JPS6055738A - エラ−訂正回路 - 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】 〔発明の技術分野〕 この発明は、クロスインターリーブ、ＢＣｆ（符号のエ
ラー訂正回路の改良に関する。

〔発明の技術的背景〕

周知のように、音響機器の分野では、可及的に高忠実度
記録再生化を図るためにＮ　ＰＣＭ　（／＃ルスコード
モジュレーション）技術を利用したデジタル記録再生方
式を採用してきている。つまシ、これはデジタルオーデ
ィオ化と称されているもので、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。

そして、このようなデジタルオーディオ化において、情
報信号（アナログデータ）をデジタル符号化してなるデ
ジタル化データを記録再生するための記録媒体としては
、従来よ！１ｌＶＢ、気テープやディスク（円盤）等が
使用されている。

ところで、上記のようなデジタルオーディオシステムに
あっては、デジタル化データを記録媒体に記録する際に
、再生時にビット同期信号の生成を容易に行なえるよう
にした）、また磁気ヘッドや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して安定なデータス
ライスを行なえるようにしたシするために、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おるようなデータに変調してテープ
やディスクに記録するようにしている。そして、この変
調方式としては、ＥＦＭ（エイトトウフォーティ７ンモ
ジユレーシヨン）変調が一般的に用いられている。

このＥＦＭ変調は、デジタル化データを８ビット単位で
区切ル、それを１４ビツトので一夕に変調して記録媒体
に記録するようにするもので、再生時には１４ピツトの
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、上記のように再生された１°４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、上記デジタルオーディオシステムにあっては一
般に、そのエラー訂正符号としてクロスインター！Ｊ　
−ｆ　’）−ドソロモン符号（ＣＩＲＣ）を採用してい
る。すなわち、これは従来よシ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
いものとして広範囲に定義されている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シェラ−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）、情報シンダル（ｋ）個、検査シン
ゲル（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。但し、上
記各シンゲルは（ｍ）個の２進ビツトつま９２ｍ個の元
を有する有限体であるガロア体Ｇ　Ｆ　（２ｍ）の元で
ある。

そして、この場合、を重エラー訂正す−ドンロモン符号
の生成多項式Ｈ（Ｘ）は、（α）をガロア体ＧＦ（２ｒ
ｒ′）の原始元として次の０式また紘■式のように表わ
される。

Ｈ（ｘ）＝（Ｘ＋α）（ｘ十α２）・・・（ｘ十α２　
ｔ　）　、、、■）Ｉ（Ｘ）＝（Ｘ＋α０）（ｘ＋α）
−（Ｘ＋α２ｔ−１）・・＠また、記録信号多項式をＵ
（ｘ）、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。

Ｖ（Ｘ）＝Ｕ（Ｘ）＋Ｅ（Ｘ）　”’−”　■この場合
、多項式の係数はガロア体ＧＦ（２ｍ）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・ぞター
ンを（Ｙｊ）とすると、 Ｂ（ｘ　）＝ΣＹｊＸｊ　・・・■ とな９、該０式でΣはエラーのすべての位置にわたる総
和金意味している。

ここで、シンドローム（Ｓ、）を、 ｓ、−ｖ（α　）　・・・■ （但し、ｉ＝０　、１　、・・・、２ｔ−１）の如く定
義したとすると、上記０式よシ、Ｓ、＝［Ｊ（α’）十
Ｅ（α１） となる。この場合、Ｕ（Ｘ）はＨ（ｘ　）で常に割シ切
れるので、 Ｕ（α１）＝０ であるから、 Ｓ、＝ｇ（α　） となる。そこで、上記■式よシ Ｓ、−Ｅ（α）＝い（α１）ｊ＝〒ｙｒｘ７・・・■と
表わすことができる。但し、αｉ　＝ｘｊ　とおいたも
ので、Ｘはα１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（、）として、 σ（Ｘ）＝Σ（ｘ−Ｘｉ） ；ｘ＠十〇、ｘｅ−１＋・・−・・十σ８　・・川のと
定義される。

また、■式のσ〜σ。は、シンドローム（Ｓｉ）との間
で次のように関係づけられる。

Ｓ　＋σＳ　・・・＋σｅ−ＩＳｉ＋１＋σｅ　Ｓ　ｔ
　’・・■１＋ｅ１ｉ＋ｅ−１ つまシ、以上のようなリードソロモン符号手順は、 （１）　■式によシンドローム（Ｓ、）を計算する。

（Ｉｆ）　０式によシェラ−ロケーション多項式の係数
σ、〜σ０を計算する。

（至）■式によシェラ−ロケーション多項式の根（Ｘｊ
）をめる〇 ００式によシエラーノ臂ターン（Ｙｊ）をめ、■式によ
シェラ−多項式をめる。

（Ｖ）　０式によシェラ−訂正を行なう。

なる（１）〜（至）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個の検査シンデルを用
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（ｘ）は、Ｈ（Ｘ）
＝（Ｘ＋１）（Ｘ＋α）（ｘ＋α２）（ｘ＋α３）とな
シ、２重エラーまでの訂正が可能となるものであシ、以
下説明する。

（１）　シンドローム（Ｓｏ）〜（Ｓ、）を計算する＠
（ＩＩ）　０式をｅ　＝１　＃　＠　＝２について書き
直すと、ｅ　＝　ｌの場合には、 となる。また、ｅ　＝　２の場合には、と−なる。

ここで、実際の復号器がｓ　＝　ｌ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
、）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Ｏ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ｅ≧３と
みなすことになる。

■式の解（σ、）は、 ０８１８２ としてめ、０式の解（σ、）、（σ２）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（σｉ）が得られたならば、次に■式によシェラ−
ロケーション多項式の根をめる。

先ず、ｅ　＝　１の場合は、 σ（Ｘ）＝、十σ＝０．　六ｘ１＝σ１となる。また、
ｅ　＝　２の場合は、 σ（ｘ）＝ｘ２＋σ、Ｘ十σ２＝０　・・・◎として、
該０式にガロア体ＧＦ（２ｍ）の元を順次に代入してそ
の解をめればよく、今この根を（Ｘ、）、（Ｘ２）とす
る。

（財）　エラーロケーション多項式の根がまったなら、
次に０式によ少エラーノリーン（Ｙｊ）をめる。

先ず、・＝１の場合紘、 ５ｏ＝ｙ、　−’・ｙ、＝ｓ。

となる。また、ｅ　＝　２の場合は、 ５ｏ−Ｙ、十Ｙ２ Ｓ、＝Ｙ、Ｘ１＋Ｙ２Ｘ２ よｐｌ Ｙ２−８ｏ十Ｙ１ （Ｖ）　上述のようにしてめたエラーノやターン（Ｙ、
　）　、　ＣＴ４）にょシ訂正を行なう。

第１図は以上のような原理に基づくクロスインターリー
ブリードソロモン符号の実際の復号システムでなる従来
のエラー訂正回路を示すブロック構成図である。すなわ
ち、１ノは記録媒体で、該記録媒体１ノを再生して得ら
れるＲＦ倍信号、図示しないデータスライス回路でデシ
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１前述したように、記録
媒体１１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、その復調デー
タをエラー訂正手段１３に出力するものである。

ここで、上記復調回路１３から出力された復調データに
は、インターリーブ処理が施きノしている。すなわち、
今、１訂正ブロツクをＵ。〜Ｕ８の８シンがルとし、イ
ンク−リープ長を４フレーム（以下４Ｆといい、ＩＦは
１　ｉＪ正ジブロック時間）とすると、上記復調データ
は、第２図に示すような形態で出力される。そして、こ
のような復調データは、上記エラー訂正手段１３を構成
する第１の訂正回路１４に供給される。

この第２の訂正回路１４は、上記後間−−タの列方向、
つまり第２図中矢印（４）方向を訂正ブロックとするシ
ンがルに対しエラー判定を行ない、エラー訂正可能であ
れば前述したようにしてエラー訂正を行ない後段のディ
ンターリーブ回路１５に出力し、エラー訂正能力を越え
る場合エラー訂正せずそのシンボルにエラーフラグＦＪ
ｆを付加してディンターリーブ回路１５に出力するもの
である。

そして、上記ディンターリーブ回路１５は、第３図に示
すように、供給されたシンボルＵ〜Ｕ、に対シテそれぞ
れ２８Ｆ、２４Ｆ’、２０Ｆ、１６Ｆ。

１２Ｆ、８Ｆ　、４Ｆ　、ＯＦの遅延を施し、結局第２
図中斜線で示すシンがルが、列方向っまシ第２図中矢印
（〜方向にそろうようにディンターリーブ処理を施すも
のである。この場合、シンがルにエラーフラグＥｆが付
加されていれば、該エラーフラグＥｆについてもディン
ターリーブ処理が施される。ここで、ディンターリーブ
処理）施されたエラーフラグをＤＥｆと以下に称するこ
とにする。

このようにしてディンターリーブ処理の施されたデータ
は、第２の訂正回路１６に供給され、その列方向、つま
シ第２図で言えば矢印（Ｂ）方向を訂正ブロックとする
シンボルに対し第１の訂正回路１４と同様の処理によっ
てエラー訂正が行なわれる。この場合、第２の訂正回路
１６は、生成したエラーロケーションに上記エラーフラ
グＤｇｆが発生しているか否かによって、エラー判定を
行なうものである。

そして、この第２の訂正回路１６から出力されたデータ
は、図示しないＤ／Ａｉ換器等に供給され、音響再生処
理に供せられるものである。

ここで、上記第１及び第２の訂正回路１４゜１６として
は、１重エラー訂正能力のあるもの、または２重エラー
訂正能力のめるもの等が、適宜使用される。

〔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回路では
、例えばテープｉ集等に際してテープを幅方向に切断し
て途中を取シ除い、て再び接続したシすると、次のよう
な問題が生じる。すなわち、今、例えば第４図に示すよ
うに、８つのシン日？ルＵ。−Ｕ７がそれぞれ４Ｆのイ
ンターリーブ処理を施されて記録された図示しないテー
プを切断して途中を取９除いて再び接続したことによシ
、列番号２９と８０がとが隣り合せに配置されたとする
。すると、第１の訂正回路１４による第４図中矢印（Ａ
）方向を訂正ブロックとするシンボルに対してのエラー
判だ及び酌正には何ら問題が生じないが、ディンターリ
ーブ処理後の第２の訂正回路１６でエラー判定及び訂正
されるべき第４図中矢印（Ｂ）方向を言」正ブロックと
するシンボルに対しては、接続線ｃ、ｃ’を境に、図中
右と左とで全く無関係なものとなυ、記録時の訂正ブロ
ックに対して一致しなくなるものである。

そして、第４図では、矢印φ）方向で示す訂正ブロック
のうち、図中左下が９の斜線で示す部分が１重不一致と
なる訂正ブロックであυ、図中右下りの斜線で示す部分
が３重以上不一致となる訂正ブロックであシ、図中左下
シの斜線と右下シの斜線とが交差している部分が２爪不
一致となる訂正ブロックである。

このように第４図中矢印（Ｂ）方向の山王ブロックに不
一致が生じると、その］正ブロックの各シンがルにエラ
ーが生じていなくてもシンドロームＳ１は全て０になら
ず、第２の訂正回路１６はエラーであると誤判定しエラ
ー訂正処理を行なってしまうものである。

−また、この問題はテープに限らず、ディスクの場合に
ピックアップがトラックカ起び越しを越こしても同様に
生じるものである。

〔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、訂正ブ
ロックのシンボルにエラーが生じた場合と、不一致が生
じた場合とを明確に区別し誤判定を生じさせないように
してなる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Ｏ 〔発明の概要〕 すなわち、この発明は、ガロア体ＧＦ（２ｍ）における
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
ンを生成しエラー訂正能力を越えるときエラーフラグを
発生する２重訂正能力を有する第１の訂正回路と、この
第１の訂正回路から出力されたシンボル及びエラーフラ
グに対してディンターリーブ処理を施すディンターリー
ブ回路と、このディンターリーブ回路から出力された前
記シンボルに対し前記エラーフラグに基づいてエラー訂
正を行なう２重訂正能力を有する第２の訂正回路とを備
えたクロスインターリーブＢＣＨ符号のエラー訂正回路
において、前記第２の訂正回路で１重エラーまたは２重
エラーと判定されたとき該第２の訂正回路で生成された
エラーロケーションに前記ディンターリーブ回路から出
力されるエラーフラグがセットされているか否かを判別
しセラＩＩれていないとき１重子一致信号またＦｉ２重
不−不一号をそれぞれ出力する比較回路と、前記第２の
訂正回路で３重エラー以上と判定されたとき前記ディン
ターリーブ回路から出力されるエラーフラグの数が２以
下である場合３重以上不一致信号を出力する３重以上不
一致信号生成手段と、前記１重子一致信号と前記２重子
一致信号との論理和をとる論理和回路と、この論理和回
路の出力がｔ回発生され続いて前記３重以上、一つイ５
．ヵ８゜。□、工。ｄを鐸ｍｌインターリーブミス検出
回路とを具備してなることを特徴とするものである。

以下、この発明の一実施例を説明するに先立ち、この発
明におけるエラー判定手段について説明する。まず、そ
の原理について説明すると、今、例としてガロア体ＧＦ
（２８）［ついて述べることにする。この場合、法多項
式の１根をαとし、生成多項式Ｈ（Ｘ　）を Ｈ（ｘ）＝（＋ｃ千１）（Ｘ＋２）（Ｘ十α２〕（ｘ＋
α３）として、訂正ブロックのシンビル数Ｎを３２、記
録側多項式ＵＣＸ）’５ｃ Ｕ（ｘ　）＝Ｕ、、ｘ”　＋Ｕ、ｏｘ”＋”−”　＋Ｕ
１ｘ’＋Ｕ。

と表わし、Ｕ（ｘ）はＨ（Ｘ）で割シ切れるものとする
と、前述したように、 Ｕ（１）＝Ｕ（α）＝Ｕ（α２）＝Ｕ（α３）＝０とな
る。しかしながら、再生側でエラーが発生すると、上式
は満足されなくなる。

すなわち、１重エラーの場合、そのエラーパターン！ｌ
／をαとし、エラーパターンｆ　Ｊ　ト−ｔ−ると、シ
ンドロームＳ。乃至Ｓ、は、 Ｓ　Ｏ＝ｅ　ｒ Ｓ＝ｅ−α１ １ Ｓ２＝　ｅ、α２ｉ Ｓ３＝　ｅ、α” であるから、 が満足する。上式は前記０式に対応する。したがって、 Ｓ＋ｘＳ　・・・０ ０ なる式の（、）にα０〜α３１ヲ順次代入して、０とな
る点がエラーロケーションである。

また、２重エラーの場合、そのエラーロケーションヲα
ａ、α５とし、エラーパターンヲｅｔｃ、とすると、シ
ンドロームＳ。乃至ｓ３ハ、５ｏ＝ｅ１＋ｅｂ ｓ、　＝　ｅ、α”　＋　６ｂαｂ Ｓ　−０α２ａ＋。α２ｂ ２＠　ｂ Ｓ　５　ｅ　＆α　＋ｅｂα５ｂ であるから、 が満足する。上式は前記０式に対応する。ここで、 α８＋αｂ　＝＝　Ａ、α８αｂ　＝＝　ｎとおくと、
αａ、αｂは、 ｘ＋ＡＸ＋Ｂ　＠ なる２次式の根として表わすことができる・また、１４
式よシ、 と表わすことができ、ここで、 とおくと、０式は、 ｒ２ ｘ　＋　−ｘ　＋　−（ｒ５％　０　）ｒ５　１５ となシ、α３．αｂはこの２次式の根であるから、当然
、′ ｒ５Ｘ２＋　ｒ２Ｘ　＋　ｒｌ　・・’　Ｏの根でもあ
る。したがって、０式のＸにα０〜α３１を順次代入し
て、０となる点がエラーロケーションとなるものである
。

すなわち、１重エラーの場合、０式のＸにα０〜α５１
を順次代入して０式がＯとなる１根を持つことによ９１
重エラーが判定され、２重エラーの場合０式のＸにα０
〜α３１を順次代入して０式が０となる２根を持つとと
Ｋよ９２重エラーが判定されるとと忙なる。

ここで、１重エラーの場合、上記０式より、。

ｓ、＋　８２Ｓｏ　＝８２　＋Ｓ、Ｓ、＝　Ｓ、Ｓ２＋
　５ｏＳ５＝　０なる式を導くことができ、Ｏ式メ対応
させると、１５　”　ｒ２　”　ｒｌ”　０ となることがわかる。一方、２重エラーの場合ｒ５ｓｏ
であるため、結局、 ｒ５％０なら２重エラーか３重エラー以上ｒ３＝０なら
１重エラーか３重エラー以上と判断することができるこ
とになる。

以下、上記のような原理に基づくエラー判定手段につい
て図面を参照して説明する。第５図は上記０式及びＣ球
を解く手段を示すブロック構成図であ）、第６図に示す
フローチャートを参照してその動作を説明する。

すなわち、第５図中１７は演算処理回路で、第６図中ス
テップＳＴ、で動作が開始されると、読み出し専用メモ
リ（以下ＲＯＭという）１８に記憶されたプログラムに
従って、ステラｆ　ＳＴ２でシンドロームＳ。−８，を
計算する。そして、演算処理回路１７は請求めたシンド
ロームＳ。

〜Ｓ３のうち、まずシンドロームＳ、をパス２イン１９
に出力する。上記ＲＯＭ　１　Ｂによって制御されるダ
ート回路２０は、ラッチ回路２ノに対してラッチ信号を
出力し、上記シンドロームＳ。

がラッチ回路２１にラッチされる。次に、演算処理回路
１７は請求めたシンドロームＳ。−８゜のウチ、シンド
ロームＳ。がパスライン１９に出力する。すると、ダー
ト回路２０はラッチ回路２２に対してラッチ信号を出力
し、シンドロームＳ。がラッチ回路２２にラッチされる
。

次に１演算処理回路１７は、ステップＳＴ、で、各シン
ドロームＳ。−８，が全て０であるか否かを判定する。

そして、各シンドロームＳ。−８３が全てＯであるＹＥ
Ｓ場合、そのシンデルはエラー無し、つまシ正常シンビ
ルと判定され、ステップＳＴ４を介してエラー判定及び
訂正処理が施されることなく、そのまま出力される。ま
た、各シンドロームＳ。−８３が全て０でないＮＯ場合
、演算処理回路１７は、ステラｆ　ＳＴ５で、各シンド
ロームＳ。−８，のうちいずれか１個がＯまたは全てが
Ｏでないか否かが判定されたＮＯ場合、ステラｆ　ＳＴ
６で３重以上エラーであると判定される。

そして、ステ、プＳＴ５でＹＥＳの場合、演算処理回路
１７は、ステップＳＴ、で、上記シンドロームＳ。−８
３に基づいて前記ｒ５　＊　ｒ２　ｒ　ｒ、をそれぞれ
計算する。その後、ステ、グＳＴ８でｒ３が０か否かが
判定される。この判定は、次のようにして行なわれる。

まず、演算処理１７け請求めたｒ３＋ｒ２１　’１のう
ちｒ５をパスライン１９に出力する。

そして、このパスライン１９に出力されたｒ３は、ＲＯ
Ｍ　１　Ｂによって制御される０判定回路２３によって
０か否かの判定がなされるものである。このとき、同時
に、パスライン１９に出力されたｒ３は、ＲＯＭ　１　
Ｂによって制御されるラッチ回路２４にラッチされる。

その後、演算処理回路１７は、ｒ２．ｒｌを順次パスラ
イン１９に出力するように動作する。

ここで、まず、ｒ３Ｎθつまシステラ・グＳＴ８でＮＯ
の場合について説明する。この場合、前述したように、
２重エラーまたは３重エラー以上であると判断されるた
め、ステップＳＴ９で、前記（１７）式の根をめる演算
が行なわれる。この演算は次のようＫして行なわれる。

すなわち、０判定回路２３は、ｒ５’ｚＯと判定すると
、ダート回路２０を駆動させ、演算処理回路１７からｒ
（＊　ｒｌが出力されるタイミングで、ラッチ回路２２
．２）に対してそれぞれラッチ信号を発生させる。この
ため、ラッチ回路２２．２１には、前記シンドロームＳ
。、Ｓ、に代えてｒ２　＃　ｒｌがそれぞれラッチされ
ることになる。

そして、各ラッチ回路２１，２２，２４にｒｌ　ｅ　ｒ
２　ｐ　ｒ３がそれぞれラッチされると、各ラッチ回路
２１，２２．２４に対応して設けられたレジスタ回路２
５，２６．２７に対して、セット信号ｒ−ｉｐが発生さ
れ、ラッチ回路２１１，２２゜２４にラッチ′されたｒ
ｌ　ｐ　ｒ２　ｙ　ｒ５が一括してレジスタ回路２５，
２６．２１に移送される。

ここで、レジスタ回路２６には、乗算用り四、り信号ｒ
−ｃｋに応じてレジスタ回路２６の内容ｒ２に前記エラ
ーロケーシ田ンα（この場合、αはα０〜α３１）を乗
算して、再びレジスタ回路２６にセットするための乗算
回路２８が接続されている。また、レジスタ回路２２に
は、上記乗算用クロック信号ｒ−ｃｋに応じてレジスタ
回路２７の内容ｒ３にα２を乗算して、再びレジスタ回
路２７の出力とを加算器３１で加算することによシ、結
局加算器３１の出力は、 ｒ５（αＯ）２　＋ｒ２（α０）＋ｒ１ｒ３（α）　＋
ｒｚ（α）＋ｒ。

ｒ５（α５１）２−１−ｒ２（α　）＋ｒ。

なる演算を順次行なったものとなシ、演算結果がＯとな
ったαが＠武の根、つまシェラ−ロケーションα１．α
ｊであるから、ここに０式の根をめる演算が行なわれる
ものである。

次に、上記のようにして０式の根をめる演算が行なわれ
ると、ステラｆｓＴ、。で、２根がまったか否かが判定
される。この判定は、加算器３ノの出力を０判定回路３
２に導°き、２回０になったことが判定されたか否かで
行なわれる。そして、２根求まったＹＥＳ場合、ステッ
プＳＴ、１で、２重エラーと判定され、２根求まらなか
ったＮＯ場合、ステップＳＴ６で３重エラー以上である
と判定される。

また、ｒ３＝θつまシステ、グＳＴ、でＹＥＳの場合に
ついて説明する。この場合、前述したよりに、１重エラ
ーまたは３重エラー以上であると判断されるため、まず
、０判定回路２３はステップＳＴ、２でｒ２がＯが否か
の判定を行ない、ｒ２”５０（Ｎｏ’）の場合ステップ
ＳＴ６で３重エラー以上と判定し、ｒ２−０（ＹＥＳ）
の場合ステップＳＴ、、で前記１３式の根をめる演算が
行なわれる。

この演算は次のようにして行なわれる。すなわち、Ｏ判
定回路２３はｒ、＝０と判定すると、ダート回路２０を
駆動させないようにする。このため、演算処理回路１７
から出力されるｒ、ｒｒ２はラッチ回路２１．２２にラ
ッチされることなく、ラッチ回路２１．２２の内容はシ
ンｒロームＳ４．　Ｓｏのままとなされている。

そして、ラッチ回路２１．２２の内容Ｓ１＋Ｓ（１は、
上述したようにレジスタ回路２５．２６に移送され、レ
ジスタ回路２６の内容Ｓ。には、エラーロケーションα
が乗算される。なお、ラッチ回路２４の内容ｒ　３　ハ
Ｖ　？’　スタ回路２７に移送されα２が乗算されるこ
とになるが、この場合ｒ　５　”　Ｏであるので、レジ
スタ回路２７の出力はＯとなっている。このなめ、結局
加算器３１の出力は、Ｓ、＋Ｓｏ（α） ｓ、＋ｓ。（α） ； Ｓ、十Ｓ。（α　） なる演算を順次行なったものとなり、演算結果が０とな
、：）たαが０式の根、つまりエラーロケＶａンα１で
あるから、ここに０式の根をめる演算が行なわれるもの
である。

このようにして０式の根をめる演算が行なわれると、ス
テラｆＳＴ、４で、１根がまったか否かが判定される。

この判定は、０判定回路３２で１回０になったことが判
定されたか否かで行なわれる。そして、１根求まった。

（ＹＥＳ）場合、ステップＳＴ、５で、１重エラーと判
定され、ｌ種水まらなかった（ＮＯ）ｓ合、ステップＳ
Ｔ６で３重エラー以上であると判定されるものである。

〔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７図において、第１図と同一部分には同
一記号を符して示し、ここでは異なる部分についてのみ
説明する。ただし、第１及び第２の訂正回路１４．１６
は、上述したエラー判定手段によってエラー判定及び訂
正を行ない、それぞれ２重エラー訂正能力を有している
ものとする。

すなわち、上記第２の訂正回路１６は、上述したエラー
判定手段によって、１重エラーと判定した場合、その工
２−ロケーションαｉを比較回路３３に出力し、２重エ
ラーと判定した場合、そのエラーロケーションα８．α
５を比較回路３３に出力する。また、第２の訂正回路１
６は、３重エラー以上と判定した場合、３重エラー以上
検出信号Ｋを、アンド回路３４の一方の入力端に出力す
る。さらに、第２の訂正回路１６は、エラー無し、１重
エラー、２重エラーの各々の検出信号の論理和をとシ、
それをリセット信号Ｒ，として詳細を後述するディンタ
ーリーブミス検出回路３５に出力するものである。

また、前記ディンターリーブ回路１５から出力されるエ
ラー７ラグＤＥｆは、上記比較回路３３に供給されると
ともに、２以下検出回路３６に供給される。

ここで、上記比較回路３３は、第２の削正回路Ｊ６から
１ｆｆｉ工２−のエラーロケーションαｌが出力される
と、このエラーロケーションα１にエラーフラグＤＥ、
がセットされているか否かを判別シ、エラーフラグＤＥ
ｆがエラーロケーションα１にセットされていないとき
、その訂正ブロックに１重不一致が発生したとして、１
重工一致信号Ｌ１をディンターリーブミス検出回路３５
に出力する。また、比較回路３３は、第２の訂正回路１
６から２重エラーのエラーロケーションα８．α５が出
力されると、このエラーロケ−シーンα８．α５にそれ
ぞれエラー７ラグＤＥｆがセ、）されているか否かを判
別し、エラーフラグＤＥ（が共にエラーロケーシｌ）α
、α　にセットされていないとき、その訂正ブロックに
２重不一致が発生したとして、２重工一致信号Ｌ２をデ
ィンターリーブミス検出回路３５に出方するものである
。

一方、上記２以下検出回路３６Ｆｉ、１つの削正ブロッ
クに発生したエラーフラグＤＫ、の数が２以下であるこ
とを検出して、Ｈ（ハイ）レベルの検出信号Ｍを出方す
る。また、第２の訂正回路１６は、３重エラー以上であ
ると判定した場合、Ｈレベルの３重エラー以上検出信号
Ｋｆ：出力するので、両検出信号に、Ｍが共にＨレベル
になったとき、３重以上不一致と判定され、アンド回路
３６からＨレベルの３重以上不一致信号Ｌ３がディンタ
ーリーブミス検出回路３５に出力されるようになされて
いる。

ここで、訂正ブロックに１重、２重及び３重以上の不一
致が生じた場合、その訂正ブロックの各シンプルにエラ
ーが発生しているわけではなく、またもしエラーであっ
たとしてもシンドロームＳｉがめられないので、第２の
訂正回路１６は１重、２重または３重以上の各不一致信
号Ｌ１〜Ｌ３が出力されたとき、その訂正ブロックに対
してエラー訂正処理を行なわないように制御されている
。

次に、上記ディンターリーブミス検出回路３５について
説明する。すなわち、先に第４図で示し尭矢印（Ｂ）方
向の訂正ブロックに不一致（ディンターリーブミス）が
発生する場合、まず１重不一致状態が４Ｆ続き、次に２
重不一致状態が４Ｆ続き、最後に３重以上不一致状態が
１２Ｆ続くことになる。上記ディンターリーブミス検出
回路３５は、このようなディンターリーブミスの性質を
利用したものであって、第８図に示すように、上記ＩＮ
、２Ｍ及び３重以上の各不一致信号り、〜Ｌ３を、それ
ぞれ６１１ｍ回及びｎ回連続検出回路３７乃至３９に供
給する。これら６検出回路３７乃至３９は、１重。

２重及び３重以上の各不一致信号Ｌ１〜Ｌ３がそれぞれ
６１１ｍ回及びｎ回発生されたことを検出して、Ｈレベ
ルの検出信号を出力するものである。

そこで、今、ｔ＝４１ｍ−４，ｎ＝１と設定すると、ま
ず１重工一致信号り、が４回連続して出力されたとき（
このときリセット信号ＲはＬ（ローレベル）、を回連続
検出回路３７の出力はＨレベルとなシ、ノア回路４０．
４１よシなるフリラグフロップ回路（以下ＦＦ回路とい
う）４２の出力（ノア回路４１の出方）は、Ｈレベルと
なる。続いて、２重工一致信号Ｌ２が４回連続して出力
されると、ｍ回連続検出回路３８の出力はＨレベルとな
シ、アンド回路４３の出方がＨレベルとなる。このため
、ノア回路４４゜４５よシなるＦＦ回路４６の出力（ノ
ア回路４５の出力）はＨレベルとなる。そして、３重以
上不一致信号Ｌ　が１回出方されると、ｎ回連続検出回
路３９の出方はＨレベルとなシ、アンド回路４７の出力
がＨレベルとなる。このため１ノア回路４　Ｂ　＋　４
９よりなるＦＦ回路５゜の出力（ノア回路４９の出方）
はＨレベルとなシ、このＨレベル信号をディンターリー
ブミス検出信号としている。

この場合、途中で不一致でなく、エラー無し。

１重エラーまたは２重エラー状態となると、第２の訂正
回路１６からリセット信号Ｒが発生されるため、各ＦＦ
回路４２，４６．５０は全てリセットされ、ディンター
リーブミス検出信号は出力されなくなるものである。す
なわち、１重不一致状態が４回、２重不一致状態が４回
、３重以上不一致状態が１回連続して生じたときにのみ
ディンターリーブミス検出信号が発生されるようになさ
れている。

そして、このディンターリーブミス検出信号が出力され
たとき、例えば音響再生信１号のレベルを順次下げるい
わゆるフェードアウト／＠＝を施すようにしているもの
である。なお、途中で不一致でなく、３重エラー以上と
判定された状態では、リセット信号Ｒ０は出力されず、
ＦＦ回路４２．４６．６０がリセットされないようにな
。

されている。これは３重エラー以上では、エラー訂正す
ることができないため、不一致状態の検出に寄与させる
ようにした方が効果的であるからである。

また、上記した説明では、ｔ＝ｍ＝４．ｎ＝：１とした
が、これは例えばディンターリーブミス以外の誤りも発
生する場合を考慮して、適宜な数値に設定すればよいも
のである。

したがって、上記のような構成によれば、まずエラー判
定を行ないエラーと判定された場合、そのエラーロケー
ションにエラーフラグＤＥ、がセットされているか否か
を判別するとともに、３重エラー以上と判定された場合
エラー７ラグＤＥ（が２個以下であるか否かを判別する
ことにより、エラー無し、１重エラー、２重エラーの各
状態と、１重不一致、２重不一致、３重以上不一致の各
状態とを明確に区別し、１重不一致がＬ回、２重不一致
がｍ＠、３重以上不一致がｎ同順次連続して発生した場
合にのみデインターリーゾミス検出信号を発生するよう
にしたので、不一致状態をエラーと誤判定してエラー訂
正を行なうことを確実に防止することができるまた、第
９図は、１重工一致信号り、及び２重不一致４８号Ｌ２
ｔ−、オア回路５１を介して６回連続検出回路３９に供
給するとともに、３］（以上不一致信号り、ｉｎｎ回連
続出出回路３８供給し、ＦＦ回路４６の出力（ノア回路
４５の出力）をデインターリーゾミス検出信号とするよ
うにしたものである。すなわち、上述した説明について
言えば、１重工一致信号り、が４回、２重不一致信号Ｌ
２が４回、３重以上不一致信号Ｌ３が１同順次連続して
発生されたことを検出するものであるから、第９図の場
合には、Ｌ　””　８　＋　ｍ　”　１と設定すれば、
第８図に示したものと同様な動作を行なわせることが可
能となる。

そして、このような構成によれば、１回連続検出回路３
９．アンド回路４７及びＦＦ回路５０等が不要になり、
その分構成の簡易化及び処理時間の短縮化を図ることが
できるものである。

なお、この場合にも、Ｌ、ｍの設定数値は、必要に応じ
て適宜選定し得るものでおることはもちろんである。

そして、上記のように、２重訂正能力を有するエラー訂
正回路においてエラーと不一致とを区別し、１重不一致
または２重不一致がＬ回、３重以上不一致がｍ回連続し
て発生されたときディンターリーブミス以外を行なうよ
うにしたことが、この発明の特徴となる部分である。

ここで、第１０図は、第１及び第２の訂正回路１４．１
６が１重エラー訂正能力を有する場合のディンターリー
ブミス検出手段を示すものである。この場合、１重エラ
ーか２重工２−以上かの判定は、第６図中ステップＳＴ
　、　８Ｔ８゜ｓ’ｒ、２，５Ｔ１４でそれぞれＮｏの
場合２重エラー以上と判定し、ステ、ゾＳＴ、４でＹＥ
Ｓの場合１重エラーと判定することができる。なお、こ
のときには、ステップＳＴ、でｒ、をめる必要はないも
のである。

そして、上記第２の訂正回路１６は、上述した工２−判
定手段によって、１市工２−と判定した場合、そのエラ
ーロケーションα”１１比較回路５１に出力する。また
、第２の訂正回路１６は、２重エラー以上と判定した場
合、２重エラー以上検出信号Ｎを、アンド回路５２の一
方の入力端に出力する。さらに、第２の訂正回路１６は
、エラー無し及び１重エラーの各々の検出信号の論理和
をとシ、それをリセット信号Ｒｅとして、ディンターリ
ーブミス検出回路５３に出力するものである。

また、前記ディンターリーブ回路１５から出力さレル工
２−フラグＤＥｆは、上記比較回路６ノに供給されると
ともに、１以下検出回路５４に供給される。

ここで、上記比較回路５１は、第２の訂正回路１６から
１重エラーの工２−ロケーションαｉが出力されると、
との工２−ロケーションα１にエラーフラグＤＥｆがセ
ットされているか否かを判別し、エラーフラグＤＥｆが
エラーロケーションα１にセットされていｈいとき、そ
の訂正ブロックに１重不一致が発生したとして、１重工
一致信号Ｏ４をディンターリーブミス検出回路５３に出
力する。

一方、上記１以下検出回路５４は、１つの訂正プロ、り
に発生した工２−フ２グＤＥｆの数が１以下であること
を検出して、Ｈレベルの検出信号Ｐを出力する。また、
第２の訂正回路１６は、２重エラー以上であると判定し
た場合、Ｈレベルの２重工２−以上検出信号Ｎを出力す
るので、雨検出信号Ｎ、Ｐが共にＨレベルに々りだとき
、２重以上不一致と判定され、アンド回路５２からＨレ
ベルの２重り上不一致信号０２がディンターリーブミス
検出回路５３に出力されるようになされている。

ここで、前述したように、訂正ブロックに１重及び２重
以上の不一致が生じた場合、その訂正ブロックの各シン
ぎルに工２−が発生しているわけではなく、またもしエ
ラーであったとしてもシンドロームＳ１がめられ々いの
で、第２の訂正回路１６は１重または２重以上の各不一
致信号０．　＃　０２が出力されたとき、その訂正ブロ
ックに対してエラー訂正を行なわないように制御されて
いる。

次に、上記ディンターリーブミス検出回路５３について
説明する。すホわち、先に第４図で示した矢印Ｂ方向の
訂正ブロックに不一致（ディンターリーブミス）が発生
する場合、ｉず１重不一致状態が４Ｆ続き、次に２重以
上不一致状態が１６Ｆ続くことになる。そこで、上記デ
ィンターリーブミス検出回路５３は、第１１図に示すよ
うに、上記１重及び２重以上の各不一致信号０１　ｅ　
０２　ｔ、それぞれｐ回及びｑ回連続検出回路５５　＃
　６６に供給する。これら各検出回路５５．５６は、１
重及び２重以上の各不一致信号Ｏ１，０□がそれぞれｐ
回及びｑ回発生されたことを検出して、Ｈレベルの検出
信号を出力するものである。

そこで、今、ｐ　＝＝　４　、　ｑ　＝　１と設定する
と、まず１重工一致信号０．が４回連続して出力された
とき（このときリセット信号ＲｅはＬレベル）、ｐ回連
続検出回路５５の出力はＨレベルとなシ、ノア回路５７
．５８よシ々るＦＦ回路５９の出力（ノア回路５Ｂの出
力）は、Ｈレベルトする。

続いて、２重以上不一致信号０□が１回出力されると、
ｑ回連続検出回路５６の出力はＨレベルとなシ、アンド
回路６０の出力がＨレベルとなる。このため、ノア回路
６１，６２よシなるＦＦ回路６３の出力（ノア回路６２
の出力）はＨレベルとなり、このＨレベル信号をディン
ターリーブミス検出信号としている。

この場合、途中で不一致でなく、工２−無しまたは１重
エラー状態となると、第２の訂正回路１６からリセット
信号Ｒｅが発生されるため、各ＦＦ回路５９．６３は全
てリセットされ、ディンターリーブミス検出信号は出力
されなくなるものである。すなわち、１重不一致状態が
４回、２重以上不一致状態が１回連続して生じたときに
のみディンターリーブミス検出信号が発生されるように
一＆されている。

そして、このディンターリーブミス検出信号が出力され
たとき、前述したように、例えば音響再生信号にフェー
ドアウト等を施す゛ようにしているものである。なお、
途中で不一致でなく、２重エラー以上と判定された状態
では、リセット信号Ｒｅは出力されず、ＦＦ回路５９．
６３がリセットされないようになされている。これは２
重エラー以上では、工２−訂正することができないため
、不一致状態の検出に寄与させるようにした方が効果的
であるからである。

また、上記した説明では、ｐ＝”ｉ　＝　ｑ””ｉとし
たが、これは必要に応じて適宜な数値に設定すればよい
ものである。

したがって、上記のような構成によっても、エラー状態
と不一致状態とを明確に区別することができ、不一致状
態をエラーと誤判定してエラー訂正を行なうことを確実
に防止することができるものである。

また、上記実施例では、第５図及び第６図に示すエラー
判定手段を用いたが、この手段に限らず、エラー判定は
種々の手段で行なえることはもちろんである。

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、訂
正ブロックのシンピルにエラーが生じた場合と、不一致
が生じた場合とを明確に区別し誤判定を生じさせカいよ
うにしてなる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図は従来のクロスインターリーブリードソロモン符
号のエラー訂正回路を示すブロック構成図、第２図及び
第３図はそれぞれインターリーブ及びディンターリーブ
の説明図、第４図は従来の問題点の説明図、第５図及び
第６図はそれぞれこの発明に用いられるエラー判定手段
を示すブロック構成図及びその動作を示すフローチャー
ト、第７図は２重訂正能力を有する訂正回路を用いた場
合のディンターリーブミス検出手段を示すブロック構成
図、第８図・は第７図のディンターリーブミス検出回路
の詳細を示すブロック構成図、第９図はこの発明に係る
エラー訂正回路の一実施例を示すもので第８図に示すデ
ィンターリーブミス検出回路の構成の簡易化を図った構
成を示すブロック構成図、第１０図及び第１１図はそれ
ぞれ１重訂正能力を有する訂正回路を用いた場合のディ
ンターリーブミス検出手段を示すブロック構成図及びそ
のディンターリーブミス検出回路の詳細を示すブロック
構成図である。 １ノ・・・記録媒体、１２・・・復調回路、１３・・・
エラー訂正手段、１４・・・第１の訂正回路、１５・・
・ディンターリーブ回路、１６・・・第２の訂正回路、
１７・・・演算処理回路、１８・・・ＲＯＭ１７９・・
・パスライン、２０・・・ｒ−ト回路、２１　、２２・
・・ラッチ回路、２３・・・０判定回路、２４・・・ラ
ッチ回路、２５乃至２７・・・レノスタ回路、２８．２
９・・・乗算回路、３０．３１・・・加算器、３２・・
・０判定回路、３３・・・比較回路、３４・・・アンド
回路、３５・・・ディンターリーブミス検出回路、３６
・・・２以下検出回路、３２・・・を回連続検出回路、
３８・・・ｎ回連続検出回路、３９・・・ｎ回連続検出
回路、４０．４１・°°ノア回路、４２・・・ＦＦ回路
、４３・・・アンド回路、４４．４５・・・ノア回路、
４６・・・ＦＦ回路、４７・・・アンド回路、４８．４
９・・・ノア回路、５０・・・ＦＦ回路、５ノ・・・比
較回路、５２・・・アンド回路、５３・・・ディンター
リーブミス検出回路、５４・・・１以下検出回路、５５
・・・ｐ回連続検出回路、５６・・・ｑ回連続検出回路
、５７．５８・・・ノア回路、５９・・・ＦＦ回路、６
０・・・アンド回路、６１．６２・・・ノア回路、６３
・・・ＦＦ回路 出願人代理人　弁理士　鈴　江　武　彦第１図 １３ 第２図 第３図 ５

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 〃ロア体ＧＦ（２ｍ）における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エラー訂正
   能力を越えるときエラーフラグを発生する参÷汁七小ｉ
   ２重言］正能力を有する第１の訂正回路と、この第１の
   訂正回路から出力されたシンがル及びエラーフラグに対
   してディンターリーグ処理を施すディンターリーブ回路
   と、このディンターリーグ回路から出力された前記シン
   ボルに対し前記エラーフラグに基づいてエラー訂正を行
   なう２重訂正能力を有する第２の訂正回路とを備えたク
   ロスインクＩ７−ブＢＣＨ符号のエラー訂正回路におい
   て、前記第２の訂正回路で１重エラーまたは２重エラー
   と判定されたとき該第２の訂正回路で生成されたエラー
   ロケーションに前記ディンターリーブ回路から出力され
   るエラーフラグがセットされているか否かを判別しセッ
   トされていないとき１重不一致信号または２重不一致信
   号をそれぞれ出力する比較回路と、前記第２の訂正回路
   で３重エラー以上と判定されたとき前記ディンターリー
   ブ回路から出力されるエラーフラグの数が２以下、であ
   る場合３重以上不一致信号を出力する３重以上不一致信
   号生成手段と、前記１重不一致信号と前記２重不一致信
   号との論理和をとる論理和回路と、この論理和回路の出
   カーブミス検出回路とを具備してなるこ止を特徴とする
   エラー訂正回路。