ト・レジスタ７０２において、１０５［ｇｉの帰還シフ
トを行う間に、１度も論理回路４０７より“１′″が出
力されない場合には、訂正不可能な誤りであると判断し
、端子９０７より、“１″を出力する。

前述したように、（１０５，９１，７，３）符号の従来
の復号器では、約２５６にピットのリードオンリー・メ
モリを必要とするのに対して、本実施例では、第２図に
示すように、簡単なシフト・レジスタと、０理回Ｖδの
みを用いて復号器を実現することができる。

なお、第２図の実施例では、バースト・パターンを決定
するために帰還シフト・レジスタ７０１を用いているが
、何代（２）で生成される３重誤り訂正ＢＣＨ符号の復
号器を用いる方法、あるいはリードオンリー・メモリを
用いる方法もある。

（１０５，９１，７，３）符号に、後者の方法、つまり
リードオンリー・メモリを用いる場合、約１６にビット
のリードオンリー・メモリを用いるのみで実現できる。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば、低重みバースト
誤り訂正符号の特質を利用することＫより、簡単なシフ
ト・レジスタと論理回路、あるいは小容量のリードオン
リー・メモリを用いて装置化規模の小さい復号器を構成
することができるので、ＬＳＩ化および低価格化が可能
である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の実ＪＡＭ例を示す復号器のブロック図
、第２図は第１図のさらに詳細な招成図、第３図は従来
のテーブル・ルックアップ復号器のブロック図である。１０２　：　＋１１０（Ｌ　２加算器、２０２，２０３
．２０４：バッファ・レジスタ、３０２，３０３：シン
ドローム作成！、４０３：バースト・パターン検出器、
４０４：バースト位置検出器、４０５．４０７：論理回
路、＋０８，４０９：りｏツク制御ｆｆ１ｌｌ器、７０
１．７０２．７０３：帰還シフト・レジスタ、４０６：
重み検出器。

Claims

【特許請求の範囲】

（１）情報記号数２以上で符号長ｎ＿１のｔ重ランダム
誤り訂正巡回符号（ｔ＞１）の生成多項式ｇ＿１（ｘ）
と、情報記号数２以上でｎ＿１の約数とは異なるｎ＿２
を符号長とする最小距離ｔ＋１以上の巡回符号の生成多
項式ｇ＿２（ｘ）との積、ｇ（ｘ）＝ｇ＿１（ｘ）・ｇ
＿２（ｘ）の生成多項式により生成された符号を受信し
、バースト長が（ｎ＿１＋１）／２とｎ＿２との最小値
ｂ以下で、重みがｔ以下のバースト誤りを訂正するため
、上記ｇ＿１（ｘ）に対応する第１のシンドロームと、
上記ｇ＿２（ｘ）に対する第２のシンドロームとを別個
に作成し、上記第１のシンドロームよりバースト長がｂ
以下で重みがｔ以下のバースト・パターンを決定した後
、該バースト・パターンと上記第２のシンドロームより
受信語の上記バースト・パターンの位置を決定し、受信
語の該位置において上記バースト・パターンを用いて訂
正することを特徴とする誤り訂正復号方法。
（２）ｇ＿１（ｘ）とｇ＿２（ｘ）との積の生成多項式
により生成され、ｘ＾ｉ＾＋＾ｑ＾ｎ＿１Ａ（ｘ）（０
≦ｉ＜ｎ＿１）の誤りを有する受信語を入力するバッフ
ァ・レジスタ、該受信語を入力して、ｘ＾ｉ＾＋＾ｑ＾
ｎ＿１Ａ（ｘ）ｍｏｄｇ＿１（ｘ）の第１のシンドロー
ムを求める手段、該受信語を入力して、ｘ＾ｉ＾＋＾ｑ
＾ｎ＿１Ａ（ｘ）ｍｏｄｇ＿２（ｘ）の第２のシンドロ
ームを求める手段、上記第１のシンドロームよりバース
トパターンｘ＾ｉＡ（ｘ）を決定する手段、ｘ＾ｉ＾＋
＾ｊＡ（ｘ）ｍｏｄｇ＿２（ｘ）（ｊ＝０、ｎ＿１、２
ｎ＿１・・・・、ｎ）を計算して、第２のシンドローム
と一致するものを選択する手段、および上記バッファ・
レジスタの出力のバースト位置において推定誤りを用い
て訂正する論理手段を有することを特徴とする誤り訂正
復号器。
（３）前記バースト・パターンｘ＾ｉＡ（ｘ）を決定す
る手段は、ｇ＿２（ｘ）で生成される符号に対するを重
ランダム誤り訂正復号器により誤りを推定し、該推定誤
りのバースト長を計算することを特徴とする特許請求の
範囲第２項記載の誤り訂正復号器。
（４）前記バースト・パターンｘ＾ｉＡ（ｘ）を決定す
る手段は、ｇ＿１（ｘ）より構成される帰還シフト・レ
ジスタ内のビット・パターンのバースト長と重みを計算
した後、該ビット・パターンのバースト長と重みが特定
条件を満足する場合に、該ビット・パターンをバースト
・パターンとすることを特徴とする特許請求の範囲第２
項記載の誤り訂正復号器。
（５）前記バースト・パターンｘ＾ｉＡ（ｘ）を決定す
る手段は、第１のシンドロームをアドレスとして、ｘ＾
ｉＡ（ｘ）を表す情報を書き込んだリードオンリー・メ
モリを利用することを特徴とする特許請求の範囲第２項
記載の誤り訂正復号器。
（６）前記バースト・パターンｘ＾ｉＡ（ｘ）を決定す
る手段は、ｇ＿１（ｘ）により構成される帰還シフト・
レジスタに第１のシンドロームを入力し、帰還シフトを
実行し、帰還シフト・レジスタ内のビット・パターンが
バースト長ｂ以下で重みｔ以下の条件を満足したとき、
該帰還シフト・レジスタ内のビット・パターンをｘ＾ｉ
Ａ（ｘ）とすることを特徴とする特許請求の範囲第２項
記載の誤り訂正復号器。