JPS63131623A - チエンのアルゴリズム実現装置 - Google Patents
チエンのアルゴリズム実現装置Info
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- JPS63131623A JPS63131623A JP27726986A JP27726986A JPS63131623A JP S63131623 A JPS63131623 A JP S63131623A JP 27726986 A JP27726986 A JP 27726986A JP 27726986 A JP27726986 A JP 27726986A JP S63131623 A JPS63131623 A JP S63131623A
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- Japan
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- error
- coefficient
- polynomial
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Links
- 238000012937 correction Methods 0.000 claims description 4
- 238000012545 processing Methods 0.000 abstract description 5
- 230000003247 decreasing effect Effects 0.000 abstract 4
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 5
- 208000011580 syndromic disease Diseases 0.000 description 5
- 238000004364 calculation method Methods 0.000 description 3
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 238000000034 method Methods 0.000 description 2
- 230000003287 optical effect Effects 0.000 description 2
- 101100134058 Caenorhabditis elegans nth-1 gene Proteins 0.000 description 1
- 230000005540 biological transmission Effects 0.000 description 1
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 1
- 238000012360 testing method Methods 0.000 description 1
Landscapes
- Error Detection And Correction (AREA)
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
本発明はコンパクトディスク、ディジタルオーディオテ
ープレコーダ、あるいは光デイスク装置等の符号誤り訂
正に用いられるチェンのアルゴリズム実現装置に関する
ものである。
ープレコーダ、あるいは光デイスク装置等の符号誤り訂
正に用いられるチェンのアルゴリズム実現装置に関する
ものである。
従来の技術
近年、光ディスクを用いたデータファイル装置等の開発
が活発に行われており、実質的な再生データのエラー率
を十分低く抑えるために符号ib訂正技術が利用されて
いる。この場合、有限体GF(q”)上で定義されるリ
ードソロモン符号が用いられることが多い。この場合の
誤り訂正手順は次の様である。
が活発に行われており、実質的な再生データのエラー率
を十分低く抑えるために符号ib訂正技術が利用されて
いる。この場合、有限体GF(q”)上で定義されるリ
ードソロモン符号が用いられることが多い。この場合の
誤り訂正手順は次の様である。
(1)受信単語からシンドローム(S、、S、・・・・
・・52t−1) を計算する。
・・52t−1) を計算する。
@) シンドロームから誤り位置多項式の係数を求める
。
。
(3)誤り位置多項式の根(誤り位置数)を求める。
4)誤り位置数より誤り数値多項式を求め、誤り数値を
求める。
求める。
上記の中で、上記G3)の誤り位置多項式の根を求める
方法として従来からチェノのアルゴリズムがよく用いら
れている。
方法として従来からチェノのアルゴリズムがよく用いら
れている。
まず、チェノのアルゴリズムについて簡単に説明するた
めに次の多項式を定義する。
めに次の多項式を定義する。
(1)情報多項式:D(x)△’:R’ a、xl−に
〇 @)検査多項式: P □C)△”−、X’ −’ p
l X’−工=O (3)送信多項式:T(X)Δ、Σ ti’ A P(
り+x’″−D (x)−に〇 4)受信多項式:R(X)ΔΣr1x1−1=0 (6)誤り数値多項式:K(x)aΣ 64 x’ a
R(x) −T(x)1=0 (但し、短縮化された符号の場合はn−4n′であり、
n)n’である。) 前述の様に、!!ず、受信語を用いてシンドロームが計
算され1次にこれを用いてユークリッドのアルゴリズム
あるいは、バーレカンプのアルゴリズム等を用いて誤り
位置多項式が求められる。次にこの誤り位置多項式を用
いて誤り位置数(誤り位置)が求められる。ここに、チ
ェノのアルゴリズムが適用される。
〇 @)検査多項式: P □C)△”−、X’ −’ p
l X’−工=O (3)送信多項式:T(X)Δ、Σ ti’ A P(
り+x’″−D (x)−に〇 4)受信多項式:R(X)ΔΣr1x1−1=0 (6)誤り数値多項式:K(x)aΣ 64 x’ a
R(x) −T(x)1=0 (但し、短縮化された符号の場合はn−4n′であり、
n)n’である。) 前述の様に、!!ず、受信語を用いてシンドロームが計
算され1次にこれを用いてユークリッドのアルゴリズム
あるいは、バーレカンプのアルゴリズム等を用いて誤り
位置多項式が求められる。次にこの誤り位置多項式を用
いて誤り位置数(誤り位置)が求められる。ここに、チ
ェノのアルゴリズムが適用される。
もしも、リードンロモン符号で、たかだかt個の誤りが
生じたのであれば、誤り位置多項式%式% は、受信多項式の最下位次数を第0行として、第1行(
第(i−H)番目)に誤りがある場合には誤り位置数は
α−1=αn−iとなり a (a”) = 36j@ a−1j =□j=。
生じたのであれば、誤り位置多項式%式% は、受信多項式の最下位次数を第0行として、第1行(
第(i−H)番目)に誤りがある場合には誤り位置数は
α−1=αn−iとなり a (a”) = 36j@ a−1j =□j=。
となる(ただし、αは原始多項式の原始元。
n=q −1)、 ここで。
〕、1へ(7j11(Z″″3″1
という量゛を定義するとすれば
−(n−1)j
σj、n−+=σ、・α ・=σj、α−nj、α
j=σj11(αn)−j・αj=σ・・αjコ となり、また σj * ’−、”う・α =5・α−1j・αゴ
ー(1−1)j =σj、i・αj という関係が成立する。
j=σj11(αn)−j・αj=σ・・αjコ となり、また σj * ’−、”う・α =5・α−1j・αゴ
ー(1−1)j =σj、i・αj という関係が成立する。
即ち、誤り位置多項式の第(i−1)行の各係数は第1
行の各係数を一乗したものとなる。そこについてテスト
し、この和がゼロとなるところに誤りがあることがわか
る。
行の各係数を一乗したものとなる。そこについてテスト
し、この和がゼロとなるところに誤りがあることがわか
る。
第3図は従来のチェ/アルゴリズム実現装置を示すもの
であり、qI11=21とすると21〜24はmbit
のパラレルラッチ、25〜28は係数器、29は加算器
、30は入力ゼロを判定する入力ゼロ判定装置、31は
入力ゼロ判定装置30による判定結果がNOの場合の出
力、32は入力ゼロ判定装置3oによる判定結果が二〇
の場合の出力である第3図でeljは誤り数値である。
であり、qI11=21とすると21〜24はmbit
のパラレルラッチ、25〜28は係数器、29は加算器
、30は入力ゼロを判定する入力ゼロ判定装置、31は
入力ゼロ判定装置30による判定結果がNOの場合の出
力、32は入力ゼロ判定装置3oによる判定結果が二〇
の場合の出力である第3図でeljは誤り数値である。
以上の様に構成されたチェノのアルゴリズム実現装置に
ついて、以下その動作について説明する。
ついて、以下その動作について説明する。
まず、受信単語からシンドロームが計算される。
このシンドロームから誤り位置多項式の係数σ。、σ7
.σ2.σ5.・・・・・・σ、が求められる。
.σ2.σ5.・・・・・・σ、が求められる。
次に、この誤り位置多項式の係数が第3図のmbitパ
ラレルラッチ21〜24にプリセットされる。このとき
、それぞれのラッチの出力とパ1”即ち、σ。が加算器
29で加算1クロツクシフトされ、その出力が入力ゼロ
判定装置30に入力される。この結果がゼロであれば、
前述の説明の様に受信多項式の最上位次数相当の受信単
語に符号誤りが発生していることになり、この結果がゼ
ロでなければ受信単語には符号誤りは発生していないこ
とになる。
ラレルラッチ21〜24にプリセットされる。このとき
、それぞれのラッチの出力とパ1”即ち、σ。が加算器
29で加算1クロツクシフトされ、その出力が入力ゼロ
判定装置30に入力される。この結果がゼロであれば、
前述の説明の様に受信多項式の最上位次数相当の受信単
語に符号誤りが発生していることになり、この結果がゼ
ロでなければ受信単語には符号誤りは発生していないこ
とになる。
次に第3図のmbitのパラレルラッチ21〜24に1
クロツクを同時に印加しデータ内容をシフトし、前回と
同様にその加算結果、即ち、誤り位置多項式がゼロであ
るかどうかを判定する。この動作を全部でn回繰り返し
、加算結果がゼロの場合のシフト回数、あるいは誤り位
置数αn−iを記憶する。この場合の受信単語、即ち、
受信多項式と誤り位置数の関係を第4図に示す。第4図
に示される様にチェンのアルゴリズムでは、1回データ
がシフトされるごとに誤り位置数は第4図の左から右へ
α→α0とシフトされ、このときの誤り位置は第(n−
1)行から第0行へとシフトする。即ち、受信単語の最
下位の次数を第0行とすると第1行 (i+1番目)に
おける誤り位置数はαn−iである。
クロツクを同時に印加しデータ内容をシフトし、前回と
同様にその加算結果、即ち、誤り位置多項式がゼロであ
るかどうかを判定する。この動作を全部でn回繰り返し
、加算結果がゼロの場合のシフト回数、あるいは誤り位
置数αn−iを記憶する。この場合の受信単語、即ち、
受信多項式と誤り位置数の関係を第4図に示す。第4図
に示される様にチェンのアルゴリズムでは、1回データ
がシフトされるごとに誤り位置数は第4図の左から右へ
α→α0とシフトされ、このときの誤り位置は第(n−
1)行から第0行へとシフトする。即ち、受信単語の最
下位の次数を第0行とすると第1行 (i+1番目)に
おける誤り位置数はαn−iである。
発明が解決しようとする問題点
しかしながら、上記の様な構成では、短縮化された符号
、即ち、前述された例えばCF(q)上の符号におイテ
、符号長がn=q!ll−1=2″′−1単語より短か
い場合には、実際の符号長よりも多い、即ち、短縮化さ
れていない符号と同様のクロックシフトを必要とし、そ
のため余分な演算時間を要し高速化の妨げの一因となっ
ていた。
、即ち、前述された例えばCF(q)上の符号におイテ
、符号長がn=q!ll−1=2″′−1単語より短か
い場合には、実際の符号長よりも多い、即ち、短縮化さ
れていない符号と同様のクロックシフトを必要とし、そ
のため余分な演算時間を要し高速化の妨げの一因となっ
ていた。
本発明は上記問題点に鑑み、短縮化された符号のチェン
のアルゴリズム演算において、無駄なデータシフトをな
くシ、高速演算(処理)することのできるチェノのアル
ゴリズム実現装置を提供するものである。
のアルゴリズム演算において、無駄なデータシフトをな
くシ、高速演算(処理)することのできるチェノのアル
ゴリズム実現装置を提供するものである。
問題点を解決するだめの手段
この目的を達成するために本発明のチェンのアルゴリズ
ム実現装置は、従来のチェノのアルゴリズム実現装置が
複数個のmbitパラレルラッチに初期化時に誤り位置
多項式の係数を直接プリセットするのに対し、短縮化さ
れていない符号の符号長をn短縮化された符号の符号長
をn′とすると誤シ位置多項式の各係数ちにα(n−n
’+1)jを乗じ、その結果を前述の複数個のmbit
のパラレルラッチにプリセットする様に構成されている
。
ム実現装置は、従来のチェノのアルゴリズム実現装置が
複数個のmbitパラレルラッチに初期化時に誤り位置
多項式の係数を直接プリセットするのに対し、短縮化さ
れていない符号の符号長をn短縮化された符号の符号長
をn′とすると誤シ位置多項式の各係数ちにα(n−n
’+1)jを乗じ、その結果を前述の複数個のmbit
のパラレルラッチにプリセットする様に構成されている
。
作用
この構成によって、短縮化された符号の誤り位置数を求
めるために、あらかじめ既知である短縮化されない場合
の符号長、本発明の場合の例ではn=q”−1=2”−
1と短縮化された符号の符号長n′かdα(n−n’+
+)jなる値を求めておき、(n −n’ −)−1)
回のシフトをする代わりに誤り位置多項式の各係数σに
α(n−n’+1)jを乗じ1.その結果を前述の複数
のmbitパラレルラッチにプリセットし、それ以後(
n’−1)回のシフトを繰り返えす。これにより従来、
短縮化されていた符号であるにもかかわらず、短縮化さ
れていない符号と同じ処理ステップを必要としていたも
のが(n−n’−H)回のシフトの分だけ高速処理化可
能となる。
めるために、あらかじめ既知である短縮化されない場合
の符号長、本発明の場合の例ではn=q”−1=2”−
1と短縮化された符号の符号長n′かdα(n−n’+
+)jなる値を求めておき、(n −n’ −)−1)
回のシフトをする代わりに誤り位置多項式の各係数σに
α(n−n’+1)jを乗じ1.その結果を前述の複数
のmbitパラレルラッチにプリセットし、それ以後(
n’−1)回のシフトを繰り返えす。これにより従来、
短縮化されていた符号であるにもかかわらず、短縮化さ
れていない符号と同じ処理ステップを必要としていたも
のが(n−n’−H)回のシフトの分だけ高速処理化可
能となる。
実施例
以下本発明の一実施例について、図面を参照しながら説
明する。
明する。
第1図は本発明の一実施例におけるチェンのアルゴリズ
ム実現装置のブロック図を示すものである。第1図にお
いて、1〜4はmbitのパラレルラッチ、5〜8及び
41〜44は係数器、9は加算器、10は入力ゼロ判定
装置であり、11.12は入力ゼロ判定装置1oの出力
である。ここで、パラレルラッチ1〜4.係数器6〜8
、加算器9、入力ゼロ判定装置1oは従来例の構成と同
じものである。
ム実現装置のブロック図を示すものである。第1図にお
いて、1〜4はmbitのパラレルラッチ、5〜8及び
41〜44は係数器、9は加算器、10は入力ゼロ判定
装置であり、11.12は入力ゼロ判定装置1oの出力
である。ここで、パラレルラッチ1〜4.係数器6〜8
、加算器9、入力ゼロ判定装置1oは従来例の構成と同
じものである。
以上の様に構成されたチェノのアルゴリズム実現装置に
ついて、以下その動作について説明する。
ついて、以下その動作について説明する。
まず、あらかじめ求められた誤り位置多項式の各係数σ
jに短縮されていない場合の符号の符号長nと短縮され
た符号の符号長n′から決定される係数α(n−n’+
1)j を乗じ、その出力を複数のmbi、tパラレル
ラッチ1〜4にプリセットする。
jに短縮されていない場合の符号の符号長nと短縮され
た符号の符号長n′から決定される係数α(n−n’+
1)j を乗じ、その出力を複数のmbi、tパラレル
ラッチ1〜4にプリセットする。
次に、このプリセット状態から(n’−1)回のシフト
をとのmbitパラレルラッチ1〜4で繰り返し、1回
のシフトごとに加算器9で全てのラッチ出力と°°1”
を加算し、さらにその出力を入力ゼロ判定装置1oで判
定する。
をとのmbitパラレルラッチ1〜4で繰り返し、1回
のシフトごとに加算器9で全てのラッチ出力と°°1”
を加算し、さらにその出力を入力ゼロ判定装置1oで判
定する。
入力ゼロ判定装置1oの判定結果がゼロのときは受信単
語のその位置に符号誤りが発生しており、判定結果がノ
ンゼロのときは符号誤りなしである。
語のその位置に符号誤りが発生しており、判定結果がノ
ンゼロのときは符号誤りなしである。
この様にして求められた誤り位置数α−1から実際の符
号誤り位置を求め、さらに誤り数値を求めて符号誤りを
実行する。
号誤り位置を求め、さらに誤り数値を求めて符号誤りを
実行する。
第2図は従来と本実施例において、短縮化された符号の
誤り位置数を求めるチェンのアルゴリズム実現装置の動
作原理を示すもので、第2図に示すように本実施例では
、n=qW′−1=2°−1と短縮化された符号の符号
長n′からα(n−n’−H)jなる値を求めておき、
(n−n’+1)回のシフトをする代わりに誤り位置多
項式の各係数σjにα(n−rf ++ )jを乗じ、
その結果を前述の複数のmbitパラレルラッチにプリ
セットし、それ以後(n’−1)回の7フトを繰り返す
ことにより、従来短縮化されていた符号であるにもかか
わらず、短縮化されていない符号と同じ処理ステップを
必要としていたものが(n−n’+l)回のシフトの分
だけ高速処理化可能となるものである。
誤り位置数を求めるチェンのアルゴリズム実現装置の動
作原理を示すもので、第2図に示すように本実施例では
、n=qW′−1=2°−1と短縮化された符号の符号
長n′からα(n−n’−H)jなる値を求めておき、
(n−n’+1)回のシフトをする代わりに誤り位置多
項式の各係数σjにα(n−rf ++ )jを乗じ、
その結果を前述の複数のmbitパラレルラッチにプリ
セットし、それ以後(n’−1)回の7フトを繰り返す
ことにより、従来短縮化されていた符号であるにもかか
わらず、短縮化されていない符号と同じ処理ステップを
必要としていたものが(n−n’+l)回のシフトの分
だけ高速処理化可能となるものである。
以上の様に本実施例によれば、誤り位置多項式の根を求
める装置に誤り位置多項式の各係数σjに短縮されてい
ない符号の符号長nと短縮されている符号の符号長n′
及び原始多項式の原始光αで(n−n’++)j 決定される係数α をあらかじめ乗じておくた
めの係数器を設けることにより、短縮化された符号の誤
り位置数を少ないステップ数により高速に求めることが
できる。
める装置に誤り位置多項式の各係数σjに短縮されてい
ない符号の符号長nと短縮されている符号の符号長n′
及び原始多項式の原始光αで(n−n’++)j 決定される係数α をあらかじめ乗じておくた
めの係数器を設けることにより、短縮化された符号の誤
り位置数を少ないステップ数により高速に求めることが
できる。
発明の効果
以上の様に本発明によれば、誤り位置多項式の根を求め
る装置に誤り位置多項式の各係数σj に短縮されてい
ない符号の符号長nと短縮されている符号の符号長n′
及び原始多項式の原始光αで決定される係数α(n−n
’−N )j をあらかじめ乗じておくための係数器
を設けることにより、短縮化された符号の誤り位置数を
少ないステップ数により高速に求めることができる優れ
たチェンのアルゴリズム実現装置を実現できるものであ
る。
る装置に誤り位置多項式の各係数σj に短縮されてい
ない符号の符号長nと短縮されている符号の符号長n′
及び原始多項式の原始光αで決定される係数α(n−n
’−N )j をあらかじめ乗じておくための係数器
を設けることにより、短縮化された符号の誤り位置数を
少ないステップ数により高速に求めることができる優れ
たチェンのアルゴリズム実現装置を実現できるものであ
る。
第1図は本発明の一実施例におけるチェンのアルゴリズ
ム実現装置のブロック図、第2図は従来と本発明の短縮
化された符号の誤り位置数を求めるためのチェンのアル
ゴリズム実現装置の動作原理を説明するための状態図、
第3図は従来のチェンのアルゴリズム実現装置のブロッ
ク図、第4図は従来のチェンのアルゴリズム実現装置に
おける短縮化きれていない符号処理の動作原理を説明す
るための状態図である。 1〜4・・・・・・mbitパラレルランチ、41〜4
4・・・・・・係数器、9・・・・・・加算器、10・
・・・・・入力ゼロ判定装置。
ム実現装置のブロック図、第2図は従来と本発明の短縮
化された符号の誤り位置数を求めるためのチェンのアル
ゴリズム実現装置の動作原理を説明するための状態図、
第3図は従来のチェンのアルゴリズム実現装置のブロッ
ク図、第4図は従来のチェンのアルゴリズム実現装置に
おける短縮化きれていない符号処理の動作原理を説明す
るための状態図である。 1〜4・・・・・・mbitパラレルランチ、41〜4
4・・・・・・係数器、9・・・・・・加算器、10・
・・・・・入力ゼロ判定装置。
Claims (1)
- 有限体GF(q^m)上で定義された短縮化されたリー
ドソロモン符号の誤り訂正装置の中の誤り位置数を求め
るためのチェンのアルゴリズムを実現する装置であって
、短縮化されていない符号の符号長nと、短縮化された
符号の符号長n′と原始多項式の原始元αとで決定され
る係数α^(^n^−^n^′^+^1^)^jを誤り
位置多項式の各係数σ_j(jは誤り位置多項式の次数
)に乗ずる係数器と、この係数器の出力が個々にプリセ
ットされる複数個のラッチと、この複数個のラッチの入
出力間に挿入された係数器と、この複数個のラッチ出力
及び“1”を入力とする加算器と、この加算器の出力を
入力とする入力ゼロ判定装置とを備えたことを特徴とす
るチェンのアルゴリズム実現装置。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP27726986A JPS63131623A (ja) | 1986-11-20 | 1986-11-20 | チエンのアルゴリズム実現装置 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP27726986A JPS63131623A (ja) | 1986-11-20 | 1986-11-20 | チエンのアルゴリズム実現装置 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS63131623A true JPS63131623A (ja) | 1988-06-03 |
Family
ID=17581168
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP27726986A Pending JPS63131623A (ja) | 1986-11-20 | 1986-11-20 | チエンのアルゴリズム実現装置 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS63131623A (ja) |
Cited By (3)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH01130629A (ja) * | 1987-11-17 | 1989-05-23 | Hitachi Ltd | 誤り位置算出方法 |
JPH03121627A (ja) * | 1989-10-04 | 1991-05-23 | Toshiba Corp | チエンサーチ回路 |
US6647529B2 (en) | 2000-01-18 | 2003-11-11 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | Chien's searching apparatus |
-
1986
- 1986-11-20 JP JP27726986A patent/JPS63131623A/ja active Pending
Cited By (3)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH01130629A (ja) * | 1987-11-17 | 1989-05-23 | Hitachi Ltd | 誤り位置算出方法 |
JPH03121627A (ja) * | 1989-10-04 | 1991-05-23 | Toshiba Corp | チエンサーチ回路 |
US6647529B2 (en) | 2000-01-18 | 2003-11-11 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | Chien's searching apparatus |
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