JPS62181530A - エラ−訂正符号の復号方法 - 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】 〔産業上の利用分野し この発明は、積符号、クロスインターリーブ符号等のエ
ラー訂正符号の復号方法に関する。

Ｊ発明の概要〕 この発明は、ディジタルデータの複数シンボルの２次元
配列の互いに異なる方向に整列する第１の系列及び第２
の系列の夫々に第１のエラー訂正符号及び第２のエラー
訂正符号の符号化がされるエラー訂正符号の復号方法に
おいて、所定の第１の系列又は所定の第２の系列の一方
の系列を最初；、二訂正処理を行う系列に設定し、次に
、第１の系列及び第２の系列が交互に処理されるように
、設定された系列から隣接する系列に２次元配列の系列
の訂正処理を順次行い、この順次なさｎる訂正処理の間
で、エラー訂正が不可能な場合に、第１の系列及び第２
の系列の訂正処理の順序を１度反転させる処理を行い、
この反転処理の回数を所定数以下に制限することにより
、所定の演算時間内でのエラー訂正能力の向上を図るも
ので、特に、バーストエラーを効果的に訂正できるよう
にしたものである。

５従来の技術〕 光磁気ディスクにディジタルデータを記憶する場合に、
データの書き込み又は読み出し時に生しるエラーを訂正
するために、積符号が用いられる。

積符号は、ディジクルデータの２次元配列（マトリクス
ブロック）の各列及び各行に関して、エラー訂正符号の
符号化を行うもので、エラー訂正符号としては、線形符
号が用いられる。

従来の積符号の復号方法では、例えば特開昭６０−１１
６２３０号公報シこ示されるように、列方向のエラー訂
正符号Ｃ１の復号を符号Ｃ１の全ての系列について行う
Ｃ１復号と行方向のエラー訂正符号Ｃ２の復号を符号Ｃ
２の全ての系列についで行うＣ２復号とが交互になされ
ている。

〔発明が解決しようとする問題点〕

積符号のマトリクスブロックの斜め方向（対角線の方向
）にデータを伝送する時；・こ発生するバーストエラー
を訂正する場合、従来の復号方法は、符号ＣＩの復号と
符号Ｃ２の復号の夫々の繰り返し回数を多くしないと、
エラーシンボルを訂正することができない問題点があっ
た。従って、積符号の〕個のマトリクスブロックの復号
に割り当てられている演算時間が充分に−長くない時に
は、訂正されないエラーシンボルが残る問題があった。

上述の問題は、積符号に限らずクロスインターリーブ符
号に関しても同様に発生する。クロスインターリーブ符
号は、ディジタルデータの２次元配列の異なる２つの斜
め方向に並ぶ系列毎に第１のエラー訂正符号及び第２の
エラー訂正符号の符号化を行い、列方向かデータ伝送方
向とされたものである。従来のように、第１のエラー訂
正符号の復号を全ての符号系列についで行い、次に第２
のエラー訂正符号の復号を全ての符号系列について行う
復号方法シよ、バーストエラーを効果的に訂正すること
ができない。

従って、この発明の目的は、バーストエラーを効果的に
補正することができるエラー訂正符号の復号方法を提供
することにある。

〔問題点を解決するための手段〕

この発明は、ディジタルデータの複数シンボルの２次元
配列の第１の方向に整列する複数個のシンボルからなる
第１の系列Ｃ１１，Ｃ１２，・・・Ｃ１、の夫々に第１
のエラー訂正符号Ｃ１の符号化がされ、２次元配列の第
２の方向に整列する複数個のシンボルからなる第２の系
列Ｃ２１＋　Ｃ２□、・・・Ｃ２２，の夫々に第２のエ
ラー訂正符号Ｃ２の符号化がされるエラー訂正符号の復
号方法において、所定の第１の系列Ｃ１，又は所定の第
２の系列Ｃ２□の一方の系列を最初に訂正処理を行う系
列に設定するステップと、第１の系列及び第２の系列が
交互に処理されるように、設定された系列から隣接する
系列に２次元配列の系列の訂正処理を順次行うステップ
と、この順次なされる訂正処理の間でエラー訂正が不可
能な時に、第１の系列の訂正処理と第２の系列の訂正処
理との順序を１度反転させる処理を行うステップと、こ
の反転させる処理の回数を所定数以下に制限するステッ
プとからなることを特徴とするエラー訂正符号の復号方
法である。

Ｃ作用〕 ディジタルデータの複数シンボルの２次元配列（マトリ
クスブロック）の列方向にエラー訂正符号ＣＩの符号化
がされ、その行方向にエラー訂正符号Ｃ２の符号化がさ
れている積符号の場合、列方向の系列である列ブロック
ＣＩ　＋＋　Ｃｌ　２．・・・ＣＩＮと行方向の系列で
ある行ブロックｃ２．．Ｃ２□、・・・Ｃ２，、とが１
プロ・ツク毎に交互に訂正処理される。マトリクスブロ
ックの斜め方向にデータを伝送する場合、バーストエラ
ーによって、１個の列ブロック又は１個の行ブロックに
エラー訂正可能な個数例えは１個のエラーシンボルより
多い２個以上のエラーシンボルが含まれるエラーパター
ンが発生する。このようなエラーパターンの場合シこ、
所定の列ブロック又は所定の行ブロックから隣接するブ
ロック毎に列ブロック及び行ブロックを交互に処理する
こ止により、エラーシンボルが次々と訂正される。従っ
て、所定の時間内で復号処理を行う場合に、エラー訂正
能力を実質的に上げることができる。

また、エラー訂正が不可能な時に、列ブロックと行ブロ
ックとの訂正処理を１度反転させることにより、例えば
（Ｃ１□−Ｃ２゜）の順序で処理する時に、列ブロック
Ｃ１□に含まれるエラーの訂正が不可能であり、行ブロ
ックＣ２□に含まれるエラーの訂正が可能であると、（
Ｃ２２−Ｃ１２）のように訂正処理を反転させる。これ
によって、バーストエラーの訂正できる能力のより向上
を関ることができる。

口実施例〕 以下、この発明を積符号に通用した一実施例について図
面を参照して説明する。第１図は、この発明による復号
方法を実施するための復号装置を示す。

第１図において、１で示すメモリ　＜ＲＡＭ）に積符号
のマトリクスブロックを構成するディジタルデータ及び
チェックシンボルが記憶されている。

メモリ１に記・澄されているデータは、光磁気ディスク
（図示せず）から再生された１セクターのデータである
。メモリ１の書き込みアドレス及び読み出しアドレスは
、アドレス発生回路２により生成される。メモ１）１か
ら読み出さ７４た１個の列ブ０７り或いは行ブロックの
データは、入出力制御回路３に供給される。

入出力制御回路３には、列方向のエラー訂正符号ＣＩの
復号器（Ｃ１復号器）　４と行方向のエラー訂正符号Ｃ
２の復号器（Ｃ２復号器）５とが接続されている。アド
レス発生回路２及び入出力制御回路３は、制御回路６か
ら発生する制御信号によって制御される。制Ｊｆ１１回
路６によ？）了トレス発生回路２かメモリーに対して列
ブロックのデータを読み出すためのアドレスデータを発
生する時には、メモリーとＣ１復号器４との間が接続さ
れ、）読み出された列ブロックのデータがＣ１復号器４
に供給さ丸、訂正処理がこの列ブロックに関してなされ
、訂正がされた列ブロックのデータがメモリ１に書き込
まれる。一方、アドレス発生回路２がメモリーに対して
行ブロックのデータを読み出すためのアドレスデータを
発生する時には、メモリｌとＣ２復号器５との間が接続
され、読み出された行ブロックのデータがＣ２復号器５
に供給され、訂正処理がこの行ブロックに関してなされ
、訂正がされた行ブロックのデータがメモリーに書き込
まれる。

アドレス発生回路２は、復号開始の列ブロック又は行ブ
ロックから列ブロツクのデータと行ブロックのデータと
を交互にメモリーから読み出すようなアドレスデータを
発生する。復号開始のスタートブロックは、制御回路６
によって設定される。

この一実施例では、所定の列ブロックＣ１，、又は所定
の行ブロックＣ２，の一方がスタートブロックに設定さ
れる。

また、制御回路６は、列ブロックと行ブロックとを交互
に訂正処理する時に、エラー訂正が不可能な時に列ブロ
ックと行ブロックとの訂正処理を１度反転させるための
制御信号を発生し、この制御信号がアドレス発生回路２
に供給される。このため、Ｃ１復号器４及びＣ２復号Ｈ
５かる訂正が可能かどうかを示す判別信号が制御回路６
に供給される。この反転処理の回数１．よ、復号時間が
長くなることを防止するために所定数（ａ）以下に制限
される。ａは、例えば１に設定される。

第２図は、この発明を適用することができる積符号の一
例の構成を示す。第２図に示すように、Ｍ行７　Ｎ列の
マトリクス状に配列された（Ｍ・Ｎ）個のシンボルから
なる７１リクスブロノクによって、符号化の単位が形成
される。ｒ＜Ｍ−Ｐ）Ｘ　（Ｎ−Ｑ）；個のディジタル
データのシンボル（例えば１シンボルが１ハイド）の列
プロ、・り毎及びその行ブロツク毎にエラー訂正符号の
符号化かされる。光磁気ディスクを用いた記・［ａ装置
の場合、（Ｍ−Ｐ−Ｎ−Ｑ＝２３）とされ、１個のマト
リクスブロックが１個のセクターと対応する５２９ハイ
ドの大きさとされる。この５２９ハイドの中の５１２ハ
イドがディジタルデータとされ、他の１７バイトがアド
レス、識別コード、ＣＲＣコード等の付加データとされ
ている。

Ｎ１固の列フロックＣＩ、、Ｃ１□、・・・ＣＩ　Ｎの
夫々は、エラー訂正符号Ｃ１の符号系列であり、Ｐ個の
チェックシンボルを含んでいる。同様に、Ｍ個の行ブロ
ックＣ２＋、Ｃ２□、・・・Ｃ２Ｈの夫々は、エラー訂
正符号Ｃ２の符号系列であり、Ｑ個のチェックシンボル
を含んでいる。つまり、列ブロックＣＬを含むＱ個の列
ブロックは、符号Ｃ２のチェックシンボルに符号Ｃ１の
符号化を行ったものであり、行ブロックＣ２０，を含む
Ｐ個の行ブロックは、符号ＣＩのチェックシンボルに符
号Ｃ２の符号化を行ったものである。エラー訂正符号Ｃ
１及びＣ２とじては、通常、線形符号が用いられる。例
えば１シンボルエラーの訂正が可能なリード・ソロモン
符号がエラー訂正符号Ｃ１及びＣ２として用いられ、列
ブロック及び行ブロックの夫々に（Ｐ＝Ｑ＝２：１個の
チェックシンボルが含まれる。また、Ｐ個の行ブロア・
りとＱ個の列ブロックとが重複する部分のチェックシン
ボルは、線形符号であるから行ブロック及び列ブロック
の間で一致したものとなる。

第２図において破線で示すように、マトリクスブロック
の斜め方向（対角線の方向）に位置するシンボルの順序
でデータが伝送される。エラー訂正符号Ｃ１及びＣ２の
系列の方向と異なる斜め方向にデータを伝送するのは、
伝送時に発生するバーストエラーをランダムエラーに分
散化させ、エラー訂正符号Ｃ１及びＣ２によｒツ工う一
訂正が不可能となることを回避するためである。

Ｃ１復号器４及びＣ２復号器５は、第２図に示す積符号
の復号を行う。メモリ］には、光磁気ディスクから再生
されたマトリクスブロックの全てのデータが格納され、
符号系列を形成する列ブロック又は行ブロツク毎にメモ
リ１からデータが読み出され、リード・ソロモン符号の
復号がなされる。メモリ１からディジタルデータの列ブ
ロックＣＩ　、、　ＣＩ□、・・・Ｃ１，が夫々読み出
される時に、入出力制御回路３により、メモリ１及びＣ
１復号器４の間が接続される。同様に、メモリｌかろデ
ィジタルデータの行ブロックＣ２、、Ｃ２□、・・・Ｃ
２，、が夫々読み出される時に、入出力制御回路３によ
り、メモリ１及びＣ２復号器５の間が接続される。

リード・ソロモン符号の復号処理は、パリティ検査行列
と各ブロックのシンボルとの乗算により２個のシンドロ
ームＳ０及びＳｌを求めるステップと、このシンドロー
ムＳ。及びＳｔからエラーの大きさをチェックするステ
ップと、ｌシンボルエラーの時に、エラーを訂正するス
テップとからなる。

従来では、全ての列ブロックＣＩ＋、Ｃ１２，・・・Ｃ
Ｉ　Ｎに関してのエラー訂正を行うＣ１復号と、全ての
行ブロックＣ２＋　、　Ｃ，２□、・・・Ｃ２，、に関
してのエラー訂正を行うＣ２復号とを交互に繰り返す方
法で訂正処理がなされる。この発明は、従来の訂正処理
と同等の訂正能力であって、より復号時間を短縮化でき
る方法であり、列ブロックの符号系列と行ブロックの符
号系列とを１ブロツク毎に交互に訂正するものである。

第３Ｍは、この発明の一実施例の訂正処理の方法のフロ
ーチャートである。第３図において、Ｙは肯定を表し、
Ｎは否定を表している。また、りは、列ブロックと行ブ
ロックの訂正処理の順序を反転する毎に（士ｌ）される
カウンタであり、ａは、この反転処理の回数を制限する
しきい値である。従って、（ρ≧ａ）の場合には、列ブ
ロックと行ブロックの訂正処理の反転が行われない。

第３図に示されるように、復号処理は、二つのルーチン
（Ａ及びＢ）からなる。ルーチンＡは、列ブロックの訂
正処理を行い、次に行ブロックの訂正処理を行う順序の
復号処理であり、ルーチンＢは、行ブロックの訂正処理
を行い、次に列ブロックの訂正処理を行う順序の復号処
理である。ルーチンＡ又はルーチンＢの一方の復号処理
から開始される。ルーチンＡの復号処理について以下に
説明する。

所定の列ブロックＣ１゜及び所定の行ブロックＣ２、が
復号開始の系列とされる。例えば（Ｃ１、＝Ｃ１，）（
Ｃ２゜＝Ｃ２，）とされ、メモリ１からこれらのスター
トブロックのシンボルが読み出される（ステップ■）。

次に列ブロックＣ１７の訂正処理及び列ブロックに関す
る１ビツトのフラグＦ１が設定される（ステップ■）。

列ブロックＣ１，の訂正処理において、エラーシンボル
が無い時或いは１シンボルエラーが訂正される時に、（
Ｆ　］　＝Ｇ）と設定され、２個以上のエラーシンボル
が在る時に、（Ｆ　１　＝ＮＧ＞　と設定される。例え
ば（Ｇ−“０”）　　＜ＮＧ−”　１″）と定められて
いる。

次に行ブロックＣ２□の訂正処理及び行ブロックに関す
る１ビツトのフラグＦ２が設定される（ステップ■）。

行ブロックＣ２，の訂正処理において、エラーシンボル
が無い時或いは１シンボルエラーが訂正される時に、（
Ｆ２＝Ｇ）と設定され、２個以」二のエラーシンボルが
在る時に、（Ｆ２＝ＮＧ）と設定される。

次にステップ■及び■において、フラグＦ１及びＦ２の
状態の判定とカウンタｒの値の検査がされる。（Ｆｌ−
ＮＧ）で且つ（Ｆ２＝Ｇ）の条件が成立しない時（ステ
ップ■）又はこの条件が成立しても（ρ＜ａ＞の条件が
成立しない時（ステップ■）には、訂正終了信号が到来
しているかどうかかステップ■で調べられ、若しそうで
あれば訂正処理が終了する。

ステ、ブ■において、訂正終了信号が到来していない時
には、ブロックの番号（ｎ及びｍ）が（＋１）され（ス
テップ■）、ステップ■〜■の処理が繰り返される。従
って、ルーチン八により、；Ｃ１，ｌ−＋Ｃ２，，→Ｃ
１１１−＋　−Ｃ２□１．・・・〕の順序で符号Ｃ１の
系列と符号Ｃ２の系列とが１ブロンク毎に交互番こ処理
される。

他方のルーチンＢは、上述のルーチンＡの復号処理と同
様のものである。つまり、所定のフロックのシンボルの
メモリ１からの読み出しくステ。

プＯ）、行ブロックＣ２，の訂正処理及びフラグＦ２の
設定（ステップ［相］）、列ブロックＣ１，、の訂正処
理及びフラグＦ１の設定（ステップ０）、フラグＦ１及
びＦ２の状態の判定（ステップ＠）、カウンタρの検査
（ステップ■）が順次なされる。

（Ｆ１＝Ｇ＞で且つ（Ｆ２＝ＮＧ＞の条件が成立しない
時又はこの条件が成立しても（７！〈ａ）の条件が成立
しない時には、訂正終了信号が到来しているかどうかが
ステップ■で調べられ、若しそうであれば訂正処理が終
了する。

ステップ［相］において、訂正終了信号が到来していな
い時には、ブロックの番号（ｎ及びｍ）が（＋１）され
（ステップｏ）、ステップ■〜■の処理が繰り返される
。従って、ルーヂン已により、こＣ２ｆｆｉ−Ｃ１，ｌ
−Ｃ２，−１−４Ｃ１ｈ＋１−−−−〕の順序で符号Ｃ
１の系列と符号Ｃ２の系列とが１ブロツク毎に交互（、
こ処理される。

ステップ■及び■において、（Ｆ　１−ＮＧ）、＜Ｆ２
＝Ｇ）、（／！＜ａ）の全ての条件が成立する場合には
、力うンタ〃が（−１）され（ステノブ■）、他方のル
ーチンＢのステップ［相］（列ブロックＣ１，、の訂正
処理及びフラグＦ１の設定）に移行する。従って、ＣＣ
Ｉ、、−Ｃ２，３の訂正処理の次に列フロックＣ１゜の
訂正処理が再びされる。これにより、〔列ブロック−行
ブロック〕の順序がＣ行ブロック−列ブロック〕の順序
に反転される。

また、ステップ■及び■において、（Ｆ　１−Ｇ）、（
Ｆ２＝ＮＧ）、（＃＜ａ）の全ての条件が成立する場合
には、カウンタβが−１され（ステップ＠）、他方のル
ーチンへのステップ■（行ブロックＣ２□の訂正処理及
びフラグＦ２の設定）に移行する。従って、ｒｃ２．−
Ｃｌ、　〕の訂正処理の次に行ブロックＣ２，の訂正処
理か再びされる。これにより、〔行プロ・ツクー列ブロ
ンク〕の順序がＣ列ブロック−行ブロック〕の順序に反
転される。

順序の反転は、（／＜ａ）の時に、先に処理されるブロ
ック（ルーチンＡにおける列ブロック及びルーチンＢに
おける行ブロック）のフラグがＮＧで、後シこ処理され
るブロックのフラグがＧの状態の場合にのみなされる。

また、復号終了時に、エラーシンボルが残っている時に
は、光磁気ディスクのドライブ制御装置にデータ再送要
求が送出される。

上述の符号ＣＩの系列と符号Ｃ２の系列とを１ブロツク
毎に交互に処理するこの発明によるエラー訂正は、第４
図に示すようなエラーパターンの訂正に効果的である。

第４図は、簡単のため、マトリクスブロックが５行５列
の積符号を示し、×で示すシンボルがエラーシンボルを
表している。一般的な訂正処理として、１シンボルエラ
ーの訂正が可能な符号ＣＩの系列である列ブロックの全
ての復号（Ｃ１復号）と１シンボルエラーの訂正が可能
な符号Ｃ２の系列である行ブロックの全ての復号（Ｃ２
復号）とを１回ずつ行うと、（Ｃ１復号−Ｃ２復号）又
は（Ｃ２復号→Ｃ１復号）の何れの場合でも、破線で囲
んだ４個のエラーシンボルが訂正されない。

この一実施例では、列プロ・ツクＣ１，又は行ブロック
Ｃ２１の一方のブロック例えば列ブロックＣＩ、がスタ
ートプロ、りとされ、ルーチン八によって、ＣＣ１ｌ−
Ｃ２＋　−Ｃ１□→Ｃ２２〕と訂正処理が順次なされる
。この２番目の列ブロックＣ１□は、２個のエラーシン
ボルを含むので訂正不可能となり、フラグＦ１がＮＯと
される。この場合、行ブロックＣ２２がエラー訂正でき
るために、フラグＦ２がＧとされる。従って、第３図に
おけるステップ■から、ステップ■を経てステップ０に
移る。これによって、（ＣＩ□−Ｃ２□）の後に、列ブ
ロックＣＩ□の訂正処理が再びされる。このように、Ｃ
Ｃ１＋　−Ｃ２ｌ＝Ｃ１ｚ→Ｃ２□→Ｃ１□→Ｃ２３→
Ｃ１３→Ｃ２４→Ｃ１、＋　−Ｃ２５−ＣＩＳ　〕の訂
正処理によって、第４図に示す全てのエラーシンボルを
訂正することができる。

つまり、訂正のステップ数が殆ど増加せずに、より多く
のエラーシンボルを訂正することができ、限られた訂正
処理の時間を有効に利用することができる。第４図に示
すエラーパターンは、マトリクスブロックの斜め方向に
データを伝送する時にバーストエラーによって生じ易い
ものであり、バーストエラーの訂正にこの一実施例の訂
正処理は、頗る有効である。

勿論、この発明は、積符号のみならず、マトリクスブロ
ックの斜め方向にエラー訂正符号の符号化を行うもの等
に適用することができる。また、エラー訂正符号として
は、リード・ソロモン符号以外の符号を使用でき、例え
ば１シンボルが１ビツトの場合には、ＢＣＨ符号を用い
ることができる。

５発明の効果〕 この発明に依れば、伝送時のバーストエラーにより、２
つのエラー訂正符号Ｃ１及びＣ２の両者の系列１こ関し
て、複数個のエラーシンボルが含まれる系列が多いエラ
ーパターン（Ｃ１復号及びＣ２復号を何回か繰２つ返す
ことにより最終的には訂正可能なエラーパターン）を復
号する場合に、従来の復号方法に比して、少ないステッ
プ数とすることができ、復号時間を短縮化することがで
きる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例のブロック図、第２Ｍはこ
の発明の一実施例の符号構成の説明に用いる路線図、第
３図及び第４図はこの発明の一実施例の訂正処理の説明
に用いるフローチャート及び路線図である。 図面における主要な符号の説明 １：メモリ、　　２ニアドレス発生回路、３：入出力制
御回路、　４：Ｃ１復号器、５；Ｃ２復号器、　６：制
御回路。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ディジタルデータの複数シンボルの２次元配列の第１の
   方向に整列する複数個の上記シンボルからなる第１の系
   列の夫々に第１のエラー訂正符号の符号化がされ、上記
   ２次元配列の第２の方向に整列する複数個の上記シンボ
   ルからなる第２の系列の夫々に第２のエラー訂正符号の
   符号化がされるエラー訂正符号の復号方法において、 上記第１の系列及び上記第２の系列が交互に処理される
   ように、上記設定された系列から隣接する系列に上記２
   次元配列の系列の訂正処理を順次行うステップと 上記順次なされる訂正処理の間で、エラー訂正が不可能
   な場合に、上記第１の系列の訂正処理と上記第２の系列
   の訂正処理との順序を１度反転させる処理を行うステッ
   プと、 上記反転させる処理の回数を所定数以下に制限するステ
   ップと からなることを特徴とするエラー訂正符号の復号方法。