JPS6372224A - 符号化装置及び復号化装置 - Google Patents

符号化装置及び復号化装置

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JPS6372224A
JPS6372224A JP21625686A JP21625686A JPS6372224A JP S6372224 A JPS6372224 A JP S6372224A JP 21625686 A JP21625686 A JP 21625686A JP 21625686 A JP21625686 A JP 21625686A JP S6372224 A JPS6372224 A JP S6372224A
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JP
Japan
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word
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Pending
Application number
JP21625686A
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English (en)
Inventor
Masao Kasahara
正雄 笠原
Toru Inoue
徹 井上
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Mitsubishi Electric Corp
Original Assignee
Mitsubishi Electric Corp
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Publication date
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Publication of JPS6372224A publication Critical patent/JPS6372224A/ja
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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、符号化装置及び復号化装置に関する。
〔従来の技術〕
第9図は、例えば文献、エム、カサハラ、ワイ。
スギャマ、ニス、ヒラサワ アンド ティ、ナメカワ、
′″ニュー クラス オン バイナリ コードズ コン
トラステッド オン・・・″、アイイーイーイー トラ
ンス0.アイティ ポル アイティー22.ナンバー4
.ページ462−.1976(M、Kasahara、
 Y、 8ugiyama、 S、Hirasawa 
andT 、 Namekawa 、New C1as
s of Binary CodesConstruc
ted on ・・・”、 IEEB Trans、、
 IT、 volIT  22.no、4.pp462
  e1976]に示された連接符号などの2次元配列
をもつ符号に重畳用符号Ca、Cbを重畳させた従来の
符号化、復号化方式の説明図で、図の斜線部ra 、 
rbが全体の検査シンボルになっている。即ち、もとの
連接符号の検査記号部分に新九に情報記号部分Ia、I
bが送受信可能となってbる。この符号化、復号化方式
は連接符号の内部符号が最少距離d1、外部符号が最少
距離d2をもつとき重畳用符号Ca、Cbが共にdI 
X d2の最少距離を持つように設計すればもとの連接
符号の訂正能力を低下させずに新たに情報記号部分Ia
 、 Ibが送受信可能である。即ち、符号比率が大幅
に改善されるメリットがるるというものである。
〔発明が解決しようとする問題点〕
従来の符号化装置及び復号化装置は以上のように構成さ
れているので、上記のような重畳の方法では、符号比率
の改善に効果があったものの、重畳用符号Ca、Cbに
最少距離dlXd2の訂正能力の高い符号を用いなけれ
ばならない。一般的に最少距離dlyd2が各々小さい
値でもd1+d2の最少距離の符号はハードウェアが複
雑になって実現が不可能であるという問題点があった。
又、上記のように基礎符号である連接符号に重畳符号の
情報部分までを重畳化すると復号側で基礎符号と重畳用
符号を分離する時、基礎符号の情報部分に生起した誤シ
による擬似誤シが新たに生成するという問題点があった
この発明は、上記のようか問題点を解消するためになさ
れたもので、ランダム誤り訂正用の冗長度の小さな符号
と、バースト誤シ訂正用の冗長度の大きな符号を組み合
わせて符号比率を大幅に改善するとともに、ハードウェ
アも簡単になる符号化装置を得ることを目的とする。
又、この発明の別発明は、前述の符号化装置から送信さ
れた情報に基づいて擬似誤υを発生させることなく、バ
ースト誤シ訂正ができる復号化装置を得ることを目的と
する。
〔問題点を解決するための手段〕
この発明に係る符号化装置は、軽微の誤9を訂正する冗
長度の小さな符号と、長大なバースト誤υを訂正する冗
長度の大きな符号を作るとともに、冗長度の大きな符号
の検査部分だけを法2で加算して合成検査ベクトルを作
り、送信するものである。
又、との発明の別の発明に係る復号化装置は、受信した
合成検査ベクトルから正しく訂正できた符号語を差し引
いて訂正できなかった符号語からバースト誤シバターン
を求め、バースト誤シを訂正するものである。
〔作 用〕
この発明の符号化装置においては、情報から前述し九冗
長度の小さな符号と、冗長度の大きな符号を符号化比率
を改善して作ることができる。
また、この発明の別の発明の復号化装置においては、受
信合成検査ベクトルに基づ論てバースト誤シが生起して
いる受信語を訂正することができる。
〔実施例〕
以下、この発明の一実施例を図について説明する。
第1図はこの発明の符号化装置を示すブロック図で、図
において、1は符号化メモリ、2は符号化制御回路、3
はC1符号器、4はC2符号器、5はアドレス/データ
/制御信号バスである。
第2図(a)〜(d)はデータフォーマットを示す変遷
図でろる。
次に、動作について説明する。
まず、第1図の符号化装置でn2 X klシンボルの
情報は符号化メモリ1のなかでn2×n1の矩形に配置
される。すなわち、第2図(a) K示すCt符号化方
向のに1シンボル毎に符号化してl1シンボルの検査シ
ンボルを発生し、n2 x (k1+−131)の符号
語をC1符号器3で作る。
次に、各C1符号語を情報シンボルとみてC2符号化を
C2符号器4で行い、第2図(b)に示すように1n2
×NシンボルのC2符号語を符号化メモリ1に作る。更
に、 C2符号語の検査シンボル部分にJ2シンボルを
n2個互いに法2で加算し、第2図(C)に示すように
、ぷ2シンボルの合成検査ベクトルLを作成する。そし
て、伝送路へは第2図(d)に矢印で示す層厚、すなわ
ちC1符号語に続けてぷ2シンボルの合成検査ベクトル
Lを送信する。
このような制御はナベて符号化制御回路2の指令に基づ
き、アドレス/データ/制御信号バス5を介して行われ
る。
第3図はこの発明の別の発明の復号化装置を示すブロッ
ク図で、図において、6は復号化メモリ、7は復号化制
御回路、8はC1復号器、9はフラグレジスタ、10は
C2再生器、11はC2復号器、12はアドレス/デー
タ/制御信号バスである。
第4図(a)〜(f)は受信語のデータフォーマットを
示す変遷図、第5図(al 、 (b)は復号化のフロ
ーチャートで、図において、13はスタートポイント、
14はC1復号化ルーチン、15は第1のフラグ数判定
ルーチン、16は終了ポイント、17は誤シ検出処理ル
ーチン、18はC2符号語の分離符号化ルーチン、19
は合成語Qy作成ルーチン、20は合成語yy作成ルー
チン、21は合成語yyの復号ルーチン、22は処理の
中継的な受は渡しポイント、23は第2のフラグ数判定
ルーチン、24は該尚C1符号語をバースト誤り訂正ル
ーチン、25.26は隣接する該当の2個のC1符号語
をバースト誤シ訂正するルーチンである。
次に、動作について説明する。
受信側では第3図に示す復号化装置で、受信語が復号化
メモリ6のなかへ第4図(a)に示すように再生される
。すなわち、再生されたC1受信語はまず第3図のC1
復号器81Cよシ第5図のC1復号化ルーチン14で復
号され、誤シが訂正される。
訂正された場合、またはもともとシンドロームが”0”
で誤シなしと判定された場合には@0“を、訂正できな
い誤りが検出された場合には11”を、第4図(b)の
ように7ラグレジスタ9に記録する。
第5図で第1のフラグ数判定ルーチン15でフラグ数を
調ベフラグ数0の場合は終了ポイント16へ、又、3以
上の場合は訂正できないバースト誤シバターンが生起し
ているとして誤シ検出処理ルーチン17にて誤シ検出処
理を行う。フラグ数1か、あるいはフラグ数2のときで
隣接する場合のみC2符号語の分離符号化ルーチン18
以下のC2復号ルーチンへ入っていく。
なお、説明の繁雑さをさけるために7ラグ数1の時を説
明し、隣接する2個の7ラグは最後に説明する。
まず、C2符号゛語の分離符号化ルーチン18でフラグ
が立っているi番目のC1受信語を除きn2−1個のC
1符号語を情報シンボルとしてC2符号による分離符号
化を行う。そして第4図(C)に示すような符号語が得
られる。この新たに発生されたn2−1個のC2符号語
を第5図の合成符号語Qy作成ルーチン19で法2で加
算して合成符号語Qyを得る。合成符号語yy作成ルー
チン20では合成符号語Qyの検査ベクトル部分lyと
訂正できなかったC1符号語CI(i)(あるいはCt
(i)と01(i+1))と受信合成検査ベクトルLに
よる仮想の02受信語とが互いに法2で加算されて合成
受信語Yyが発生される(第4図(d))。合成受信語
yyを復号して訂正パターンEeを得る(第4図(e)
)。すなわち% n2−1個の誤)が正しく訂正された
C1符号語よシ分離符号化して再生したn2−1個(ま
たはn2−2個)のC2符号語は誤シがないので合成符
号語Qyには誤りがない。もし正しいC1(i)符号語
を更に合成符号語Qyに法2で加算すれば得られたC2
符号語の検査部は送信された合成検査ベクトルLと合致
するであろう。
受信された受信合成検査ベクトルLに合成符号語Qyの
02符号検査部を法2で加算すればi番目の02符号検
査部と伝送路上で合成検査ベクトルL部に生じた誤シバ
ターンが残留することになる。これと01符号語Cz(
りを1つの02符号語とみたてたものが合成受信語yy
でアシ、これを復号することはi番目の01符号語Cx
(i)の誤シバターンと同じく合成検査ベクトルLK生
起した誤シバターンを求めることになシ、これは当然C
2復号で訂正可能であるから訂正される。この時の訂正
パターンEeのC1符号語部分がバースト誤シバターン
Bである。
次にフラグが隣接する2つの01符号語に亘っている場
合を説明する。
第2のフラグ数判定ルーチン23はフラグ数が隣接する
2個でおったかどうか再び確認して訂正動作に移る。と
ころで、伝送の方向は第2図(d)に示したとおシであ
るから、第5図(b)の隣接する該当の2ケの01符号
語をバースト誤り訂正するルーチン25に示すように1
最も長い0の連シをみつけて左右に分割し図に示すよう
に伝送の方向に配して訂正を行う。
なお、第6図に1例として15,11.4SEC−DE
Dハミング符号を01符号に選んだ場合のC1符号器の
構成図を示す。図において、27は情報入力端子、28
は情報出力端子、2日は1ビツトシフトレジスタ、30
は法2の加算器、31はスイッチである。
第7回器はその復号器の構成例を示す。図において、3
2は情報入力端子、33は情報出力端子、34は1ビツ
トシフトレジスタ、35は法2の加算器、36は′″1
000″パターン検出回路、37は遅延回路、38はゲ
ート回路である。
第6図、第7図の回路の動作はこの分野の技術者には既
知であり、又、文献「常用、岩垂、奇弁、”符号理論”
昭晃堂(昭和48年)、p218−Jに詳述されている
ので、ここでは詳述を避ける。
又、C2符号を31.16.7BCH符号に選んだ時の
復号器の回路例を第3図に示す。ここで、n、に、d符
号とは符号長n、情報記号数に、最小距離dの線形符号
でるる。図において、39は情報入力端子、40は情報
出力端子、41はnl−kl=15段のシンドロームレ
ジスタ、42はゲート回路、43はシンドロームレジス
タ 41の左8ビツトがすべて@O″になっているかど
うか判定して制御信号を出す制御回路、44は遅延回路
、45は第1のゲート回路、46は第2のゲート回路、
47は第3のゲート回路、48は法2の加算器で、49
はシンドロームレジスタ41の帰還接続である。
文献「常盤、笠原、滑川、1巡回符号のバースト誤シ訂
正能力”、電子通信学会技術報告IT82−io、19
82年5月11日」Kろるように原始元αとそのべき乗
α 、α を根にもつ31,16゜7BCH符号は最少
距離7、バースト訂正能力も7である。k=16である
ので、さきほど述べたj 5 、11.4SEC−DB
D符号を用いる場合は1ビツトダミービツトを用いる。
第7図の復号器はメツギットの復号器とよばれるもので
当該技@Theory and Practice o
f Error Control Codes’。
Addison −Wesley Publ ish 
Company 、 p l 4 Q −、)などにも
詳述されているので、ここでは詳述を避ける。
なお、フラグレジスタがすべて0のときは、C1符号語
に誤シ訂正が含まれているかどうかを確かめることもで
きる。それは、n2個の再生されたcl符号語をn2個
互いに法2で加算して合成符号語C1を作シ、これをC
2符号化して得られた検査ベクトルが受信合成検査ベク
トルLと一致するかどうか確認し一致すれば誤シなしと
し、また一致しなければC1復号によシ誤シ訂正が含ま
れているため誤シ検出とする。
〔発明の効果〕
以上のように、この発明によれば、符号化装置は軽微な
誤シを訂正する検査記号数があまシ必要でない冗長度の
小さな符号と、長大なバースト誤シを訂正するために多
大な検査ビットを必要とする冗長度の大きな符号を作シ
、これらを送信すればよいので、符号化比率を大幅に改
善できるとともに、ハードウェアの構成を簡単にするこ
とができるという効果がある。
又、この発明の別の発明によれば、復号化装置は符号化
装置から送信された情報に基づいて擬似誤シなく、バー
スト誤シ訂正ができるとrう効果がある。
【図面の簡単な説明】
第1図はこの発明の一実施例による符号化装置のブロッ
ク図、第2図(a)〜(d)はこの発明による符号側の
データフォーマットの変化を示す説明図、第3図はこの
発明の一実施例による復号化装置のブロック図、第4図
(a)〜(f)はこの発明による復号側のデータフォー
マットの変化を示す説明図、第5図(a) 、 (b)
はこの発明による復号側フローチャート、第6図はこの
発明の01符号器のブロック図、第7図はこの発明のC
1復号器のブロック図、第8図はこの発明のC2復号器
のブロック図、第9図は従来の符号化、復号化方式の説
明図でるる。 図において、1は符号化メモリ、2は符号化制御回路、
3はC1符号器、4はC2符号器、5はアドレス/デー
タ/制御信号バス、6は復号化メモリ、7Fi復号化制
御回路、8はC1復号器、9はフラグレジスタ、10は
C2再生器、11はC2復号器、12はアドレス/デー
タ/制御信号バス。 なお、図中、同一符号は同一、または相当部分を示す。 特許出願人  三菱電機株式会社 代理人 弁理士  1)澤 博 昭 (外2名) 第4図(b) 第4図(d) v 第5図(a) 第6図 第9図 一→C1 ra         rb 手続補正書(自発)

Claims (2)

    【特許請求の範囲】
  1. (1)k_1シンボルの情報をn_1シンボルの符号語
    に変換するC_1符号器を用いて、n_2×k_1シン
    ボルの情報をn_2×n_1シンボルの符号語に変換す
    る手段と、n_1シンボルの情報をNシンボルの符号語
    に変換するC_2符号器を用いて、前記n_2×n_1
    シンボルの符号語をn_2×Nシンボルの符号語に変換
    する手段と、得られた前記n_2×Nシンボルの符号語
    における検査シンボル部分l_0をn_2個互いに法2
    で加算してl_2シンボルの合成検査ベクトルを生成す
    る手段を有し、前記n_2×n_1シンボルの符号語及
    び合成検査ベクトルを送信することを特徴とする符号化
    装置。
  2. (2)k_1シンボルの情報をn_1シンボルの符号語
    変換するC_1符号器を用いて、n_2×k_1シンボ
    ルの情報をn_2×n_1シンボルの符号語に変換する
    手段と、n_1シンボルの情報をNシンボルの符号語に
    変換するC_2符号器を用いて、前記n_2×n、シン
    ボルの符号語をn_2×Nシンボルの符号語に変換する
    手段と、得られた前記n_2×Nシンボルの符号語にお
    ける検査シンボル部分l_0をn_2個互いに法2で加
    算してl_2シンボルの合成検査ベクトルを生成する手
    段を有する符号化装置から符号化された送信語を受信す
    る復号化装置を、n_2×n_1シンボルの受信語を前
    記n_2×n_1の符号語にC_1復号器を用いて変換
    する手段と、前記n_2×n_1の符号語に復号化の結
    果を前記n_2×n_1シンボルの受信語毎に記録する
    手段と、復号化の終了した前記C_1復号器の出力から
    前記n_2×Nシンボルの符号語を、C_2再生器を用
    いて生成する手段と、復号化できなかつた前記n_2×
    n_1シンボルの受信語を前記n_2×Nシンボルの情
    報部分として受信合成検査ベクトルから正しく訂正され
    た前記n_2×Nシンボルの符号語を全て差し引いてC
    _2復号器を用いて復号化する手段から構成し、前記受
    信語を前記n_2×k_1シンボルの情報に復号するこ
    とを特徴とする復号化装置。
JP21625686A 1986-09-15 1986-09-15 符号化装置及び復号化装置 Pending JPS6372224A (ja)

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