JPS6055564A

JPS6055564A - エラ−訂正回路

Info

Publication number: JPS6055564A
Application number: JP16367183A
Authority: JP
Inventors: Masahide Nanun; 南雲　雅秀; Tadashi Kojima; 正小島; Jun Inagawa; 純稲川
Original assignee: Toshiba Corp
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1983-09-06
Filing date: 1983-09-06
Publication date: 1985-03-30

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】〔発明の技術分野〕この発明は、例えばＣＤ（光学式コンパクトディスク）
方式のＤＡＤ　（デジタルオーディオディスク）再生装
置に使用して好適するエラー１１’　ｒＥＭ路の改良に
関する。

〔発明の技術的背景〕

近時、青畳機器の分野では可及的に高忠実度再生化を図
るために、ＰＣＭ（／ｅルスコードモノユレーション）
技術を利用したデジタル記録再生力式を採用しつつある
。つまり、これはデジタルオーディオ化と称せられてい
るもので、オーディオ特性が記録媒体の特性に依存する
ことなく、在来のアナログ記録再生方式によるものに比
して格段に優れたものとすることが原理的に確立されて
いるからである。

この場合、記録媒体としてディスク（円盤）を対象とす
るものはＤＡＤシステムと称せうしておυ、その記録再
生方式としても光学式、静電容量式、及び機械式といっ
たものが提案されているが、いずれの方式を採用する場
合であっても、それを具現する再生装置としてはやはり
在来のそれにみられない種々の高度のコントロル機能や
性能等を満足し得るものであることが要求されている。

すなわち、これはＣＤ方式のものを例にとってみると、
直径１２　〔ａｎ　〕、厚さ１．２〔■〕の透明樹脂円
盤にデジタル（ＰＣＭ）に対応したビット（凹凸）を形
成する金属薄膜を被着してなるディスクをＣＬＶ（線速
度一定）方式により約５００〜２００　［：ｒ、ｐ、ｍ
、］　の可変回転速度で回転駆動せしめ、それを半導体
レーザ及び光電変換素子を内蔵した光学式ピックアップ
で内周側から外周側に向けてリニアトラッキング式に再
生せしめるものであるが、該ディスクはトラックピッチ
が１．６〔μｍ〕であって片面でも約一時間のスデレオ
再生をなｉ〜得る膨大な情報量がプログラムエリア（半
径３５〜５８［：ａｍ、１）に収録されているとともに
、それらのインデックスデータ等がリードインエリア（
半径２３〜２５［ｗ］）に収録されているといったこと
からも容易に窺い知れるところである。

ところで、ｊ二Ｎ＋：のようなりＡＤシステムにあって
は、デジタル化データをディスクに記録する際に、再生
時にピット同期信号の生成を容易に行なえるようにした
り、壕だ光学式ピックアップで読み取られたＲＦ倍信号
周波数特性を狭帯域と１２て安定なデータスライスを行
なえるようにしたりするために、デジタル化データをそ
の極性反転間隔が規定された最大及び最小極性反転間隔
内に常にあるようなデータに変調してディスクに−［シ
録するようにしている。そして、この変調方式としてｔ
」−１光学式ＣＤ方式ＤＡＤ再生装置の場合、ＥＦＭ（
エイトトウフォーティーンモノユレーション）変調カ一
般的ニ用イられている。このＫＦＭ変調は、デジタル化
データを８ビット単位で区切り、それを１４ビツトのデ
ータに変調してディスクに記録するようにするもので、
再生時には１４ビツトのデータを８ビツトの元のデジタ
ル化データに復調して再生するようにしているものであ
る。

そして、上記のようにディスクから再生された１４ビツ
トのデータを復調してなる８ビツトのデジタル化データ
は、訂正回路に導かれてエラー訂正処理が行なわれる。

ここで、特に光学式ＣＤ方式ＤＡＤ再生装置においては
、そのエラー訂正符号としてクロスインターリーブリー
ドソロモン符号（ＣＩＲＣ）を採用している。すなわち
、これは従来より知られている代表的なランダムエラー
訂正符号のうちで最もエラー訂正能力が高いものとして
広範に定義されているＢＣＨ符号の一種であるリードソ
ロモン符号を用いるものであるが、それにバーストエラ
ーに対しても高い訂正能力を持たせるべくクロスインタ
ーリーブなる信号処理を伴なわせるようにしたものであ
る。

ところで、リードソロモン符号の復号つまりエラー訂正
は、ＢＣＨ符号のそれと同様になすことができる。今、
例えば符号長（ｎ）、情報シンｄζル（ｋ）個、検査シ
ンｄ？ル（ｎ−ｋ）個からなるリードソロモン符号につ
いて、その復号法を調べてみるものとする。但【７、上
記各シンボルはに）個の２進ビツトつまり２ｍ個の元を
有する有限体であるがロア体Ｇ　Ｆ　（２ｒｆｌ）の元
である。

そして、この場合、を重エラー訂正リードソロモン符号
の生成多項式Ｈ（Ｘ）は、αをガロア体Ｇ　Ｆ　（２ｍ
）の原始元として次の０式または０式のように表わされ
るＨ（ｘ）＝　（ｘ　＋ａ　）　（ｘ　＋ａ”）−−−（
Ｘ＋ＩＸ”）−■Ｈ（ｘ）＝　（ｘ＋ａ”　）（ｘ＋ａ
　）・−＝（ｘ＋ａ”−１）−■また、記録信号多項式
をＵ　（ＩＣ）、再生信号多項式をＶ　（ｘ）で表わし
、かつエラー多項式をＥ（ｘ）とすると、これらの間に
は次のような関係が成立する。

■　（夏）＝　Ｕ　（］［）　−ト　Ｅ　（ｘ）　・・
・■この場合、多項式の係数はガロア体Ｇ　Ｆ　（２ｒ
ｆ１）に含まれており、エラー多項式Ｅ　（ｘ）はエラ
ーロケーション及び値（大きさ）に対応する項だけを含
んでいる。したがって、エラーロケーション（Ｘｊ）に
おけるエラー・譬ターンを（Ｙｊ　）とすると、Ｅ　（
ｘ）　＝ΣＹｊＸ　・・・■ となり、該０式でΣはエラーのすべての位置にわたる総
和を意味している。

ここで、シンドローム（ＳＫ）を、５ｉ＝Ｖ（αｉ）　・・・■ （但し、ｉ＝０．１．・・・・・・、２ｔ−１）の如く
定義したとすると、上記０式より、５ｉ−Ｕ（α）＋Ｅ
（αＩ）　１となる。この場合、Ｕ　（Ｘ）はＨ（ｘ）で常に割り切
れるので、Ｕ（α′）＝０であるから、８１＝Ｅ（αｉ）となる。そこで、上記０式よりと表わすことができる。但し、α　−Ｘｊとおいたもの
で、Ｘｊはα　におけるエラーロケーションを表わして
いる。

ここで、エラーロケーション多項式σ（、）は、エラー
数を６として、 σ（、）−ΣＣｘ−ＸＩ）＝ｘ＠十σ、ｘ０−１＋・・・・・・　＋σ。　・・・
■と定義される。

また、■式のσ、〜σ。は、シンドローム（Ｓｓ）との
間で次のように関係づけられるＯ８ｌ＋。十　０１８％（−ｅ　−ｓ　＋・・・・・・十
σ。−１Ｓｌ＋ｔ＋σｅｓｉ・・・■つまり、以上のよ
うなリードソロモン符号の復す手順ｔ」、（Ｉ）　■式によりシンドローム（８ｉ）を計算する。

（ｉ）（８′）式によりエラーロケーション多項式の係
数σ、〜σ６を鱈１′ｙ＃する。

（１）　（７）　式によりエラーロケーション多項式の
根（Ｘｊ）をめる。

側　■式によりエラー・９ターン（Ｙｊ）をめ、０式に
よりエラー多項式をめる。

（％’）　０式によりエラー訂正を行なう。

なる（Ｉ）〜（Ｖ）の手順に帰着せしめられる。

次に、以上のような復号手順によるエラー訂正の具体例
として、１ブロツクデータに４個の検査シンがルを用い
た場合について説明する。

すなわち、この場合の生成多項式Ｈ（ｒ）は、Ｈ（ｘ）
＝（Ｘ＋１　）　（ｘ＋ａ　）　（ｘ＋ａ”）　（ｘ＋
ａ”）となり、２重エラーまでの訂正が可能となるもの
であり、以下説明する。

（Ｉ）　シンドローム８０〜Ｓ、を計算する。

（１）　０式を・＝１．ａ＝２について書き直すと、６
＝１の場合には、となる。また、・＝２の場合には、となる。

ここで、実際の復号器がｅ　＝　１の場合から動作を始
めるものとすると、先ず連立方程式■を満足する解（σ
Ｉ）をめなければならない。そして、この解が存在しな
ければ、復号器は次にｅ　＝　２の場合について連立方
程式［相］を満足する解（σ、）、（σ２）をめなけれ
ばならない。なお、ここでも解が得られない場合は・≧
３とみなすことになる。

■式の解（σ１）は、としてめ、６φ式の解（σ１）、（σ、）は、としてめ
る。

１）　以上のようにしてエラーロケーション多項式の係
数（町）が得られたならば、次に■式によりエラーロケ
ーション多項式の根をめる。

先ず、―＝１の場合は、 σ（−）＝ｘ＋σ１　＝Ｏｓ　”　ＸＩ　＝　σ１とな
る。また、ｅ＝２の場合は、 σ（、）＝、意十σ１ｘ十σ、＝０　…■として、該０
式にガロア体Ｇ　Ｆ　（２”）の元を順次に代入してそ
の解をめればよく、今この根を（ＸＩ）、（Ｘりとする
。

■　エラーロケーション多項式の根がまったなら、次に
０式によりエラー・量ターン（Ｙｊ）をめる。

先ず、ａ　＝　１の場合は、ｓｏ＝　ｙ、　、’、ｙ、　＝ｓ０となる。また、ｅ　＝＝　２の場合は、ｓｏ＝　ｙ、　
＋　ｙ。

Ｊ　；ＹＩＸｓ　＋　ＹｔＸｔより、ｙ、＝ｓ０＋ｙ１（７）上述のようにしてめたエラーパターン（Ｙｌ　）
、　（Ｙｔ）により訂正を行なう。

〔背景技術の問題点〕

しかしながら、上記のような従来のエラー訂正手段では
、まだまだ十分なエラー訂正能力があるとはｂえず、特
にエラーであるか否かの判定に岨りが生じ易いため、確
実なエラー訂正を行ない得ないものである。

〔発明の目的〕

この発明は上記事情を考慮してなされたもので、誤判定
を高い確率で防止しエラー訂正能力を向上させ九極めて
良好なエラー訂正回路を提供することを目的とする。

〔発明の概要〕

すなわち、この発明は、ｎビットのデジタルデータをｍ
ビット（ｍ＞ｎ）のデジタルデータに変調してなるｍビ
ット変調データを元のｎビットデジタルデータに変換す
る復調手段と、この復調手段から出力されるｎビット復
調データに対しガロア体Ｇ　Ｆ　（２”）における２重
訂正ＢＣＨ符号によるエラーロケーション多項式を用い
てエラー訂正に必要なエラーロケーション及びエラーパ
ターンを生成し訂正処理を施すエラー訂正手段とを備え
たエラー訂正回路において、前記復調手段の出力が前記
ｍビット変調データが取シ得る２ｍ個の・９ターンのう
ちから前記ｎビット復調データが取り得る２重個のノｆ
ターン以外の（２ｍ２ｎ）個のパターンになったことを
検出してエラーフラグを発生するエラーフラグ発生手段
を具備し、前記エラーフラグ発生手段から出力されるエ
ラーフラグの数に応じて前記ｎビット復調データの信頼
度を判別し前記エラー訂正手段の訂正動作を制御するよ
うにしてなることを特徴とするものである。

〔発明の実施例〕

以下、この発明の一実施例について図面を参照して詳細
に説明する。第１図において、１１はピックアップで、
図示しないディスクを再生してＲＦ倍信号出力するもの
である。このＲＦ倍信号、図示しないデータスライス回
路でデジタル化データに変換された後、セルフクロック
のだめの同期信号抽出に供せられて、復調回路１２に供
給される。ここで、この復調回路１２は、前述したよう
に、ディスクに記録された１４ビツトデータを８ビツト
データに変換するＥＦＭ復調動作を行ない、その復調シ
ンデルをエラー訂正回路１３に出力するとともに、ＥＦ
Ｍ復調されたデータが２重個の・９ターン以外のノ４タ
ーンであった場合、その復調シンゲルにエラーフラグ（
Ｅｒ　ｆ　）を付加してエラー訂正手段１３に出力する
ものである。

すなわち、復調回路１２に供給される信号（以下再生シ
ンゲルという）は、１４ビツトであるから２１４個の・
９ターンを有している。一方、復調回路Ｉ２から出力さ
れる復調シンぜルは８ビツトであるから、２重個のパタ
ーンしか有さないことになる。このため、復調シンがル
は２１４　２８個のパターンを取ることはなく、もし、
２１４２重個ノ・譬ターンをとった場合、その復調シン
がルは絶対的にエラーとみなすことができる。そこで、
このような２１４　２８個のパターンをとった復調シン
＋ｌ？ルに対してエラーフラグ（Ｅｒｆ）を付加して出
力するように［７ているものである。

このため、復調回路１２から出力される復調シンボルは
、（１）　２重個の・マターン内にあって正常なもの、（
２）　２重個の・ンターン内にあって誤りのあるもの（
Ｅｒｆは出力されず）、（３）　２１４　２１個のパターン内にあるもの、つ捷
りＥｒｆが出力されたもの、０３種類に分かれることになる。但し、（１）　、　（
２）は復調回路１２では区別することができない。

ここで、上記エラー訂正手段１３は、２重訂正回路１４
＋ディンターリーブ回路１５及び２重訂正回路１６より
なるクロスインターリーブ２重訂正方式となされている
。これは、周知のように、２重訂正回路１４で復調シン
ゲルの誤り判定を行ないエラー訂正可能である場合はエ
ラー訂正してディンターリーブ回路１５及び２重訂正回
路１６を介して図示しないい変換器に出力するようにし
、エラー訂正不可能な場合はエラー訂正せずそのエラー
ロケーションを示すエラーフラグ（Ｅｔ　）を復調シン
がルに付加してディンターリーブ回路１５に出力し、エ
ラーフラグ（２１）とともにディンターリーブ処理を施
して２重訂正回路１６でエラー訂正をするようにしたも
のである。

ところで、上記２重訂正回路１゛４は、第２図に示すよ
うに構成されており、復調回路１２から出力されるエラ
ーフラグ（Ｅｒｆ）に応じて、第３図に示すようなｉｌ
［°正アルゴリズムで動作スるようになさねている。す
なわち、ピックアップ１１から出力されたＲＦ倍信号、
デジタル化データに変換された抜、同期回路１７に供給
されて再生データ抜き取りクロック信号（ｐｔ、ＣＫ）
及びフレーム同期クロック信号（ＰＦＣＫ）が生成され
る。すると、デジタル化データはシリアルパラレス変換
回路１８によって再生データ抜き取りクロック信号（Ｐ
ＬＣＫ）に応じて、１４ビツトの再生シンｊ？ルに変換
される。そして、との再生シン＋ｊｒルけ、復調回路１
２によって前述したように８ビツトの０！訳シンｙＷル
に変換されて、２重訂ＩＥ回路１４に出力される。

ここで、以下２重訂正回路１４の動作を第３図を参照し
て説明する。まず、復調回路１２から出力された復調シ
ンがルは、シンドローム生成回路１９に供給されてフレ
ーム同期クロック信号（ＰＦＣＫ）に基づいてシンドロ
ーム（ＳＯ）乃至（Ｓ、）が生成されるとともに、メモ
リ２０に記憶される。そして、シンドローム（８０）乃
至（Ｓｌ）が全てＯである場合には、エラーなしく正常
）としてメモリ２０に記憶された復調シンゲルをディン
ターリーブ回路１５に出力する。また、シンドローム（
Ｓｏ）乃至（Ｓ、）が全て０でないときには、エラーロ
ケーション検出回路２ノで前述したエラーロケーション
多項式の根つまりエラーロケーションＱ）　、　（ｊ）
をめ、判定回路２２及び訂正動作回路２３に供給すると
ともに、エラーノ臂ターン演算回路２４でエラーノ臂タ
ーンを算出し訂正動作回路２３に供給する。このとき、
前記復調回路１２から出力されるエラーフラグ（Ｅｒｆ
）は、遅延回路２５を介して判定回路２２に供給される
。

そして、判定回路２２は、エラーロケーション（１）　
、　（ｊ）がまったことを判定すると、次にエラーフラ
グ（Ｅｒｆ）が０であるか否かを判定する。

エラーフラグ（Ｅｒｆ）が０であれば、前述した（２）
の場合に対応し、２重エラーまたは誤判定の確率が高い
ことになる。この場合、判定回路２２はエラー数を訂正
動作回路２３に出力し、訂正動作回Ｗｔ２．Ｎｄエラー
数、エラーロケーション（１）　、　（ｊ）及びエラー
・９ターンに基づいて、メモリ２０からエラーロケーシ
ョン（１）　、　（ｊ）のシンがルを読み出し訂正して
再びメモリ２０に記憶させる。すると、メモリ２０は訂
正されたシンがルをディンターリ−！回路１５に出力す
る。このとき、判定回路２２は、エラーフラグＦＦ（フ
リツノフロツノ）回路２６をセットし、エラーフラグ（
Ｅｒ　）を−上記訂正されたシンゲルに付加してディン
ターリ−！回路１５に出力し、２重訂ＩＬＮ路１６によ
るクロスインターリーブによるエラー訂１Ｆに供させる
ようにする。

また、エラーフラグ（Ｅｒｆ）がＯでない場合には、判
定回路２２は次にエラーフラグ（Ｅｒｆ　）が１または
２個か３個以上かを判別する。そして、エラーフラグ（
Ｅｒｆ　）が３個以上であれば、誤判定の確率が極めて
高いので、判定回路２２はメモリ２０に記憶されたエラ
ーロケーション（ｉ）。

（ｊ）のシンボルをそのまま出力させるとともに、該シ
ンがルにエラーフラグ（Ｅｆ）を付加させるようにする
。

次に、エラーフラグ（Ｅｒｆ　）が１または２個である
場合には、判定回路２２は、そのエラーフラグ（Ｅｒｆ
　）がエラーロケーション０）または（ｊ）に対して出
力されているか否かを判別し、否であればやはり誤判定
の確率が極めて高いため、エラーロケーション（１）　
、　（ｊ）のシンがルなソのママ出力し、該シンがルに
エラーフラグ（Ｅｆ）を付加させるようにする。

また、エラーフラグ（Ｅｒｆ）がエラーロケーション（
１）または（ｊ）に対して出力されている場合には、２
重エラーの確率が高いため、判定回路２２はエラーロケ
ーション０）　、　（ｊ）のシンボルヲ訂正動作回路２
３でｌ゛正して出力させる。そして、この場合には２重
エラーが訂正されるので、エラーフラグ（Ｅｒ）ｔＪ：
リセットさせデインターリーノ回路１５に出力させない
ようにする。

したがって、上記実施例のような構成によれば、絶対に
取り得ない２１４　２４個の・！ターンを復調シンがル
がとったことを検出したエラーフラグ（Ｆ’ｒｆ）の数
に応じて復調シンボルの信頼度を判別し、これに基づい
てエラー訂正を行なうようにしたので、従来のように単
にエラー訂正手段のみによって誤り判定及びエラー訂正
を行なうものに比して、より誤判定を高い確率で防止す
ることができ、ひいてはエラー訂正能力を向上させるこ
とができるものである。

ここで、ディスク再生時におけるシンボルエラー発生率
をＰとすると、前述した（１）の場合となる確率Ｐ（１
）は、Ｐ　（ａ）＝　１−　Ｐとなる。また、一般的に再生シンがルがｍビット、彷調
シンｙｌｔ”ルがｎビット（ｍ＞ｎ）とすると、復調回
路１２におけるシンがルエラー検出率ｐ　（ｆ）は、ｍ　２ｎＰ　（ｆ）　＝　− ｍと表わすことができる。このため、前述した（２）の場
合となる確率ｐ　（ｂ）は、ｐ（ｂ）＝ｐ　（１−ｐ（ｆ）　）となり、前述した（３）の場合となる確率Ｐ　（ｃ）は
、Ｐ　（ｃ）　＝　Ｐ・Ｐ（ｆ）となる。

ここで、エラーフラグ（Ｅｒｆ）の数が０，１゜２とな
る確率について実際に計算してみることにする。この場
合、訂正ブロックのシンプル数輪を３２、ｍ＝１４、ｎ
　＝　８、ｐ　＝　ｉｏ−”とするト、エラーロケーシ
ョン（１）　、　（ｊ）　共にエラーでエラーフラグ（
Ｅｒｆ）＝０となる確率（Ｐ、）は、ＰＩ　＝　Ｎｃｔ
　（Ｐ（ｂ）戸＝１．２７Ｘ１０−’となり、エラーロ
ケーション（４）　、　（ｊ）共にエラーで０）にエラ
ーフラグ（Ｅｒｆ　）が出力されず、（ｊ）にエラーフ
ラグ（Ｅｒｆ　）が出力された、っまりＥｒｆ＝１とな
る確率（Ｐ、）は、Ｐ、　＝ＮＯＪ−１）ｐ（ｂ）・Ｐ（ｃ）＝１．６５　
Ｘ　１０−’トナリ、エラーロケーション（１）　、　
（ｊ）共にエラーでそれぞれエラーフラグ（Ｅｒｆ　）
が出力された、つまりＥｒｆ＝２となる確率（Ｐ、）は
、Ｐｇ　＝　）ＩｃＩ　（Ｐ（（１））”−４，７６Ｘ
１０−’となる。すなわち、Ｅｒｆ＝１．２となる確率
（ｐｍ）＋（Ｐ、）はＥｒｆ−＝Ｏとなる確率（Ｐ、）
よりもかなり高くなり、これによってもエラーフラグ（
Ｅｒｆ）を用いてエラー判定及び訂正を行なうことが効
果的であることがわかる。

次に、３重エラーを２重エラーに誤判定することについ
て説明する。３重エラーのエラーロケーションを（−）
、（αｂ）、（α０）、エラーノやターンを（ｅａＬ（
ｅｂ）＋（ｅａ）とし、２重エラーのエラーロケーショ
ンヲ（α’）＋（αｊ）、エラーノｆターンを（ｅｔ）
、（ｅｊ）とすると、この種の誤判定は、Ｓ（、＝：ｅ
ｌＩ＋ｅｂ＋ｅｃ　＝　ｅＩ　＋ｅｊ８、　＝ｅａａ　
＋ｅｂａ　＋ｅ、ａ”　＝　ｅＩａ　＋ｅｊａｊ８１　
＝ｅ、ａ”＋　ｅｂａ＊ｂ＋　ｅｅａ”　＝　ｅｌａ”
＋ｅｊａ”ｊ８ｇ　＝　ｅａａ”　＋　ｅｂα”　＋　
ｅｃａ”＝　ｅｉａ”　＋ｅｊａ”Ｊと表わすことがで
きる。ここで、上記各エラーロケーション（αａ）、（
α５）、（αＣ）、（αｉ）、（αｊ）は全て異なるこ
とが証明されており、このために３重エラーの場合エラ
ーロケーション（α″）、（αｂ）。

（αｅ）のいずれかにエラーフラグ（Ｅｒｆ）がセット
されると、誤判定の場合、エラーロケーション（α１）
（αｊ）にはエラーフラグ（ＩＥｒｆ）はセットされな
いことが判る。このため、２重エラーのエラーロケーシ
ョン（α’）、（αｊ）トエラーフラク（Ｅｒｆ）が一
致しているか否かを検出することにより、３重エラーを
２重エラーに誤判定することを防止することができるも
のである。

なお、この発明は上記実施例に限定されるものではなく
、この外その要旨を逸脱しない範囲で種々変形して実施
することができる。

〔発明の効果〕

したがって、以上詳述したようにこの発明によれば、誤
判定を高い確率で防＋）−１，エラー訂正能力を向上さ
せた極めて良好なエラー訂正回路を提供することができ
る。

【図面の簡単な説明】

第１図ｔ」この発明に係るエラー訂正回路の一実施例を
示すブロック構成図、第２図及び第３図はそれぞれ第１
図を具体的にして示すブロック構成図及びその動作を説
明するフローチャートである。１ノ・・・ピックアップ、１２・・・復調回路、１３・
・・エラー訂ｉＥ手段、１４・・・２重訂正回路、１５
・・・ディンターリーブ回路、１６・・・２重訂正回路
、１７・・・同期回路、１８・・・シリアルパラレル変
換回路、１９・・・シンドローム生成回路、２ｏ・・・
メモリ、２Ｉ・・・エラーロケーション検出回路、２２
・・・判定回路、２３・・・訂正動作回路、２４・・・
エラー・母ターン演算回路、２５・・・遅延回路、２６
・・・エラーフラグＦＦ回路。

Claims

【特許請求の範囲】

ｎビットのデジタルデータをｍビット（ｍ）ｎ）のデジ
タルデータに変調してなるｍビット変調データを元のｎ
ビットデジタルデータに変換する復調手段と、この復調
手段から出力されるｎビット復調データに対しガロア体
Ｇ　Ｆ　（２”）における２重訂正ＢＣＨ符号によるエ
ラーロケーション多項式を用いてエラー訂正に必要なエ
ラーロケーション及びエラー７４ターンを生成シ訂正処
理を施すエラー訂正手段とを備えたエラー訂正回路にお
いて、前記復調手段の出力が前記ｍビット変調データが
取り得る２１個のパターンのうちから前記ｎビット復調
データが取り得る２ｍ個のノ４ターン以外の（２ｍ−２
”）個のパターンになったことを検出してエラーフラグ
を発生するエラーフラグ発生手段を具備し、前記エラー
フラグ発生手段から出力されるエラーフラグの数に応じ
て前記ｎビット復調データの信頼度を判別し前記エラー
訂正手段の訂正動作を制御するようにしてなることを特
徴とするエラー訂正回路。