JPS6397018A - 符号化復号化装置 - 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、誤り訂正符号の符号化復号化装置に関する
ものである。

［従来の技術］ ディジタルオーディオ機器、通信機器などには、伝送路
で発生する誤りを訂正するために誤り訂正符号が用いら
れている。

第３図は、符号構成の一例を示した図で、図中、「シン
ボル」とは８ビツトのデータを示している。この符号構
成は、Ｘ方向に２６シンボル、ｙ方向に２８シンボル並
んだデータに対し、Ｃ１符号、Ｃ２で２重に符号化され
ている。

Ｃ１符号は、ｙ方向の２８シンボルのデータに４個のＰ
チェックシンボル（ＰＧ　−Ｐ３　）を付加して、符号
間圧ｆｉｄ＝５のリードソロモン符号を構成しており、
Ｘ＝ＸｌのＣ１符号は、下記の（１）式を満たしている
。

Ｈヒ［Ｄ（！＋　、０）、Ｉ）（！ｌ　Ｉ　１）・・Ｄ
Ｃ！＋　、２７）　＊ＰＯ（ＸＩ　）　”・Ｐ３（！ｌ
）］　　＝０　　　　・・・（１）す。

Ｃ２符号はＸ方向に符号化されており、ｙ＝７１の符号
は、下記の（２）式を満たす６個のＱチェックシンボル
（Ｑｏ　”Ｑｓ　）が付加された符号間距離ｄ＝７のリ
ードソロモン符号である。

Ｈｚ・［Ｄ（０，ｙｔ）、Ｄ（１，ｙｔ）”Ｄ（２５，
ｙｔ）、Ｑｏ（ｙｔ）　”Ｃ５（ｙｔ）］”　＝ｏ　　
　　・・・（２）第４図は、この符号の符号化復号化装
置を示すブロック図である０図において、　（１００）
は符号化装置、（１１０）は復号化装置、　（１０１）
はデータ入力端子、（１０２）はＣ２符号器、（１０３
）はＣｔ符号器、　（１０４）はＣ１復号器、（１０５
）はＣ２復号器、（１０Ｂ）はデータ出力端子、　（１
０７）は、Ｃ１復号器（１０４）のデータおよびチェッ
クシンボル出力。

（１０８）はＣ１復号器の訂正状態を示すフラグ出力、
　（１０９）は伝送路または記録媒体を示す。

符号化装置では、入力端子（１０１）から入力されたデ
ータシンボルには、Ｃ２符号器（１０２）で（２）式に
基づいてＱチェックシンボルが付加され、ついでＣ＋符
号器（１０３）で（１）式に基づいてＰチェックシンボ
ルが付加されて第３図に示す符号が構成される。

復号化装置（１１０）では、まずＣ１復号器（１０４）
で誤り訂正または検出を行ない１次段のＣ２復号器（１
０５）ではＣ１復号器（１００からのデータ（１０７）
とフラグ（１０Ｂ）を用いて誤り訂正を行う。

訂正可能なエラー数Ｅおよびイレージヤ数Ｎと、符号間
距離ｄとは、下記の（３）式を満す。

２Ｅ＋Ｎ−１≦ｄ　　　　・・・（３）ここで、「エラ
ー」とは、誤りシンボルの位置が未知の誤りをいい、「
イレージヤ」とは、誤りシンボルの位置が既知の誤りを
いう。

以下に、Ｃ１復号とＣ２復号の一例を示す。

（１）　　Ｃ１復号 受信したＣ１．符号ｒ−（ｒ３ｔ　、　ｒ３ｏ・・ｒｏ
　）を用いて、下記の（０式に基づいて、シンドローム
Ｓ　＝　［Ｓｏ　　ｅ　Ｓ　ｌ＃　３２　　＋　Ｓ３］
　　を求める。

Ｓｉ　＝Σ　（ｚｉＪ　＊　ｙ　ｊ（ｉ　＝　０〜３）
　・”（４）８＝０の場合は、「誤りなし」として、Ｃ
１フラグをリセットし、Ｓ−〇の場合は、「誤りが存在
する」として、３２シンボルすべてにＣｔ　フラグをセ
ットする。

（２）　　Ｃ２復号 イレージヤ訂正のみを行う場合を例に説明する。

（３）式よりエラーＥ＝０とすると、６イレージヤ（Ｎ
＝６）まで訂正可能となる。第５図は、従来の装置の訂
正フローの一例を示した図で、以下の■〜■のステップ
で訂正する。

■　シンドローム計算（３０１） 受信したＣ２符号Ｐ　＝＝［Ｐ３１　ｍ　Ｐ２Ｏ・・・
ＰＯ］を用いて、下記の（５）式に基づき。

シンドロームＳ−［Ｓｏ　　、Ｓｌ　　、・・・Ｓｓｌ
　　を求める。

Ｓ［＝Σ　αｉＪ＃ＰＪ　　（ｆ＝０〜５）　・・・（
５）　　　ｊ＝０ ■　シンドローム判定（３１０） シンドロームＳ＝Ｏの場合は、「誤りなし」としてフラ
グをリセツ）（３０７）Ｌ、動作を終了する。

ＳｌＯの場合は、以下の訂正動作を実行する。

■　訂正動作 Ｃ１フラグ数Ｎ＝６の場合は、６個のイレージヤバリュ
ー計算（３０２）を行なって、訂正（３０５）を行なう
。

今６個のイレージヤのロケーションおよびバリュをそれ
ぞれＣ１、Ｃ２、…α６、ｅｌ＋８２＋・・・Ｃ６とす
ると、シンドロームは下記の（６）式となる。

この６個の方程式を用いてｅ１〜ｅ５を解くことにより
、イレージヤ訂正ュが求まる。このｅ１〜ｅ６を、イレ
ージヤロケーションα１〜α６で示されるシンボルに加
算することにより、訂正（３０５）の動作が行なわれる
。

また、　ＣＩ　フラッグ数Ｎが１≦Ｎ≦５の場合は、上
記と同様に、Ｎ個のイレージヤバリュー計算（３０３）
が実行される。２イレージヤの場合は、（６）式におい
て、ｅ３〜ｅ６をＯとした値がシンドロームとして求ま
る。未知数がｅｌ＋８２の２個であるので、５ＯＩＳＩ
　を用いてとして求まる。このとき、８２〜Ｓ°５は用
いていないのでチェックに用いることができる。

すなわち、イレージヤバリュー計算（３０３）で求めた
ｅ’ｌ’　＊　ｅ’２　より、下記の（８）式のチェッ
ク計算（３０４）を行ない、下記の（９）式５Ｉ＝Ｓ＋
　　（ｉ＝２〜５）　　　　　　・・・（９）を満たす
か否かのチェック判定（３０８）が行なわれる。

この判定結果が、チェック０Ｋ（（９）式を満たすとき
）の場合は、ｅを誤りパターンとして訂正（３０５）を
実行し、チェックＮＧ（（９）式を満たさないとき）の
場合は、Ｎ個以上の誤りがあるとしてＣ２ノラグセツ）
（３０Ｂ）Ｌ、訂正動作を行なわずに、Ｃ２フラグを用
いた補正動作などが行なわれる。

このように、１≦Ｎ≦５では誤りの再チェックを行なっ
てエラーに起因する誤訂正を防ぎ、信頼性の向上を図っ
ている。

また、Ｎ〉６．またはＮ＝０の場合は、誤りがあるにも
かかわらず訂正不可なので、Ｃ２フラグセット（３０Ｂ
）を行い動作を終了する。

前述の符号化は、第５図のフローを用いて行なうことが
できる。すなわち、符号化時において、付加スべきチェ
ックシンボルロケーションは既知であるので、付加すべ
きチェックシンボルＰｏ〜Ｐ　３　１　Ｑ　ｏ　−Ｑ　
ｓをイレージヤとして、第５図の訂正フローに従って、
イレージヤ訂正を実行することにより、正しいチェック
シンボルを付加することができる。すなわち、Ｃ１符号
化時には、Ｎ＝４としてチェックシンボルＰｏ〜Ｐ３を
付加し、Ｃ２符号化時には、Ｎ＝６としてチェックシン
ボルＱｏ”Ｃ５を付加することにより第３図に示した符
号化が完了する。

［発明が解決しようとする問題点］ 従来の符号化復号化装置は以上のように構成されている
ので、符号化時はＮ≦６で、誤訂正はありえないにもか
かわらずチェック計算（３０４）およびチェック判定（
３０８）を行なうため、処理時間が長くかかるという問
題点があった。

この発明は、上記のような問題点を解消するためになさ
れたもので、符号化時の処理時間の短い符号化復号化装
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復号化装置は、符号化モードか、
復号化モードかを弁別するモード判定手段を備え、復号
化モードのときには、誤りのチェック計算およびチェッ
ク判定を併用して誤りの訂正を行い、符号化モードのと
きには、誤りのチェック計算およびチェック判定を行な
わないで誤りの訂正を行う構成としたものである。

［作用］ モード判定手段は、当該符号化復号化装置の動作モード
を弁別する。符号化・復号化装置は、この弁別結果が、
復号化モードの場合にはチェック判定を行なった結果に
基づいて訂正を行ない、符号化モードの場合にはチェッ
ク判定を行なわないで訂正を行なう。

［発明の実施例］ 第１図は、この発明の一実施例のフロー図である。この
実施例の復号時のフローは、第５図と同様のフローとな
るので説明を省略し、以下、符号化時のフローの相違を
説明する。

シンドローム判定（３１Ｇ）でＳ−〇の場合は、符号化
／復号化のモード判定（ＲＥＣＭＯＤＥ）（４０３）が
行なわれ、ついで「符号化モード」の場合には、Ｃ１／
　Ｃ２判定（４０１）が行なわれ、ＣＩ　モードの場合
にはＮ＝４、Ｃ２モードの場合にはＮ＝６として、イレ
ージヤバリュー計算（３０３）が行なわれる。そして、
Ｎ＝４の場合には、符号化／復号化のモード判定（ＲＥ
ＣＭＯＤＥ）　（４０２）が行なわれ、「符号化モード
」の場合にはチェック計算（３００およびチェック判定
（３０８）が省略されて求めたイレージャバリュにより
、訂正（３０５）が行なわれ、正しいチェックシンボル
が付加されて符号化が終了する。

この動作により、チェック計算（３０４）と、チェック
判定（３０８）の処理時間が短縮される。

第２図は、第１図のフロー図を実行するブロック回・路
側を示す図である。

図において、（１）は第１のメモリ、（２）は第１のメ
モリ（１）の制御回路、（３）はシンドローム生成回路
、（４）は第２のロケーション検出手段を構成するＣ１
　フラグが付加されたシンボルのロケーション検出回路
、（５）は第２のメモリ、（８）は第１のロケーション
検出手段を構成するチェックシンボルのロケーションを
格納したＲＯＭ、（７）はＧＦ（２＋１）上のガロア体
の演算回路、（８）はイクスクルージブオアゲート、（
８）はレジスタ、（１０）は第１のデータバス。

（１１）はプログラムカウンタ、（１２）は演算フロー
のプログラムを格納したプログラムＲＯＭ、（１３）は
プログラムをデコードするデコーダ、（１０は符号化／
′４１号化のモードなどを判定するモード判定回路、（
１５）は符号化モードであるか復号化モードであるかを
示すモード選択信号が入力される入力端子、（１６）は
復号回路、　（１７）はＣ１符号とＣ２符号の選択をす
るためのＣ１／　Ｃ２選択信号が入力される入力端子、
（１８）は第２のデータバスを示している。

次にこのブロック回路の動作を、Ｃｔ復号時を例に第１
図、第２図を用いて説明する。

受信データは、第１のデータバス（１０）からメモリ制
御回路（２）で制御されて、第１のメモリ（１）に書き
込まれる。第１のメモリ（１）に格納された受信データ
に基づいて、シンドローム生成回路（３）において、シ
ンドロームＳｏ”Ｓｓが生成される。他方、Ｃ１復号時
に付加されたＣｓ　フラグは、第１のメモリ（１）に書
き込まれており。

Ｃ＋復号時に再び読み出される。このとき、ロケーショ
ン検出回路（０で、Ｃ１フラグが付加されたシンボルの
ロケーション偵α−と、ＣＩ　フラグの数Ｎが検出され
る。これらのシンドロームＳｏ〜Ｓｓ　　、ロケーショ
ンα−およびＣ１フラグ数Ｎは、第２のメモリ（５）に
書き込まれる。演算回路（７）は、乗算、除算、加算な
どの基本演算と２値の比較を行なうもので、第２のメモ
リ（５）内のデータに基づき、第２のデータバス（１８
）を介して順次演算を行なって、イレージャバリュ０１
〜ｅ６を求めて第２のメモリ（５）に格納し、求まった
イレージャバリュｅ！〜ｅ６は、そのロケーシヨンα１
〜α６に対応したシンボルと、イクスクルージブオアゲ
ート（８）により加算して、訂正が行なわれる。訂正さ
れたシンボルはレジスタ（９）にいったんラッチされた
後、第１のデータバス（１０）を介して第１のメモリ（
１）に再び書き込まれて訂正動作が完了する。

以上、説明したフローに基づく各回路の制御は、プログ
ラムＲＯＭ　（１２）に格納されているプログラムによ
り行なわれ、プログラムＲＯＭ　（１２）は、０からス
タートするプログラムカウンタ（１１）の出力で動作す
る。プログラムデコーダ（１３）で命令解読され、その
出力信号（１３ａ）により各回路が制御される。他方、
出力信号（１３ｂ）はモード判定回路（１０に入力され
、出力信号（１３ｃ）はプログラムカウンタ（１１）の
並列入力に入力される。プログラムのジャンプは、モー
ド判定回路（Ｉ４）の出力信号（１４ａ）により、出力
信号（１３ｃ）の値がカウンタ（１１）にロードするこ
とにより実行される。

第１図に示す符号化／復号化判定（４０２）　　。

（４０３）　オよびＣ，／Ｃ２判定（４０１）　４１　
人力端子（１５）　、　（１７）から入力される選択信
号に基づき、モード判定回路（１４）でモード判定がな
され、プログラムカウンタ（１１）をジャンプさせるこ
とにより行なわれる。チェック計’ＪＩ　（３０４）は
演算回路（７）と第２のメモリ（５）を用いて行なわれ
、（９）式のチェック判定（３０８）は、演算回路（７
）内の比較回路でＳとＳ′　が比較され、一致した場合
モード判定回路（１４）に一致信号が出力される。

モード判定回路（１４）ではこの一致信号を受けて所定
のプログラム番地ヘプログラムカウンタ（１１）をジャ
ンプさせる。

なお、符号化時のチェックシンボルのロケーションは、
ＲＯｙｉ　（ｅ）に格納されており、これをイレージヤ
ロケーションとして用いる。

上記実施例はプログラム制御による符号化復号化装置を
示したが、専用ハードウェアでも、汎用マイコンでも同
様に構成することができ、同様な効果が得られる。

また、モード判定（４０３）およびＣ，／Ｃ２判定（４
０１）は必ずしも必要ではなく、これらを除いても、同
様な機能を有する訂正フローを構成することができる。

また、上記実施例は復号フローとしてイレージヤ訂正の
みの場合について説明したが、（３）式を満たすエラー
訂正、イレージヤとエラーが混在した誤り訂正の場合で
も復号化時はチェックを行ない、符号化時はチェックを
省略することにより、同様の効果が得られる。

また、上記実施例では、符号化時のチェックシンボルの
ロケーションをＲＯＭ　（１３）に格納し、これを誤り
ロケーションとして用いたが、ＲＯＭ　（８）に代えて
、ロケーション検出回路（０に入力されるＣ１フラグを
１強制的にチェックシンボル部に立て、このチェックシ
ンボルのロケーションを、ロケーション検出回路（４）
で検出する構成としてもよい。

［発明の効果］ 以上のように、この発明によれば、符号化復号化装置を
復号化時には、訂正結果のチェックを行ない、符号化時
には、符号化を行った結果のチェックを行なわないよう
に構成したので、受信信号の誤り訂正の信頼性を低下さ
せることなく、符号化時の処理時間を短縮した符号化復
号化装置が得られる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例である符号化復号化処理を
示すフロー図、第２図はこの実施例を実行する回路の一
例を示すブロック回路図、第３図は誤り訂正符号の一例
を示す符号構成図、第４図は符号化復号化の手順を説明
するための信号処理系統図、第５図は従来の符号化復号
化処理を示すフロー図である。 （１００）・・・符号化装置、（１１０）・・・復号化
装置。 （３０１）・・・シンドローム計算手段、（３０２）　
　。 （３０３）・・・イレージヤバリュー計算手段、（３０
４）・・・チェック計算手段、（３０５）・・・訂正手
段、（３０Ｂ）・・・チェック判定手段、（４０２）　
　、　（４０３）用モード判定手段。 なお、各図中、同一符号は同一、または相当部分を示す
、　　　代理人　　大岩　増雄箪　１　間 第２１ 第３図 第４因 １１０：　儂４トイ乙−ｉｔ 手続補正書（自発） 昭和　　年　　月　　日 ２、発明の名称 符号化復合化装置 ３、補正をする者 代表者志岐守哉 ４、代理人 ５、補正の対象 願書の「発明の名称」および明細書の「発明の詳細な説
明」の各欄 ６、補正の内容 Ａ、願書： （１）願書の発明の名称に誤記がありましたので、これ
を正しく記載した訂正願書を別紙の通り提出します。 Ｂ、明細書： （１）第５頁第２０行目： ｒ２Ｅ＋Ｎ−１≦ｄ」とあるをｒ２Ｅ＋Ｎ≦ｄ−１４と
訂正します。 （２）第７頁第３行目： ｒ　Ｐ　＝　［Ｐ２ｔ　　、　Ｐ３０　・・−ＰＯ］　
ＪとあるをｒＢ＝［Ｂ３／　　、　Ｂ３ｏ　＝Ｂｏ　　
］　Ｊ　ト訂正Ｌｔｔ。 （３）第７頁第７行目： ｒＰｊＪとあるをｒ　ＢｊＪと訂正します。 以　　上

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）符号化時には入力データに定められた符号構成に
   もとづいて誤り訂正または検出のためのチェックシンボ
   ルを付加し、復号化時には受信データに含まれている誤
   りの訂正または検出を行う符号化復号化装置であつて、
   入力データおよび受信データからシンドロームを生成す
   るシンドローム生成手段と、入力データに付加するチェ
   ックシンボルのロケーションを検出する第１のロケーシ
   ョン検出手段と、受信データ中の誤りシンボルのロケー
   ションを検出する第２のロケーション検出手段と、上記
   第１または第２のロケーション検出手段および上記シン
   ドローム生成手段の出力値から当該受信データに含まれ
   ている誤りのパターンを算出する誤りバリユー計算手段
   と、符号化モードか復号化モードかの弁別を行うモード
   判定手段と、復号化モードの場合のみ上記第２のロケー
   ション検出手段および上記誤りバリユー計算手段の算出
   値を用いてシンドロームの再計算を行いかつこの再計算
   値が上記シンドローム生成手段で生成したシンドローム
   と一致するか否かの判定を行うチェック手段とを備え、
   符号化時には上記誤りバリユー計算手段で算出したパタ
   ーンに基づいて入力データにチェックシンボルを付加し
   、復号化時には上記チェック手段の判定結果にもとづい
   て上記誤りバリユー計算手段で算出した誤りパターンで
   受信データ中の誤りシンボルの訂正を行う構成としたこ
   とを特徴とする符号化復号化装置。
2. （２）第１のロケーション検出手段がチェックシンボル
   のロケーションを格納したメモリである特許請求の範囲
   第１項記載の符号化復号化装置。
3. （３）第１のロケーション検出手段が入力データに付加
   すべきチェックシンボル部を誤りとみなして検出する第
   ２のロケーション検出手段で共用されたものである特許
   請求の範囲第１項記載の符号化復号化装置。