JPS63158917A

JPS63158917A - エラー訂正方法

Info

Publication number: JPS63158917A
Application number: JP31347487A
Authority: JP
Inventors: Yoichiro Sako; 曜一郎佐古; Kentaro Odaka; 健太郎小高
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 1987-12-11
Filing date: 1987-12-11
Publication date: 1988-07-01
Also published as: JPH044776B2

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、バーストエラー及びランダムエラーの何れ
に対してもエラー訂正能力が高く、然もエラー検出の見
逃し又は誤った訂正を生ずるおそれが低減されたエラー
訂正方法に関する。

二発明の概要〕この発明は前段の復号においては、訂正可能−一最大エ
ラー数に達しない所定数までのエラーは訂正し、この所
定数を越えるエラーがあるときは、そのエラー訂正ブロ
ックのすべてに対しエラーを指示するポインタを設定し
、次段の復号の際にエラーシンドロームバら求めたエラ
ーロケーションの信頼性を前段の復号の際に設定したエ
ラーポインタを用いてチェックするようにしたもので、
そのチェック方法としてエラーポインタ数を参照するこ
とにより復号データの信頼性の向上を図ったものである
。

〔従来の技術〕

本願出顆人は、先にバーストエラーに対して有効なデー
タ伝送方法としてクロスインターリーブと称するものを
提案している。これは、第１の配列状態にある複数チャ
ンネルのＰＣＭデータ系列の各々に含まれる１ワードを
第１のエラー訂正符号器に供給することによって第１の
チェックワード系列を発生させ、この第１のチェ、ツク
ワード系列及び複数チャンネルのＰＣＭデータ系列を第
２の配列状態とし、夫々に含まれる１ワードを第２のエ
ラー訂正符号器に供給することによって第２のチェック
ワード系列を発生させるもので、ワード単位でもって二
重のインターリーブ（配列の並び変え）を行なうもので
ある。インターリーブは、共通のエラー訂正ブロックに
含まれるチェックワード及びＰＣＭデータを分散させて
伝送し、受信側において元の配列に戻したときに、共通
のエラー訂正ブロックに含まれる複数ワードのうちのエ
ラーワード数を少なくしようとするものである。

つまり、伝送時にバーストエラーが生じるときに、この
バーストエラーを分散化することができる。

かかるインターリーブを二重に行なえば、第１及び第２
のチェックワードの夫々が別々のエラー訂正ブロックを
構成することになるので、チェックワードの何れか一方
でエラーを訂正できないときでも、その他方を用いてエ
ラーを訂正することができ、したがってエラー訂正能力
を一層向上させることができる。

〔発明が解決しようとする問題点〕

ところで、１ワード中の１ビツトでも誤っているときに
は、ｌワード全体が誤っているものとして取り扱われる
ので、ランダムエラーが比較的多い受信データを扱う場
合には、必、ずしもエラー訂正能力が充分であるとは言
えない。

これは、例えば１ブロツク内の所定ワード例えば２ワー
ドエラーまで検出訂正でき、エラーロケーションが判っ
ているときには、それ以上の３ワードエラー或いは４ワ
ードエラーも訂正することができる訂正能力の高い誤り
訂正符号（隣接（ｂ−ａｄ）ａｃｅｎｔ）　　コードの
一種）　を上述の多重インターリーブと組合せることに
より改善することができる。

また、この誤り訂正符号は、１ワードエラーだけを訂正
の対象とする場合には、復号器の構成を頗る簡単とでき
る特徴を有している。

しかし、このような訂正能力の高い誤り訂正符号を使用
しても次のような問題点がある。

すなわち、第２のエラー訂正ブロックに対する初段の復
号を行ない、次に第１のエラー訂正ブロックに対する次
段の復号を行なう場合、初段の復号で正しくないエラー
検出（検出ミス）、誤った訂正が生じると、この検出ミ
ス、誤った訂正が次段の復号において新たな検出ミス、
誤った訂正の要因となり、全体としてみたこれらの誤動
作の生、じる右それがつよくなる。また、訂正するエラ
ーワード数が多くなると、上述の検出ミス、誤った訂正
の生じる確立が一般的に大きくなる。

〔簡題点を解決するための手段〕

この発明では、前段の復号の際に、例えば前述のような
エラー訂正能力の高い符号で最大４ワードエラーまで訂
正可能な場合でも例えば１ワードエラーまでの訂正にと
どめるようにしている。これと共に、それを越えるワー
ドすなわち２ワ一ド以上のワードが誤っていることを前
段の復号で検出した際には、そのエラー訂正ブロックの
すべてのワードに対しエラーを示すポインタを付加する
ようにし、後段の復号でこのポインタの数を調べ、この
後段の復号で求められたエラーロケーションで指示され
るエラーを、ポインタ数が所定値以内であるときには訂
正する。

〔作用〕

後段の復号で求められたエラーロケーションの信頼性が
、前段の復号において設定されたポインタの数によりチ
ェックされ、後段の復号での検出ミス、誤った訂正のお
それが防止される。

したがって、エラー検出及び訂正の際の検出ミス、誤っ
た訂正のおそれが軽減される。

〔実施例〕

まず、この発明に用いる誤り訂正符号について説明する
。誤り訂正符号を記述する場合、ベクトル表現或いは巡
回群による表現が用いられる。まず、Ｇ　Ｆ　（２）上
では、既約なｍ次の多項式Ｆ　（Ｘ）を考える。０″と
“１″の元しか存在しない体ＧＦ（２）の上では、既約
な多項式Ｆ　（Ｘ）は、根を持たない。

そこで（Ｆ（ｘ）＝０）を満足する仮想的な根αを考え
る。このとき、零元を含むαのべき乗で表わされる２１
個の相異なる元０．α、α２．α３・・・・α−−１は
、拡大体Ｇ　Ｆ　（２”）　を構成する。Ｇ　Ｆ　（２
”）　　は、ＧＦ（２）の上のｍ次の既約多項式Ｆ　（
Ｘ）を法とする多項式環である。Ｇ　Ｆ　（２”）の元
は、１．α＝（Ｘ）。

α’＝　（Ｘ”）・・・・α′″−１＝（ｘｇ″−１）
の線形結合で書き表わすことができる。即ち、ａｏ＋ａ、（ｘ）＋ａ２（ｘ”）↓・−−−−；１１１
−、　（Ｘ”−’　）＝ａ、　＋ａ、α＋ａ２α２＋・
・・・＋ａ、−１α″−１あるいは（ａｌｌ−１ｍ　ａ
ｌｌ−２”　・・ａ２＋　ａ　ｌ＋　ａＱ）ここで、ａ
；、、　ａ　ｌ”　”　ａｍ−ｒ　Ｅ　Ｇ　Ｆ（２）と
なる。

−例として、Ｇ　Ｆ　（２”）を考えると、（ｍａｄ、
　Ｆ　（Ｘ）＝　ｘ”＋　ｘ’＋　ｘ’＋　ｘ”＋１）
で全ての８ビツトのデータはａ、Ｘ’　＋１６Ｘ’　＋ａｓＸ’　＋ａ、Ｘ’　＋ａ
３Ｘ３十ａ２Ｘ”　’−ａ、Ｘ　＋ａ。

又は（ａ７１　ａ６．ａｓ、　ａ４．　ａ、、、　ａ２
＋　ａＩｎ　ａＯ）で書きあられせるので、例えばａｌ
をＭ　Ｓ　Ｂ側、ａｏをＬＶＢ側に割り当てる。ａ、は
、Ｇ　Ｆ　（２）　！＝属するので、０又はｌである。

また、多項式Ｆ　（Ｘ）から（ｍＸｍ）の下記の行列Ｔ
が導かれる。

他の表現としては、巡回群を用いたものがある。

これは、Ｇ　Ｆ　（２’）　から０元を除く、残りの元
が位数２”−１の乗法群をなすことを利用するものであ
る。Ｇ　Ｆ　（２’）　の元を巡回群を用いて表現する
と０、　１（＝α′−”）、α、α２．α°　・・・・α
２’−２となる。

さて、この発明の一例では、ｍビットを１ワードとし、
ｎワードで１ブロツクを構成するとき、下記のパリティ
検香行列Ｈにもとづいてに個のチェックワードを発生す
るようにしているっまた、行列Ｔによっても同様にパリ
ティ検査行列Ｈを表現することができる。

但し、工は、（ｍｘｍ）の単位行列である。

上述のように、根αを用いた表現と生成行列Ｔを用いた
表現とはお互いに類似している。

例えば、４個（ｋ＝４）のチェックワードを用いる場合
を例にとると、パリティ検査行列Ｈはとなる。受信デー
タの１ブロツクを列ベクトルＶ　＝　（Ｗ−−１，Ｗ−
−２・・”　”　Ｗｌ、　Ｗｅ）　（但しＷｌ　＝＝Ｗ
ｔ＋ｅｉ　、ｅｔ　：エラーバタン）　とすると受信側
で発生する４個のシンドロームＳ　Ｏｓ　Ｓ　＋　ｒ　
Ｓａｓ　Ｓ３はとなる。この誤り訂正符号は、４ワードまでのエラー訂
正能力を有している。すなわち、ひとつのエラー訂正ブ
ロック内の２ワードエラーまでのエラー検出訂正が可能
であり、エラーロケーションがわかっているときには、
３ワードエラー又は４ワードエラーの訂正が可能である
。

１ブロツク中に４個のチェックワード（ｐ　＝　Ｗｓ。

ｑ　＝　Ｗ２．　ｒ　＝　Ｗ、、　ｓ　＝　Ｗ（１）が
含まれる。このチェックワードは、下記の４元連立方程
式を解けば求められる。但し、Σは、ルを意味する。

計７過程を省略し、結果のみを示すと、となる。このよ
うにしてチェ７クワードｐ、ｑ。

ｒ、　　ｓを形成するのが送信側に設けられた符号器の
役目である。

次に、上述のように形成されたチェック７−ドを含むデ
ータが伝送され、受（Ｗされた場合のエラー訂正の基本
的アルゴリズムについて説明する。

〔１〕エラーがない場合：Ｓｏ”５Ｉ＝Ｓ２＝Ｓｓ＝０
（２）１ワードエラー（エラーロケーション１における
エラーパターンをｅｉとする）の場合：５ｏ＝ｅｔ　　
Ｓｔ＝α’ｅｔ　　Ｓ＊＝α”ｅｔ　　Ｓａ＝α３’ｅ
ｉシたがってとなり、ｉを順次変えたときに、この関係が成立するか
どうかで１ワードエラーかどうかを判定できる。或いは０８Ｉ８２となり、Ｃ１のパターンを予めＲＯＭに記憶されている
変換テーブルを参照することにより、エラーロケーショ
ンｉが分かる。

そのときのシンドロームＳｏ　がエラーパターンｅＩ　
そのものとなる。

〔３〕２ワードエラー（ｅｉ、ｅｊ）の場合上式を変形
するとしたがって［α’（ｃｒｊ　Ｓｏ＋　Ｓｔ＞　＝α’Ｓｌ”５７α
’（ａＪＳ＋　＋　５２＞　＝α’Ｓ２；５３が成立す
れば、２ワードエラーと判定され、エラーロケーション
ｉ、ｊが分かる。つまり、ｌ及びＪの組合せを変えて、
上式の関係が成立するかどうかを調べる。そのときのエ
ラーパターンはＣ４〕３７−）’ｚ５−　（ｅｔ　　ｅｉ　　ｅｔ）　
　の場合：上式を変形するとしたがって上式からａ’（ａ’（α’ｓｏ＋ｓ、）＋（α’Ｓ、、Ｓ、））
＝αｊ（α’ｓ、＋８２）＋（ｃｒ’ｓ２＋ｓ、）が成
立すれば、３ワードエラーと判定できる。但し、（Ｓ（
１”ＦＯ１ｓ＋＋０、Ｓ２４０）であることを条件とし
ている。そのときの各エラーパターンはで求められる。実際には、３ワードエラーの訂正のため
の構成が複雑となり、訂正動作に要する時間も長くなる
。そこでポインタによってｉ、　ｊ、　ｋ、　　ｊ！の
エラーロケーションが分かっている場合と組合せ、その
ときのチェック用に上式を用い、エラー訂正演算を行な
うことが実用的である。

（５）４７−ドｘ　５−（ｅｔ、　ｅＪ、　ｅｈｓ　ｅ
ｘ　）（Ｄ場合：［５０＝ｅ１＋ｅｊ＋ｅｋ＋ｅ１！　Ｓｔ　’　ＣＩ’　ｅｔ　＋　ＣＩ’ｅｊ”α’ｅ
ｋ）α’ｅｘ上式を変形するとポイントによってエラーロケーション（ｔ。

Ｊ、　ｋ、　　ｊ！り　が分かっている場合には、上述
の演算によってエラー訂正を行なうことができる。

なお、チェックワードの数ｋをより増加させれば、エラ
ー訂正能力が一層向上する。例えば（ｋ＝６）とすれば
、６ワードまでのエラー訂正能力を有する。すなわち、
３ワードエラーまで検出訂正でき、エラーロケーション
が分かっているときに、６ワードエラーまで訂正できる
。

次に、この発明をオーディオＰＣＭ信号の記録再生に適
用した具体例について図面を参照して説明する。

第１図は、記録系に設けられる誤り訂正エンコーダを全
体として示すもので、その入力側にオーディオＰＣＭ信
号が供給される。オーディオＰＣＭ信号は、左右のステ
レオ信号の夫々をサンプリング周波数ｆ、（例えば４４
．Ｉ　ＣｋＨｚ）　）　　でもってサンプリングし、１
サンプルを１ワード（２を補数とするコードで１６ビツ
ト）　に変換することで形成されている。したがって左
チャンネルのオーディオ信号に関しては、（Ｌｏ、　ｔ
、１．　Ｌ２　・・・・）　と各ワードが連続するＰＣ
Ｍデータが得られ、右チャンネルのオーディオ信号に関
しても（Ｒｏ、　Ｒｒ、　Ｒｏ・・・・）と各ワードが
連続するＰＣＭデータが得られる。この左右のチャンネ
ルのＰＣＭデータが夫々６チヤンネルずつに分けられ、
計１２チャンネルのＰＣＭデータ系列が入力される。所
定のタイミングにおいては、（Ｌ　＠ｈ＋　Ｒ＠ｎ＋　
’Ｌ　＠ｈ−Ｉｎ　Ｒ６ｎ。、。

Ｌ　＠ｈｍ２＋　ｋ＋２．Ｌ＠ｔｌ＋１．Ｌｌ＆＋３ｓ
　Ｌ＠Ｒ−４ｓ　Ｒ＠ｈ−＠）の１２ワードが人力され
る。この例では、１ワードを上位８ビツトと下位８ビツ
トとに分け、１２チヤンネルを更に２４チヤンネルとし
て処理している。

ＰＣＭデータの１ワードを簡単のために、Ｗ、として表
わし、上位８ビツトに関しては、Ｗ、、　ＡとＡのサフ
ィックスを付加し、下位８ビツトに関してはＷ、、　Ｂ
とＢのサフィックスを付加して区別している。例えばＬ
６．、がＷ＋ｚ、、、Ａ及びＷ１□９．Ｂの２つに分割
されることになる。

この２４チヤンネルのＰＣＭデータ系列がまず偶奇イン
ターリーバ（１）に対して供給される。（ｎ＝０、　１
．２　　・・・・）　とすると、Ｌｓ−（＝　Ｗｌｉ−
、Ａ　。

Ｗ　１２１％Ｉ　　Ｂ　　）　　　％　　　Ｒｇａ　　
　（＝　　Ｗｔ　２ａ＋ｔ＊　　Ａ　　＊　　　Ｗ１２
Ｔｈｅ１ｗ　　Ｂ）　　　％Ｌｓｎ。２　　（＝Ｗ１２
Ｒ＊４ｓ　Ａ　＋　　Ｗｔａｈ＋４ｗ　Ｂ　）　　、Ｒ
ｇａ。２（＝　Ｗｌ２．、＊Ｓ、　Ａ、　　Ｗｌａ−−
ｓ、　Ｂ）、Ｌｉｅ。４（＝Ｗ１２ｍ＋１Ａ、　　Ｗｔ
２ｎ、ｓ、Ｂ）、ＲＩＩＲ＋１４　（＝ｗ、　２ｎ＊ｌ
１ｗ　Ａ、Ｗｌ　２ｈ＊ｌｌ＋Ｂ）の夫々が偶数番目の
ワードであり、これ以外が奇数番目のワードである。偶
数番目のワードからなるＰＣＭデータ系列の夫々が偶奇
インターリーバ（１）の１ワ一ド遅延回路（２人）　（
２Ｂ）　（３＾）　（３Ｂ）　（４Ａ）（４Ｂ＞　（５
＾）　（５Ｂ）　（６Ａ）　（６Ｂ）　（７Ａ）　（７
Ｂ）によって１ワード遅延される。勿論、１ワードより
大きい例えば８ワードを遅延させるようにしても良い。

また、偶奇インターリーバ（１）では、偶数番目のワー
ドからなる１２個のデータ系列が第１〜第１２番目まで
の伝送チャンネルを占め、奇数番目のワードからなる１
２個のデータ系列が第１３〜第２４番目までの伝送チャ
ンネルを占めるように変換される一０偶奇インターリー
バ（１）は、左右のステレオ信号の夫々に関して連続す
る２ワ一ド以上が誤り、然もこのエラーが訂正不可能と
なることを防止するためのものである。例えば（Ｌｌ−
＋、　Ｌｔ、　Ｌｔや、）と連続する３ワードを考える
と、Ｌｌ　が誤っており、然もこのエラーが訂正不可能
な場合に、Ｌｌ−１又はＬＬ、ｌ　が正しいことが望ま
れる。それは、誤っているデータＬ１　を補正する場合
において、前の正しいワードＬｉ−１でもってＬｔ　を
補間（前値ホールド）　したり、Ｌｌ−１及びＬ　１＋
１　の平均値でもってＬＬ　を補間するためである。偶
奇インターリーバ（１）の遅延回路（２Ａ）　（２Ｂ）
〜（７Ａ）　（７Ｂ）は、隣接するワードが異なるエラ
ー訂正ブロックに含まれるようにするために設けられて
いる。また、偶数番目のワードからなるデータ系列と奇
数番目のワードからなるデータ系列毎とに伝送チャンネ
ルをまとめているのは、インターリーブしたときに、近
接する偶数番目のワードと奇数番目のワードとの記録位
置間の距離をなるべく大とするためである。

偶奇インターリーバ（１）の出力には、第１の配列状態
にある２４チヤンネルのＰＣＭデータ系列が現れ、その
夫々から１ワードずつが取り出されて符号器（８）に供
給され、第１のチェックワードＱ１２ｈ＋Ｑ、２Ｒ２ｌ
、Ｑ１２１１゜２＊　Ｑ１２Ｍ＊＊が形成される。第１
のチェックワードを含んで構成される第１のエラー訂正
ブロックは、（Ｗｌ２ｈ−＋２＋　Ａｓ　　Ｗ１２１１−１ｆｂ　Ｅ
３ＳＷｕｎ＋＋−＋２＋　Ａｓ　ＷＬ２ｈ＋１−１ｂ　
ＢｓＷ１２Ｒ−４−１２，Ａｓ　Ｗ１２１１＋４−１２
＊　１３．　ｗ、、、。５−１２＊　Ａｓ　Ｊ２ｎ＊％
−Ｈ＊　ＢｓＷＩ２ｈ＊＠−１２＋　ＡＳＷ１２ｈ＋ｌ
−Ｂｅ　Ｂｓ　ＷＩ２ｎ＋Ｉ−Ｌ２＊　Ａｓ　Ｗｌ１ｍ
＋９−Ｔｏ　ＢｓＷ１２．４２＋　Ａ　ＳＷ　＋□７．
２＋　Ｂｓ　　ＷＩｌｎ＋３＋　Ａｓ　　Ｗ１２Ｒ−ｂ
３＊　ＢｓＷ　ｌ　２１１゜６．Ａ、　　Ｗ１２．。＠
＊　ＢＳＷ＋　２ｈ＋ｆｆ＋　Ａｓ　　Ｗ１２ｎ＊？ｙ
　Ｂｓｗｅ２ｎ。１ｏｌＡ％　　Ｗｌ２ｈ、１０ｅＢＳ
Ｗ１２９−１１＋Ａ１Ｗ１２＋ｓ＋１ｌＪｓＱ市、　　
　Ｑ１２ｎ＊ｌ　％　　　ｑ、、、。２、　　ＱＩ２Ｔ
ｈ。３）となる。第１の符号器（８）では、１ブロツク
のワード数：　　（ｎ＝２８）　、１ワードのビット数
−（ｎ＝８）、チェックワード数：　　（ｋ＝４）の符
号化がなされている。

この２４個のＰＣＭデータ系列と、４個のチェックワー
ド系列とがインターリーバ（９）に供給される。

インターリーバ（９）では、偶数番目のワードからなる
ＰＣＭデータ系列と奇数番目のワードからなるＰＣＭデ
ータ系列との間にチェックワード系列が介在するように
伝送チャンネルの位置を変えてから、インターリーブの
ための遅延処理を行なっている。この遅延処理は、第１
番目の伝送チャンネルを除く他の２７個の伝送チャンネ
ルの夫々に対して、ＩＤ、２Ｄ、３Ｄ、４Ｄ・・・・２
６Ｄ、　２７Ｄ　（但し、Ｄは単位遅延量で例えば４ワ
ード）の遅延量の遅延回路を挿入することでなされてい
る。

インターリーバ（９）の出力には、第２の配列状態にあ
る２８個のデータ系列が現れ、このデータ系列の夫々か
ら１ワードずつが取り出されて符号器（ｌＯ）に供給さ
れ、第２のチェックワードＰ　１２ｎ＋Ｐ　１２ｈ＊　
ｌｅ　Ｐ　ｌ　２ｈ。２．Ｐ　１２１１４３　が形成さ
れる。第２のチェックワードを含んで構成される３２ワ
ードからなる第２のエラー訂正ブロックは、下記のもの
となる。

（Ｗｌ　２１１−１２ＡｓＶｂ　２１１−１　ｉ　（ｉ
　１）ＩＢＷ　＋　２＋＋ｍ１−１　ａ　（２１１−１
）ｍんＷｌＺア、、−１□（、。１−１１１Ｂ％Ｗ＋　
ｍｈｏ４−１　！　（４１１４１）ｌＡ％Ｗ＋　２．１
＋４−１２　（Ｉｌ＋−１１，Ｂ’Ｗ’Ｖｌ　ａｗｅｓ
−１２ｔｓｏ−ｏ　、Ａ、Ｗｌ　Ｒｈ＋８−１２　ｔｑ
ｏ−＋＞　＋ＢＱ１２１１−…１２１１１　　、　Ｑ１
２Ｒ−１−１２（ｌコＤ）　嘱　ｑ、、ＴＩ−ト１Ｎ１
鴫Ｉｆ）　　ｓ　　Ｑ１２Ｒ◆コー１２（ＩＩＤ）　　
％Ｗ＋２＋＋ｔｈ＋ｏ−＋　２　＜ｔｅａ）ＡＷＬ　ｉ
＋１＋　ｌ　ａ−＋　ｔ　ｎ５ａ）、Ｂ、ｗｌ　ｍｈｏ
　ｌ　１−１　ｉ　（１８Ｄ）　ＡＷＬ　２ｈ＊ｌ　＋
−１ｘ　＜ｘｌｏ）＋ＢＰ　ｔｉｅ〜　　　　Ｐ　１２
１１−Ｉ　ＳＰ　１２Ｒ＋２　ｓ　　　　Ｐ　＋２１１
−３　）かかる第１及び第２のチェックワードを含む３
２個のデータ系列のうちで、偶数番目の伝送チャンネル
に対して１ワードの遅延回路が挿入されたインターリー
バ（１１）が設けられており、また第２のチェックワー
ド系列に対してインバータ（１２）　（１３）（１４）
　（１５）が挿入される。インターリーバ（１１）によ
ってブロック同士の境界にまたがるエラーが訂正不可能
となるワード数のエラーとなり易いことに対処している
。また、インバータ（１２）〜（１５）は、伝送時にお
けるドロップアウトによって１ブロツク中の全てのデー
タが“０”となり、これを再生系において正しいものと
判別してしまう誤動作を防止するため設けられている。

同様の目的で第１のチェックワード系列に対してもイン
バータを挿入するようにしても良い。

そして、最終的に得られる２４個のＰＣＭデータ系列と
８個のチェックワード系列との夫々から取り出された３
２ワード毎に直列化され、第２図に示すように、その先
頭に１６ビツトの同期信号が付加されて１伝送ブロツク
となされて伝送される。第２図では、図示の簡単のため
第１番目の伝送チャンネルから取り出された１ワードを
Ｕ、とじて表示している。伝送系の具体的な例としては
、磁気記録再生装置、回転ディスク装置などがあげられ
る。

上述の符号器（８）は、前述したような誤り訂正符号に
関するもので、（ｎ＝２８．　　ｍ　＝８．　ｋ＝４）
であり、同様の符号器（１０）は、（ｎ＝３２．　　ｍ
＝３．に＝４）である。

再生されたデータが１伝送ブロツクの３２ワード毎に第
３図に示す誤り訂正デコーダの人力に加えられる。再生
データであるために、エラーを含んでいる可能性がある
。エラーがなければ、このデコーダの人力に加えられる
３２ワードは、誤り訂正エンコーダの出力に現れる３２
ワードと一致する。

誤り訂正デコーダでは、エンコーダ：二おけるインター
リーブ処理と対応するディンターリーブ処理を行って、
データの順序を元に戻してから誤り訂正を行なう。

まず、奇数番目の伝送チャンネルに対して１ワードの遅
延回路が挿入されたディンターリーバ（１６）が設けら
れ、また、チェックワード系列に対してインバータ（１
７）　（１８）　（１９）　（２０）が挿入され、初段
の復号器（２１）に供給される。復号器（２１）では、
第４図に示すように、パリティ検査行列Ｈｃｌと入力の
３２７−ド（ｖ７）　　とから、シンドロームＳ１゜。

Ｓ目、ＳＩＬ　　Ｓ’ｓが発生され、これにもとづいて
エラー訂正が行われる。αは（Ｆ（Ｘ）＝ｘ”＋ｘ’十
ｘ’＋ｘ２−ｉ−１）のＧ　Ｆ　（２’）の元である。

復号器（２１）からは、２４個のＰＣＭデータ系列と４
個のチェックワード系列とが現れ、このデータ系列の１
ワード毎にエラーの有無を示す少なくとも１ビツトのポ
インタ〈エラーを含むときに“ｌ”、そうでないときに
“Ｏ”）が付加されている。この第４図及び後述の第５
図において、並びに以下の説明では、受信された１ワー
ドＷｚ　を単位にＷム　として表わしている。

この後号器（２１）の出力データ系列がディンターリー
バ（２２）に供給される。ディンターリーバ（２２）は
、誤り訂正エンコーダにおけるインターリーバ（９）で
なされる遅延処理をキャンセルするためのもので、第１
番目の伝送チャンネルから第２７番目の伝送チャンネル
までの夫々に（２７Ｄ、２６Ｄ、２５Ｄ・・・・２Ｄ、
ＩＤ）と遅延量が異ならされた遅延回路が挿入されてい
る。ディンターリーバ（２２）　（１）　出力が次段の
復号器（２３）に供給される。復号器（２３）では、第
５図に示すように、パリティ検査行列Ｈｃ　２と人力の
２８ワードとから、シンドロームＳ２゜。

Ｓ　２　Ｉｓ　　Ｓ　２２＋　　Ｓ　２３が発生され、
これにもとづいてエラー訂正が行なわれる。

かかる次段の復号器（２３）の出力に現れるデータ系列
が偶奇ディンターリーバ（２４）に供給される。

偶奇ディンターリーバ（２４）では、偶数番目のワード
からなるＰＣＭデータ系列と奇数番目のワードからなる
ＰＣＭデータ系列とが互いちがいの伝送チャンネルに位
置するように戻されると共に、奇数番目のワードからな
るＰＣＭデータ系列に対して１ワ一ド遅延回路が挿入さ
れている。この偶奇ディンターリーバ（２４）の出力に
は、誤り訂正エンコーダの入力に供給されるのと全く同
様の配列と所定番目の伝送チャンネルとを有するＰＣＭ
データ系列が得られることになる。第３図では、図示さ
れてないが、偶奇ディンターリーバ（２４）の次に補正
回路が設けられており、復号器（２１）（２３＞で訂正
しきれなかったエラーを目立たなくするような補正例え
ば平均値補間が行なわれる。

この発明の一例では、初段の復号器（２１）において１
ワードエラーまで訂正するようにしている。

そして、ひとつのエラー訂正ブロック内において２ワ一
ド以上のエラーがあると検出された場合には、このエラ
ー訂正ブロック内の３２ワード又はチェックワードを除
＜２８ワードの全てのワードに対してエラーがあること
を示す少なく共１ビットのポインタを付加する。このポ
インタは、例えばエラーがあるときには、“１”、そう
でないときには、“０”とされるものである。なお、初
段の復号の際、上述の所定のワード数を訂正した場合に
おいてもエラーが存在したことを示すポインタを付加す
るようにしてもよい。

１ワードが８ビツトの場合には、最上位ビットの更に上
位の１ビツトとしてポインタが付加され、１ワードが９
ビツトとなされ、ディンターリーバ（２２）で処理され
て次段の復号器（２３）に供給される。

次段の復号器（２３）においては、このポインタによっ
て示される第１のエラー訂正ブロック内のエラーワード
の個数又はエラーロケーションを用いてエラー訂正を行
なう。第６図は、この次段の復号器（２３）におけるエ
ラー訂正の一例を示しており、第６図及び以下の説明で
は、ポインタによるエラーワードの個数をＮｐで表わし
、ポインタによるエラーロケーションをＥｉ　で表わす
。また、第６図において、Ｙは肯定を表わし、Ｎは否定
を表わす。

（１）　　エラーの有無をシンドロームＳ２゜〜Ｓ２３
によって調６るｏ　　（Ｓｚｏ＝Ｓ２＋＝Ｓ２２＝Ｓ２
３＝０）のときは、エラーなしとする。その場合、（Ｎ
ｐ≦２＋）かどうかを調べる。（Ｎｐ≦２＋）であれば
、エラーなしと判定して、そのエラー訂正ブロック内の
ポインタをクリア（“０”）とする。

（Ｎｐ＞ｚ＋）であれば、シンドロームによる検出が誤
っているものとしてポインタをそのままとしておくか、
そのブロック内の全てのワードのポインタを“１′″に
する。ｚｌ　としては、かなり大きく例えば１４とする
。

（２）　　エラーがある場合にシンドロームの演算によ
って１ワードエラーかどうかを調べる。ｌワードエラー
の場合に、エラーロケーションｉを求める。このシンド
ロームの演算により求められたエラーロケーションｉが
ポインタによるものと一致するかどうかが検出される。

ポインタによるエラーロケーションが複数個あるときは
、その何れかと一致するかどうかが調べられる。

（ｉ＝Ｅｉ＞であれば、次に（Ｎｐ≦２２）がどうかが
調べられる。ｚ２は例えば１ｏである。（Ｎ　ｐ≦２２
）であれば、これは１ワードエラーと判断し、１ワード
エラーの訂正を行なう。（Ｎｐ＞２２）であれば、１ワ
ードエラーと判断することは危険なので、ポインタをそ
のままとしておくか、又は全てのワードをエラーとみな
して各ポインタを“１”とする。

（ｉ４Ｅｉ）の場合には、（Ｎ　ｐ≦２３）かどうかが
調べられる。２．はかなり小さい数で例えば３である。

（Ｎｐ≦Ｚａ）が成立するときは、シンドロームの演算
でもってエラーロケーションｉについての１ワードエラ
ーを訂正する。

（Ｎｐ＞ｚ３）の場合では、更に（Ｎｐ≦２４）かどう
かが調べられる。つまり、（ｚ３＜Ｎｐ≦２４）のとき
は、シンドロームによる１ワードエラーの判定が誤って
いる割には、Ｎｐが小さすぎることを意味するから、そ
のブロックの全ワードのポインタを“ｌ”とする。逆に
（Ｎｐ＞ｚ、）であれば、ポインタをそのままとする。

２．は例えば５である。

（３）１ワードエラーでもない場合では、（Ｎｐ≦ｚｉ
）かどうかが判断され、（Ｎｐ≦ＺＳ）のときは、ポイ
ンタの信頼性が乏しいので、全てのワードのポインタを
“１”とする。（Ｎｐ＞ｚ、）のときは、ポインタをそ
のままとする。

（４）第６図で破線で示すように、ポインタによるエラ
ーロケーションを用いてＭワードまでの訂正を行なうよ
うにしても良い。例えば４ワードエラーまでの訂正が可
能である。この場合、ポインタによって示されるエラー
ロケーションに基づいてエラーの訂正を行なう。（Ｎ　
ｐ　’Ｆ　Ｍ　）の場合には、ポインタをそのままとし
ておくか、又は全てのワードのポインタを、エラーを示
すものに変える。

なお、１ブロツク内のエラーを示すポインタの個数Ｎｐ
　に対する比較値２１〜ｚｓ　の具体的数値は、あくま
で−例である。上述の例におけるエラー訂正符号は、５
ワ一ドエラー以上の場合に、これをエラーなしと判断す
るおそれがあり、また４ワ一ドエラー以上の場合にはこ
れを１ワードエラーと判断するおそれがあるので、この
ような見逃し又は誤った訂正が生じる確率などを考慮し
て比較値を適切な値とすることができる。

この第３図に示す誤り訂正デコー・ダでは、第１のチェ
ックワードＱＩ２１１１　Ｑ＋２ｈ＋＋＋　Ｑ＋２ａ＊
２＊　Ｑ１２１１＋３を用いてエラー訂正と第２のチェ
ックワードＰ１□、。

Ｐ１□ｙｌ＋ｌＩ　Ｐ　１２Ｒ＊２＋　Ｐ　１２Ｒ９３
を用いたエラー訂正とを夫々１回ずつ行なっている。こ
の各エラー訂正を２回以上（実際的には、２回程度）ず
つ行なうようにすれば、訂正された結果のよりエラーが
減少されたことを利用できるから、エラー訂正能力をよ
り増すことができる。このように、更に後段に復号器を
設ける場合には、復号器（２１）　（２３）においてチ
ェックワードの訂正も行なっておく必要がある。

なお、上述の例では、インターリーバ（９）における遅
延処理として、遅延量をＤずつ異ならせるようにしたが
、このような規則的な遅延量の変化と異なり、不規則的
なものとしても良い。また、第２のチェックワードＰ１
　は、ＰＣＭデータのみならず、第１のチェックワード
Ｑ、をも含んで構成される誤り訂正符号である。これと
同様に、第１のチェックワードＱＩが第２のチェックワ
ードＰ１をも含むようにすることも可能であるっ具体的
には、第２のチェックワードＰ、を帰還して第１のチェ
ックワードを形成する符号器に供給すれば良い。

なお、初段の復号器（２１）において１ワードエラーを
訂正したときでも、この訂正された１ワードが含まれる
エラー訂正ブロック内の全てのワードのポインタを“１
”とすれば、より一層検出ミス、誤った訂正を行なうお
それを防止できる。

〔発明の効果〕

以上のように、この発明によれば、初段の復号器におい
ては、与えられたエラー訂正可能ワード数（この例の場
合４ワード）に達しない所定数までのエラーを訂正し、
エラーが上記所定数を越えて存在することが検出された
ときにはその対象エラー訂正ブロックの全てのワードに
対しエラーを指示するポインタを設定し、次段の符号器
においては、エラーシンドロームから求めたエラーロケ
ーションの信頼性を上記ポインタの数によりチェックし
、ポインタ数が設定した所定値以内であるとき、エラー
ロケーションにより指示されるエラーの訂正を行なうよ
うにしたので、エラーワード数がエラー訂正能力を越え
て存在することによりエラーが存在しないものと誤検出
し、あるいはエラーの存在数を誤認することで生じるエ
ラーの見逃し、あるいは誤訂正を防止することができ、
復号データの信頼性を向上させることができる。

図面の簡単な説明第１図は本発明が適用された誤り訂正エンコーダの一例
のブロック図、第２図は伝送時の配列を示すブロック図
、第３図は誤り訂正デコーダの一例のブロック図、第４
図、第５図及び第６図は誤り訂正デコーダの復号器の動
作の説明に用いる図である。

（１）　（９）　（１１）はインターリーバ、（８）（
１０）は符号器、（１６）　（２２）　（２４＞はディ
ンターリーバ、（２１）　（２３）は復号器である。

Claims

【特許請求の範囲】エラー訂正を行うために第１のデータ系列から生成され
た第１のチェックワードと、上記第１のデータ系列とは
系列を異にし、かつ、上記第１のデータ系列を構成する
ワードを含んでなる第２のデータ系列から生成された第
２のチェックワードとが付加されて伝送されたデータを
受信し、上記第１及び第２のチェックワードを用いて受
信データのエラー訂正を行うエラー訂正方法において、
上記第２のチェックワードを用いて上記第２のデータ系
列に対するエラーの訂正を行う前段の復号においては、
上記第２のチェックワードに対応して定まる最大訂正可
能エラー数に達しない所定数までのエラーを訂正すると
ともに、エラーが上記所定数を越えて存在することが検
出されたときには、上記第２のデータ系列においてその
エラー訂正対象ブロックのすべてのワードに対しエラー
を指示するポインタを設定し、上記第１のチェックワードを用いて上記第１のデータ系
列に対するエラーの訂正を行う後段の復号では、上記第
１のチェックワードを用いて生成されたシンドロームか
らエラーロケーションを求めるとともに、上記前段の復
号の際に設定されたポインタ数を調べ、このポインタ数
が設定された所定値以内であるときには上記エラーロケ
ーションで指示されるエラーを訂正するようにしたエラ
ー訂正方法。