JPS6342343B2

JPS6342343B2 -

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Publication number: JPS6342343B2
Application number: JP54116546A
Authority: JP
Inventors: Tooru Inoe; Takahisa Oota
Original assignee: Mitsubishi Electric Corp
Current assignee: Mitsubishi Electric Corp
Priority date: 1979-09-10
Filing date: 1979-09-10
Publication date: 1988-08-23
Also published as: JPS5641514A

Description

【発明の詳細な説明】この発明はデイジタル情報の復号化方法に係
り、特にデイジタル情報の誤り訂正機能をもつ符
号の復号化方法のうち符号Ｘとよばれるものの復
号化方法の改良に関するものである。

符号ＸはガロアフイールドGF(2)上の線形（n₁、
k₁）符号C₁とGF（2^b）（ｂは整数）上の線形（n₂、
k₂）符号C₂をマトリクス状に組合せて構成され
ている。ここで（ｎ、ｋ）符号とは符号長ｎ、情
報記号数ｋの符号を意味する。

以下、マルチトラツクの磁気テープに記録する
誤り制御符号に適用した場合を例にとつて符号Ｘ
の構成を説明する。第１図は符号Ｘにおける符号
構成例を示す図で、この符号はGF(2)上の（n₁、
k₁）符号C₁とGF（2^b）上の（n₂、k₂）符号C₂とか
ら構成されている。マルチトラツクの磁気テープ
のトラツク数をn₂とする。第２図は符号Ｘの符号
化復号化の過程を示す図である。第２図ａの左上
のk₂×k₁の矩形が原情報デイジツトである。情報
はまず、テープのトラツク方向のｂデイジツト、
テープの幅方向にk₂個の情報ブロツクに分けら
れ、全体でｆ（ｆはｆ＝k₁／ｂなる整数）個の矩
形にされる。各k₂×ｂデイジツトの矩形において
k₂個の１×ｂデイジツトがGF（2^b）の元に対応す
るブロツクとみなされる。このk₂個の情報ブロツ
クは所定の符号化アルゴリズムに従つてm₂個の
検査ブロツクを付加して、n₂個のブロツクに符号
化され、上述のGF（2^b）上の（n₂、k₂）符号C₂が
形成される。この符号はｔブロツクの誤り訂正能
力をもつものとする。すなわち、符号C₂はn₂×ｂ
デイジツトからなる。次にテープのトラツク方向
にはｂデイジツトのｆ倍のk₁デイジツトについて
n₂行の各行ごとに所定の符号化アルゴリズムに従
つてm₁個の検査デイジツトを付加してn₁デイジ
ツトの符号に符号化し、上述のGF(2)上の（n₁、
k₁）符号C₁が形成される。こうして全体としてn₂
×n₁の符号Ｘが形成される。

第３図は符号Ｘの符号化復号化装置の一例を示
すブロツク構成図である。第３図において、３１
は情報入力端子、３２は符号C₂に対する符号器、
３３は符号C₁に対する符号器、３４は記録媒体
もしくは通信路、３５は再生装置、３６は符号
C₁に対する復号器、３７はレジスタ、３８は消
失重み計算回路、３９は符号C₂に対する復号器、
３００は情報出力端子、３３１は符号化制御回
路、３９１は復号化制御回路である。情報入力端
子３１から供給されるk₂×k₁情報デイジツトは符
号化制御回路３３１の指示によりｆ個の矩形のk₂
×ｂの情報デイジツトに分割される。k₂×ｂデイ
ジツトの矩形の情報デイジツトは符号C₂の符号
器３３によつて、k₂×ｂデイジツト毎にn₂×ｂデ
イジツトの符号C₂に符号化される。符号化制御
回路３３１の指示によりこの操作をｆ回繰り返し
て、第２図ｂに示すようにn₂×k₁デイジツトが形
成される。このn₂×k₁デイジツトが符号C₁の符号
器３３によつてk₁方向に各行毎にn₁デイジツトの
符号C₁に符号化される。符号化制御回路３３１
の指示によりこの操作をn₂回繰り返して、第２図
ｃに示すようにn₂×n₁デイジツトの矩形配置が得
られる。そして符号化制御回路３３１により更に
同期パターンが付加されたのち、記録媒体３４へ
記録される。

再生側においては、記録媒体３４から再生装置
３５により読み出された情報は復号化制御回路３
９１により同期パターンを検出し、n₂×n₁デイジ
ツトの矩形に配置される。そののちn₂×n₁デイジ
ツトの矩形は符号C₁の復号器３６に入る。復号
化制御回路３９１は符号C₁の復号器３６から第
２図ｄに示すように、n₂×k₁デイジツトの中間復
号データをうけとり、符号C₂の復号器３９へ渡
す。このとき符号C₁の復号器３６によつてk₁方
向の行（トラツク）毎の誤りが検出される。復号
化制御回路３９１の指示により、この操作をn₂回
繰り返してそれがどの行（トラツク）に誤りが検
出されたかという誤り位置情報を消失としてレジ
スタ３７へ蓄える。つづいて消失重み計算回路３
８によつて消失の起つている行（トラツク）の数
（消失重み情報）が計数され、この数が2t以下の
時はこの消失重み情報とレジスタ３７からの消失
の起つているトラツクの位置（消失位置情報）と
を符号C₂の復号器３９へ供給する。符号C₂の復
号器３９では符号C₁の復号器３６を通過して与
えられたn₂×k₁デイジツトの復号中間データ、レ
ジスタ３７からの消失位置情報、および消失重み
計算回路３８からの消失重み情報に基づいてn₂×
ｂデイジツト毎に誤りを訂正する。復号制御回路
３９１の指示により、この操作がｆ回繰り返され
る。この結果k₂×k₁デイジツトの復号データが得
られる。

符号C₁の復号器３６によつて第２図ｄに示す
復号中間データを得た時点でｓ個の消失が検出さ
れたが、見逃した誤りがｅ個あつたとする。すな
わちレジスタ３７にはｓ個の消失しか記録され
ず、ｅ個の誤りについての情報は全く得られてい
ない時、ｓ＋2e＜2t＋１ ……(1) なる関係式が成立するならば、符号C₂のｔブロ
ツク誤り訂正能力によつて、ｓ個の消失とｅ個の
誤り見逃しを訂正することができる。このように
してn₂×ｂデイジツトの符号C₂からk₂×ｂデイジ
ツトの情報デイジツトに復号する。

なお消失重み計算回路３８によつて計数された
消失の重みが2t＋１以上、すなわち2t＋１以上の
トラツクに消失が検出された場合には訂正を行な
わず、検出のみにとどめておき、前後のデータか
ら内挿補正を行なつて信頼度の低下を防ぐ。

この従来の方式は以下の点で難点があつた。そ
れは符号C₁には誤り見逃しがおこることである。
例えば符号C₁にバースト誤り検出符号として知
られているCRC（Cyclic Redundancy Check）
符号を用いるとし、生成多項式Ｇ（Ｘ）を
CCITT.V.41に準拠し、次式で与えるとする。

Ｇ（Ｘ）＝X¹⁶＋X¹²＋X⁵＋１ ……(2) この時は誤りバースト長が16ビツトをこえる時
は近似的に2^-16の確率で誤りを見逃すことが知ら
れている。従来方式ではｓが０＜ｓ＜2t＋１ ……(3) の時、ｅの値が(1)式を満足しない時は復号誤りを
起すおそれがあつた。しかしながら従来方式の１
つには次のような改良案もある。

それは(3)式の条件の時は符号C₂の復号器で誤
りの位置を計算し、それが消失位置情報と合致す
るかどうか確かめ、一致しない場合は訂正能力以
上の誤り見逃しがあつたことを検出し、符号C₂
の復号を行なわず、内挿補正可能な場合、前後の
データより内挿補正し、復号誤りのデータの信頼
度低下を防ぐことができるものである。

この方式は消失レジスタ３７に情報がある時は
一致回路によつて誤り位置と消失位置の一致を確
かめることができたが、消失レジスタ３７に全く
情報がない時は１トラツクの誤りが起きたと解釈
して、符号C₂の復号化の際のシンドロームの値
だけで訂正動作を行なうので２トラツク以上の誤
りの時は復号誤りを起す恐れがあつた。

本発明は以上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、符号C₂の復号化が
必ずｆ（＝k₁／ｂ）回行なわれることを利用して
最初の符号C₂の符号語に対応するn₂×ｂデイジツ
トの復号化から、最後の符号C₂の符号語に対応
するn₂×ｂデイジツトの復号化まで各符号C₂の復
号化で得られた誤り位置情報をｆ回監視して、計
算された誤り位置情報がすべて一致した時だけ
（但しシンドロームがすべて零のものは該当する
n₂×ｂデイジツトの部分には誤りがないとして除
く）１トラツクの誤り見逃しが起つたと解釈して
訂正し、一つでも一致しないものが混在すれば２
トラツク以上の誤り見逃しが起つたとして訂正を
行なわず、前後のデータにより内挿補正してやる
ことにより、復号誤りを防ぎ、信頼度を向上させ
ることができる復号化方法を提供することを目的
としている。

以下本発明の実施例を図について説明する。本
発明の説明にあたり、従来技術と共通の部分はそ
のまま用いて説明する。

符号C₁に16ビツトのCRC符号を用い、符号C₂
にGF（2³）上の（８、６）リード・ソロモン符号
を用いる。符号C₁は誤りバースト長が16ビツト
をこえる時に近似的に2^-16の確率で誤りを見逃し
てしまう。

符号パラメータはn₁＝166、k₁＝150、n₂＝８、
即ち８トラツクの固定ヘツド式PCM録音機を考
える。k₂＝６、ｔ＝１とする。即ち符号C₂は単
独で１行（トラツク）誤りを訂正する能力をも
つ。

第４図に上記符号の符号化復号化装置およびそ
の過程を示している。図中の付号は第３図と同一
又は相当部分を示しているが、３２はリード・ソ
ロモン符号の符号器、３３はCRC符号の符号器、
３６はCRC符号の復号器、３９はリード・ソロ
モン符号の復号器である。伝送すべき原情報は６
×150の矩形の部分に配置されているとする。符
号化は以下のようになる。

(1) ６×150の原情報ビツトＢは６×３ビツト毎
に50個の矩形に区切られる。

(2) ６×３ビツトの矩形の中で、１×３ビツトの
矩形がGF（2²）の元に対応するブロツクとみな
され、リード・ソロモン符号の符号化アルゴリ
ズムに従つて２個の検査ブロツクが付加され、
８個のブロツクに符号化され、８×３ビツトの
矩形ができあがる。

(3) 上記(2)の操作を50回繰り返したあと、８×
150ビツトの矩形Ｃが得られる。

(4) 次にトラツク方向の150ビツトがCRCの符号
化アルゴリズムに従い、16ビツトの検査ビツト
が付加され、166ビツトに符号化される。

(5) 上記(4)の操作を８回繰り返したあと、符号Ｘ
の符号語として８×166ビツトの矩形Ｄが得ら
れる。

その後符号化制御回路３３１により１符号語ご
とに同期パターンが付加され、磁気テープに記録
される。

リード・ソロモン符号のパリテイ検査行列を次
式で与える。

ここでα₁、α₂、…、α₆は０と１を除くGF（2³）
の元でα、α²、…、α⁶を適当に並べかえたもので
ある。αはGF（2³）の原始元でα³＋α＋１＝０を
満足する。但し演算はGF（2³）上で行なう。なお
第５図にGF（2³）の元の対応するバイナリーパタ
ーンの対応表が示される。

a₁、a₂、…、a₆を情報ブロツクとすると、検査
ブロツクa₇、a₈は次式で与えられる。

a₇＝₆ 〓ⁱ⁼¹ a_iα_i ………(5) a₈＝₆ 〓ⁱ⁼¹ a_i＋a₇ ………(6) 但し演算はGF（2³）上で行ない、以下同様であ
る。

第６図にGF（2³）上の（８、６）リード・ソロ
モン符号の符号化回路が示される。６１は情報入
力端子で、３ビツトごとの情報シンボルがa₁、
a₂、…、a₆と順次入力される。６２はα_i発生回路
で(4)式の２行目のエレメントの順にα₁、α₂、…、
α₆とα_iを発生させる。６３はGF（2³）上で定義さ
れた乗算器で、３ビツトパラレルの２入力に対
し、演算結果を３ビツトで出力する。６４，６
６，６８は３ビツトパラレル入力の排他的論理和
ゲート回路で、GF（2³）上で定義された加算器で
もある。６５，６７はメモリで、３ビツトパラレ
ルの入力データを次々加算して蓄積するためのメ
モリである。６９は情報ブロツクa₁、a₂、…、a₆
とチエツクブロツクa₇、a₈をカウンタ６１０の数
値によつて順に送り出すためのゲート回路であ
る。

再生側での復号化の方法としてはCRCの復号
化によつて得られた誤り検出情報をリード・ソロ
モン符号の復号化に消失として用いる軟判定復号
法を用いる。復号化アルゴリズムが以下に与えら
れる。

(1) 磁気テープから再生されたビツトは復号化制
御回路３９１によつて同期パターンを検出する
ことにより８×166ビツトの矩形に配置される。

(2) CRCの復号によつて各トラツクごとに式(2)
のＧ（Ｘ）による除算が実行される。もし166ビ
ツト１トラツク分がＧ（Ｘ）で割り切れなかつ
たら、そのトラツクは誤つたトラツクとして取
扱われる。もしそのトラツクがＧ（Ｘ）で割り
切れたら、そのトラツクは正しいトラツクと見
なされる。

(3) 上記(2)の復号化が８回繰り返される。この結
果誤つたトラツクとして検出されたトラツク、
すなわち消失として登録されたトラツクの位置
および数がわかる。

(4) 上記(3)の操作のうち得られた８×150ビツト
Ｅは８×３ビツト毎に50回の矩形に区切られ
る。

(5) リード・ソロモン符号の復号器によつてリー
ド・ソロモン符号の各符号語に対応する矩形の
８×３ビツトが６×３ビツトの矩形に復号され
る。この復号化の際リード・ソロモン符号の復
号器は消失の数が２以下の時、CRCの復号の
結果得られた消失の位置の情報を用いて、６×
３ビツトの情報を復号する。消失の数が３以上
の時はリード・ソロモン符号としての復号は行
なわず、隣接している前後のデータにより内挿
補正を行なう。

(6) 上記(5)のリード・ソロモン符号の復号化操作
が50回繰り返され、最終的に６×150ビツトの
原情報Ｆが復号される。

上記(5)を詳しく説明することによつて本発明の
意味が明確になる。符号C₁の復号化で消失位置
情報、および消失重み情報が計算され、それぞれ
のレジスタに蓄えられる。

次にリード・ソロモン符号の復号化を行なうわ
けであるが、リード・ソロモン符号の復号器では (i) シンドロームS₀、S₁の計算 (ii) 誤り位置の計算および誤りパターンの計算 (iii) 誤りの訂正の３段階にわかれ、復号化が実行される。シンド
ロームS₀、S₁は S₀＝₈ 〓ⁱ⁼¹ r_i ………(7) S₁＝₈ 〓ⁱ⁼¹ r_iα_i ………(8) で与えられる。但し、r₁、r₂、…、r₈は符号語に
誤りパターンが加算された受信ブロツクである。
第７図に（８、６）リード・ソロモン符号の復号
器のシンドローム計算回路部を示す。７１は情報
入力端子、７２はα_i発生回路で、(4)式のＨ行列の
第２行目のエレメント順にα₁、α₂、…、α₆を発生
し、(6)式を計算せしめる。７３はGF（2³）上の乗
算器で、３ビツトパラレルの２入力から３ビツト
パラレルの出力を出す。７４，７６は３ビツトパ
ラレルの２入力排他的論理和ゲートを用いて３ビ
ツトパラレルの出力を出す加算器で、GF（2³）上
の加算器ともみなしうる。７５，７７は３ビツト
パラレルのデータを蓄積するためのメモリであ
る。７８はシンドロームS₁を出力する３ビツトの
出力端子、７９はシンドロームS₂を出力する３ビ
ツトの出力端子である。

次に(1)式より（８、６）リード・ソロモン符号
を使つた場合、 (A) １トラツクの誤り（ｅ＝１、ｓ＝０の場
合） (B) １トラツクの消失（ｅ＝０、ｓ＝１の場
合） (C) ２トラツクの消失（ｅ＝０、ｓ＝２の場
合）が訂正できることがわかる。

説明の順序として、先に２トラツクの消失の
訂正について説明する。ｉトラツクとｊトラツ
ク（ｉ＜ｊ）に誤りが起つたとする。

符号C₁の復号によつて消失位置情報ｉ、ｊ
が得られ、従つてα_i、α_jが計算される。S₀、S₁
はすでに求められており、e_i、e_jを求める。

S₀＝e_i＋e_j ………(9) S₁＝e_iα_i＋e_jα_j ………(10) より e_i＝α_jS₀＋S₁／α_i＋α_j ………(11) e_j＝α_iS₀＋S₁／α_i＋α_j ………(12) で与えられる。これを解くには例えば第８図ａ
に示すように4kのROMに予め演算結果を書き
こんでおき、e_i、e_jを出力する。第８図ｂにア
ドレスとその内容の対応表が示される。第９図
は本発明者が先願において考案した（８、６）
リード・ソロモン符号の復号器の誤り訂正回路
部を示し、９１は第１の一致回路、９２はα_i発
生回路、９３は第１の一致回路９１で一致した
ことを確認したうえで訂正を行なわしめる確認
信号で、ゲート回路９４を制御する信号であ
る。９５は第１の一致回路９１の出力で、不一
致検出信号であり、第１のモード監視回路９６
へ入力される。９７はｆ（ｆ＝k₁／ｂ）まで計
数するカウンタで、第１のモード監視回路９６
を制御し、第１の内挿指示出力端子９００の出
力を制御する。他の部分は従来のものとほぼ同
じである。

また、９８は制御回路、９９はe_i、e_jを選択
するマルチプレクサ、９４は誤りパターンを訂
正可能な時のみ第１の一致回路９１の一致出力
を排他的論理和ゲート１００へ入力させるゲー
ト、１０１は誤りパターンのある部分をゲート
１００で反転させる目的で、受信符号語ブロツ
クをそのまま符号C₂の１符号語ブロツク分遅
延させる遅延回路である。９３は消失の重みが
消失重み計算回路３８によつて１であることが
わかつた時は、S₁／S₀計算回路１０２から得ら
れた誤り位置と消失レジスタ３７からの情報に
より、α_i発生回路９２が計算したα_iの値とが一
致した時だけ訂正動作を行なわしめ、そうでな
い時は不一致検出出力端子９５に“１”を出力
し、ゲート９４の出力を閉じるための制御信号
をゲート９４へ入力する制御信号である。１０
３は消失重みを計算した結果、重みＷが０、
１、２の時だけゲート９４をあけるよう制御す
る制御信号、１０４は消失の重みＷが３以上の
時は明らかに訂正能力以上の誤りが起つている
ので内挿補正させるためにゲート９４を閉じる
ための制御信号、１０５は消失レジスタ３７と
制御回路９８との情報のやりとりをする信号線
である。制御回路９８は消失重みが２以下の時
訂正すべきパターンが受信符号語ブロツクのパ
ターンとmod2で加算されるようタイミングを
とる回路で、上述の如く、消失レジスタ３７、
S₁／S₀計算回路１０２、消失重み計算回路３８
より情報をうけとり、マルチプレクサ９９およ
びゲート９４、１００を制御する。

次に１トラツクの誤りの時（ｓ＝０、ｅ＝１
の時）は S₀＝e_i ………(13) S₁＝e_iα_i ………(14) で与えられる。従つてα_i＝S₀／S₁が誤り位置情
報を示している。この時はレジスタ３７は消失
に関する情報がなく（ｓ＝０）、S₁／S₀計算回
路１０２よりα_iが計算され、制御回路９８に誤
り位置に関する情報が信号線１１０によつても
たらされる。制御回路９８は（13）式よりS₀の
パターンを誤りパターンとみなし、該当トラツ
クにゲート９４を通してゲート１００によつて
加算し、誤りパターンを訂正する。

１トラツクの消失の訂正の場合（ｓ＝１、ｅ
＝０）はレジスタ３７に１つの“１”があり、
それによつてα_i発生回路９２により対応する誤
りのあるｉトラツクに対応するα_iを発生させ、
S₁／S₀計算回路１０２の出力と一致をとり、一
致したことを確かめて信号線９３に“１”を出
力して、ゲート９４をあけ上記の場合と同じ
手順で誤りを訂正する。

１トラツクの誤り、１トラツクの消失（ｓ＝
１、ｅ＝１）の場合、即ちこの場合はレジスタ
３７に１つしか消失がない。今ｉトラツクに誤
り検出された誤りがあり、i′トラツクに誤り見
逃しがあつたとする。シンドロームS₀、S₁は S₀＝e_i＋e′_i ………(15) S₁＝e_iα_i＋e′_iα′_i ………(16) となる。S₁／S₀は S₁／S₀＝e_iα_i＋e′_iα′_i／e_i＋e′_i………(17) なる値を示すことになる。一方消失レジスタ３
７から出力された信号はα_i発生回路９２よりα_i
が出力される。これは一般に（17）式と一致せ
ず第１の一致回路９１により第１の不一致検出
出力端子９５に“１”を出し、信号線９３に
“０”を出力してゲート９４を閉じ訂正を行な
わない。

第１のモード監視回路９６は第１の一致回路９
１より不一致検出情報をうけとり、その不一致情
報を符号C₂の復号化がｆ（＝k₁／ｂ）回終了する
まで記憶保持し、該当する音楽情報等の情報を内
挿補正するよう指示信号を出す。

第１０図はｓとｅの値に対する第９図の復号器
の動作を表にまとめたものである。これに対して
第１１図にｓとｅの値の本発明による実施例の復
号器の動作表が示される。図中ｕは磁気トラツク
上のすべての誤りの数を示し、従つてｕ＝ｓ＋ｅ
である。第１１図より本発明においてｕ＝ｅ（≧
２）、ｓ＝０の場合、即ちｌ（≧２）個の誤りが起
こり、その誤りがすべて見逃がされた場合、これ
を検出して内挿補正せしめることが可能となるこ
とがわかる。

第１２図にそのハードウエアブロツク図が示さ
れる。図中１２０はS₁／S₀計算回路１０２から出
力される最初の値（これをα_i,1と記す）を記憶す
るメモリである。第２の一致回路１２１はS₁／S₀
計算回路１０２からｆ（＝k₁＋ｂ）回α_iの値が出
力されるわけであるが、その時それをメモリ１２
０の内容α_i,1と一致をとり、不一致の時は第２の
モード監視回路１２３へ不一致情報を出力する。
第２のモード監視回路１２３は１度でも不一致出
力が第２の一致回路１２１から来れば、第２の内
挿補正指示端子１２４へ“１”を出力し、前後の
データより内挿補正を行なう。

なお上述の説明ではPCM録音などに用いるマ
ルチトラツク磁気テープに記録する誤り制御符号
の場合を例にとつて説明したが、この発明はこれ
に限らず、二次元的なデイジツト配置をもち、そ
の誤りが一次元的であるような性質をもつデイジ
タル伝送方式もしくは記録方式の誤り制御符号一
般に適用できる。また、ここでは二元符号構成に
ついて説明したが、一般的にｑ元符号の拡張でき
ることは容易に理解できるであろう。ただしｑは
素数のべきである。

以上述べたごとく、本発明によれば、符号C₁
の誤り検出情報を消失として利用し、符号C₂を
軟判定復号する符号Ｘの復号化方法において、符
号C₁の復号の際消失に関する情報が全く得られ
ず、符号C₂が独自にｆ（＝k₁／ｂ）回計算した誤
り位置情報が互いに一致するかどうかを確かめて
復号する第２の一致回路を備えているため、誤り
見逃しが発生しても、復号誤りとなる場合には未
然にそれを検知して内挿補正して次善の手段にま
かせ、信頼度の低下を防ぐことが可能である。

【図面の簡単な説明】

第１図は符号Ｘの構成図、第２図は符号Ｘの符
号化復号化の過程を示す図、第３図は従来の符号
Ｘを用いる符号化復号化装置の一例を示すブロツ
ク図、第４図ａは本発明による符号化復号化装置
の一例を示すブロツク図、同図ｂ〜ｆは同図ａの
装置による符号化復号化の過程を示す図、第５図
はGF（2³）の元と対応するバイナリーパターンを
示す図、第６図は（８、６）リード・ソロモン符
号の符号器のブロツク図、第７図は（８、６）リ
ード・ソロモン符号の復号器のシンドローム計算
回路部の回路図、第８図ａ，ｂは誤りパターン計
算のためのROMの回路図およびROMアドレス
と内容とを示す図、第９図は本発明者が先願にお
いて考案した再生側における（８、６）リード・
ソロモン符号の復号器の誤り訂正回路部を示す
図、第１０図はｓとｅの値に対する第９図の復号
器の動作表を示す図、第１１図はｓとｅの値に対
する本発明による実施例の復号器の動作表を示す
図、第１２図は本発明における実施例で再生側に
おける（８、６）リード・ソロモン符号の復号器
の誤り訂正回路部を示す図である。なお、図中同
一符号は同一又は相当部分を示す。

Claims

【特許請求の範囲】

１ガロアフイールドGF(2)上の線形（n₁、k₁）
符号C₁（n₁；符号長、k₁；情報記号数）とガロア
フイールドGF（2^b）（ｂは整数）上の線形（n₂、
k₂）符号C₂（n₂；符号長、k₂；情報記号数）とを
組合わせて構成される符号Ｘにおいて上記符号
C₁に誤り検出符号を用い、上記符号C₂の復号化
の際上記符号C₁の誤り検出情報を消失として利
用し上記符号C₂をｆ（＝k₁／ｂ）回軟判定復号す
る復号化方法において、上記符号C₁に見逃した
誤りがあつて消失情報が得られない時上記符号
C₂で計算した誤り位置情報がすべて互いに一致
するか否かを判定し、一致した時上記見逃した誤
りを上記符号C₂により誤り訂正を行ない、一致
しない時上記見逃した誤りを前後のデータにより
内挿補正することを特徴とする復号化方法。