JPS6329450B2 - - Google Patents
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- JPS6329450B2 JPS6329450B2 JP52104533A JP10453377A JPS6329450B2 JP S6329450 B2 JPS6329450 B2 JP S6329450B2 JP 52104533 A JP52104533 A JP 52104533A JP 10453377 A JP10453377 A JP 10453377A JP S6329450 B2 JPS6329450 B2 JP S6329450B2
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Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L1/00—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received
- H04L1/004—Arrangements for detecting or preventing errors in the information received by using forward error control
- H04L1/0056—Systems characterized by the type of code used
- H04L1/0057—Block codes
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Detection And Correction Of Errors (AREA)
- Error Detection And Correction (AREA)
Description
本発明は誤りの多い伝送系に適用して好適な新
規な誤り訂正符号化方法に関する。
本発明は、誤り訂正符号によつて受信側におけ
る誤り検出及び誤り訂正を可能とするものであ
る。
従来の誤り訂正符号は、電子計算機における主
記憶装置などのように伝送路、情報ともに高品質
の場合か又は宇宙通信などのようにともに低品質
の場合に用いるべく検討されてきた。このような
誤り訂正符号としては例えば特開昭51−147925号
に示されるようにマトリクス状に配列されたビツ
ト情報より行及び列方向のビツト単位の演算によ
り誤り訂正符号を形成するものが知られている。
しかるに、磁気記録再生装置を用いてPCM方
式でオーデイオ信号を記録再生する場合には、低
品質の伝送路に高品質の情報を伝送することが要
求される。また訂正が不可能な場合でも、その頻
度が少なければ、誤りを検出して補正(前値ホー
ルド又は平均値補間)することも許される。従来
の誤り訂正符号はこのような用途には、誤り訂正
能力が不十分なうえその能力以上の誤りが発生し
た場合には訂正の結果、新たな誤りが生じる訂正
ミスが生じ、そのために他の誤り検出符号を組合
せて使用しなければならず、総合的な効率が低下
する問題点があつた。また、ビツト単位の訂正符
号化では訂正復号する場合に各誤りビツトの位置
を知る必要があり、しかも1ビツトずつ訂正する
ため訂正に要する演算時間が長くなり高速処理が
困難であつた。
本発明は上述のようにPCM方式でオーデイオ
信号を記録再生する用途に使用して好適な新規な
誤り訂正符号を用いた誤り訂正符号化方法を提供
せんとするものである。即ち本発明による誤り訂
正符号は下記に列挙する特長を有するものであ
る。
第1に、誤り訂正能力が高く、効率が良い。
第2に訂正能力以上の誤りに対して訂正ミスを
生じずに、これを確実に検出することができる。
第3に訂正能力以上の誤りが検出された際に、
補正に移行するのはブロツク全体ではなく、必要
最少限のワード数であり、PCM録音に適用した
ときには、補正による聴感上の不自然さを軽減で
きる。
第4にバースト状誤りとランダム状誤りの両方
に対して効果がある。
第5にエンコーダ、デコーダの構成が比較的簡
単である。
以下、かかる特長を有する誤り訂正符号(これ
をクロスワード符号と呼ぶ)について説明する。
まず、送信行列をV、シンドローム行列をS、検
査行列をH、誤り行列をE、受信行列をUと夫々
おくと、例えば伝送ワードが8ワード、情報ワー
ドが4ワードの場合の1ブロツクのクロスワード
符号の一例が下式に示される。
HV=O …(1)
HU=HE=S …(2)
U=V+E …(3)
The present invention relates to a novel error correction encoding method suitable for application to a transmission system with many errors. The present invention enables error detection and error correction on the receiving side using an error correction code. Conventional error correction codes have been considered for use in cases where both the transmission path and the information are of high quality, such as in the main memory of an electronic computer, or where both are of low quality, such as in space communications. As an example of such an error correcting code, there is a known one that forms an error correcting code by performing bit-by-bit operations in the row and column directions from bit information arranged in a matrix, as shown in Japanese Patent Application Laid-Open No. 147925/1982. ing. However, when recording and reproducing audio signals using the PCM method using a magnetic recording and reproducing device, it is required to transmit high quality information over a low quality transmission path. Furthermore, even if correction is impossible, if the frequency of errors is low, it is permissible to detect errors and correct them (previous value hold or average value interpolation). Conventional error-correcting codes have insufficient error-correcting ability for such uses, and if an error that exceeds that ability occurs, the correction will result in a correction error that will result in a new error. Error detection codes had to be used in combination, resulting in a problem of lower overall efficiency. Furthermore, in bit-by-bit correction coding, it is necessary to know the position of each error bit when performing correction decoding, and since each bit is corrected one by one, the computation time required for correction is long, making high-speed processing difficult. The present invention aims to provide an error correction encoding method using a novel error correction code suitable for use in recording and reproducing audio signals using the PCM system as described above. That is, the error correction code according to the present invention has the features listed below. First, it has high error correction ability and is efficient. Second, it is possible to reliably detect errors that exceed the correction ability without causing correction errors. Third, when an error is detected that exceeds the correction ability,
It is not the entire block that is moved to correction, but the minimum number of words necessary, and when applied to PCM recording, it is possible to reduce the auditory unnaturalness caused by correction. Fourth, it is effective against both burst errors and random errors. Fifth, the configurations of the encoder and decoder are relatively simple. An error correction code (referred to as a crossword code) having such features will be described below.
First, let the transmission matrix be V, the syndrome matrix S, the parity check matrix H, the error matrix E, and the reception matrix U. For example, when there are 8 transmission words and 4 information words, one block cross An example of a word code is shown in the formula below. HV=O…(1) HU=HE=S…(2) U=V+E…(3)
【式】【formula】
【式】【formula】
ただし、上式において、M1〜M8は各1ワード
の情報ワード、R5〜R8は各1ワードの検査ワー
ド、s1〜s4は各1ワードのシンドロームワード
で、これは語長はすべて等しくnビツトで、n次
元の横ベクトルとして表示される。この明細書に
おいて+は2を法とする演算法(mod.2)に従う
加算を意味するものとし、また行列やベクトルの
要素が全て0のときは0とし、1要素でも1のと
きは1とする。
更に、上述のクロスワード符号の1ブロツクを
他の形で表わすと、 However, in the above equation, M 1 to M 8 are information words of one word each, R 5 to R 8 are test words of one word each, and s 1 to s 4 are syndrome words of one word each, which is the word length. are all equally n-bits and are represented as n-dimensional horizontal vectors. In this specification, + means addition according to the arithmetic method modulo 2 (mod.2), and when all the elements of a matrix or vector are 0, it is treated as 0, and when even one element is 1, it is treated as 1. do. Furthermore, if one block of the above-mentioned crossword code is expressed in another form,
【表】
となる。この形で表現すると、検査ワードR5が
情報ワードM1及びM2に対するものであり、検査
ワードR6が情報ワードM3及びM4に対するもので
あり、検査ワードR7が情報ワードM1及びM3に対
するものであり、検査ワードR8が情報ワードM2
及びM4に対するものであることが直観的に理解
されよう。そしてPCM録音などで1ブロツクの
符号を直列的に伝送する順序としては、M1から
始めてM3、R7、M2、M4、R8、R5、R6の順序又
はM1、M2、R5、M3、M4、R6、R7、R8の順序
とされる。
さてクロスワード符号を構成するうえで重要な
仮定を下記に示す。
仮定:ei+ej=0(i≠j)となるのは、ei=
0、ej=0のときのみである。
(ei≠0、ej≠0)のときに(ei+ej=0)と
なる確率は2-n(n=ワード長)であるため、ワー
ド長nを誤り率などに対して十分大きくとれば、
上記の仮定は近似的に成立する。言い換えれば、
クロスワード符号においては、2つの誤りワード
(ei、ej)が偶然同一となる確率が無視しうるほ
ど小さくなるようにワード長nを選定する。
上述のクロスワード符号の復号は誤り位置の検
出のための論理演算と、シンドロームワードと、
受信ワードの加算による訂正の実行に分けられ
る。第1図はこの復号における誤り位置の検出の
ための論理演算を示すフローチヤートであつて、
訂正の実行方法に関してはリターン符号によつて
表わされ、更に誤りワード数が0個〜8個までの
各々についての場合の数が示されている。第1図
において、Yは肯定を意味し、Nは否定を意味す
る。またリターン符号は、0、1、2、×の4通
りの値があつて、夫々が訂正の実行に関して下記
の意味を有するものと約束する。
0:正しいワードであるから、訂正及び補正の何
れも行なわない。
1:受信系列のワードu1又はu2に対して夫々にシ
ンドロームワードs1を加算することによつて誤
りワード(e1又はe2)を訂正して送信系列の情
報ワードM1又はM2を求める。
受信系列のワードu3又はu4に対して夫々にシ
ンドロームワードs2を加算することによつて誤
りワード(e3又はe4)を訂正して送信系列の情
報ワードM3又はM4を求める。
2:受信系列のワードu1又はu3に対して夫々にシ
ンドロームワードs3を加算することによつて誤
りワード(e1又はe3)を訂正して送信系列の情
報ワードM1又はM3を求める。
受信系列のワードu2又はu4に対して夫々にシ
ンドロームワードs4を加算することによつて誤
りワード(e2又はe4)を訂正して送信系列の情
報ワードM2又はM4を求める。
×:訂正不可能なので補正(前値ホールド又は平
均値補間)をそのワードについて行なう。
なお、ワードu1に対してシンドロームワードs1
又はs3の何れを加算しても誤りを訂正できる場
合、同様にワードu2、u3、u4の夫々に対してシン
ドロームワード(s1又はs4)(s2又はs3)(s2又は
s4)の何れを加算しても誤りを訂正できる場合
は、リターン符号を1とする。
第1図に示される復号のいくつかの場合につい
て説明するに、前述の(2)式、(5)式、(7)式、(8)式よ
り、
となる。
復号が開始(スタート)されて、(s1=0)で
(s2=0)であれば、前述の仮定及び(9)式から
(e1e2e3e4e5e6)の全てが0であり、u1u2u3u4の
夫々は正しく、これらが送信系列の情報ワード
M1M2M3M4であるとされる。ここで、e7e8は0
であるかどうか不明である。従つて(e7=e8=
0)で送信系列の情報ワード及び検査ワードが全
て正しい場合、即ち誤りワード数が0の場合が1
通りあり、e7又はe8の何れかが存在する場合即ち
誤りワード数が1の場合が2通りあり、e7及びe8
がともに存在する場合即ち誤りワード数が2の場
合が1通りある。しかし、検査ワードR7又はR8
に誤りが含まれていても差支えないので、訂正及
び補正を行なわなくてよい。このように情報ワー
ドに関して誤りが生じていなければ、(s1=0)
と(s2=0)の判別を行なうだけですむ。大多数
の場合は、この系路を通ることになるので、全体
として復号に要する時間は極めて短くてすむ。
次に、(s1≠0)→(s3=0)→(s4=0)であ
れば、(e1e2e3e4e7e8)の全てが0であると判別さ
れ、u1u2u3u4の夫々は正しく、これらは情報ワー
ドM1M2M3M4であると判定され、訂正及び補正
は行なわれない。検査ワードR5及びR6について
は、検査ワードR5のみに誤り(e5)が含まれて
いる1ワード誤りの場合(s1≠0であるから)
と、検査ワードR5及びR6がともに誤つている2
ワード誤りの場合とがありうる。
次に、(s1=0)→(s2≠0)→(s2=s3)であ
れば、(s1=0)の条件から(e1、e2、e5=0)で
あると判定できる。また、(s2=s3)は
e3+e4+e6=e1+e3+e7
となり、これは
e4+e6=e1+e7
となる。ここで(e1=0)であるから
e4+e6+e7=0
となる。故に仮定より、(e4、e6、e7=0)であ
ると判定できる。e8は0であるかどうか不明であ
るが、(s2≠0)の条件から、受信ワードu3には
誤りが存在する(e3≠0)ことになる。つまり、
この場合では、
u3+s3=(M3+e3)+e3=M3
によつて誤りを訂正でき、リターン符号は2とな
る。誤りワード数が1(e3≠0)の場合は1通り
あり、誤りワード数が2(e3、e8≠0)の場合は
1通りある。
次に、(s1≠0)→(s3≠0)→(s3=s1+s2)
の場合について説明する。この場合は、
e1+e3+e7=e1+e2+e5+e3+e4+e6
e2+e4+e5+e6+e7=0
となり、(e2、e4、e5、e6、e7=0)と判定でき
る。従つて受信ワードu1及びu3が誤つていること
になり、夫々
u1+s1=(M1+e1)+e1=M1
u3+s2=(M3+e3)+e3=M3
によつて誤りを訂正でき、u1及びu3に関するリタ
ーン符号は1となる。e8が0であるかどうか不明
であるから、2ワード誤りの場合が1通り、3ワ
ード誤りの場合が1通り存在する。
次に(s1≠0)→(s3≠0)→(s3≠s1+s2)
→(s1=s3)→(s2≠0)→(s4≠0)→(s2≠
s4)の場合について述べる。この場合は、
e1+e2+e5=e1+e3+e7
であるから、(e2、e3、e5、e7=0)となる。(s1
≠0)又は(s3≠0)の条件から(e1≠0)であ
る。従つて、受信ワードu1については、(u1+s1)
又は(u1+s3)の加算によつて誤りを訂正でき、
u1に関するリターン符号は1となる。また、(s2
≠0)又は(s4≠0)の条件は、(e4+e6≠0)
又は(e4+e8≠0)と書き換えられるから、仮定
より(e4≠0)即ち受信ワードu4は誤つている場
合がある。(e4=0)で上記の条件が成立するの
は(e6、e8≠0)の場合のみである。しかしこれ
をシンドロームワードから検出することは不可能
である。このように受信ワードu4が誤つていると
きの誤り訂正は不可能であるので、これは補正さ
れることになる。このときのu4についてのリター
ン符号は×である。
以下、同様に検討すれば復号の全過程は第1図
に示すものとなる。そして上述の例にあげた伝送
ワードが8ワードで情報ワードが4ワード(冗長
度50%)のクロスワード符号の誤り訂正能力は第
2図に示される。第2図においてPwはワード誤
り率であつて、誤りがランダムな場合、i重ワー
ド誤りを生じる確率はPwi(1−Pw)8-iとなる。
従つてランダム誤りに対するクロスワード符号の
性能は第2図から下記のように表わされる。
誤りなし確率:(1−Pw)8
訂正可能確率:8Pw(1−Pw)7+16Pw2(1−
Pw)6+4Pw3(1−Pw)5
1ワード補正の確率:12Pw2(1−Pw)6+4Pw3
(1−Pw)5
2ワード補正の確率:44Pw3(1−Pw)5+24Pw4
(1−Pw)4+4Pw5(1−Pw)3
4ワード補正の確率:4Pw3(1−Pw)5+46Pw4
(1−Pw)4+52Pw5(1−Pw)3+28Pw6(1−
Pw)2+8Pw7(1−Pw)+Pw8
なお、4ワード補正の場合は、1ブロツクに関
して正しい情報ワードが1ワードも得られないこ
とであるから訂正不可能な場合ということができ
る。
従つて誤り訂正可能なのは、1ワード誤りの
100〔%〕、2ワード誤りの57〔%〕、3ワード誤り
の7〔%〕である。また1ワード補正が必要なの
は2ワード誤りの43〔%〕、3ワード誤りの7〔%〕
である。なお、検出ミス及び訂正ミスの確率はい
ずれも2-n(n=ワード長)である。このような検
出ミス及び訂正ミスは2ワード誤りを誤りなしと
みなしたり、3ワード誤りを1ワード誤りとみな
したりするために生じるが、1ワードのビツト数
をそのような検出ミスが生じる確率が実質的に無
視できる程度小さくなるような長さに設定してお
けばよい。
また、バースト誤りに対しては、1ブロツクの
2ワードのバースト誤りが訂正可能な性能を有す
る。
上述のクロスワード符号による本発明が適用さ
れた通信系を第3図に示す。第3図において、1
は例えばオーデイオ信号がPCM変調されてなる
nビツトの情報ワードM1〜M4が直列的に加えら
れる入力端子である。これら情報ワードはバツフ
アメモリ2に貯えられる。3は検査ワード形成回
路で、バツフアメモリ2に貯えられている情報ワ
ードから検査ワードR5〜R8を作成する。例えば
検査ワードR5は(M1+M2)によつて形成される
から、情報ワードM1及びM2の各ビツトをn個の
エクスクルーシブオア回路に並列的に供給するこ
とで得ることができる。4はバツフアメモリ2か
らの情報ワードと検査ワード形成回路3からの検
査ワードとを選択して直列化するための切換回路
である。この切換回路4からの伝送ワード(情報
ワード及び検査ワード)が送信回路6に供給され
る。バツフアメモリ2、検査ワード形成回路3及
び切換回路4は、タイミング制御回路5によつて
制御される。
送信回路6は伝送ワードを伝送路7に適した形
態の信号に変換するためのものである。送信回路
6は単なる増幅器の場合もあれば、変調(振幅変
調、周波数変調等)回路の場合もある。また、伝
送路7がVTR(ビデオテープレコーダ)のときに
は、伝送ワードをテレビ信号と同一の信号形態に
変換してVTR自体に変更を加えることなく、
PCM信号の記録再生を行なうことができる。
8は受信回路を示し、その出力に得られる受信
系列がバツフアメモリ9に貯えられる。このバツ
フアメモリ9に貯えられている受信系列からシン
ドローム形成回路10にてシンドロームワードが
形成される。このシンドロームワードは訂正論理
演算回路11に供給され、これにて第1図のフロ
ーチヤートで示される論理演算がなされ、その結
果、前述のリターン符号が発生する。このリター
ン符号によつて所定の誤り訂正動作を行なう誤り
訂正回路12が設けられている。この誤り訂正回
路12は、本来的に正しいか、若しくは誤りが訂
正されて正しい情報ワード又は補正がされた情報
ワードを発生し、これがバツフアメモリ13に供
給される。バツフアメモリ13は、誤りの態様に
よつて訂正又は補正に要する時間が異なることを
補正するもので、一定のビツトタイミング、ワー
ドタイミングの情報ワードが出力端子14に得ら
れる。
なお、15はバツフアメモリー9,13、シン
ドローム形成回路10、訂正論理演算回路11及
び誤り訂正回路12に対するタイミング制御回路
である。
本発明によるクロスワード符号は上述のように
伝送ワードが8ワード、情報ワードが4ワード以
外に仮定及び(1)〜(3)式を満足する種々の変形され
た構成をとりうるものである。クロスワード符号
の他の構成を下記に示す。
そのひとつは、伝送ワードが10ワードで情報ワ
ードが4ワードであつて、送信行列V、検査行列
H及びシンドローム行列Sが下式で示される構成
のものである。
[Table] becomes. Expressed in this form, test word R 5 is for information words M 1 and M 2 , test word R 6 is for information words M 3 and M 4 , and test word R 7 is for information words M 1 and M 4 . M 3 and the test word R 8 is the information word M 2
and M 4 may be intuitively understood. In PCM recording, etc., the order in which one block of codes is transmitted serially is starting from M 1 and then M 3 , R 7 , M 2 , M 4 , R 8 , R 5 , R 6 or M 1 , M 2 , R5 , M3 , M4 , R6 , R7 , R8 . Now, the important assumptions in constructing the crossword code are shown below. Assumption: ei+ej=0 (i≠j) because ei=
0, only when ej=0. The probability that (ei + ej = 0) when (ei≠0, ej≠0) is 2 - n (n = word length), so if the word length n is set large enough for the error rate, etc.
The above assumption holds approximately true. In other words,
In a crossword code, the word length n is selected so that the probability that two erroneous words (ei, ej) coincidentally become the same is negligibly small. Decoding of the above-mentioned crossword code involves logical operations for detecting error positions, syndrome words,
It is divided into the execution of correction by addition of received words. FIG. 1 is a flowchart showing logical operations for detecting error positions in this decoding,
The correction execution method is represented by a return code, and the number of cases for each of the number of error words from 0 to 8 is also shown. In FIG. 1, Y means affirmation and N means negation. Further, the return code has four values, 0, 1, 2, and x, and each value has the following meaning regarding execution of correction. 0: Since the word is correct, neither correction nor correction is performed. 1: Correct the error word (e 1 or e 2 ) by adding the syndrome word s 1 to the word u 1 or u 2 of the received sequence, respectively, and correct the information word M 1 or M 2 of the transmitted sequence. seek. Correct the error word (e 3 or e 4 ) by adding the syndrome word s 2 to the word u 3 or u 4 of the received sequence, respectively, to obtain the information word M 3 or M 4 of the transmitted sequence. . 2: Correcting the error word (e 1 or e 3 ) by adding the syndrome word s 3 to the word u 1 or u 3 of the received sequence, respectively, to the information word M 1 or M 3 of the transmitted sequence seek. Correct the error word (e 2 or e 4 ) by adding the syndrome word s 4 to the word u 2 or u 4 of the received sequence, respectively, to obtain the information word M 2 or M 4 of the transmitted sequence. . ×: Correction is not possible, so correction (previous value hold or average value interpolation) is performed for that word. In addition, syndrome word s 1 for word u 1
or s 3 , the syndrome word ( s 1 or s 4 ) (s 2 or s 3 ) (s 2 or
If the error can be corrected by adding any of s 4 ), the return code is set to 1. To explain some cases of decoding shown in FIG. 1, from the above-mentioned equations (2), (5), (7), and (8), becomes. If decoding is started and (s 1 = 0) and (s 2 = 0), then (e 1 e 2 e 3 e 4 e 5 e 6 ) can be obtained from the above assumption and equation (9). All are 0, each of u 1 u 2 u 3 u 4 is correct, and these are the information words of the transmission sequence
It is said that M 1 M 2 M 3 M 4 . Here, e 7 e 8 is 0
It is unclear whether this is the case. Therefore (e 7 = e 8 =
0), when all the information words and check words of the transmission sequence are correct, that is, when the number of error words is 0, it is 1.
There are two cases where either e 7 or e 8 exists, that is, the number of error words is 1, e 7 and e 8
There is one case where both exist, that is, the number of error words is 2. However, the test word R 7 or R 8
There is no problem even if there is an error in the information, so there is no need to make corrections or amendments. If no error occurs regarding the information word in this way, (s 1 = 0)
It is only necessary to determine that (s 2 =0). In most cases, the data will pass through this path, so the overall time required for decoding is extremely short. Next, if (s 1 ≠ 0) → (s 3 = 0) → (s 4 = 0), it is determined that all of (e 1 e 2 e 3 e 4 e 7 e 8 ) are 0. , u 1 u 2 u 3 u 4 are determined to be correct and are information words M 1 M 2 M 3 M 4 , and no corrections or corrections are made. Regarding test words R 5 and R 6 , in the case of a one-word error where only test word R 5 contains an error (e 5 ) (because s 1 ≠ 0)
and both test words R 5 and R 6 are incorrect 2
There may be cases of word errors. Next, if (s 1 = 0) → (s 2 ≠ 0) → (s 2 = s 3 ), then from the condition (s 1 = 0), (e 1 , e 2 , e 5 = 0) It can be determined that there is. Also, (s 2 = s 3 ) becomes e 3 +e 4 +e 6 =e 1 +e 3 +e 7 , which becomes e 4 +e 6 =e 1 +e 7 . Here, since (e 1 =0), e 4 +e 6 +e 7 =0. Therefore, based on the assumption, it can be determined that (e 4 , e 6 , e 7 =0). Although it is unclear whether e 8 is 0, it follows from the condition (s 2 ≠ 0) that there is an error in the received word u 3 (e 3 ≠ 0). In other words,
In this case, the error can be corrected by u 3 +s 3 =(M 3 +e 3 )+e 3 =M 3 , and the return code becomes 2. There is one case when the number of error words is 1 (e 3 ≠0), and there is one case when the number of error words is 2 (e 3 , e 8 ≠0). Next, (s 1 ≠ 0) → (s 3 ≠ 0) → (s 3 = s 1 + s 2 )
The case will be explained below. In this case, e 1 + e 3 + e 7 = e 1 + e 2 + e 5 + e 3 + e 4 + e 6 e 2 + e 4 + e 5 + e 6 + e 7 = 0, and (e 2 , e 4 , e 5 , e 6 , e 7 =0). Therefore, the received words u 1 and u 3 are incorrect, respectively u 1 +s 1 =(M 1 +e 1 )+e 1 =M 1 u 3 +s 2 =(M 3 +e 3 )+e 3 =M 3 The error can be corrected by , and the return code for u 1 and u 3 is 1. Since it is unknown whether e 8 is 0 or not, there is one case of a 2-word error and one case of a 3-word error. Next, (s 1 ≠ 0) → (s 3 ≠ 0) → (s 3 ≠ s 1 + s 2 )
→ (s 1 = s 3 ) → (s 2 ≠ 0) → (s 4 ≠ 0) → (s 2 ≠
Let's discuss the case of s4 ). In this case, since e 1 +e 2 +e 5 =e 1 +e 3 +e 7 , (e 2 , e 3 , e 5 , e 7 =0). (s 1
≠0) or (s 3 ≠0), so (e 1 ≠0). Therefore, for received word u 1 , (u 1 +s 1 )
Or the error can be corrected by adding (u 1 + s 3 ),
The return code for u 1 is 1. Also, (s 2
≠0) or (s 4 ≠0) is (e 4 +e 6 ≠0)
Or, since it is rewritten as (e 4 +e 8 ≠0), it is assumed that (e 4 ≠0), that is, the received word u 4 may be incorrect. The above condition holds true for (e 4 =0) only when (e 6 , e 8 ≠0). However, it is impossible to detect this from syndrome words. Since error correction is impossible when the received word u 4 is erroneous in this way, it must be corrected. The return code for u 4 at this time is ×. If we consider the same way below, the entire process of decoding will be as shown in FIG. FIG. 2 shows the error correction ability of the crossword code given in the above example, which has 8 transmission words and 4 information words (50% redundancy). In FIG. 2, Pw is the word error rate, and when errors are random, the probability of i-fold word errors is Pw i (1-Pw) 8-i .
Therefore, the performance of the crossword code against random errors can be expressed from FIG. 2 as follows. Probability of no error: (1-Pw) Probability of 8 correction: 8Pw (1-Pw) 7 +16Pw 2 (1-
Pw) 6 +4Pw 3 (1-Pw) 5 Probability of 1-word correction: 12Pw 2 (1-Pw) 6 +4Pw 3
(1-Pw) 5 Probability of 2-word correction: 44Pw 3 (1-Pw) 5 +24Pw 4
(1-Pw) 4 +4Pw 5 (1-Pw) 3 Probability of 4-word correction: 4Pw 3 (1-Pw) 5 +46Pw 4
(1-Pw) 4 +52Pw 5 (1-Pw) 3 +28Pw 6 (1-
Pw) 2 +8Pw 7 (1-Pw) +Pw 8 Note that in the case of 4-word correction, since not even a single correct information word can be obtained for one block, it can be said that correction is impossible. Therefore, only one word error can be corrected.
100 [%], 57 [%] of 2-word errors, and 7 [%] of 3-word errors. Also, 1-word correction is required for 43% of 2-word errors and 7% of 3-word errors.
It is. Note that the probabilities of detection errors and correction errors are both 2 -n (n=word length). Such detection errors and correction errors occur because a two-word error is regarded as no error, or a three-word error is regarded as a one-word error, but the probability of such a detection error occurring is determined by the number of bits in one word. It may be set to a length that is so small that it can be practically ignored. Furthermore, regarding burst errors, it has the ability to correct burst errors of two words in one block. FIG. 3 shows a communication system to which the present invention using the above-mentioned crossword code is applied. In Figure 3, 1
is an input terminal to which n-bit information words M1 to M4 , which are obtained by PCM modulating an audio signal, are applied in series, for example. These information words are stored in buffer memory 2. 3 is a test word forming circuit which creates test words R 5 to R 8 from the information words stored in the buffer memory 2; For example, the test word R 5 is formed by (M 1 +M 2 ) and can therefore be obtained by feeding each bit of the information words M 1 and M 2 in parallel to n exclusive OR circuits. Reference numeral 4 designates a switching circuit for selecting and serializing the information word from the buffer memory 2 and the test word from the test word forming circuit 3. Transmission words (information words and check words) from this switching circuit 4 are supplied to a transmitting circuit 6. The buffer memory 2, test word forming circuit 3 and switching circuit 4 are controlled by a timing control circuit 5. The transmission circuit 6 is for converting the transmission word into a signal in a form suitable for the transmission line 7. The transmitting circuit 6 may be a simple amplifier or may be a modulation (amplitude modulation, frequency modulation, etc.) circuit. Furthermore, when the transmission line 7 is a VTR (video tape recorder), the transmission word can be converted into the same signal form as a television signal, without making any changes to the VTR itself.
It is possible to record and play back PCM signals. Reference numeral 8 indicates a receiving circuit, and a received sequence obtained as an output thereof is stored in a buffer memory 9. A syndrome word is formed by a syndrome forming circuit 10 from the received sequence stored in the buffer memory 9. This syndrome word is supplied to the correction logic operation circuit 11, which performs the logic operation shown in the flowchart of FIG. 1, and as a result, the aforementioned return code is generated. An error correction circuit 12 is provided which performs a predetermined error correction operation using this return code. The error correction circuit 12 generates an information word that is inherently correct or correct with errors corrected, or a corrected information word, which is supplied to a buffer memory 13. The buffer memory 13 compensates for the fact that the time required for correction or correction varies depending on the type of error, and information words with constant bit timing and word timing are obtained at the output terminal 14. Note that 15 is a timing control circuit for the buffer memories 9 and 13, the syndrome forming circuit 10, the correction logic operation circuit 11, and the error correction circuit 12. The crossword code according to the present invention may have various modified configurations other than the eight transmission words and four information words described above that satisfy the assumptions and equations (1) to (3). Other configurations of crossword codes are shown below. One of them has a configuration in which the transmission words are 10 words and the information words are 4 words, and the transmission matrix V, parity check matrix H, and syndrome matrix S are expressed by the following formula.
【式】
この(10)〜(12)式に示されるクロスワード符号
は、(M1+M4+R9=0)となるようにされた検
査ワードR9と(M2+M3+R10=0)となるよう
にされた検査ワードR10が付加されたものであ
る。このクロスワード符号の復号についての詳細
は略するが、その性能を第4図に示す。このクロ
スワード符号の冗長度は60〔%〕となるが、第4
図から明かなように、1ワード誤りの場合のみな
らず、2ワード誤りの場合も100〔%〕訂正可能と
なるように性能は向上する。
同様に伝送ワードが10ワード、情報ワードが4
ワードであつて冗長度が60〔%〕であるが、検査
ワードR5〜R8に対する検査ワードR9及びR10を付
加するようにしても良い。即ち、送信行列V及び
シンドローム行列Sは(11)式及び(12)式と同
一であるが、検査行列Hが下式の構成である。
この(13)式の検査行列Hを有するクロスワー
ド符号の性能を第5図に示す。但し確率について
は第4図と同じであつて省略されている。
更に伝送ワードが12ワード、情報ワードが6ワ
ード(冗長度50〔%〕)であつて、送信行列V、誤
り行列E、受信行列U、シンドローム行列S及び
検査行列Hが下式のクロスワード符号について説
明する。[Formula] The crossword code shown in these formulas (10) to (12) consists of the test word R 9 set to (M 1 +M 4 +R 9 =0) and (M 2 +M 3 +R 10 =0). ) is added with the test word R10 . Although the details of the decoding of this crossword code are omitted, its performance is shown in FIG. The redundancy of this crossword code is 60%, but the 4th
As is clear from the figure, the performance is improved so that not only 1-word errors but also 2-word errors can be corrected to 100%. Similarly, there are 10 transmission words and 4 information words.
Although the redundancy is 60%, test words R9 and R10 may be added to the test words R5 to R8 . That is, the transmission matrix V and the syndrome matrix S are the same as equations (11) and (12), but the parity check matrix H has the structure shown in the following equation. FIG. 5 shows the performance of the crossword code having the check matrix H of equation (13). However, the probability is the same as in FIG. 4 and is omitted. Furthermore, the crossword code has 12 transmission words and 6 information words (redundancy 50%), and the transmission matrix V, error matrix E, reception matrix U, syndrome matrix S, and check matrix H are as follows: I will explain about it.
【式】【formula】
これらの(14)〜(18)式で示される構成のク
ロスワード符号の性能を第6図に示す。第6図か
ら明かなように、この例では任意の2ワードまで
の誤りは訂正可能、3ワード誤りに関しては46.4
〔%〕訂正可能であつて、21.8〔%〕は1ワードの
みの補正を必要とし、残りの31.8〔%〕が2ワー
ド以上の補正を要する。4ワード誤り、5ワード
誤りに関しては、訂正可能はそれぞれ15.8〔%〕
および0.8〔%〕となる。また(18)式の下3行の
うちの1行のみに関連するワードの訂正は極めて
簡単な復号器で実行できる。即ちs4〜s6により誤
り行を判別し、s1〜s3を加算すれば良い。この方
法は4ワード毎のインターリーブ(ワードの順序
の並び変え)と併用するか、もしくは多トラツク
固定ヘツド方式に有効である。
また伝送ワードが15ワード、情報ワードが9ワ
ード(冗長度40〔%〕)であつて送信行列V、誤り
行列E、受信行列U、シンドローム行列S及び検
査行列Hが下式のクロスワード符号も構成でき
る。 FIG. 6 shows the performance of the crossword code configured as shown in equations (14) to (18). As is clear from Figure 6, in this example, errors of up to two words can be corrected, and errors of up to three words can be corrected by 46.4
[%] are correctable, 21.8 [%] require correction of only one word, and the remaining 31.8 [%] require correction of two or more words. Regarding 4-word errors and 5-word errors, the correctable rate is 15.8 [%] each.
and 0.8 [%]. Furthermore, correction of words related to only one of the bottom three rows of equation (18) can be performed with an extremely simple decoder. That is, it is sufficient to determine the error line based on s 4 to s 6 and add s 1 to s 3 . This method is useful in conjunction with interleaving every four words (reordering the words) or in a multi-track fixed head system. There is also a crossword code with 15 transmission words and 9 information words (redundancy: 40%), where the transmission matrix V, error matrix E, reception matrix U, syndrome matrix S, and check matrix H are as follows: Can be configured.
【式】【formula】
これら(19)式〜(23)式で示されるクロスワ
ード符号の性能を第7図に示す。
以上述べた本発明によるクロスワード符号の各
例の性能を要約すると(第1表)のようになる。 The performance of the crossword code expressed by these equations (19) to (23) is shown in FIG. The performance of each example of the crossword code according to the present invention described above is summarized as shown in Table 1.
【表】【table】
【表】
また、既に提案されているランダム誤り訂正符
号のひとつであるBCH符号について、上述のク
ロスワード符号の各例に対応して同様の情報ワー
ド、冗長度等を有する場合の性能を(第2表)に
示す。[Table] Regarding the BCH code, which is one of the random error correction codes that has already been proposed, we also show the performance when it has similar information words, redundancy, etc., corresponding to each example of the crossword code mentioned above. Table 2).
【表】
更に、既に提案されているバースト誤り訂正符
号のひとつであるブロツク化岩垂符号について、
上述のクロスワード符号の各例(但し第4図の性
能を有するものに関しては除く)に対応するもの
の性能を(第3表)に示す。[Table] Furthermore, regarding the blocked Iwadare code, which is one of the burst error correction codes that have already been proposed,
Table 3 shows the performance of each example of the crossword code described above (excluding those having the performance shown in FIG. 4).
【表】
これらの表を比較すると、BCH符号及び岩垂
符号は訂正不可能な場合には訂正ミスが生じるた
めに、他の誤り検出符号例えばCRCC(Cyclic
Redumdamcy Check Code:サイクリツク・リ
ダンダンシイ・チエツク・コード)を併用する必
要があるのに対し、本発明によるクロスワード符
号は他の符号を用いずに訂正不可能な場合に必要
最少限のワードを補正に移行させることができ、
従つて効率が良い特長を有している。また、本発
明によるクロスワード符号はランダム誤りのみに
ついてはBCH符号より性能が劣り、バースト誤
りのみについてはブロツク化岩垂符号より性能が
劣るが、ランダム誤り及びバースト誤りの両者が
存在しているような場合、即ち数ビツトのバース
ト誤りがブロツク内でランダムに発生する場合に
は、本発明によるクロスワード符号は、複数ビツ
トから構成される各情報ワードを単位として積符
号を構成し、その各誤り検査符号をワード単位の
演算により生成するように誤り訂正符号化するも
のであるから、訂正復号時に、誤りビツトを含む
ワードの位置が判明すれば、誤りのある複数ビツ
トをワード単位で一括して訂正処理することで、
そのワード内のビツトであれば各誤りビツトの位
置まで判明しなくとも訂正できるという効果を有
しており、バースト的に発生した複数ビツトの誤
りでも、訂正可能なワード数の各ワードに含まれ
るビツトであれば訂正可能である。従つて、1ワ
ード誤りは勿論のこと2ワード、3ワードの誤り
も場合によつては訂正できる。また第一の検査ワ
ードと第2の検査ワードとが同じビツト数で構成
されているので、演算方法や回路を同じビツト数
のデータを扱うものに統一でき、場合によつては
一部を共用できるなど有利な点がある。
本発明による誤り訂正符号化方法によつて符号
化された情報ワードを伝送することで、受信され
た情報ワードに生じる誤りを効率よく高い訂正能
力をもつて訂正することができる。
このような特長を備えた本発明は、オーデイオ
信号をPCM化して磁気記録再生装置によつて記
録再生するような低品質の伝送路に高品質の情報
を伝送する場合に適用して有効である。[Table] Comparing these tables, it is found that BCH codes and Iwadare codes cause correction errors when they cannot be corrected, so other error detection codes such as CRCC (Cyclic
In contrast, the crossword code according to the present invention corrects the minimum number of words necessary when correction is impossible without using other codes. can be moved to
Therefore, it has the feature of high efficiency. Furthermore, the crossword code according to the present invention has lower performance than the BCH code when it comes to only random errors, and it has lower performance than the blocked Iwadare code when it comes to burst errors only. In this case, when burst errors of several bits occur randomly within a block, the crossword code according to the present invention constructs a product code using each information word composed of multiple bits as a unit, and performs each error check. Since error correction encoding is performed so that the code is generated by word-by-word calculations, if the position of a word containing an error bit is known during correction decoding, multiple erroneous bits can be corrected word by word at once. By processing,
This has the effect that if it is a bit within the word, it can be corrected without knowing the location of each error bit, and even if multiple bit errors occur in a burst, they are included in each word of the number of words that can be corrected. If it is a bit, it can be corrected. Therefore, not only one-word errors but also two-word and three-word errors can be corrected in some cases. In addition, since the first test word and the second test word are configured with the same number of bits, the calculation method and circuit can be unified to those that handle data with the same number of bits, and in some cases, some parts may be shared. There are advantages such as being able to By transmitting information words encoded by the error correction encoding method according to the present invention, errors occurring in received information words can be efficiently corrected with high correction ability. The present invention having such features is effective when applied to the case where high quality information is transmitted over a low quality transmission path such as converting an audio signal into PCM and recording and reproducing it by a magnetic recording and reproducing device. .
第1図は本発明の復号の説明に用いるフローチ
ヤート、第2図は本発明の一例の説明に用いる線
図、第3図は本発明の適用された通信系のブロツ
ク図、第4図〜第7図は夫々本発明の他の変形例
の説明に用いる線図である。
3は検査ワード形成回路、7は伝送路、10は
シンドロームワード形成回路、11は訂正論理演
算回路、12は誤り訂正回路である。
FIG. 1 is a flowchart used to explain decoding according to the present invention, FIG. 2 is a diagram used to explain an example of the present invention, FIG. 3 is a block diagram of a communication system to which the present invention is applied, and FIGS. FIG. 7 is a diagram used to explain other modifications of the present invention. 3 is a check word forming circuit, 7 is a transmission path, 10 is a syndrome word forming circuit, 11 is a correction logic operation circuit, and 12 is an error correction circuit.
Claims (1)
際に生じる2つの誤りワードの2を法とする加算
による和が0となる確率が無視しうるほど小さく
なるような所定数の複数ビツトより構成し、複数
の上記情報ワードの入力データ系列から、上記情
報ワードをm個ずつ取り出し(mは正の整数)、
この夫々m個の情報ワードに対してワード単位の
演算により上記所定数の複数ビツトからなる各第
一の検査ワードを夫々生成し、夫々上記各m個の
情報ワードとそれに対応する上記各第一の検査ワ
ードとを含むように複数の各第一検査ブロツクを
構成すると共に、この複数の各第一検査ブロツク
の夫々異なるブロツクから上記情報ワードをn個
ずつ取り出し(nは正の整数)、この夫々n個の
情報ワードに対してワード単位の演算により上記
所定数の複数ビツトからなる各第二の検査ワード
を夫々生成し、夫々上記各n個の情報ワードとそ
れに対応する上記各第二の検査ワードとを含むよ
うに複数の各第二検査ブロツクを構成したことを
特徴とする誤り訂正符号化方法。1 Each information word is composed of a predetermined number of bits such that the probability that the sum of the modulo-2 addition of two error words occurring when transmitting the information word is negligibly small. , extract m information words from the input data series of a plurality of information words (m is a positive integer),
Each of the m information words is subjected to a word-by-word operation to generate each first check word consisting of the predetermined number of bits. A plurality of first test blocks are constructed so as to include the following test words, and n information words are taken out from each different block of each of the plurality of first test blocks (n is a positive integer). Each second check word consisting of the predetermined number of bits is generated by performing a word-by-word operation on each of the n information words, and each of the n information words and the corresponding second check word are generated. 1. An error correction encoding method characterized in that each of a plurality of second check blocks is configured to include a check word.
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP10453377A JPS5437617A (en) | 1977-08-31 | 1977-08-31 | Error correcting method |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP10453377A JPS5437617A (en) | 1977-08-31 | 1977-08-31 | Error correcting method |
Related Child Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP61077701A Division JPS62115929A (en) | 1986-04-04 | 1986-04-04 | Decoding method for error correction code |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS5437617A JPS5437617A (en) | 1979-03-20 |
JPS6329450B2 true JPS6329450B2 (en) | 1988-06-14 |
Family
ID=29056484
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP10453377A Granted JPS5437617A (en) | 1977-08-31 | 1977-08-31 | Error correcting method |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS5437617A (en) |
Families Citing this family (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS574629A (en) * | 1980-05-21 | 1982-01-11 | Sony Corp | Data transmitting method capable of correction of error |
-
1977
- 1977-08-31 JP JP10453377A patent/JPS5437617A/en active Granted
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
JPS5437617A (en) | 1979-03-20 |
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