JPS60217737A

JPS60217737A - エラ−バ−スト長を検出する方法

Info

Publication number: JPS60217737A
Application number: JP60002295A
Authority: JP
Inventors: ヘルベルト・シユトレール
Original assignee: Siemens Schuckertwerke AG; Siemens Corp
Current assignee: Siemens Schuckertwerke AG; Siemens Corp
Priority date: 1984-01-12
Filing date: 1985-01-11
Publication date: 1985-10-31
Also published as: EP0150412A2; DE3479470D1; DE3400908A1; EP0150412B1; ATE45655T1; EP0150412A3

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】産業上の利用分野本発明は、エラー訂正ブロックコードによシ保護された
データの伝送時にエラーバースト長を検出する方法に関
する。その場合この方法では、順次連続するコードブロ
ックの各々のビットグループを相互に交錯させることで
、マルチプレックスコードブロックを形成するようにな
っている。

従来技術テ′ジタル画鐵信号金伝ｉＪする場合、データ保護のた
めに、エラーを識別しかつ訂正するコードが挿入される
。エラー訂正コードを用いる時には、障害がエラー訂正
能力を上回ると、エラーに対する保護を行なわない場合
よシも画像品質が悪化してしまう。画像信号伝送時には
わずか数ビットしかデータ保護に使用できないので、符
号化が原因となってエラー訂正能力を上回っても、それ
を検出できない場合が多い。デジタル画像信号を伝送す
る場合、通常のビットエラー率は・１０−６以下と考え
られる。実際上、障害はいわゆるバースト障害の形で現
れる。このバースト障害は隣接するビットのグループに
またがって生じる。エラーバースト長を検出すれば、伝
送路の品質を監視できるだけでなく、所定のエラーバー
スト長を上回った時に、エラー訂正からいわゆるエラー
カバーへ切換えるための基準信号を発生することができ
る。そうすれば、障害で受けたビットに関連する画像信
号を、障害のない画像信号と置換することができる。置
換する画像信号は、テレビジョン画像内で隣接する画像
信号から検出される信号か、あるい（ハ直前のテレビジ
ョン画像の記憶されていた画像信号に相当する信号であ
る。

発明の解決すべき問題点従来のエラーバースト検出方法では、受信した検賢テキ
ストをエラーのない検査テキストと比較して、計数によ
ってビットエラーを検出し、あるいは時間を考慮して統
計的にビットエラーを評価する。このようなコストの高
い方法は、通常動作時におけるエラーバースト長の検出
には適しておらず、従ってエラーカバーへの切換基準信
号を得るのにも不適である。

本発明の課題は、通常動作時においてビットエラーバー
スト長を検出できる簡単な方法を提供することである。

問題点を解決する手段本発明によれば、この課題は次のようにして解決される
。すなわち、前記ブロックコードのエラーバースト訂正
能力に相応する数のビットを有するビットグループを相
互に交錯させ、また受信側において隣接コードブロック
に対する訂正信号を評価する場合に、ただ１つのエラー
バーストが発生しているとするのである。

この方法では、公衆電気通信網（ＣＣＴ）における１０
−６以下という比較的低いエラー率と、バーストエラー
構造とを有利に利用することができる。コードブロック
の複数のビットを交錯させれば、たしかに分解能は低下
する。つまシ、ピットエラーの分布に関して大まかな構
造しか得られなくなる。しかしこの点は、伝送装置全体
の機能にとって重要ではない。また、マルチプレックス
コードブロックの端の方でも不正確性が生じる。しかし
、マルチプレックスコードブロックの中におけるバース
トエラー訂正能力だけに意味があるので、本発明の測定
法は伝送方法に十分適合する。さらに、訂正能力の限界
を上回った時、あるいは少くともそれに近づいた場合に
エラーカバーへ切換えるために、本発明の方法は好適な
切換基準信号を発生する。

本発明の方法は、ごく僅かのコードブロックを相互に交
錯させるだけで容易に実現することができる。なぜなら
、僅かの訂正信号を評価するだけで良いからである。こ
のような評価は、部分的にはハードウェアによって、つ
まシ論理回路を介して異なるエラーバースト長を検出す
ることにより、行なわれる。また統計上の目的で、エラ
ーの分布をソフトウェア的に評価することもできる。こ
の場合、障害を起したすべてのコードブロックとその時
間全評価する。つまシ、エラー分布の正確な像を得る。

エラーバーストの他に個別エラー全も訂正するコードを
使用し、個別エラー訂正能力’に保持する長さのビット
グループだけを、相互に交錯させると有利である。

例えばＤＰＣＭ符号化画像信号を伝送する場合、個別エ
ラーが生じても、目障シな「ストリーキング」が発生す
る。めったにないことだが、エラーバーストの他に個別
エラーが発生すると、エラーバーストのみを訂正するコ
ードがあっても、目に見える障害が現れる。エラーに対
する保護を行なうために、例えばバーストエラーだけで
なく個別エラーをも訂正できるコードを使用すれば、ビ
ットグループを交錯させる時にこの個別エラーの訂正能
力も考慮することができる。エラーバーストが発生した
時でも、付加的な個別エラー訂正能力は効力を保持して
いる。

５ピツトのエラーバースト訂正能力を有するブロックコ
ード會使用すると有利である。

ビットグループをコード語の５ビツトずつと交錯させれ
ば、分解能の精度と回路費用との間に好適な妥協点を見
出すことができる。

約２５０個の情報ビットを有するブロックコードを使用
し、それぞれ順次連続する４つのブロックコードを交錯
させることによってマルチプレックスコードブロックを
形成すると有利である。

予測１れるピットエラーの出現頻度を考えｈば、このよ
うなコードブロックの訂正能力は十分でちゃ、回路費用
も少なくて済む。

分解能を向上するには２ビツト全訂正するブロックコー
ドを使用するのが有利である。

それぞれ２ビットヲ含むビットグループを交錯させると
、はぼ最適の分解能を得ることができる。また統計上の
目的で、正確性の高い確率で実際のエラーの構造を推測
することもできる。この場合には、エラー構造をソフト
ウェア的に検出するのが有利である。そのためには、簡
単な計算装置で十分である。

１つのエラーを訂正するブロックコードを使用すると有
利である。

この方法によれば最適の分解能が得られる。

他の実施態様項には本発明の有利な実施例が記載されて
いる。

実施例次に図面上参照しながら実施例について本発明の詳細な
説明する。

第１図は本発明による方法を実施する原理的回路のブロ
ック図である。第１図で、伝送すべきデータ信号りはデ
マルチプレクサＤＭＵＸ１の入力側１に刃口わる。デマ
ルチプレクサは、直列データ信号を４つのエンコーダＣ
Ｏｉ〜ＣＯ４に分配する。各エンコーダの出力は、マル
チプレクサＭＵＸ　１を介して１つにまとめられ、デー
タ保護されたデジタル信号として出力側２に現われる。

この信号は伝送されて、第２のデマルチプレクサＤＭＵ
Ｘ２の入力側３に達する。デマルチプレクサＤＭＵｘ２
は、″入力信号′ｆｃ５ｂｉｔずつ順次にデコーダＤＥ
１〜ＤＥ４へ供給する。各デコーダのデ−タ出力側は第
２のマルチプレクサＭＵＸ：２’を介して１つにまとめ
られる。従ってその出力側４には、もとのデータ信号り
が現れる。各デコーダＤＥ１〜ＤＥ４は訂正出力１ｔｌ
ｌｌ　’にも有し、この訂正出力側は評価論理回路ＡＬ
と接続されている。

送信側においてデータＤは、エンコーダの中でコードブ
ロックに分割され、ブロックコードによって保護される
。受信側においては、エラーバースト（Ｆｅｈｌｅｒｂ
ｕｎｄｅｌ　）による障害がデコーダによって除去され
、評価論理回路がエラーバーストの長さを検出する。次
に、伝送時に画像信号から輝度信号と色信号を分割する
場合の詳細について、簡単に説明する。

例えば、エンコーダＣＯ１、ＣＯ２に輝度信号を入力し
、エンコーダＣＯ３，ｃｏ４には色信号を供給すること
が考えられる。あるいは受信側において、第２のマルチ
プレクサＭＵＸ２によって輝度信号と色信号を別個に出
力してもよい。

次に、評価論理回路ＡＬかも取出される切換基章信号Ｄ
Ｏの機能について簡単に説明する。

エラーバースト長が最大訂正能力とほぼ同じか、おるい
はそれを上回ったことが評価論理回路によって検出され
ると、障害の起きたマルチプレックスコードブロック罠
対して、詳しくは説明しないエラーカバー（Ｆｅｈｌｅ
ｒｖｅｒｄｅｃｋｕｎｇン法が用いられる。

第２図は、４つのコードブロックＣＢ１〜ＣＢ４の交錯
の配列を示している。この場合、谷コードブロックの最
初の５　ｂｉｔがまず相互に交錯され、続いて第２の５
ｂｉｔ、さらに第６の５　ｂｉｔというようＫして交錯
が行なわれる。このようにして生じたマルチプレックス
コードブロックＭＢは、コードブロックＣＢＩ〜ＣＢ４
の全情報の他に、保護ピッ）ＰＢＩ〜ＰＢ４を有してい
る。もちろん、第１のデマルチプレクサＤＭＵ：ｘ１に
よって、直列データ信号Ｄ　’？：　５　ｂｉｔずつエ
ンコーダＣＯ１〜ＣＯ４に分配してもよい。

第３図はエラーバーストの１例を示している。図から分
るように、コードブロックＣＢ４Ｏビットグループの最
後のビットに障害が起っている。そして障害は、後続す
るコードブロックＣＢ１〜ＣＢ３のぎットグループに拡
がっている。

コードブロックＣＢ３ではビットグループの最初のビッ
トにのみ障害が起きている。つまシ、連１１’Ｎｉル４
−１）のビットグループにエラーバーストＢＵが生じて
いる。この場合、すべてのデコーダが訂正信号全発生す
る。ここでは、ただ１つのエラーバーストが生じている
と考える。従って、少くとも１２ｂ１を長のバースト障
害が生じていると、高い確率で言うことができる。もち
ろん、このバースト障害は２０のビノトヲ含んでいると
考えることもできる。

第４図は評価論理回路ＡＬの主要部分を示している。図
中を水平に走っている線路はデコーダＤｇ１〜ＤＲ４の
訂正出力側ど接続されている。

訂正信号はＡ１−Ａ４で表わされている。水平線路の１
つに訂正信号が現われた場合、それは１ｂｉｔ〜５　ｂ
ｉｔ、のエラーバースト全意味している。ＡＮＤ）ｆ＋
−）（）１〜Ｇ４はそれぞれ２つの入力側を有し、これ
らの入力側は訂正出力側ＤＥ１゜ＯＲ２；　ＯＲ２、Ｏ
Ｒ３；　ＯＲ３、ＯＲ４；　ＯＲ３、Ｄｇｌと接続され
ている。これらのデートの出力側に生じるエラー信号Ｂ
ｌ　−Ｂ４は、２〜１０ピット長のエラーバーストを意
味する。別のＡＮＤデート０５〜Ｇ　８　ｊｄそれぞれ
６つの入力側；：辷有１−１従って各ケ９−トは６つの
訂正出力側と接続されている。ＡＮＤケ”−ＩＧ５〜Ｇ
８の出力側に生じるエラー信号０１〜Ｃ４は、７〜１５
ビツト長のエラーバーストを意味する。ＡＮＤ）ｒ＋−
トＧ９は４つの入力側を有し、すべてのデコーダの訂正
出力側と接続されている。このＡＮＤデーデーエラー信
号り。は、すべてのコードブロックにエラーバース）　
（ＢＵ）が生じ、そのビット長が１２ｂｉｔ以上である
ことを意味している。さらに、デコーダＤＥ１．ＤＥ３
の訂正出力側七はＡＮＤケゝ−トＧ１０と接続されデコ
ーダＤＥ２．ＤＥ４の訂正出力側（は、ＡＮＤゲートＧ
１１とｊ妾続されている０、１）１１の出力側は、計数
装置と接続することもできる。同じグループに属するＡ
ＮＤデート、例えば０１〜Ｇ４を、ＯＲゲートヲ介して
１つにまとめれば有利である。エラー信号全評価する場
合、ピット長の犬＠なエラーバーストカ発生する時には
、より小さなエラーバーストを表示するエラー信号も同
時に発生するようにする必要がある。もちろん、この事
態を防止するように論理回路をもつと拡張して処理する
ようにしてもよい。

第５図は、第２図上りも多くのマルチプレックスコード
ブロックの部分を示している。その個々の部分は、それ
ぞれのコードブロックＣＢｉ〜ＣＢ４のビットグループ
を示している。ここでは、種々の障害が生じた時のＡＮ
Ｄデートの出力信号が示されている。その時同時生じて
いるエラーバーストより小さなビット長のエラーバース
トの評価する必要のないＡＮＤケゞ−トのエラー信号は
、この図から省略されてｂる。

ＡＮＤデー）Ｃ９の出力信号Ｄｏは、エラー訂正からエ
ラーカバーへの切換信号として用いられる。

符号化は、例えばＦＩＲＥコードによって行ｌわれる。

このＦＩＲＥコードには、２５７１固の情報ビットと１
４個の保護ビットが含まれている。

既に述べたように、解像力を高めるためには、相互に交
錯されるビットゲルーツ内のビット数全１ビツトにまで
低減すればよい。そうすると、符号化および復号化の回
教は増えるが、より簡単にもなる。従って、任意のエラ
ーバースト長を正確に決定することがで９る。この場合
、評価論理回路を相応に拡張することはもちろんである
。さらに、１つのエラーバースト内にある複数のビット
グループが障害を受けてないことにも注意しなければな
らない。

発明の効果本発明によれ（な、通常動作時において、エラーバース
ト長を簡単に低いコストで検出することができるので、
伝送路の品質全容易に監視した９、エラーを補正しきれ
ない場合それに対応する措置を直ちに講することができ
る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の方法を実施する装置の原理的なブロッ
ク図、第２図は複数のコードブロックを交錯させてマル
チプレックスコードブロックを形成する場合の１例を示
す図、第３図はバースト障害全例示する図、第４図はバ
ースト障害全ハードウェア的に評価する回路の芙施例を
示す図、第５図はバースト障害の１例を示す時間ダイヤ
グラム図である。Ｄ・・・データ信号、ＤＳ・・・デジタル信号、ＤＭＵ
Ｘ・・・ｒマルチプレックスＩ　ＭｔＪＸ・・マルチプ
レクサ、ＣＯ１〜ＣＯ４・・・エンコーダ、ＤＥ１〜Ｄ
Ｅ４・・デコーダ、ＡＬ・・・評価論理回路、Ａ１−Ａ
４・・・訂正信号、ＣＢ１〜ｃＢ４・・・コードブロッ
ク、ＰＢ１〜ＰＢ４・・・保護ビット、ＭＢ・・マルチ
プレックスコードブロック、ＢＵ・・・エラーバースト
、０１〜Ｇ１１・・・ＡＮＤゲート、Ｂｌ−Ｂ４．Ｃ１
〜Ｃ４ｒ　Ｅｌ　ｒ　Ｅ２・・・エラー信号、Ｄｏ・・
・切換基準信号。手続補正書（方式）昭和６０年５月１７日特許庁長官殿１・　事件の表示　昭和６０年特許願第２２９５号２、
発明の名称エラー・Ｓ−スト長を検出する方法３、補正をする者事件との関係　特許出願人名　称　ノーメンス・アクチェ／ジゼルシャフト５、補
正命令の日イ」昭和６０年４　月３０日　（発送日）６、補正の対象

Claims

【特許請求の範囲】１、）＠次連続するコードゾロツクの各々のビットグル
ープを相互に交錯させることで、マルチプレックスコー
ドブロック（ＭＢ）　’ｔ−形成する、エラー訂圧ブロ
ックコードにより保護されたデータの伝送時にエラーバ
ースト長を検出する方法において、前記ブロックコード
のエラーバースト訂正能力に相応する数のビットを有す
るビットグループを相互に交錯させ、また受信側におい
て隣接コードブロック（ＣＢ１．　ＣＢ２；　ＣＢ２．
　ＣＢ３　：・・・・・・ＣＢＩ、ＣＢ２゜ＣＢ３・・
・）に対する訂正信号を評価する場合に、ただ−１つの
エラーバース）　（ＢＵ）が発生しているとすることを
特徴とするエラーバースト長を検出する方法。２、　エラーバーストの他に個別エラーをも訂正するコ
ーｒを使用し、４１ｉＡ別エラー訂１Ｅｆｉ貝力を保持
する長さのビットグループだけを、相互に交錯させる特
許請求の範囲第１項記載のエラーバースト長を検出する
方法。６、５ビツトのエラーバースト訂正能力を有するブロッ
クコードを使用する特許請求の範囲第１項または第２項
記載のエラーバースト長を検出する方法。４、約２５０個の情報ビットｉ有するブロックコードを
使用し、それぞれ順次連続する４つのブロックコードを
交錯させることによってマルチプレックスコードブロッ
クに形成する特許請求の範囲第３項記載のエラーバース
ト長を検出する方法。５．２ビツト全訂正するブロックコードを使用する特許
請求の範囲第１．Ｊ４記載のエラーバースト長を検出す
る方法。６．１つのエラーを訂正するブロックコードを使用する
特許請求の範囲第１項記載のエラーバースト長を検出す
る方法。。Ｚ　その入力側に訂正信号（ＡＩ　−ＩＡ４　）が供給
される論理虻−ト回路によってエラーバースト長全検出
する特許請求の範囲第１項から第６項までのいずれか１
項記載の工２−バースト長全検出する方法。８、訂正信号（ＡＩ−Ａ４）’にソフトウェア的に評価
することによってエラーバースト長を検出する特許請求
の範囲第１項から第６項までのいずれか１項記載のエラ
ーバースト長全検出する方法。９　マルチプレックスコードブロックの中で、順次連続
するコードブロック（ＣＢ１〜ＣＢ４　）の所定数の訂
正信号を上回った時に、確率的に訂正能力を上回ったこ
とを示す基準信号を発生する特許請求の範囲第１項から
第８項までのいずれか１項記載のエラーバースト長を検
出する方法。１０、マルチプレックスコードブロック（ＭＢ　）の中
に４つの訂正信号がある時に、エラー訂正能力を上回っ
たことを示す信号（Ｄｏ）’を発生する特許請求の範囲
第４項記載のエラーバースト長を検出する方法。