JPH0426253B2 - - Google Patents
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- JPH0426253B2 JPH0426253B2 JP59247822A JP24782284A JPH0426253B2 JP H0426253 B2 JPH0426253 B2 JP H0426253B2 JP 59247822 A JP59247822 A JP 59247822A JP 24782284 A JP24782284 A JP 24782284A JP H0426253 B2 JPH0426253 B2 JP H0426253B2
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Description
【発明の詳細な説明】
（産業上の利用分野）
本発明は、エラー訂正装置、特に、倍長単−誤
り訂正２重誤り検出リード・ソロモン符号の復号
器に関するものである。
り訂正２重誤り検出リード・ソロモン符号の復号
器に関するものである。
（従来の技術）
大容量の記憶装置においては、動作の信頼度を
向上させるために、誤り訂正／検出符号が必要で
ある。このため、１ビツト誤り訂正／２ビツト誤
り検出符号が用いられてきた。さらに半導体技術
の進歩により、数ビツトの情報を１バイトとし
て、一個のメモリ素子に格納されるようにもなつ
た。この場合には、一個のメモリ素子の障害のた
め数ビツトまとめてエラーが生じる。この種の素
子を用いた記憶装置に対しては、バイトの誤りを
検出または訂正可能な符号が効果的である。な
お、コンピユータでは、情報ビツトとしては32，
64，128が用いられる。
向上させるために、誤り訂正／検出符号が必要で
ある。このため、１ビツト誤り訂正／２ビツト誤
り検出符号が用いられてきた。さらに半導体技術
の進歩により、数ビツトの情報を１バイトとし
て、一個のメモリ素子に格納されるようにもなつ
た。この場合には、一個のメモリ素子の障害のた
め数ビツトまとめてエラーが生じる。この種の素
子を用いた記憶装置に対しては、バイトの誤りを
検出または訂正可能な符号が効果的である。な
お、コンピユータでは、情報ビツトとしては32，
64，128が用いられる。
本発明は、このようなバイト単位に誤り処理を
する単一バイト誤り訂正２重バイト誤り検出符号
に関するものであり、特に、情報ビツト128の場
合に有効である。この種符号の従来例について述
べる。
する単一バイト誤り訂正２重バイト誤り検出符号
に関するものであり、特に、情報ビツト128の場
合に有効である。この種符号の従来例について述
べる。
まず、単−バイト誤り訂正２重バイト誤り検出
を行うリード・ソロモン符号の基本形を示す。
GF（2b）の原始元をαとすると検査マトリクスは
次式となる。
を行うリード・ソロモン符号の基本形を示す。
GF（2b）の原始元をαとすると検査マトリクスは
次式となる。
ただし、ｑ＝2b。この符号の符号長ｎ＝ｂ×
（2b＋２）であり、ｂ＝４のとき、ｎ＝72、情報
ビツトｋ＝60となり、情報ビツト64、128の符号
が構成できない。
（2b＋２）であり、ｂ＝４のとき、ｎ＝72、情報
ビツトｋ＝60となり、情報ビツト64、128の符号
が構成できない。
次に、金田、藤原（”Single Byte Error
Correcting−Double Byte Error Detecting
Codes for Memory Systems”，IEEE Trans.on
Computer，Ｃ−31，No.７，July 1982）の符号は
次式の検査マトリクスを用いる。まず、GF（24）
を構成するｇ（ｘ）＝x4＋ｘ＋１の生成行列をＴと
する。なお、Ｔとαは本質的に同一である。
Correcting−Double Byte Error Detecting
Codes for Memory Systems”，IEEE Trans.on
Computer，Ｃ−31，No.７，July 1982）の符号は
次式の検査マトリクスを用いる。まず、GF（24）
を構成するｇ（ｘ）＝x4＋ｘ＋１の生成行列をＴと
する。なお、Ｔとαは本質的に同一である。
として、さらに、H0の行を巡回させて、４倍の
長さの検査マトリクスＨを作る。ｂ＝４であり、
符号長ｎ＝９×４×４＝144、検査ビツト長＝16、
情報ビツト＝128である。モジユラ構成のため復
号が複雑になる。
長さの検査マトリクスＨを作る。ｂ＝４であり、
符号長ｎ＝９×４×４＝144、検査ビツト長＝16、
情報ビツト＝128である。モジユラ構成のため復
号が複雑になる。
次に、特開昭52−123147号公報の検査マトリク
スは情報64ビツトについて有効であり、それにつ
いて述べられている。ｑ＝2bとしたとき、検査マ
トリクスは次式になる。
スは情報64ビツトについて有効であり、それにつ
いて述べられている。ｑ＝2bとしたとき、検査マ
トリクスは次式になる。
これは、左半分のｑ−１列の基本行列を行巡回
して、右半分におき、４列の単位検査マトリクス
を加えている。ｂ＝４のとき、ｎ＝15×２×４＋
４×４＝136、情報ビツトは120となる。情報ビツ
トを128にするためには、３ブロツク構造となり
復号は複雑になる。
して、右半分におき、４列の単位検査マトリクス
を加えている。ｂ＝４のとき、ｎ＝15×２×４＋
４×４＝136、情報ビツトは120となる。情報ビツ
トを128にするためには、３ブロツク構造となり
復号は複雑になる。
なお、実際の復号法に関しては実施例で述べ
る。
る。
（発明が解決しようとする課題）
情報ビツト128に対して有効な単一バイト誤り
訂正／２重バイト誤り検出符号を構成する従来の
符号はいずれも復号法が複雑になる。したがつ
て、情報ビツト128に対して有効な単一バイト誤
り訂正／２重バイト誤り検出符号の検査マトリク
スを見いだし、復号ステツプあるいは、ハードウ
エア量の少ない復号器を構成する必要がある。
訂正／２重バイト誤り検出符号を構成する従来の
符号はいずれも復号法が複雑になる。したがつ
て、情報ビツト128に対して有効な単一バイト誤
り訂正／２重バイト誤り検出符号の検査マトリク
スを見いだし、復号ステツプあるいは、ハードウ
エア量の少ない復号器を構成する必要がある。
本発明はかかる問題点を解決するために成され
たものであつて、情報ビツト128に対して有効な
単一バイト誤り訂正／２重バイト誤り検出符号の
検査マトリクスを見いだし、復号ステツプあるい
は、ハードウエア量の少ない倍長単一誤り訂正２
重誤り検出リード・ソロモン符号の復号器を提供
することを目的とする。
たものであつて、情報ビツト128に対して有効な
単一バイト誤り訂正／２重バイト誤り検出符号の
検査マトリクスを見いだし、復号ステツプあるい
は、ハードウエア量の少ない倍長単一誤り訂正２
重誤り検出リード・ソロモン符号の復号器を提供
することを目的とする。
（問題を解決するための手段）
本発明に係る倍長単一誤り訂正２重誤り検出リ
ード・ソロモン符号の復号器は、単一誤り訂正２
重誤り検出リード・ソロモン符号の最長検査マト
リクスを基本とし、その検査マトリクスの長さを
２倍とし、情報ビツト128に対して有効な検査マ
トリクスを用いることを特徴とする。
ード・ソロモン符号の復号器は、単一誤り訂正２
重誤り検出リード・ソロモン符号の最長検査マト
リクスを基本とし、その検査マトリクスの長さを
２倍とし、情報ビツト128に対して有効な検査マ
トリクスを用いることを特徴とする。
さらに、リード・ソロモン符号の復号法を適用
できるように工夫し、シンドロームC1，C2，
C3，C4より、S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4と
し、ZZ＝（C1≠０ AND C2≠０）OR（Ｚ＝S1 2
＋S0S2≠０）が真であることを検出し、一括２重
バイト誤りを検出することを特徴とする。
できるように工夫し、シンドロームC1，C2，
C3，C4より、S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4と
し、ZZ＝（C1≠０ AND C2≠０）OR（Ｚ＝S1 2
＋S0S2≠０）が真であることを検出し、一括２重
バイト誤りを検出することを特徴とする。
また、ZZが偽を検出したとき、C1≠０（C2＝
０）であれば、Ａブロツクの、C1＝０（C2≠０）
であれば、Ｂブロツクの単一誤りを誤り位置ｘ＝
S1／S0、誤りの大きさｙ＝S0として訂正する方法
などを用いて、異なるブロツクも同一の処理を可
能とすることを特徴とする。
０）であれば、Ａブロツクの、C1＝０（C2≠０）
であれば、Ｂブロツクの単一誤りを誤り位置ｘ＝
S1／S0、誤りの大きさｙ＝S0として訂正する方法
などを用いて、異なるブロツクも同一の処理を可
能とすることを特徴とする。
（作用）
本発明に係る倍長単一誤り訂正２重誤り検出リ
ード・ソロモン符号の復号器は、効率的な検査マ
トリクスを用いて、ハードウエア量の少ない復号
器を構成しており、受信語を受け取るとシンドロ
ームを発生させ、高速に、単一バイト誤りを訂正
し、２重バイト誤りを訂正する。
ード・ソロモン符号の復号器は、効率的な検査マ
トリクスを用いて、ハードウエア量の少ない復号
器を構成しており、受信語を受け取るとシンドロ
ームを発生させ、高速に、単一バイト誤りを訂正
し、２重バイト誤りを訂正する。
（実施例）
以下、本願発明図面を参照して具体的に説明す
る。まず、単一誤り訂正２重誤り検出（以下、
SbEC−DbEDと称す）リード・ソロモン（以下、
RSと称す）符号の復号原理について述べる。
る。まず、単一誤り訂正２重誤り検出（以下、
SbEC−DbEDと称す）リード・ソロモン（以下、
RSと称す）符号の復号原理について述べる。
SbEC−DbED RS符号の生成多項式はGF（2b）
の原始元をαとするとき次式となる。
の原始元をαとするとき次式となる。
Ｇ(x)＝（ｘ＋α0）(x+α)（ｘ＋α2） (4)
したがつて、誤りパターンをＥ（ｘ）＝ΣYixiと
するとシンドロームは次式となる。ただし、(1)式
の検査ビツト部（右３列の誤りは除いておく）。
するとシンドロームは次式となる。ただし、(1)式
の検査ビツト部（右３列の誤りは除いておく）。
S0＝Ｅ（１）＝ΣYi
S1＝Ｅ（α）＝ΣYixi
S2＝Ｅ（α2）＝ΣYixi 2 (5)
まず既に知られている単一バイト誤り訂正
（SbEC）RS符号の復号法を示す。(5)式からｉ＝
１としてS0＝Y1，S1＝Y1x1を得る。したがつて
誤りの位置x1、誤りの大きさY1は次式となる。
（SbEC）RS符号の復号法を示す。(5)式からｉ＝
１としてS0＝Y1，S1＝Y1x1を得る。したがつて
誤りの位置x1、誤りの大きさY1は次式となる。
x1＝S1／S0
Y1＝S0 (6)
さて、SbEC−DbED RS符号の復号を行うた
めの誤り判定式は次式となることを説明する。
めの誤り判定式は次式となることを説明する。
Ｚ＝S0S2＋S1 2 (7)
まず、単−誤りのとき、Y1＝αi、x1＝αjとする
と、S0＝αi、S1＝αiαj、S2＝αiα2jとなる。したが
つて、Ｚ＝S0S2＋S1 2＝αi（αiα2j）＋（αiαj）2＝
０。
と、S0＝αi、S1＝αiαj、S2＝αiα2jとなる。したが
つて、Ｚ＝S0S2＋S1 2＝αi（αiα2j）＋（αiαj）2＝
０。
つぎに２重誤りのとき、Y1＝αi、x1＝αj、Y2
＝αr，x2＝αsとすると、S0＝αi＋αr、S1＝αiαj＋
αrαs，S2＝αiα2j＋αrα2sとなる。したがつて、Ｚ
＝S0S2＋S1 2＝（αi＋αr）・（αiα2j＋αrα2s）＋
（αiαj＋
αrαs）2＝αi+r（αj＋αs）2≠０（∵αj≠αs）。
＝αr，x2＝αsとすると、S0＝αi＋αr、S1＝αiαj＋
αrαs，S2＝αiα2j＋αrα2sとなる。したがつて、Ｚ
＝S0S2＋S1 2＝（αi＋αr）・（αiα2j＋αrα2s）＋
（αiαj＋
αrαs）2＝αi+r（αj＋αs）2≠０（∵αj≠αs）。
以上のことから、Ｚ＝０のとき単−誤り、Ｚ≠
０のとき２重誤りと判定できることがわかる。
０のとき２重誤りと判定できることがわかる。
もちろん、S0＝S1＝S2のとき誤りは生じていな
いとする。なお、単−誤りのときはS0、S1、S2は
非零であるから、S0、S1、S2のいずれかが０のと
きは誤り検出とする。
いとする。なお、単−誤りのときはS0、S1、S2は
非零であるから、S0、S1、S2のいずれかが０のと
きは誤り検出とする。
なお、単一バイト誤り訂正２重バイト誤り検出
符号の誤り検出は、(7)式と等価な次式を用いるこ
とができる。すなわち、各バイト位置αiにおい
て、 Ｚ＝（S0αi＝S1ANDS1αi＝S2） (8) を検査し、Ｚが真であるエラー・バイト・ポイン
ターをもとめ、エラー・バイト・ポインターが算
出できないとき誤り検出とする。
符号の誤り検出は、(7)式と等価な次式を用いるこ
とができる。すなわち、各バイト位置αiにおい
て、 Ｚ＝（S0αi＝S1ANDS1αi＝S2） (8) を検査し、Ｚが真であるエラー・バイト・ポイン
ターをもとめ、エラー・バイト・ポインターが算
出できないとき誤り検出とする。
したがつて、(7)式と(8)式によつて、誤り数を判
定することが本発明の特徴の一つである。
定することが本発明の特徴の一つである。
さて、本発明で用いる倍長SbEC−DbED RS
符号の検査マトリクスを導く。まず、通常の
SbEC−DbED RS符号の検査マトリクス(1)式の
上部に11……１を付加した行列と同様に(1)式の上
部に00……０を付加した行列を続けて、次式のよ
うにしても符号の能力は同じであることが知られ
ている。
符号の検査マトリクスを導く。まず、通常の
SbEC−DbED RS符号の検査マトリクス(1)式の
上部に11……１を付加した行列と同様に(1)式の上
部に00……０を付加した行列を続けて、次式のよ
うにしても符号の能力は同じであることが知られ
ている。
(9)式には、チエツクビツトに対応する単位検査
マトリクスがない。そこで、(9)式の第１行を第２
行に加えて次式を得る。
マトリクスがない。そこで、(9)式の第１行を第２
行に加えて次式を得る。
(10)式の中央部の（1000）tを右から４列目に移動
して単位検査マトリクスを作り、真中の２列
（1110）t、（1101）tを単位行列の前におき次式を得
る。
して単位検査マトリクスを作り、真中の２列
（1110）t、（1101）tを単位行列の前におき次式を得
る。
この(11)式が倍長SbEC−DbED RS符号のパリ
テイ検査行列であり、ｄ＝４である。
テイ検査行列であり、ｄ＝４である。
また、１バイトがｂビツトのとき、符号長ｎ＝
（2b＋２）×ｂ×２ビツトとなり、ｂ＝４のときｎ
＝144ビツト、情報ビツト128、チエツクビツト16
の（144、128）符号が構成できる。
（2b＋２）×ｂ×２ビツトとなり、ｂ＝４のときｎ
＝144ビツト、情報ビツト128、チエツクビツト16
の（144、128）符号が構成できる。
つぎに復号法について述べる。情報デイジツト
を〓式の下に示したように、ブロツクＡ，Ｂ，
Ｋ，Ｃのように分ける。
を〓式の下に示したように、ブロツクＡ，Ｂ，
Ｋ，Ｃのように分ける。
チエツクデイジツトC1，C2，C3，C4を用い
て、 S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4 (12) とおくと、S0，S1，S2はSbEC−DbED RS符号
のシンドロームと同様に扱うことができる。復号
手順は次のようになる。
て、 S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4 (12) とおくと、S0，S1，S2はSbEC−DbED RS符号
のシンドロームと同様に扱うことができる。復号
手順は次のようになる。
(1) C1＝C2＝C3＝C4＝０のとき誤りは生じてい
ない。
ない。
(2) ブロツクＫの単一誤りを検出して訂正する。
これは、例えばC1＝C2＝C3≠０，C4＝０のと
きK1デイジツトを大きさC1で訂正するという
方法を用いれば良い。C1＋C2＋C3＋C4で誤り
の大きさを求めると効率が良い。
これは、例えばC1＝C2＝C3≠０，C4＝０のと
きK1デイジツトを大きさC1で訂正するという
方法を用いれば良い。C1＋C2＋C3＋C4で誤り
の大きさを求めると効率が良い。
(4) ブロツクＣの単一誤りを検出して訂正する。
これは、例えばC1≠０、C2＝C3＝C4＝０のと
きC1デイジツトを大きさC1で訂正するという
方法を用いれば良い。C1＋C2＋C3＋C4で誤り
の大きさを求めると効率が良い。
これは、例えばC1≠０、C2＝C3＝C4＝０のと
きC1デイジツトを大きさC1で訂正するという
方法を用いれば良い。C1＋C2＋C3＋C4で誤り
の大きさを求めると効率が良い。
(5) （C1≠０ AND C2≠０）でＡ，Ｂブロツ
ク間、C1とC2，K1とC3、K2とC4の２重誤りを
検出する。
ク間、C1とC2，K1とC3、K2とC4の２重誤りを
検出する。
(6) Ｚ＝S1 2＋S0S2≠０で(5)以外の全ての２重誤
りを検出する。
りを検出する。
(7) (5)，(6)以外は、ＡまたはＢブロツク内の単一
誤りと判定し、C1＝０（C2≠０）のときＡブロ
ツク、C2＝０（C1≠０）のときＢブロツクを、
それぞれ、誤り位置X1＝S1／S0、誤りの大き
さY1＝S0によつて訂正する。
誤りと判定し、C1＝０（C2≠０）のときＡブロ
ツク、C2＝０（C1≠０）のときＢブロツクを、
それぞれ、誤り位置X1＝S1／S0、誤りの大き
さY1＝S0によつて訂正する。
ここで、２重誤り検出について、詳述する。上
記(2)でＫブロツクの単一誤りを訂正しているの
で、上記(5)は明かである。（C1≠０ AND C2≠
０）で検出される２重誤りは、K1とC4、K2とC3
もあるが、これらも含めて、すべて(7)式で検出で
きる。以下に説明する。ただし、誤りの大きさを
αi、αj、ＡまたはＢブロツクの誤り位置をαsとす
る。
記(2)でＫブロツクの単一誤りを訂正しているの
で、上記(5)は明かである。（C1≠０ AND C2≠
０）で検出される２重誤りは、K1とC4、K2とC3
もあるが、これらも含めて、すべて(7)式で検出で
きる。以下に説明する。ただし、誤りの大きさを
αi、αj、ＡまたはＢブロツクの誤り位置をαsとす
る。
(イ) 同一ブロツク内
＊Ａ，Ｂそれぞれのブロツク内の２重誤りは(7)式
で検出できることは既に述べた。
で検出できることは既に述べた。
＊ Ｃブロツク内
C1とC2：：（C1≠０ AND C2≠０）
C1とC3：：C1＝αi、C2＝０、C3＝S1＝αj、C4
＝S2＝０、 S0＝C1＋C2＝αi、Ｚ＝S0S2＋S1 2＝αi・０＋
α2j＝α2j≠０ C1とC4：：C1＝αi、C2＝０、C3＝０、C4＝αj
、 Ｚ＝αi・αj＋０＝αi+j≠０ C2とC3：：C1＝０、C2＝αi、C3＝αj、C4＝
０、 Ｚ＝αi・０＋α2j＝α2j≠０ C2とC4：：C1＝０、C2＝αi、C3＝０、C4＝
αj、 Ｚ＝αi・αj+0＝αi+j≠０ C3とC4：：C1＝０、C2＝０、C3＝αi、C4＝
αj、 Ｚ＝０・αj＋α2i＝α2i≠０ ＊ Ｋブロツク内 K1とK2：：C1＝αi＋αj、C2＝αi＋αj、C3＝αi、 C4＝αj、Ｚ＝０・αj＋α2i＝α2i≠０ (ロ) ２ブロツク間 ＊ＡブロツクとＢブロツク間…（C1≠０ AND
C2≠０） ＊ＣブロツクとＡ（Ｂも同様なので省略）ブロツ
ク間、 ＡとC1：C1＝αi＋αj、C2＝０、C3＝αiαs、C4
＝αiα2s、 Ｚ＝（αi＋αj）αiα2s＋α2i2s＝αi+j+2s≠０ ＡとC2：C1＝αi、C2＝αj、C3＝αiαs、C4＝αi
α2s、 Ｚ＝（αi＋αj）αiα2s＋α2i2s＝αi+j+2s≠０ ＡとC3：C1＝αi、C2＝０、C3＝αiαs＋αj、C4
＝αiα2s、 Ｚ＝αi・αiα2s＋（αiαs＋αj）2＝α2j≠０ ＡとC4：C1＝αi、C2＝０、C3＝αiαs、C4＝αi
α2s＋αj、 Ｚ＝αi（αiα2s＋αj）＋（αiαs）2＝αi+j≠０ ＊ＫブロツクとＡ（Ｂも同様なので省略）ブロツ
ク間 ＡとK1：C1＝αi＋αj、C2＝αj、C3＝αiαs＋αj、
C4＝αiα2s、 Ｚ＝αi・αiα2s＋（αiαs＋αj）2＝α2j≠０ ＡとK2：C1＝αi＋αj、C2＝αj、C3＝αiαs、C4
＝αiα2s＋αj、 Ｚ＝αi（αiα2s＋αj）＋（αiαs）2＝αi+j≠０ ＊ ＫブロツクとＣブロツク K1とC1：C1＝αi＋αj、C2＝αi、C3＝αi、C4＝
０、 Ｚ＝αj・０＋α2i＝α2i≠０ K1とC2：C1＝αi、C2＝αi＋αj、C3＝αi、C4＝
０、 Ｚ＝αj・０＋α2i＝α2i≠０ K1とC3：（C1≠０ AND C2≠０） K1とC4：C1＝αi、C2＝αi、C3＝αi、C4＝αj Ｚ＝０・αj＋α2i＝α2i≠０ K2とC1：C1＝αi＋αj、C2＝αi、C3＝０、C4＝
αi、 Ｚ＝αj・αi＋０＝αi+j≠０ K2とC2：C1＝αi、C2＝αi＋αj、C3＝０、C4＝
αi、 Ｚ＝αjαi＋０＝αi+j≠０ K2とC3：C1＝αi、C2＝αi、C3＝αj、C4＝αi、 Ｚ＝０・αi＋α2j＝α2j≠０ K2とC4：（C1≠０ AND C2≠０） 以上、説明したようにZZ＝（C1≠０ AND
C2≠０）OR（Ｚ＝S1 2＋S0S2≠０）が真であるこ
とを検出することによつて、すべての２重バイト
誤りが検出できる。
＝S2＝０、 S0＝C1＋C2＝αi、Ｚ＝S0S2＋S1 2＝αi・０＋
α2j＝α2j≠０ C1とC4：：C1＝αi、C2＝０、C3＝０、C4＝αj
、 Ｚ＝αi・αj＋０＝αi+j≠０ C2とC3：：C1＝０、C2＝αi、C3＝αj、C4＝
０、 Ｚ＝αi・０＋α2j＝α2j≠０ C2とC4：：C1＝０、C2＝αi、C3＝０、C4＝
αj、 Ｚ＝αi・αj+0＝αi+j≠０ C3とC4：：C1＝０、C2＝０、C3＝αi、C4＝
αj、 Ｚ＝０・αj＋α2i＝α2i≠０ ＊ Ｋブロツク内 K1とK2：：C1＝αi＋αj、C2＝αi＋αj、C3＝αi、 C4＝αj、Ｚ＝０・αj＋α2i＝α2i≠０ (ロ) ２ブロツク間 ＊ＡブロツクとＢブロツク間…（C1≠０ AND
C2≠０） ＊ＣブロツクとＡ（Ｂも同様なので省略）ブロツ
ク間、 ＡとC1：C1＝αi＋αj、C2＝０、C3＝αiαs、C4
＝αiα2s、 Ｚ＝（αi＋αj）αiα2s＋α2i2s＝αi+j+2s≠０ ＡとC2：C1＝αi、C2＝αj、C3＝αiαs、C4＝αi
α2s、 Ｚ＝（αi＋αj）αiα2s＋α2i2s＝αi+j+2s≠０ ＡとC3：C1＝αi、C2＝０、C3＝αiαs＋αj、C4
＝αiα2s、 Ｚ＝αi・αiα2s＋（αiαs＋αj）2＝α2j≠０ ＡとC4：C1＝αi、C2＝０、C3＝αiαs、C4＝αi
α2s＋αj、 Ｚ＝αi（αiα2s＋αj）＋（αiαs）2＝αi+j≠０ ＊ＫブロツクとＡ（Ｂも同様なので省略）ブロツ
ク間 ＡとK1：C1＝αi＋αj、C2＝αj、C3＝αiαs＋αj、
C4＝αiα2s、 Ｚ＝αi・αiα2s＋（αiαs＋αj）2＝α2j≠０ ＡとK2：C1＝αi＋αj、C2＝αj、C3＝αiαs、C4
＝αiα2s＋αj、 Ｚ＝αi（αiα2s＋αj）＋（αiαs）2＝αi+j≠０ ＊ ＫブロツクとＣブロツク K1とC1：C1＝αi＋αj、C2＝αi、C3＝αi、C4＝
０、 Ｚ＝αj・０＋α2i＝α2i≠０ K1とC2：C1＝αi、C2＝αi＋αj、C3＝αi、C4＝
０、 Ｚ＝αj・０＋α2i＝α2i≠０ K1とC3：（C1≠０ AND C2≠０） K1とC4：C1＝αi、C2＝αi、C3＝αi、C4＝αj Ｚ＝０・αj＋α2i＝α2i≠０ K2とC1：C1＝αi＋αj、C2＝αi、C3＝０、C4＝
αi、 Ｚ＝αj・αi＋０＝αi+j≠０ K2とC2：C1＝αi、C2＝αi＋αj、C3＝０、C4＝
αi、 Ｚ＝αjαi＋０＝αi+j≠０ K2とC3：C1＝αi、C2＝αi、C3＝αj、C4＝αi、 Ｚ＝０・αi＋α2j＝α2j≠０ K2とC4：（C1≠０ AND C2≠０） 以上、説明したようにZZ＝（C1≠０ AND
C2≠０）OR（Ｚ＝S1 2＋S0S2≠０）が真であるこ
とを検出することによつて、すべての２重バイト
誤りが検出できる。
以上の復号アルゴリズムを、第１図の倍長単一
バイト誤り訂正２重バイト誤り検出リード・ソロ
モン符号の復号フローチヤートに示す。
バイト誤り訂正２重バイト誤り検出リード・ソロ
モン符号の復号フローチヤートに示す。
次に、復号器のブロツク図を示す。なお、ガロ
ア体の元の表現は、ベクトル表現と指数表現があ
るが、適宜、効率の良くなる方を使用すれば良
い。以下の復号器では一例を示したのであつて、
本発明は元の表現を限定しない。
ア体の元の表現は、ベクトル表現と指数表現があ
るが、適宜、効率の良くなる方を使用すれば良
い。以下の復号器では一例を示したのであつて、
本発明は元の表現を限定しない。
まず、第２図に、倍長単一誤り訂正２重誤り検
出リード・ソロモン符号の復号器（その１）を示
す。実線はビツト幅がｂ、点線はビツト幅１ビツ
トの信号である。＋３、４はExclusive OR回路、
ROM VE５はベクトル表現の元を指数表現に変
換するROM、回路２はパターン一致による誤り
位置検出回路であり、詳細を第３図に示す。MU
６は加算回路であり、指数表現の元の加算を求め
る回路である。IC７は１の補数を求める回路で
あり、MU６と組合せて、元の除算を行うための
ものである。CI８は一致検出回路、ZD１４は全
て零検出回路である。
出リード・ソロモン符号の復号器（その１）を示
す。実線はビツト幅がｂ、点線はビツト幅１ビツ
トの信号である。＋３、４はExclusive OR回路、
ROM VE５はベクトル表現の元を指数表現に変
換するROM、回路２はパターン一致による誤り
位置検出回路であり、詳細を第３図に示す。MU
６は加算回路であり、指数表現の元の加算を求め
る回路である。IC７は１の補数を求める回路で
あり、MU６と組合せて、元の除算を行うための
ものである。CI８は一致検出回路、ZD１４は全
て零検出回路である。
さて、C1＝C2＝C3＝C4＝０のときOR1の出力
は０であり、これを反転して誤りなしの信号とす
る。回路２によりブロツクＫ，Ｃの誤り位置を求
め、＋３で誤りの大きさを求めて回路１８で誤り
を訂正する。そして、＋４でS0＝C1＋C2を求める
からMU６の出力S1／S0が誤り位置X1となる。
誤りの大きさはS0＝Y1である。CI８の出力はＺ
＝S1 2＋S0S2＝０のとき１となるので、これを反
転した信号と、C1≠０ AND C2≠０の信号、
Ａ，Ｂブロツク内の単一誤りのときS0、S1、S2は
非零なので、回路１５の出力信号の３つを回路１
０でORをとると誤り検出信号となる。これを反
転して、Ａ，Ｂブロツクの誤り訂正信号として、
回路２の出力が零のときのみ動作させるようにし
て、AND１１に信号を送り、Ａ，Ｂプロツク内
単一誤りを訂正するために、大きさS0をAND１
１より出力するようにする。C1が零のときAND
１３，C1が非零のときAND１２がそれぞれ動作
し、誤りの大きさS0を送り、誤り位置X1をもと
にブロツクＡ，Ｂの単一誤りを訂正する。
は０であり、これを反転して誤りなしの信号とす
る。回路２によりブロツクＫ，Ｃの誤り位置を求
め、＋３で誤りの大きさを求めて回路１８で誤り
を訂正する。そして、＋４でS0＝C1＋C2を求める
からMU６の出力S1／S0が誤り位置X1となる。
誤りの大きさはS0＝Y1である。CI８の出力はＺ
＝S1 2＋S0S2＝０のとき１となるので、これを反
転した信号と、C1≠０ AND C2≠０の信号、
Ａ，Ｂブロツク内の単一誤りのときS0、S1、S2は
非零なので、回路１５の出力信号の３つを回路１
０でORをとると誤り検出信号となる。これを反
転して、Ａ，Ｂブロツクの誤り訂正信号として、
回路２の出力が零のときのみ動作させるようにし
て、AND１１に信号を送り、Ａ，Ｂプロツク内
単一誤りを訂正するために、大きさS0をAND１
１より出力するようにする。C1が零のときAND
１３，C1が非零のときAND１２がそれぞれ動作
し、誤りの大きさS0を送り、誤り位置X1をもと
にブロツクＡ，Ｂの単一誤りを訂正する。
第２図の回路２はパターン一致による誤り位置
検出回路である。これは例ば、K1デイジツトの
誤りはC1＝C2＝C3≠０，C4＝０によつて検出す
る。第３図にこの回路を示す。
検出回路である。これは例ば、K1デイジツトの
誤りはC1＝C2＝C3≠０，C4＝０によつて検出す
る。第３図にこの回路を示す。
さらに、倍長単一誤り訂正２重誤り検出リー
ド・ソロモン符号の復号器（その２）を第４図に
示す。第２図におけるＺ＝S1 2＋S0S2＝０の判定
を、並列にビツト位置ｉにおいて、（S0αi＝S1
ANDS1αi＝S2）を判定し、エラー・バイト・ポ
インターを求める。回路１，２，３等は第２図と
同じである。回路４でS0αi＝S1，回路５でS1αi＝
S2を判定し、両方成立すれば回路６よりＡ，Ｂ両
ブロツクに誤り位置信号を出力する。誤りの大き
さS0はC1≠０のときブロツクＡに、C1＝０のと
きはブロツクＢに送られて、誤り位置信号の出力
されている箇所を訂正する。
ド・ソロモン符号の復号器（その２）を第４図に
示す。第２図におけるＺ＝S1 2＋S0S2＝０の判定
を、並列にビツト位置ｉにおいて、（S0αi＝S1
ANDS1αi＝S2）を判定し、エラー・バイト・ポ
インターを求める。回路１，２，３等は第２図と
同じである。回路４でS0αi＝S1，回路５でS1αi＝
S2を判定し、両方成立すれば回路６よりＡ，Ｂ両
ブロツクに誤り位置信号を出力する。誤りの大き
さS0はC1≠０のときブロツクＡに、C1＝０のと
きはブロツクＢに送られて、誤り位置信号の出力
されている箇所を訂正する。
回路１０の出力が１で、かつ回路１１の出力が
１のときブロツクＡ，Ｂの訂正が行われる。した
がつて回路１２より誤り訂正信号が出力される。
１のときブロツクＡ，Ｂの訂正が行われる。した
がつて回路１２より誤り訂正信号が出力される。
以上の復号器において、Ａ，Ｂ両ブロツクの単
一誤りが同じ判定式Ｚ＝S1 2＋S0S2＝０（またはS0
αi＝S1 AND S1αi＝S2）が真で検出されるので
復号器が簡単になる。
一誤りが同じ判定式Ｚ＝S1 2＋S0S2＝０（またはS0
αi＝S1 AND S1αi＝S2）が真で検出されるので
復号器が簡単になる。
なお、第４図において、エラー・バイト・ポイ
ンターの信号を回路１０で集めてORをとり、そ
の信号出力が無いとき２重誤りを検出している
が、この回路を取り除き、Ｚ＝S1 2＋S0S2≠０を
判定する回路を付加し、２重誤りを検出すること
ができることは明らかである。
ンターの信号を回路１０で集めてORをとり、そ
の信号出力が無いとき２重誤りを検出している
が、この回路を取り除き、Ｚ＝S1 2＋S0S2≠０を
判定する回路を付加し、２重誤りを検出すること
ができることは明らかである。
さて、第２図は倍長単一誤り訂正２重誤り検出
リード・ソロモン符号の復号器（その１）を整理
しておく。
リード・ソロモン符号の復号器（その１）を整理
しておく。
(1) 受信系列から、シンドロームC1、C2、C3、
C4を発生させるためのシンドローム発生手段。
ただし、C1は検査行列第１行目、C2は検査行
列第２行目、C3は検査行列第３行目、C4は検
査行列第４行目に対応する。
C4を発生させるためのシンドローム発生手段。
ただし、C1は検査行列第１行目、C2は検査行
列第２行目、C3は検査行列第３行目、C4は検
査行列第４行目に対応する。
(2) シンドロームC1、C2、C3、C4がすべて零の
とき誤りなしと判定する手段。（OR１） (3) シンドロームのうち、一つが零で、他の三つ
が等しいことを検出し、Ｋブロツクの単一誤り
を訂正する手段。（回路２） (4) シンドロームのうち、一つが非零で、他の三
つが零であることを検出し、Ｃブロツクの単一
誤りを訂正する手段。（回路２） (5) S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4とし、ZZ＝
（C1≠０ AND C2≠０）OR（Ｚ＝S1 2＋S0S2
≠０）が真であることを検出し、２重バイト誤
りを検出する手段。（OR９、回路６，７，８、
回路１０） (6) ZZが偽を検出したとき、C1≠０（C2＝０）
であれば、Ａブロツクの、C1＝０（C2≠０）で
あれば、Ｂブロツクの単一誤りと判定する手
段。（AND１２，１３への入力） (7) Ａ，Ｂブロツクの単一誤りを、位置ｘ＝S1／
S0、誤りの大きさｙ＝S0として訂正する手段。
（回路１７，１８） つぎに、第４図は倍長単一誤り訂正２重誤り検
出リード・ソロモン符号の復号器（その２）を整
理しておく。
とき誤りなしと判定する手段。（OR１） (3) シンドロームのうち、一つが零で、他の三つ
が等しいことを検出し、Ｋブロツクの単一誤り
を訂正する手段。（回路２） (4) シンドロームのうち、一つが非零で、他の三
つが零であることを検出し、Ｃブロツクの単一
誤りを訂正する手段。（回路２） (5) S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4とし、ZZ＝
（C1≠０ AND C2≠０）OR（Ｚ＝S1 2＋S0S2
≠０）が真であることを検出し、２重バイト誤
りを検出する手段。（OR９、回路６，７，８、
回路１０） (6) ZZが偽を検出したとき、C1≠０（C2＝０）
であれば、Ａブロツクの、C1＝０（C2≠０）で
あれば、Ｂブロツクの単一誤りと判定する手
段。（AND１２，１３への入力） (7) Ａ，Ｂブロツクの単一誤りを、位置ｘ＝S1／
S0、誤りの大きさｙ＝S0として訂正する手段。
（回路１７，１８） つぎに、第４図は倍長単一誤り訂正２重誤り検
出リード・ソロモン符号の復号器（その２）を整
理しておく。
(1) 受信系列から、シンドロームC1、C2、C3、
C4を発生させるためのシンドローム発生手段。
ただし、C1は検査行列第１行目、C2は検査行
列第２行目、C3は検査行列第３行目、C4は検
査行列第４行目に対応する。
C4を発生させるためのシンドローム発生手段。
ただし、C1は検査行列第１行目、C2は検査行
列第２行目、C3は検査行列第３行目、C4は検
査行列第４行目に対応する。
(2) シンドロームC1、C2、C3、C4がすべて零の
とき誤りなしと判定する手段。（OR１） (3) シンドロームのうち、一つが零で、他の三つ
が等しいことを検出し、Ｋブロツクの単一誤り
を訂正する手段。（回路３） (4) シンドロームのうち、一つが非零で、他の三
つが零であることを検出し、Ｃブロツクの単一
誤りを訂正する手段。（回路３） (5) S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4とし、Ａまた
はＢブロツクの各バイト位置αiにおいて、Ｚ＝
（S0αi＝S1 AND S1αi＝S2）を検査し、Ｚが
真であるエラー・バイト・ポインターを求める
手段。（回路４，５，６） (6) （C1≠０ AND C2≠０）が真であるか、
または、ＡおよびＢのいずれのバイト位置にも
エラー・バイト・ポインターが得られない場
合、２重バイト誤りと判定し誤りを検出する手
段。（OR２、回路１０、回路１２） (7) 単一誤りのとき、C1≠０（C2＝０）であれ
ば、Ａブロツクの、C1＝０（C2≠０であれば、
Ｂブロツクの単一誤りと判定する手段。（回路
８） (8) ＡまたはＢブロツクの単一誤りを、エラー・
バイト・ポインターが示すバイト位置の情報
を、誤りの大きさS0を用いて訂正する手段。
（回路７，８，９） （発明の効果） 以上のように本願発明によれば、リード・ソロ
モン符号を基にした検査マトリクスによつて、効
率の良い高速復号可能な、倍長単一誤り訂正２重
誤り検出リード・ソロモン符号の復号器が構成で
きる。この復号器の利点を以下にまとめる。
とき誤りなしと判定する手段。（OR１） (3) シンドロームのうち、一つが零で、他の三つ
が等しいことを検出し、Ｋブロツクの単一誤り
を訂正する手段。（回路３） (4) シンドロームのうち、一つが非零で、他の三
つが零であることを検出し、Ｃブロツクの単一
誤りを訂正する手段。（回路３） (5) S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4とし、Ａまた
はＢブロツクの各バイト位置αiにおいて、Ｚ＝
（S0αi＝S1 AND S1αi＝S2）を検査し、Ｚが
真であるエラー・バイト・ポインターを求める
手段。（回路４，５，６） (6) （C1≠０ AND C2≠０）が真であるか、
または、ＡおよびＢのいずれのバイト位置にも
エラー・バイト・ポインターが得られない場
合、２重バイト誤りと判定し誤りを検出する手
段。（OR２、回路１０、回路１２） (7) 単一誤りのとき、C1≠０（C2＝０）であれ
ば、Ａブロツクの、C1＝０（C2≠０であれば、
Ｂブロツクの単一誤りと判定する手段。（回路
８） (8) ＡまたはＢブロツクの単一誤りを、エラー・
バイト・ポインターが示すバイト位置の情報
を、誤りの大きさS0を用いて訂正する手段。
（回路７，８，９） （発明の効果） 以上のように本願発明によれば、リード・ソロ
モン符号を基にした検査マトリクスによつて、効
率の良い高速復号可能な、倍長単一誤り訂正２重
誤り検出リード・ソロモン符号の復号器が構成で
きる。この復号器の利点を以下にまとめる。
(1) 情報ビツト128、チエツクビツト16の（144，
128）符号が構成できる。コンピユータのメイ
ンメモリは符号長64、128なので、実用上重要
である。
128）符号が構成できる。コンピユータのメイ
ンメモリは符号長64、128なので、実用上重要
である。
(2) Ａ、Ｂ両ブロツクの単一誤りが同じ判定式Ｚ
＝S1 2＋S0S2＝０（またはS0αi＝S1 AND S1αi
＝S2）が真で検出されるので復号器が簡単にな
る。例えば、第４図回路４，５はＡ，Ｂ両ブロ
ツク共通である。
＝S1 2＋S0S2＝０（またはS0αi＝S1 AND S1αi
＝S2）が真で検出されるので復号器が簡単にな
る。例えば、第４図回路４，５はＡ，Ｂ両ブロ
ツク共通である。
(3) S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4とし、ZZ＝
（C1≠０ AND C2≠０）OR（Ｚ＝S1 2＋S0S2
≠０）が真であることで、全ての２重バイト誤
りを検出することができ、エラー・バイト・ポ
インターの信号が無いことを検出するよりも高
速で確実に動作する。
（C1≠０ AND C2≠０）OR（Ｚ＝S1 2＋S0S2
≠０）が真であることで、全ての２重バイト誤
りを検出することができ、エラー・バイト・ポ
インターの信号が無いことを検出するよりも高
速で確実に動作する。
(4) 第４図の復号器において、回路４，５のS0αi
＝S1とS1αi＝S2を判定する回路は同一であり、
回路製作、配線も簡単になる。
＝S1とS1αi＝S2を判定する回路は同一であり、
回路製作、配線も簡単になる。
(5) Ｋ，Ｃブロツクの誤りの大きさはC1＋C2＋
C3＋C4で一括処理できる。
C3＋C4で一括処理できる。
第１図は倍長単一バイト誤り訂正２重バイト誤
り検出リード・ソロモン符号の復号フローチヤー
ト、第２図は倍長単一誤り訂正２重誤り検出リー
ド・ソロモン符号の復号器（その１）、２……パ
ターン一致による誤り位置検出回路、５……元の
ベクトル表現を指数表現に変換するROM，６…
…加算回路（元の積を求める回路）、８……一致
回路、第３図はパターン一致による誤り位置検出
回路（K1デイジツトの場合）、第４図は倍長単一
誤り訂正２重誤り検出リード・ソロモン符号の復
号器（その２）、４……S0αi＝S1を判定する回路、
５……S1αi＝S2を判定する回路。
り検出リード・ソロモン符号の復号フローチヤー
ト、第２図は倍長単一誤り訂正２重誤り検出リー
ド・ソロモン符号の復号器（その１）、２……パ
ターン一致による誤り位置検出回路、５……元の
ベクトル表現を指数表現に変換するROM，６…
…加算回路（元の積を求める回路）、８……一致
回路、第３図はパターン一致による誤り位置検出
回路（K1デイジツトの場合）、第４図は倍長単一
誤り訂正２重誤り検出リード・ソロモン符号の復
号器（その２）、４……S0αi＝S1を判定する回路、
５……S1αi＝S2を判定する回路。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １ ｂビツトを１バイトとし、単一バイト誤り訂
正／２重バイト誤り検出符号を採用した情報伝送
システムにおけるエラー訂正処理装置において、
ｑ＝2bとしたとき、検査マトリクスとして、 を用い、その左からｑ−１列をＡブロツク、次の
ｑ−１列をＢブロツク、次の２列をＫブロツク、
次の４列をＣブロツクとする。このとき、下記の
(1)ないし(7)よりなる倍長単一誤り訂正２重誤り検
出リード・ソロモン符号の復号器。 (1) 受信系列から、シンドロームC1，C2，C3，
C4を発生させるためのシンドローム発生手段。
ただし、C1は検査行列第１行目、C2は検査行
列第２行目、C3は検査行列第３行目、C4は検
査行列第４行目に対応する。 (2) シンドロームC1，C2，C3，C4がすべて零の
とき誤りなしと判定する手段。 (3) シンドロームのうち、一つが零で、他の三つ
が等しいことを検出し、Ｋブロツクの単一誤り
を訂正する手段。 (4) シンドロームのうち、一つが非零で、他の三
つが零であることを検出し、Ｃブロツクの単一
誤りを訂正する手段。 (5) S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4とし、ZZ＝
（C1≠０ AND C2≠０）OR（Ｚ＝S1 2＋S0S2
≠０）が真であることを検出し、２重バイト誤
りを検出する手段。 (6) ZZが偽を検出したとき、C1≠０（C2＝０）
であれば、Ａブロツクの、C1＝０（C2≠０）で
あれば、Ｂブロツクの単一誤りと判定する手
段。 (7) Ａ，Ｂブロツクの単一誤りを、位置ｘ＝S1／
S0、誤りの大きさｙ＝S0として訂正する手段。 ２ ｂビツトを１バイトとし、単一バイト誤り訂
正／２重バイト誤り検出符号を採用した情報伝送
システムにおけるエラー訂正処理装置において、
ｑ＝2bとしたとき、検査マトリクスとして、 を用い、その左からｑ−１列をＡブロツク、次の
ｑ−１列をＢブロツク、次の２列をＫブロツク、
次の４列をＣブロツクとする。このとき、下記の
(1)ないし(8)よりなる倍長単一誤り訂正２重誤り検
出リード・ソロモン符号の復号器。 (1) 受信系列から、シンドロームC1，C2，C3，
C4を発生させるためのシンドローム発生手段。
ただし、C1は検査行列第１行目、C2は検査行
列第２行目、C3は検査行列第３行目、C4は検
査行列第４行目に対応する。 (2) シンドロームC1，C2，C3，C4がすべて零の
とき誤りなしと判定する手段。 (3) シンドロームのうち、一つが零で、他の三つ
が等しいことを検出し、Ｋブロツクの単一誤り
を訂正する手段。 (4) シンドロームのうち、一つが非零で、他の三
つが零であることを検出し、Ｃブロツクの単一
誤りを訂正する手段。 (5) S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4とし、Ａまた
はＢブロツクの各バイト位置αiにおいて、Ｚ＝
（S0〓i＝S1AND S1〓i＝S2）を検査し、Ｚが真で
あるエラー・バイト・ポインターを求める手
段。 (6) （C1≠０ AND C2≠０）が真であるか、
または、ＡおよびＢのいずれのバイト位置にも
エラー・バイト・ポインターが得られない場
合、２重バイト誤りと判定し誤りを検出する手
段。 (7) 単一誤りのとき、C1≠０（C2＝０）であれ
ば、Ａブロツクの、C1＝０（C2≠０）であれ
ば、Ｂブロツクの単一誤りと判定する手段。 (8) ＡまたはＢブロツクの単一誤りを、エラー・
バイト・ポインターが示すバイト位置の情報
を、誤りの大きさS0を用いて訂正する手段。 ３ ｂビツトを１バイトとし、単一バイト誤り訂
正／２重バイト誤り検出符号を採用した情報伝送
システムにおけるエラー訂正処理装置において、
ｑ＝2bとしたとき、検査マトリクスとして、 を用い、その左からｑ−１列をＡブロツク、次の
ｑ−１列をＢブロツク、次の２列をＫブロツク、
次の４列をＣブロツクとする。このとき、下記の
(1)ないし(8)よりなる倍長単一誤り訂正２重誤り検
出リード・ソロモン符号の復号器。 (1) 受信系列から、シンドロームC1，C2，C3，
C4を発生させるためのシンドローム発生手段。
ただし、C1は検査行列第１行目、C2は検査行
列第２行目、C3は検査行列第３行目、C4は検
査行列第４行目に対応する。 (2) シンドロームC1，C2，C3，C4がすべて零の
とき誤りなしと判定する手段。 (3) シンドロームのうち、一つが零で、他の三つ
が等しいことを検出し、Ｋブロツクの単一誤り
を訂正する手段。 (4) シンドロームのうち、一つが非零で、他の三
つが零であることを検出し、Ｃブロツクの単一
誤りを訂正する手段。 (5) S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4とし、Ａまた
はＢブロツクの各バイト位置αiにおいて、Ｚ＝
（S0〓i＝S1AND S1〓i＝S2）を検査し、Ｚが真で
あるエラー・バイト・ポインターを求める手
段。 (6) S0＝C1＋C2，S1＝C3，S2＝C4とし、ZZ＝
（C1≠０ AND C2≠０） OR （Ｚ＝S1 2＋
S0S2≠０）が真であることを検出し、２重バイ
ト誤りを検出する手段。 (7) 単一誤りのとき、C1≠０（C2＝０）であれ
ば、Ａブロツクの、C1＝０（C2≠０）であれ
ば、Ｂブロツクの単一誤りと判定する手段。 (8) ＡまたはＢブロツクの単一誤りを、エラー・
バイト・ポインターが示すバイト位置の情報
を、誤りの大きさS0を用いて訂正する手段。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59247822A JPS61126826A (ja) | 1984-11-22 | 1984-11-22 | 倍長単一誤り訂正２重誤り検出リ−ド・ソロモン符号の復号器 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59247822A JPS61126826A (ja) | 1984-11-22 | 1984-11-22 | 倍長単一誤り訂正２重誤り検出リ−ド・ソロモン符号の復号器 |
Related Child Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5090845A Division JPH0828672B2 (ja) | 1993-03-25 | 1993-03-25 | 倍長単一誤り訂正２重誤り検出リード・ソロモン符号の復号器 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS61126826A JPS61126826A (ja) | 1986-06-14 |
| JPH0426253B2 true JPH0426253B2 (ja) | 1992-05-06 |
Family
ID=17169174
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP59247822A Granted JPS61126826A (ja) | 1984-11-22 | 1984-11-22 | 倍長単一誤り訂正２重誤り検出リ−ド・ソロモン符号の復号器 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS61126826A (ja) |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP5422974B2 (ja) * | 2008-11-18 | 2014-02-19 | 富士通株式会社 | 誤り判定回路及び共有メモリシステム |
| US10601448B2 (en) * | 2017-06-16 | 2020-03-24 | International Business Machines Corporation | Reduced latency error correction decoding |
Family Cites Families (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4142174A (en) * | 1977-08-15 | 1979-02-27 | International Business Machines Corporation | High speed decoding of Reed-Solomon codes |
| JPS5857783B2 (ja) * | 1978-11-20 | 1983-12-21 | 日本電信電話株式会社 | 誤り検出訂正方式 |
| JPS5710557A (en) * | 1980-06-20 | 1982-01-20 | Sony Corp | Error correcting method |
-
1984
- 1984-11-22 JP JP59247822A patent/JPS61126826A/ja active Granted
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS61126826A (ja) | 1986-06-14 |
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