JPS6343419A - リ−ドソロモン符号復号装置 - 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〕 この発明は、ディジタルデータの誤り訂正符号として用
いられるリードソロモン符号の復号を行う復号装置に関
する。

〔従来の技術〕

従来、リードソロモン符号の復号装置としては、例えば
特公昭５６−２０５７５号公報には第８図に示すような
構成のものが開示されている。この復号装置は多重エラ
ーの検査の前にまず単一エラーを検査して、それを訂正
するという考えに基づいた３重エラー訂正す−ドソロモ
ン符号の復号を行うようにしたものである。すなわち第
８図において、記録媒体１０１から読み取られたデータ
は、復号動作の間、データバッファ１０２に記憶されて
いる。そしてデータは、まずシンドロームＳＯ＋Ｓ　０
、Ｓ１、・・・・・・・Ｓ５を発生させるためシンドロ
ーム発’ｔ［ＩＯ２へ送られる０発生されたシンドロー
ムはシンドローム・バッファ１０４に記憶される。この
シンドローム・バッファ１０４の出力に接続されている
オア・ゲート１０５は、エラーの有無を表示する。もし
エラーがあると、復号装置はエラー訂正手順を開始する
。エラー・ロケーション多項式計算機１０６は、エラー
・ロケーション多項式の係数を計算する。エラー・ロケ
ーション計Ｘａ１０７はエラー・ロケーション多項式の
根を見つける。最後にエラー値計算機１０８が各エラー
・ロケーションにおけるエラーの値を調べる。エラー・
ロケーション及びエラー値は、データ・バッファ１０２
から出力されたデータを修正するのに用いられるように
構成されているものである。

そしてこの構成によれば、エラーシンドロームを用いて
、まず５ｏ−０か否かを調べ、もしＳ。

≠Ｏであれば単一シンボルエラーが生じたものと仮定さ
れる。復号装置は直ちにσ−Ｓ　Ｉ／　Ｓ　Ｏの場合に
、Ｓ２＋σＳ＋＝Ｏ及びＳ、＋σ５ｔ＝Ｏか否かを調べ
て、この仮定を確かめる。エラーが単一シンボルエラー
でなければ、復号装置は次に２ｍシンボルエラーが生じ
たか否かを調べ、更に２重シンボルエラーが生じていな
ければ、３重シンボルエラーが生じたか否かを調べると
いう方式で復号を行うものである。

〔発明が解決しようとする問題点〕

ところで、８重誤り訂正リードソロモン符号等の訂正能
力の大きなリードソロモン符号の復号においては、復号
時間短縮のために、訂正能カ一杯の復号処理を行う前に
、訂正能力より小さなエラーの検査を行い、その結果を
用いて訂正を行う復号方法が有効であり、この復号方法
に、前記公報記載の従来の復号方式で示したアルゴリズ
ムを拡張して適用した場合、検査するエラーの数が多く
なると、演算量が膨大になるため実用的ではなくなると
いう問題点が生ずる。

本発明は、上記問題点を解決するためなされたもので、
検査するエラーの個数が多くなっても短時間で検査を終
了できるようにしたリードソロモン符号復号装置を提供
することを目的とする。

〔問題点を解決するための手段及び作用〕上記問題点を
解決するため、本発明は、誤りの発生が検出された場合
、発生した誤りがｍ（但しｍ＜ｔ）重態下の誤りである
と仮定して誤りを推定し、推定した誤りが正しくないと
判定されたとき、改めてｔ重誤り訂正処理を行うｔ重誤
り訂正リードソロモン符号の復号装置において、シンド
ロームｓＯ，Ｓ＋、・・・・・・・５Ｚｔ−を中の２・
ｍ個のシンドロームＳａ、Ｓ、、・・・・・・・Ｓ！ｓ
−１を用いてｍ個の誤り位置１　（ｆ　１．　　！　２
＋・・・・・・ｔａ）及びｍ個の誤り数値ｅＩ　（ｅ０
、Ｓ１、　　ｅＺ＋・・・・・・ｅｍ）を推定する誤り
推定手段と、該誤り推定手段で使用しなかった（２ｔ−
２ｍ）個のシンドロームＳ　Ｚｅａ＋　　Ｓ２１’ｌヤ
、ｌ”’・・・・５１−１から誤り推定手段で推定した
誤りにより発生したと推定される数値を差し引いたシン
ドロームＳ□　ｒ５２ｍ。、′、・・・・・・・５ＺＺ
−＋′を作成するシンドローム再作成手段と、該シンド
ローム再作成手段により作成されたシンドロームが全て
零であるか否かを判定し、全て零であった場合は前記誤
り推定手段により推定した誤りが正しいものとし、零以
外のものが含まれている場合は推定した誤りが正しくな
いものとする全零検出手段とでリードソロモン符号復号
装置を構成するものである。

このように構成することにより、エラー検査に要する計
算時間は、シンドローム再作成に要する時間と、全零検
出に要する時間だけで済むので、検査するエラーの個数
に無関係になると共に、検査時間の短縮を計ることがで
きる。また、シンドローム再作成はシンドローム生成手
段で行うことができるので、回路の増加を招かず間車な
構成で、検査時間の短縮化を計るシンドローム符号復号
装置を提供することが可能となる。

〔実施例〕

以下実施例について説明する。第１図は、本発明が適用
されたリードソロモン符号復号装置の一実施例を示すブ
ロック構成図である。この実施例では、本発明を８ｍ訂
正リードソロモン符号の復号装置に適用したものとして
説明し、符号の誤り訂正能力をｔ　（ｔ　−８）、符号
長をｎ、受信語をＲ（ｒ＋、　　’２＋・・・・・・ｒ
、、）とする。

第１図に示すように、本実施例のリードソロモン符号復
号装置は、シンドローム生成回路１．多項式生成回路２
．多項式演算回路３．訂正演算回路４．データ記憶回路
５．制御回路６．プログラム記憶回路７及び共通バス８
を備えている。

次に各構成回路の機能について説明する。まずシンドロ
ーム生成回路１は、共通バス８上に入力された受信語Ｒ
よりシンドロームＳＪを生成する。

シンドロームＳｉは、 ｓ　Ｊ　　−Σ　ｒ　、α　（Ｊ−書）　（五弓）（ｊ
：Ｏ〜２ｔ−１） と表され、共通バス８を通して多項式生成回路２に送ら
れる。

多項式生成回路２では、シンドロームＳ、から誤り位置
多項式δ（ｚ）と誤り数値多項式η（２）を生成する。

すなわち、まずシンドロームＳ、を、シンドローム多項
式５（ｚ）−Σｓ、ｚ’に変換したたのち、多項式２２
１と５（ｚ）に対して、φ（ｚ）、２２１　＋６（ｚ）
・５（Ｚ）＝７７（Ｚ）を満足する多項式δ（Ｚ）とη
（２）を、ユークリッドの互除法を利用したアルゴリズ
ムを用いて生成する。ここで多項式δ（２）、η（Ｚ）
は誤りパターンを、　Ｅ（＝１１１１．　　ｅｘ、−−
−−−−ｅｎ＞とすると、１εＥ　　　　　　ｊ＋０、
Ｓ１、ｊ ！Ｉｉ但し、α、＝αト１．αは生成多項式〇（ｚ）の
根 と表され、δ（ｚ）は誤り位置多項式であり、η（２）
は誤り数値多項式である。そしてこの生成された誤り位
置多項式δ（Ｚ）及び誤り数値多項式η（Ｚ）は、共通
バス８を通して多項式演算回路３に送られる。

多項式演算回路３では、多項式生成回路２からの誤り位
置多項式δ（Ｚ）と誤り数値多項式η（ｚ）とで、誤り
位置ｉと誤り数値ｅ、を求める。すなわち誤り位置ｉは
、誤り位置多項式δ（Ｚ）に誤り位置ｉに対応する元α
五を順次代入し、δ（α、）−〇となる元α五を求め、
誤り位ｉｉを算出する。

次に誤り位置多項式δ（Ｚ）より、その微分である微分
誤り位置多項式δ（２）′を求め、誤り数値ｅ、を、 ｅ、−η（α１）／δ（α、）′ より求める。

次に訂正演算回路４では、前記多項式演算回路３からの
誤り位置ｉと誤り数値ｅ、に基づいて、データ記憶回路
５から読み出された受信語Ｒの１バイトｒｌ　と誤り数
値ｅ！とを加算して誤り訂正を行った後、その結果のデ
ータをデータ記憶回路５に戻して格納する。

データ記憶回路５は、受信語Ｒの格納と上記のように誤
り訂正実行後のデータの格納を行うものである。

制御回路６及びプログラム記憶回路７は、次のような機
能をもつものである。すなわち、プログラム記憶回路７
中の制御プログラムに基づき、制御８回路６は各構成回
路に制御信号を与え、上記各誤り訂正動作を順次実行さ
せるようになっている。

次に各回路の具体的構成並びにその動作について説明す
る。第２図はシンドローム生成回路１の具体的構成例を
示すブロック図であり、シンドロームＳｊはそれぞれ、
ＭＯＤ２の加算器１１．加算結果を一時保持するラッチ
回路１２．αｆＪ−１１倍回路１３により、共通バス８
上の受信語Ｒを順次演算して作成される０作成されたＳ
Ｊはバッファ１４を介して送り出される。８重訂正の場
合、シンドロームＳｊは、 Ｓ、−Σｒ、　、　（ｒ　（Ｊｌｌｌｌ　（ｉ−１＋（
ｊ：ｏ、１．・・・・・・・１５） である。

第３図は、多項式生成回路３の具体的構成例を示すブロ
ック図で、第４図は、該多項式生成回路の動作を示すフ
ローチャートである。この多項式生成回路３は、シンド
ロームＳ、から誤り位置多項式δ（ｚ）と誤り数値多項
式η＜ｚ＞を、ユークリラド互除法を用いて求めるよう
にＩＸＳ成されている。

すなわち、まずシンドローム生成回路３からのシンドロ
ームＳＪは、共通バス８及びバッファ（１）２５を通り
、Ｘメモリ２６にシンドローム多項式５（ｚ）＝ΣＳ、
Ｚ″の形式で格納される。

このとき、他のメモリには初ＩＩＪ１４ＩＬとして、第
４図のフローチャートに示すように、Ｗ１メモリ２１、
　Ｚ　ＩＩ、　Ｗ　２メモリ３ｉ：ｏ、ｔ、ｔメモリ３
Ｓ：Ｏ。

Ｍメモリ３８：１．Ｌ２メモリ４１：０、の値がそれぞ
れセントされている。またｄｅｇＷｌ検出回路２２：１
６．　　ｄｅｇＸ検出回路２７：シンドローム多項式５
（Ｚ）の最高次数、の値がそれぞれセフ）されている。

次に動作ステップを第４図のフローチャートに従って説
明する。

■　ｄｅｇＷ１検出回路２２及びｄｅｇ　Ｘ検出回路２
７からの次数ｄｅｇＷ１及び次数ｄｅｇ　ＸＯ値を、共
通バス８を介して制御回路６に送り、制御回路６で、ｒ
ｄｅｇＷ１＝ｏ　　ＯＲｄｅｇＸ−ＯＪを調べ、成立し
ておれば、δ（２）−Ｌ２．　　η（ｚ）−Ｗ２として
誤り位置多項式δ（Ｚ）と誤り数値多項式η（Ｚ）の作
成を終了する。

■　ｒｄｅｇＷ１＝ｏ　　ＯＲｄｅｇＸ−Ｏｊが成立し
ていなければ、α検出回路２８でＸメモリ２６中のシン
ドローム多項式５（ｚ）のデータの最高次数の係数αを
検出する。同様にβ検出回路２３で、Ｗ１メモリ２１中
のデータの最高次数の係数βを検出する。

■　次に制御回路６は、ステップ■で受は取ったｄｅｇ
Ｗｌとｄｅｇ　Ｘの値より、ｄｅｇ＊１≧ｄｅｇ　Ｘを
調べ、成立しておれば次のステップ■に、成立していな
ければステップ■に制御を移す。

■　制御回路６において、ｄｅｇＷｌとｄｅｇ　Ｘより
（ｄｅｇＷ　１−ｄｅｇＸ）を求め、変数Ｙを仮定して
、ｙ−Ｚ　ｄａｌｌｌｌ−４＊ｇＸとする。

次に乗算回路（１１２４，乗算回路＋２）２９　、加算
回路ｆｌ＋３０により、（α・Ｗ１■β・Ｘ　−Ｙ）を
演算し、Ｗ２メモリ３１に格納すると共に、ｄｅｇＷ２
検出回路３５により（α・Ｗ１０β・Ｘ　−Ｙ）の次数
を検出する。また（α・Ｗｌ■β・Ｘ　−Ｙ）をＷｌデ
ータとしてバッファ（２１３２を通りＷ１メモリ２１に
格納すると共に、ｄｅｇＷ１検出回路２２により次数の
検出を行う。

また乗算回路＋３１３７　、乗算回路＋４１３９　、加
算回路＋２１４０により、（α・Ｌ１０β・Ｍ　−Ｙ）
を演算し、Ｌ２メモリ４１に格納する。また（α・Ｌ１
０β・Ｍ−Ｙ）をＬ１デークとして、バッファ＋５１４
２を通してＬ１メモリ３６に格納する０次いでステップ
■に制御ＴＪが移る。

■　制御回路６でｄｅｇＷｌとｄｅｇ　Ｘを比較しｄｅ
ｇＷ　１　＜　ｄｅｇＸの時は、（ｄｅｇＸ　−ｄｅｇ
Ｗ　１　）を求め、ｙ　＝ｚ　ｄｅｇＷ−＋ｌ＊９Ｗ＋
として、ステップ■と同様にして、（α・Ｗｌ・Ｙ（Ｅ
）β・Ｘ）を求め、新たなＷ２．Ｘデータとして、Ｗ２
メモリ３１へ、及びバッファ（３１３３を通してＸメそ
り２６へそれぞれ格納すると共に、ｄｅｇＷ２検出回路
３５及びｄｅｇ　Ｘ検出回路２７により次数の検出を行
う。

またステップ■と同様にして、（α・Ｌｌ・ＹＯβ・Ｍ
）の計算も行われ、その結果はＬ２データとしてＬ２メ
モリ４１に格納すると共に、バッファ＋６１４３を通り
ＭデータとしてＭメモリ３日に格納される０次いでステ
ップ■に制御が移る。

■　次にｄｅｇＷ２検出回路３５からのｄｅｇＷ２の値
と誤り訂正能力ｔ（８重訂正の場合はｔ−８）を調べ、
ｄｅｇＷ　２　＜　ｔでなければステップ■へ戻る。一
方、ｄｅｇＷ　２　＜　ｔであれば、７７（Ｚ）−Ｗ２
、δ（Ｚ）＝Ｌ２として、誤り位置多項式及び誤り数値
多項式の生成ステップを終了し、多項式演算回路３に誤
り位置多項式δ（２）と誤り数値多項式η（ｚ）を、そ
れぞれバッファ（７）４４．バッファ＋４１３４を通し
て送出する。

第５図は、多項式演算回路３の具体的構成例を示すブロ
ック図で、第６図は、その回路中のｆ（α′）多項式演
算回路５１の詳細なブロック構成図である。

多項式生成回路２からの誤り位置多項式δ（Ｚ）は、ｒ
（αつ多項式演算回路５１と微分誤り位置多項式δ（２
）′作成回路５６に送られる。「（αり演算回路５１は
、第６図に示すような構成になっており、ｒ　（ｚ）−
ｆ　、Ｚ’＋　ｆ　、−、ｚ’−＋十、、、、＋　ｆ　
、Ｚ　十ｆ　。

の演算を、 ｆ　（２）　＝　（−−・−（（（ｆ　、　Ｚ　＋　ｆ
　ｔ−、）　Ｚ　＋　ｒ　ｔ−ｚ）・−）　Ｚ＋（。

の形式の／Ｊｉｉ算で行うものである。

第６図において、ｆｔ、・・・・・・ｆ、が・データバ
ス２８よりｆｔラッチ回路６１．、・・・・・・・［０
ラッチ回路６１−０にセットされた後、α゛作成回路５
０で形成された変数Ｚ−α’（ｉ＝ｏ、Ｌ・・・・・・
・２５４）が、ＬＯＧ回路６２を通り、ＭＯＤ２５５の
加算回路６３と（ｉ−１）ラッチ回路６４に、αＯから
α２５４まで順次入力される。そしてＬＯＧ回路６２を
通したα・と、ＬＯＧ回路６５を通したｆ、ラッチ回路
６１−ｔのｆ５とをＭＯＤ２５５の加算回路６３で加算
し、更にその出力をＵＮ−ＬＯＧ回路６６を通して、「
、−１ラッチ回路６ｌ−Ｌ−１のｆｔ−１と共にＭＯＤ
２の加算回路６７に入力し、該加算回路６７からは（ｆ
ｔ・α゛”　ｒ　ｔ−＋）が出力される。

次段では（ｆｔ・α”ｆｔ−＋）を入力として、Ｍ○Ｄ
２の加算回路６８で〔（ｆｌ・α正午ｆ　ｔ−＋）α”
十ｆ　Ｌ−！　）が演算出力される。以下同様にして次
々に演算が行われ、ｆ（α１〕　ラッチ回路６９にはｆ
（α′）の演算結果が出力されるようになっている。

δ（２）′作成回路５６は、誤り位置多項式δ（Ｚ）か
ら、その微分である多項式δ（２）′を作成する回路で
、多項式δ（２）の偶数次数の係数を零とした後、（奇
数次数−１）の演算処理を行う回路である。

８重訂正符号の場合は、誤り位置多項式δ（ｚ）は、 δ（Ｚ）−”　ｆ　、Ｚ８＋　ｒ　？Ｚ’＋・、、、、
、　ｆ　ｌ　Ｚ　＋　ｆ　Ｏで表されるから、微分誤り
位置多項式δ（２）′・は、δ（ｚ）　’　ｗ　ｒ　、
Ｚ’＋　ｒ　、Ｚ’＋　ｆ　、Ｚ”＋　ｒ　。

と表される。

前記「（α工）演算回路５１からの出力δ（α′）は、
〔δ（α”）−０）検出回路５２により零出力が検出さ
れ、その検出信号は誤り位置（ｉ）算出回路５４に加え
られ、δ（αリ　−０の時の誤り位置ｉの値が、順次誤
り位Ｗ（＋）ラッチ回路５５に格納される。

次に誤り位置（ｉ）ラッチ回路５５からの誤り位置１（
Ｉｓ・　Ｉ　ｌ＋・・・・・・Ｉ？）データにより、ｆ
（α１）演算回８５１においてη（αす、δ（αす′が
１１１次演算され、誤り数値（ｅｉ）１出回路５３によ
り、誤り数値Ｑ、＝η（αｌ）／δ（α′）′が演算さ
れる。

このようにして得られた誤り位置Ｉ及び誤り数値ｅ、は
共に、共通バス８を通りデータ記憶回路５に格納される
。

次いで訂正演算回路４により、ｒ　ｒ−ｒ　＋　Ｏｅ　
＝の演算が行われ、得られた受信語の訂正パイ）ｒｉは
再びデータ記憶回路５に格納され、誤り訂正動作を終了
する。

次に、このように構成したリードソロモン符号復号装置
において適用された本発明に係る誤りの推定手段、シン
ドローム再作成手段、全零検出手段について説明する。

−例として誤りの発生が検出された時に、最初に誤りを
推定し検査する誤りの最大次数ｍを１とし、且つ現実に
単−誤りが発生しているものとして説明する。

■　まず、シンドローム生成回路１からシンドロームＳ
、−Σｒ、αｆａｌｌ　＋”−１）が生成されるが、８
重訂正符号の場合は、Ｓｏ”ｅ＋α“−＋５ｌ−ｅ、　
α２（ｉ−１１，、、、、・、　３　、、ｗ　６　、　
（ｚ１６ｆ１−１１が生成される。

誤りが発生しているので８０≠０となり、そしてｍ−ｖ
ｌとするものであるから、シンドロームＳａ＋　　ｓ＋
に基づいて、前述の多項式生成回路２、多項式演算回路
３により単−誤り位置ｉ及び誤り数値ｅ１が算出され、
これが推定値となる。

■　次に推定した単−誤り　（誤り位置ｉ、誤り数値ｅ
ｌ）が正しいか否かの検査を行うため、まずシンドロー
ム生成回路１を利用して、先の誤り推定時に使用しなか
ったシンドロームＳｔ。

Ｓｆｆ＋・・・・、・Ｓｌｓから、推定した誤りにより
発生したと考えられる数値を差し引いたシンドロームＳ
Ｎ’＋ｓ３′＋・・・・・・・ＳＩＳ′を再計算して求
める。

すなわち具体的には、先の誤り推定の実行によって共通
バス８上にはまずｅ、が出力され、次いで誤り位置ｉが
、ｉ≧２の場合は、“Ｏ′が（＋−１）回、共通バス８
上に出力される。

Ｓｏ、Ｓ＋を生成する回路を除いた各シンドローム生成
回路では、加算回路１１．ランチ回路１２゜αパ１倍回
路１３によって、共通バス８上に。Ｉ。

０．０．−５・・・・・０と出力されるデータに基づい
てｅｌαｆｊ＋ｌ＋　ｌｌ−１１の演算を行い、その結
果を各シンドローム生成回路のラッチ回路１２に格納す
る。

、ニー　（Ｄ　ｅ　、　ｅｘ　（ｊ＋Ｉｌ　（ｆ−１１
は、シンドロームＳＺ＋Ｓ３．・・・・・・ＳＩ５が、
前記推定した単−誤り（ｉ。

ｅｌ）により変動を受けたと考えられる誤差を示してい
る。なお、ｉ＝１の場合は、ラッチ回路１２にはｅ、が
格納される。

■　次に、共通バス８上にデータ記憶装置５から、誤り
推定時に使用しなかったシンドロームＳｚ＋Ｓｆｆ＋・
・・・・・・・Ｓ＋ｓを出力し、Ｓ、、Ｓ、に対応する
回路を除く各シンドローム生成回路は、対応するシンド
ロームＳ＞　（ｊ−２，・・・・・・・１５）と、それ
ぞれのラッチ回路１２に格納されている前記ｅ、　αｊ
ｊ＋Ｉｌ　ｆｌ−１１の値とを、バンブｙ１５と加算回
路１１を用いて加算し、各ランチ回路１２に（ｅ＋α（
Ｊ−寡’　Ｃｉ−”　（ＥＩ　Ｓ　、）を格納する。

そして得られたこの（ｅ＋α（Ｊ″１）（・−１）■Ｓ
ｊ）を再計算後のシンドロームＳＪ’（ｊ−２〜１５）
として、共通バス８上に出力し、これらの値が“Ｏ”で
あるか否かの判断を制御回路６で行って、単−誤りであ
るか否かを判定する。すなわち単−誤りの場合は再計算
シンドローム３　、　ｒは全て０”となり、先の推定し
た単−誤り　（ｔ、ｅｌ）は正しいものとなる。したが
ってこの誤り位置ｉ及び誤り数値ｅ１に基づいて誤り訂
正が行われて、復号処理が終了する。なお、再計算シン
ドロームｓ、’Ｏｗ２〜１５）が全て“０″でなければ
、単−誤りではないので、シンドローム８０〜Ｓ＋ｓに
基づいて８重誤り訂正処理が行われる。

以上の検査手順による復号処理動作を第７図のフローチ
ャートに示す。

なお、発生誤りを２以上に推定した場合、すなわちｍ≧
２の場合の誤り検査も、同様９手順で行われる。すなわ
ち誤り位置ｉｌ＋　　’ｔ＊　　ｊ３＋・・・・・・（
１，＜ｔ□＜１．＜・・・・・・・）に誤り大きさｅＩ
ｌｅｚｌｅ３１．・・・・・の誤りが推定されたとき、
共通バス上には、誤り位置に対応して、ｅｌ＋　　ｅｆ
ｆｉ＋　　ｅ＝、・・・・・・・・を、（ｅ、、Ｏ，・
・・・・・・Ｏ，ｅｘ、　　Ｏ，・・・・・・・０、ｅ
Ｌ　　ｏ、・・・・・・・０．・・・・・・・・）のよ
うに出力し、このデータにより各シンドローム生成回路
で、ｅ、αｆｊ＋ｌｌ　（ｉ−１１■ｅ、α（ｊ４１１
　ｆｌ−１Ｏｅ、ａ　ｆＪ”ｌｌ　！１−１１■・・、
・・を作成して各ラッチ回路に格納し、そしてそれぞれ
に各シンドローム生成回路に対応するシンドロームＳ、
を加算して、再計算後のシンドロームＳｊ′を得る。そ
してこの得られたシンドロームＳ、　ｒが全て“Ｏ”で
あれば、推定した誤りは正しいものとするものである。

〔発明の効果〕

以上実施例に基づいて説明したように、本発明によれば
、エラーの検査に要する計算処理時間は、シンドローム
再作成時間と零チエツク時間だけであり、ヰ★査するエ
ラーの個数には無関係となり高速でエラーの検査が行わ
れるため、リードソロモン符号の復号の高速化が計られ
る。

またエラー検査において必要とするシンドローム再作成
は、シンドローム作成回路を用いて行うことができるの
で、回路を増加しないで、誤り検査を高速で行うことが
できる等の効果も得られる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明に係るリードソロモン符号復号装置の
一実施例を示すブロック構成図、第２図は、そのシンド
ローム作成回路の一例を示すブロック構成図、第３図は
、同じくその多項式生成回路の一例を示すブロック構成
図、第４図は、多項式生成回路の動作を示すフローチャ
ート、第５図は、多項式演算回路の一例を示すブロック
構成図、第６図は、第５図に示した多項式演算回路にお
けるｆ（α１）演算回路の具体的構成例を示すブロック
図、第７図は、本発明による検査手順による復号処理動
作を示すフローチャート、第８図は、従来のリードソロ
モン符号復号装置を示すブロック構成図である。 第２図 第３図 第５図 く 第７図 第８図

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 誤りの発生が検出された場合、発生した誤りがｍ（但し
   ｍ＜ｔ）重以下の誤りであると仮定して誤りを推定し、
   推定した誤りが正しくないと判定されたとき、改めてｔ
   重誤り訂正処理を行うｔ重誤り訂正リードソロモン符号
   の復号装置において、シンドロームＳ＿０、Ｓ＿１、・
   ・・・・・・Ｓ＿２＿ｔ＿−＿１中の２・ｍ個のシンド
   ロームＳ＿０、Ｓ＿１、・・・・・・・Ｓ＿２＿ｍ＿−
   ＿１を用いてｍ個の誤り位置ｉ（ｉ＿１、ｉ＿２、・・
   ・・・・ｉ＿ｍ）及びｍ個の誤り数値ｅ＿ｉ（ｅ＿１、
   ｅ＿２、・・・・・・ｅ＿ｍ）を推定する誤り推定手段
   と、該誤り推定手段で使用しなかった（２ｔ−２ｍ）個
   のシンドロームＳ＿２＿ｍ、Ｓ＿２＿ｍ＿＋＿１、・・
   ・・・・Ｓ＿２＿ｔ＿−＿１から誤り推定手段で推定し
   た誤りにより発生したと推定される数値を差し引いたシ
   ンドロームＳ＿２＿ｍ′、Ｓ＿２＿ｍ＿＋＿１′、・・
   ・・・・・Ｓ＿２＿ｔ＿−＿１′を作成するシンドロー
   ム再作成手段と、該シンドローム再作成手段により作成
   されたシンドロームが全て零であるか否かを判定し、全
   て零であった場合は前記誤り推定手段により推定した誤
   りが正しいものとし、零以外のものが含まれている場合
   は推定した誤りが正しくないものとする全零検出手段と
   を備えていることを特徴とするリードソロモン符号復号
   装置。