JPS6367644A - データ処理装置 - 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】 衾１且宣盈 本発明はほぼ同一構成の４つのデータ処理モジュールか
ら成り、複数個のデータ処理モジュールにおける時を同
じくする単一ビットの故障及び単一のデータ処理モジュ
ールにおける任意のデータ故障の双方に対して保護する
データ処理装置に関するものである。

斯種の装置は本願人の出願に係る米国特許第４５１２０
２０号から既知である。この従来の装置は４ビットから
成る所謂シンボル（記号）に基づいて作動し、斯かる特
許に提示しであるような最適コードは、所謂「正規モー
ド」にて２つの任意の単一ビット誤りを５の最小ハミン
グ距離で訂正可能にする。消失（イレージヤ）モードで
は、３つの４ビットシンボルに関するコードが３のハミ
ング距離を有する間は残りの１つのデータ処理モジュー
ルを無視し、１つの追加のビット誤りを訂正可能にする
。いずれか２つのデータ処理モジュールが同時に故障し
、それらのアイデンティティが判る場合には、２つの残
りのデータ処理モジュールに他の誤りがなければ、これ
らの残りのモジュールは機能し続け、正しい結果を達成
する。上記誤り保護能力は、１００％の冗長度で斯かる
コードの最小距離プロフィールにて（５，３，１）とＬ
７表すことができる。なお、最小距離プロフィールにつ
いては後に定義する。

又里■景Ｉ データ処理技術はビット幅を増大させたプロセッサに発
展している。

本発明の目的は８ビットのシンボルを用いて同じ量の冗
長度で前述した誤り保護能力を改善し、（７，４，１）
の最小距離プロフィールを最適に実現することにある。

即ち、正規モードでの距離を７とし、３つの任意の単一
ビット誤りを訂正可能とする。この程度の保護は２つの
任意の単一ビット誤りまで訂正し、かつ４つの任意の単
一ビット誤りまでを検出するのにも使用し得ることは従
来既知である。ビット誤りの訂正と検出との間の取り決
めは周知である。消失モードでは、４のハミング距離に
よって単一ビットの補正、２ビットの誤り検出又は３ビ
ットの誤り検出もする。他のいずれもの誤りがなければ
、２つのデータ処理モジュールのいずれも組合せを無視
して、残りの２つのデータ処理モジュールで正しい結果
を得ることができる。

本発明は４つのデータ処理モジュールから成り、これら
の各モジュールが、データ路の幅が少なくとも２ｎバイ
トの各データ処理手段と、関連するデータ処理手段によ
って供給される２ｎバイトの処理結果をｎバイトの符号
結果にバイト状に符号化する各エンコーダ・モジュール
と、関連するエンコーダ・モジュールによって供給され
る符号化結果を記憶する各メモリ・モジュールと、各デ
ータ処理モジュールによって供給される符号化結果を他
の全てのデータ処理モジュールにそれぞれ供給する相互
ネットワークと、該相互ネットワークによって供給され
る前記符号化結果を４バイトのそれぞれのグループで受
信すると共に、これらのグループから前記処理結果を表
す２バイトのデータワードを再構成して、関連するデー
タ処理手段に与えるための各入力デコーダとを具えてい
るデータ処理装置にあって、該データ処理装置がモード
・レジスタ手段も具え、該モード・レジスタ手段により
前記入力デコーダをそれぞれ第１・第２及び第３の各モ
ードに制御し、第１モードでは前記４バイトのグループ
の全バイトを受入れると共に、これらの全バイトを整理
し、４つの各第２モードでは前記グループの３バイトを
受入れて、整理するも、該グループの関連する第４番目
のバイトを除去し、かつ６つの各第３モードでは前記グ
ループの２バイトを受入れると共に整理するも、該グル
ープの残りの２ハイドの関連する組合せを除去するよう
にし、前記エンコーダ・モジュールはデータワードの各
バイトに正則マトリ・ンクスを乗算し、かつこれらの乗
算バイトを加算してコードバイトを生成し、斯くして各
エンコーダ・モジュールによって生成される４コードバ
イトが、７ビットにわたる最小ハミング距離のコードか
ら成るコードワードを構成し、いずれもの第２モードで
受入れられる３つのコードバイトが４ビットにわたる最
小ハミング距離を有する部分コードワードを構成し、い
ずれもの第３モードで受入れられる２バイトが、関連す
る処理結果の全ビットを表現するようにしたことを特徴
とする。

実施例の説明 第１図は本発明によるデータ処理装置の一例を示したも
のである。データはワードから成り、これらの各ワード
は１６ビットを有しており、しかも後に説明するガロア
体（Ｇａｌｏｉｓ　ｆｉｅｌｄ）の２つのシンボルを表
す。データワードはライン６２．６４．６６゜６８に現
れる。これらのデータワードはそれぞれプロセッサ素子
１２．１４．１６．１８にて処理される。プロセッサ素
子は斯かる各処理に応答して、ライン９０、９２．９４
．９６にデータの処理結果ワードを発生するか、又はラ
イン７０．７２．７４．７６にアドレスワードを発生す
る。各メモリモジュールには既知のメモリ管理ユニット
（図示せず）を設けることができる。局部メモリ２８．
３０．３２．３４はアドレス・デコーダ２７．２９．３
１．３３を介してアドレスされる。

各コード・ジェネレータ２０．２２．２４．２６では、
受信された１６ビットのデータワードから８ビットのコ
ード・シンボルを形成するため、１つのデータワードか
ら形成されるコード・シンボルが一緒になって１つのコ
ードワードを形成する。これらのコード・シンボルは、
記憶させるためにメモリ２８゜３０、３２．３４に供給
する。これらのメモリがら読取った後のコード・シンボ
ルは読取増幅器３６．３８゜４０、４２にて再生する。

このコード・シンボルの再生は、局部メモリに中間記憶
させないでも行うことができる。コード・シンボルは、
いずれも全てのレジスタ４６．４８．５０．５２に供給
することができる。これらのレジスタは、コードワード
からデータワードを再構成して、これらのデータワード
をライン６２．６４．６６、６８に出力させるために再
構成装置又はデコーダ５４．５６．５８．６０に接続す
る。素子４６．５４．１２．２０．２８及び３６の組合
わせは、単一の個別誤り分離領域（データ処理モジュー
ル）１００内に含まれ、他の素子の組合せも同様にそれ
ぞれ別個の誤り分離領域１０２．１０４．１０６に含ま
れる。

２つの異なる誤り分離領域における誤りは独立している
ものと見なす。多くの場合に、各誤り分離領域が例えば
別個のプリント回路板と、その回路板の部品か、或いは
部品に代わる集積回路をカバーするものとする場合には
、多くの誤りのカテゴリーに対して斯かる要件は満足さ
れる。図示の回路は４つの各誤り分離領域を形成する。

しかし、これら４つの誤り分離領域における動作の同期
化については図面の明瞭化のために省いである。各プロ
セッサ素子は、それぞれプログラムに従って作動する。

関連する誤り分離領域内のサブシステムの構成は、コー
ド・ジェネレータ（２０，２２，２４゜２６）以外は同
一構成である。コード・ジェネレータは各々異なるアル
ゴリズムを実行し、１６ビットのデータワードから４つ
の各コード・シンボルを形成する。また、データ再構成
装置５４．５６．５８゜６０もコンピュータシステムの
制御モードに応じて別々に制御することができる。任意
に位置する３つまでのビット誤り、又は１つのシンボル
誤すの訂正し得る正規モードは、メモリ内に生ずる誤り
を訂正するのに極めて好適であることを確かめた。

これらメモリに生ずる誤りは通常相互に独立しており、
「ソフトエラー」と称されることもある。

全てのシンボルを信頼できなくするシンボル誤りは通常
欠陥プロセッサによって起生される。これらのシンボル
誤りは消失モードで処理することができ、このモードで
は選択可能な誤り分離領域、即ちデータ処理モジュール
により発生される全てのデータ及び／又は制御信号を無
視する。斯様なシンボル誤りは通常永久的なものである
ことを確かめた。しかし、このコンピュータシステムで
はシンボル誤りを直ちに修復させる必要はない。その理
由は、デコーダは消失モードに切り換えることができる
からである。なお、斯様なシンボル誤りが生ずる場合に
は、消失モードに直ちに切り換えるのが有利であること
を確かめた。第１図の各誤り分１ｔｔｌ　’ＲＩ域は各
別の誤りレジスタ（１４８，１５０゜１５２、１５４）
も具えており、これらのレジスタは関連するデコーダ（
５４，５６，５８，６０）からの出力信号によって制御
され、また上記各レジスタの出力信号は中央制御装置４
４に供給される。なお、第１図には中央制御ユニット４
４から各誤りレジスタへのリセットラインも示しである
。しかし、これらの制御ラインの多様性は図示してない
。各誤り分離領域は、それぞれ４ビットのモードレジス
タ１４０゜１４２、１４４．１４６も具えている。これ
らのモードレジスタの制御は、関連するデコーダ（５４
，５６，５８゜６０）からの出力信号によって行なう。

各モードレジスタの内容は関連するデコーダの動作モー
ドを制御する。誤りレジスタの整定は、関連するモード
レジスタの内容によって共働制御される。この関係をモ
ードレジスタと誤りレジスタとの間に矢印にて示しであ
る。各モードレジスタは中央制御装置からの制御ｌＩｌ
信号を受信する。中央制御は４つのデータ処理モジュー
ルに分配させることもできる。これらの分配させた制御
モジュール（図示せず）間に制御メツセージを通信させ
る通信システムは本願人の先の出願に係るオランダ国特
許出願第８４０２４７２号、又はこれに対応する米国特
許出願第７５８９３２号に従って実行させることができ
る。この通信方法は１つのデータ処理モジュールの任意
の故障を考慮する。

第１図の装置で、誤りのない状態では、全ての誤り分離
領域にて同じプログラムを実行させる。

このことは正規モードについても言えることである。し
かし、所定の分離領域にて系統的な妨害が生ずる場合に
は、この妨害に起因するビット重み８までのシンボル誤
りが他の分離領域にて検出され、これらの分Ｍ領域が消
失モードに切り換えられるため、障害分離領域は最早考
慮されなくなる。

障害分離領域そのものではシグナリングを補正する必要
はなく、（例えばモードレジスタの故障により）全く異
なる制御が行われることさえもある。

しかし、装置は３つの他の誤り分離領域があるために全
体として正しく作動し続ける。

可能なコードの構成 この節では最小距離プロフィールが（７，４゜１）のガ
ロア体ＧＦ（２ｓ）にわたる〔４，２〕コードの構成に
つき説明する。

アルファベットとしてＧＦ　（２”）＝０．１．　　α
。

α２．・・・・・・α２３４をとり、ここにαは原始多
項式ｘ”　＋ｘ　’＋ｘ　’＋ｘ”　＋１（７）原始ネ
艮トする。なお、ガロア体の展開処理については、エフ
・ジ工−・マックウィリアムス（Ｆ、Ｊ、ＭａｃＷｉｌ
ｌｉａｍｓ）と、ディー・ディー・ニー・スローネ（Ｄ
、Ｊ、Ａ、５ｌｏａｎｅ）による「誤り訂正コードの理
論」　（北オランダ州アムステルダム１９７７年）に記
載されている。

Ｇ　Ｆ　（２）　ニ５ｉｔルＧＦ　（２”）（７）基ｔ
＜　ｅｘ””。

αゝ（１）、・・・・・・αゝ（７）〉に対するＣＦ（
２”）の要素（元）は長さが８の２進ベクトルとして表
すことができる。ｒ（ＣＦ（２”）に対し、γ＝　Σａ
ｉ　αｋ　（４１ とすれば、（ａｏ　ｌ　　ａ　Ｉ　＋・・・・・・ａ、
）はγの２進表現となる。

ＣＦ　（２’）にわたる（４，２）Ｄ−）’はっぎの形
態の系統的なパリティ・チェック・マトリックスを有す
る。

しかし、パリティ・チェック・マトリックスＨを有する
（４，２）コードが基底くαゝ（０）、αｂ（１）。

・・・・・・αｂ　（？）　）に対して「大きな」最小
距離プロフィールを有するような８つの元の集合（８−
ｔｕｐｌｅ）（ｂ　（０）、　　ｂ　（１）、・・・・
・・ｂ　（７）　）及び４つの元の集合（Ｐｚ、Ｐｔ□
＋　　Ｐｚ＋＋　　ｐ２□）を見つけるのに問題がある
。０Ｆ（２’）における任意の（４，２）コードの最小
距離プロフィールが、プロフィール（８，４，１）の元
よりも高い元を持たないことを証明することができる。

しかし、実際に達成し得る最小距離プロフィールに対す
る解析式は存在していない。最小距離プロフィールの元
は減少級数を成す。

ガロア体ＧＦ（２’）は極めて大きな数（〜１０”）の
基底を有するため、それらをすべて評価することは実行
不可能である。さらに、後に説明する例から明らかなよ
うに、各々異なる基底は適当な数の異なるコードのちと
となる。他方、最適な距離プロフィールを有している小
数部のコードは極めて少ないが、本来これら最適コード
の数は大きい。

これかため、つぎのような探索戦略が与えられる。

先ず、０Ｆ（２”）の正規基に限定した。これは僅か１
６個あるだけである。即ち、 Ｂｊ　：＝＜α”　、ｉ＝０．１，２．・・・・・・、
７〉ここに、ｊ　＝５．　９．１１．１５．２１．２９
．３９．４３゜４７、５３．５５．６１．６３．８７．
９１．９５である。本来、これらの正規基は既知である
。これらの各正規基について「良好」なコードを与える
４つの元の集合（Ｐｚ＋　　Ｐ＋ｚ＋　　Ｐｚ＋＋　　
Ｐｚｚ）について探索した。

これらの正規基は２５５４個の可能な４つの元の集合と
相俟って、２５５’　Ｘ　１６個の候補コードのちとと
なる。この多数のコードの各々は成る特定の最小距離プ
ロフィールのちととなる。良好コードを生成する４つの
元の集合を見つける探索演算を要求することができ、こ
れについては後に説明する。この探索結果は全部で４つ
の元の集合について求めたものであり、これらの元の集
合に対する対応する（４，２）コードは所定の正規基に
対して（７゜４．１）の最小距離プロフィールを呈する
。

基底Ｂ１′＝・・・・・・ｉ−５，９，１５，２１，２
９，３９゜５３．５５１６１．６３，８７．９１につい
て、最小距離プロフィール（７，４，１）又は（８，４
，１）を有するＣＦ（２８）におけるＣ４，２：ｌコー
ドは存在しない。

基底Ｂｌｌ及びＢ４７に対しては、本来最小距離プロフ
ィール（７，４，１）を有する僅か１個の（４，２）コ
ード、即ちパリティ・チェック・マトリックスＨが、 である（４，２）コードが存在するだけであり、ここに
、β：＝α１７（従ってβεＣ，Ｆ（２’）：βは部分
体（サブフィールド）の元である）。

基底Ｂ４３及びＢ　９５に対しては本来最小距離プロフ
ィール（７，４，１）の９つのコードが存在し、これら
のコードは第２図に示すパリティ・チェック・マトリッ
クスを有するものである。

他の等価コードは関連するマトリックスＨの行を入れ替
えるか、及び／又はこれらのマトリックスＨにＧＦ（２
’）における２行２列の正則マトリックスを予め乗算す
ることによって得ることができる。

ＣＦ（２”）の正規基に対しては、最小距離プロフィー
ル（８，４，１）を有する（４．２）コードは存在しな
い、上述したことはコードを求める載略の限られた論証
である。要するに、他のコードは提示しておらず、（８
，４，１）コードが実際上任意の他の基底に存在すると
言うことは到底あり得ないと考えられる。

デコーダの構成 以下デコーダの構成例につき考察する。

つぎのパリティ・チェック・マトリックス、即ち を有するガロア体Ｆ：Ｃ，Ｆ（２’）における〔４゜２
〕コードＣにつき考察するものとする。

マトリックス は上記コードの生成マトリックスであり、これは基底Ｂ
、、＝＜α４３．α６６、α１″、α８９．α１７８゜
αＩｎ、αｔｏ！、α′１〉に対して最小距離のプロフ
ィール（７，４，１）を有している０Ｍを８行８列の２
進マトリツクスとし、このマトリックスのｉ番目の列は
基底Ｂ　４３に対するβ。ａｓ’ｚ”　の２進表現であ
る。基底Ｂ４３に対するＣ；Ｆ（２８）＝０．１．α、
α２．・・・・・・α２５４（αはｘ”　＋ｘ’＋ｘ２
＋１＝Ｏの根である）の元の２進表現は第３ａ、３ｂ、
３ｃ図に示す通りである。従って、マトリックスＧ、の
２進像は、 となり、Ｈ５の２進像は、 となる。

復号化に当たっては、第３ｄ図に示すような「冗長」パ
リティ・チェク・マトリックスを用いる。

ＧＦ（２”）にわたるＩ：４．２）　コ−４Ｃ’（Ｄ：
ｙ’−ドワード土＝（且、、土２．互１．且、）は各々
８ビットの４つのシンボルＣｉ　ｌ　　ｉ　　””Ｉｔ
　　２゜３．４から成る。不正コードワードｒ＝（ｒｌ
＋工２．工３．工４）＝（互！、工２．且コ・工４）十
（”Ｉ　＋　　ｅｚ　Ｉ　　ｅｚ　１　　’４　）のシ
ンドロームはつぎのように規定される。

土＝（≦１計１旦３Ｉ巨４）＝ ２進ベクトルＸに対し、この工の重みｗ　ｔ　（ｘ）は
、（０とは異なる）１に等しい五の構成要素の数に規定
する。

そこで、多数の集合を規定する。集合（０００）は（（
工、■、０．Ｏ：工ＥＦ、工≠０））によって規定する
。これはコードワードの第１シンボルだけが不正となる
誤りパターンに相当する。

同様に、集合（０”　００）、（００“０）及び（００
０”）を規定する。

集合（ｉｊｋｍ）、ｉ、ｊ、に、ｍε　（０，１゜２）
を（（且、ヱ、見、工）：且、ヱ、工、五〔Ｆ、ｗｔ　
（ｕ）＝ｔ、ｗｔ　（ｖ）＝ｊ、ｗｔ　（ｗ）−に、ｗ
ｔ　（ｘ）＝ｍ）により規定する。これらの集合は、任
意のコードシンボルにおける最大でも２ビットを乱すこ
とになる誤りパターンを規定する。消去、即ち訂正でき
ないほどに故障した既知のデータ処理モジュールを“Ｅ
”にて示す。集合（Ｅｊｋｍ）、　ｊ、　ｋ、　ｍε（
０，１）を（（且。

ヱ・工・工）−主・叉・工・工εＦ・ｗｔ（ヱ）＝ｊ、
ｗｔ　（ｗ）＝に、ｗｔ　（ｘ）＝ｍ）によって規定す
る。

この集合には且に関する制約はない。その理由は、この
集合は抹消されるものと見なし、完全に無視するからで
ある。これらの集合は、消失コード・シンボル以外のせ
いぜい単一ビット誤りを有している誤りパターンを規定
する。同様に、集合（ｉＥｊｋ）、（ｉ　ｊＥｋ）及び
（ｉｊｋＥ）を規定する。上記全部で４つの元集合体に
よって規定される集合を誤り族と称する。訂正可能な誤
りパターンの集合Ｕは、第５ａ、５ｂ図の第１行に示し
た誤り族の和集合である。なお、ここに星印（＊）は任
意のシンボル誤りであり、Ｅは消失シンボルであり、整
数は関連するシンボルにおけるビット誤りの個数である
。

訂正可能な誤りパターンの集合Ｕにおける成る所定の誤
り族に対し、この族の元のシンドロームは共通の成る特
性を呈する。例えば、誤り族（”０００）における全て
の誤りパターン旦は、それらのシンドローム上＝（土１
１ＳＺ１ｉ＋土、）が、土１　””Ｏ＋　　Ｓ□≠Ｏ２
土、≠Ｏ２土。

≠０となることを満足すると云うことを共通に有してい
る。誤り族（ｉｏｊＯ）におけるすべての誤りパターン
±は、それらのシンドローム上＝（Ｅｌ　＋　５２　＋
　”２　ｒ　”４　）がｗｔ　（ｓ、　Ｍ−’）＝ｊ及
びｗｔ（土ｘ　Ｍ−＆）＝　ｉを満足すると云うことを
共通に有している。そこで、復号化処理には誤りにおけ
る元によって分配される斯様な特性を使用する。これが
ため、−組のプール式を組立て、これらのプール式が相
対的に排他的となり、かつ訂正可能な誤りパターンの集
合Ｕからの成る誤り族における各誤りパターンが、その
誤り族に対応するプール式を満足するように各誤り族に
対するものを集合Ｕに含ませた。これらのプール式は例
えば、それらの弐が前記特定コード（多くある内の１つ
）に関連するために最初に与えられ、他の組のプール式
は斯かる特定コードに対して選定し得ることからして第
２番目に与えられる。

少な（とも２つのシンボルが正しい元を含んでいるすべ
ての誤り族に対しては、斯かるプール式の選定を簡単に
行うことができる。そこで、誤りパターンが斯様な誤り
族にあると予想される場合ニハ、メツセージの評価も簡
単である。その理由は、（４，２〕コードの不正コード
ワードの少なくとも２つのシンボル（正しいもの）が対
応するメツセージを独特に決定するからである。

３つのシンボルが重み付けしたものを有している元を含
んでいる誤り族に対しては、それらのシンボルの内の１
つのシンボルにおけるビット誤りを決定する必要がある
。これを行う場合には、２つの正しいコード・ワード・
シンボルを有するようにする。これらのシンボルから、
送給されるメツセージを評価する。

上述したプール変数を組立てるには、つぎの定義を必要
とする。なお、且ｊは、１番目の位置に１を有し、その
他の位置には０を有する長さが８の２進ベクトルを示す
ものである。

定義 先ず第４ａ図は復号化における一組の定義を表したもの
である。デコーダのモードはつぎのように規定する。

ＲＭ＝１　　：これは、デコーダがランダムモードで作
動している場合、即ち４つのス ライス（データ処理モジュール）の すべての出力を復号化処理にて考慮 する場合及びそのような場合だけで ある。

ＥＭｉ＝１：これは、デコーダが消失モードで作動して
いる場合、即ちスライスｉを 故障しているもの（消失させる）と 見なす場合、及びそのような場合だ けである。

ＳＭＨｊ＝ｌ：これは、デコーダが単一モードで作動し
ている場合、即ちスライスｉ及 びｊを正確に機能しているものとみ なす場合、及びそのような場合だけ である。

第４ｂ図はメツセージに対する一組の評価を示したもの
である。

第５ａ、第５ｂ図は全ての訂正可能な誤り族（ＥＣ）と
、これに使用する対応するプール式（ＢＥ）と、訂正可
能な誤りパターンのすべての誤り族に対する関連するメ
ツセージの評価（ＭＥ）を表にしたものである。ここで
も、星印は任意のシンボル誤りを示すものとする。「Ｅ
」は位置が判っている消失シンボルを示す、整数０．１
は関連するシンボルにおけるビット誤りの数を示す。

（なお、０は正しいシンボルを示す）、整数３゜４は星
印によって表される。１つの（非消失）シンボルにおけ
る３つ以上のビット誤りは他のシンボルにおけるいずれ
かのゼロ以外の誤りパターンと組合わさって、１００％
有効に補正されなくなる。

例えば、（１１００）における誤りパターン且はプール
式ＲＭｆ、、ｆ、＝１を満足し、メツセージをｉ３４に
よって評価することができる（なお、論理積（ＡＮＤ）
をとるドツトは図示してない）。

（ＩＯＥＯ）における誤りパターンはプール式ＥＭ、ｈ
３．＝１を満足し、そのメツセージは分２４によって評
価することができる。（１１０１）における誤りパター
ンエは、（１，・・・・・・、８）における確実に１の
ｊに対してプール式ＲＭ　ｔ　ａｊ＝　１を満足し、そ
のメツセージはｉ４ｊで評価することができる。

第５ａ、５ｂ図から明らかなように、デコーダは第６図
に示した論理式を満たすべきである。ここに、第６図の
最後の式は検出フラグを満足さすべき条件を示し、斯か
るフラグは生成シンドロームが訂正可能な誤りパターン
に対応しない０以外のシンドロームである場合に生成さ
れる。

第７図はデコーダの全体的な構成を示したものであり、
このデコーダはｉ、ｊ＝１．２，３，４゜１≠ｊに対し
てＲＭ、ＥＭｉ及びＳＭ、の値を含むモードレジスタ２
０２を有している。復号化工程の後にはモードレジスタ
も更新させる。単一のシンボル誤りが単一ビット誤りで
な（生ずる場合には、可能な戦略の内の１つをランダム
モードから消去モードに切り換えることができる。他の
切り換え戦略は装置全体の誤り統計学に依存する。これ
らの他の切り換え戦略についての説明は省略する。

デコーダのレジスタは他の種類のレジスタ、例えばビッ
ト誤りの位置及び周波数を記憶するレジスタとすること
もできる。

特に、第７図の入力端子２１０には４つの有り得る不正
コードシンボルｒｌ＋ｒ２＋工３．ｒ４が現れる。ブロ
ック２００のネットワークは２進景ｆ　ｉｊ＋　　ｇｉ
ｊ＋　　ｈｉｊ＋　　Ｌ＝ｊを決定するために設ける。

ブロック２０４のネットワークは、これら６０の値に基
づいて信号ＤＳＥＬ”″及びｌ５ＥＬ−をとる判定を下
し、かつ先に名付けたモードレジスタ及び他のレジスタ
を更新するためにも設ける。このために、ブロック２０
４はモードレジスタ２０２からのモード制御信号も受信
する。ブロック２０８では、４つのコードシンボルエ１
．・・・・・・Ｌ４に基づいて、２つの正しいシンボル
に基づく６つの可能評価を生成し、かつ位Ｗｊに１ビッ
ト訂正を有する各シンボルに対する３２の評価も生成す
る。ライン２１２にはライン２１４に選択信号が現れて
いる間にこれら３８個の可能評価を発生させる。ブロッ
ク２０６のネットワークはライン２１８に現れる（この
選択は必ずしも常に特異的なものとする必要はない）正
しい評価をゲートするために設け、またこのネットワー
クにより出力端子２１６に訂正できない検出誤り（検出
できない誤りを発生させることもできる）を知らせる検
出フラグを発生させる。上述した形では、処理ワードを
１６ビット（即ち、２バント）とし、コードワードを３
２ビットとした。　（マイクロ）プロセッサにおけるデ
ータ路をさらに広くする場合には、一方では１６ビット
のシンボルに対する遷移を直視でき、誤り検出能力を一
層向上させることができ、他方では装置を４つのシンボ
ルから成るコードワードで作動させることもでき、この
場合の各コードワードはコンピュータ・ワードの僅か１
７２に関連するコードワードとする。この後者の利点は
、１６ビットのシンボルに対して８ビットのシンボルを
処理すれば良いため、処理が簡単となることにある。

良好コードに対する探索部 以下良好コードに対する探索処理につき説明する。基底
を〈αｂ　ｔｏ＞、αｂ　（１）、・・・・・・αｂ　
（？）　）とすると、探索アルゴリズムは、パリティ・
チェック・マトリックスＨＣ２即ち を有する（４．２）コードが、基底くαｂ　（０）。

αゝ（１）、・・・・・・αｂ　（？）　）に対して少
なくとも（７゜４．１）の最小距離プロフィールを呈す
るように、前部で４つの項Ｐｚ＋　　Ｐ＋ｚ＋　　Ｔ’
ｚ＋＋　　Ｐｚｚを、Ｏ≦　ｐ、　≦　２５４ ｐｌｒ　　≦　　Ｐ＋ｚ　　≦　２５４ｐｚ　　≦　　
Ｐｇ＋　　≦　２５４ Ｐ＋＋　　≦　　２２□　≦　２５４ Ｐ＋＋＋Ｐｚ□又は（＋）ｌｌ＝Ｐ２□及びｐａｔ≦２
２．）となるように決定する。これは４項（Ｐ　Ｉｆ　
　Ｐ　１！＋Ｐｚ＋＋Ｐｚ□）に関する多数の条件をチ
ェックすることによって行うことができる。これがため
、つぎのように定義する必要がある。即ち、Ｖｔ　：＝
　（ｉ：ｗｔ　（ｃｒｉ）□　１　）　＝　（ｂ（０）
、ｂ（１）、・・・、ｂ（７）　’ｋ　。

Ｖｔ　：＝　（ｉ：賀ｔ（α１）・２）。

１＋ｌ＋　：＝　（（ｖ＋−ｖ＋’　）ｍｏｄ２５５：
　Ｖｔ−Ｖ＋’　Ｅ　Ｌ）　＋Ｗｚ　：＝　（（ｖｚ−
ｖｚ’　）ｍｏｄ２５５：　ｖ２−Ｖ２’　Ｅ　Ｖｔ）
　＋Ｊ、Ｈ＝　（（ｖ＋−ｖｚ）　　ｍｏｄ２５５：　
ＶＩ　ＥＶ＋＋Ｖｚ　Ｅ　Ｖｚ）Ｕ　：　−（（Ｖｔ−
Ｖｌ）　　ｍｏｄ２５５：　ＶＩ　Ｅｖ＋、ｖｚ　Ｅ　
Ｖｚ）すべてのＶＥ　Ｖｔに対して、 χｖ：　＝　（（ｕ−ｖ）ｓｏｄ　２５５　　：　ｕ（
Ｖｔ　）が成立するものとする。

集合ＸＥ　　（０，１，２，・・・・・・、　２５４　
）に対し、Ｘは（０，１，２，・・・・・・、　２５４
　）に対するＸの補集合、即ち、デーｘ／ｌｏ、１，２
．・・・・・・、　２５４　）を示す。関数Ｚ（・）は
ゼッヒ（Ｚｅｃｈ）の対数を示し、これはｎ　（０，１
，２，・・・・・・、　２５４　）に対し、 １＋α４＝α２　（ｎ）・ により規定される。

パリティ・チェック・マトリックスＨｅを有する（４，
２）コードは基底くαｂ　（０１，αゝ（１）、・・・
・・・、αｂ　（７１）に対して最小距離プロフィール
ｍｄｐを呈し、これはつぎのようなことを満足する。即
ち、 ”ｍｄｐ≧（３，１）　　；これは（Ａ）’Ｐ＋＋　　
ＰＩｔ≠Ｐｚ＋　　Ｐ２□の場合、及び このような場合だけである。

”ｍｄｐ≧（４，３，１）　　；これは上記（Ａ）と、
（Ｂｌ）：Ｐｚ、Ｐ＋ｚ＋Ｐｚ□Ｐ２□εＷ、；（Ｂ２
）　：Ｐ　ｔ　＋　−Ｐ　＋□、ｐＨ−Ｐ２□＋ＰＺｇ
−Ｐ１２＋Ｐｚ□−ＰＨＩεＷ、；（Ｂ３）　二Ｐ＋　
ｚ＋Ｚ（Ｐ＋　＋＋Ｐｚｚ−Ｐ＋　ｚ−Ｐｚ＋）。

Ｐｚｌ＋Ｚ（Ｐ＋　＋＋Ｐｚ□−Ｐ＋ｚ−Ｐｚ＋）。

Ｐｚ＋Ｚ（−Ｐｚ−Ｐｚｚ＋Ｐ＋ｚ＋Ｐｚ＋）＋Ｐ２２
＋Ｚ（−ＰＩＩ＋Ｐ２２＋Ｐ１２＋ＰＺｌ）　ｆ　’ｉ
￥＋　　；が成立する場合及びそのよ うな場合だけである。

”ｍｄｐ≧（５＋３＋１）　　；これは上記（Ａ）及び
（Ｂ＋、Ｂｚ、Ｂ、）が成 立し、かつ（Ｃ）：すべて のｉ、ｊεＶ、ｘＶ、に対 し、 ｉ＋Ｐ＋＋＋Ｚ（ｊ−ｉ＋Ｐ＋ｚ−Ｐｚ）ｔ：　Ｖｔ　
又ハｉ＋Ｐｒ＋＋Ｚ（ｊ−ｉ＋Ｐｚｚ−Ｐ２＋）Ｅ　Ｖ
　＋　　；が成立する場合、又はその ような場合だけである。

”ｍｄｐ≧（６，４，１）　　；これは上記（Ａ）及び
（Ｂ＋　、　Ｂｚ　、　Ｂｘ　）と （Ｃ）が成立し、かつ （ＤＩ）：Ｐ＋、Ｐ＋□＋Ｐ２□Ｐ２□（：’＃＋ｚ；
（Ｄ２）：Ｐ＋＋−Ｐ＋□＋ＰＩｌ−ＰＺ□Ｐ２□−Ｐ
１□＋Ｐ２□−ＰａｌεＷ１□；（ｐ３）；Ｐ＋□＋Ｚ
（Ｐ＋＋＋Ｐｚ□−Ｐ＋２−Ｐ２１）。

Ｐｚ＋＋Ｚ（Ｐｚ＋Ｐｚ□−Ｐ１□−Ｐｚ＋）。

Ｐ目＋Ｚ←Ｐｚ−ｈｚ＋ＰＩｚ＋Ｐ＋）・Ｐｚｚ＋Ｚ（
−Ｐ＋＋−Ｐｚｚ＋Ｐｌｚ＋Ｐｚ＋）εＷｌｚ；（Ｂ４
）　：すべて（７）ｉ、ｊ（Ｖ、ｘＶ、　に対し、ｉ＋
Ｐｚｌ＋Ｚ（ｊ−ｉ＋Ｐｚｚ−ｈ＋）＋ｉ＋Ｐ＋　＋＋
Ｚ（ｊ−ｉ＋Ｐ＋□−ＰＩＩ）ｌｉ−Ｐ＋ｚ−Ｚ（Ｐ＋
　＋＋Ｐ２ｚ−ｈｚ−Ｐ！＋）＋Ｚ（ｊ−ｉ＋ｈ　＋−
ＰＩＩ）。

ｉ−Ｐ目−Ｚ（−Ｐ目−Ｐｚｚ＋Ｐ＋ｚ＋Ｐ２＋）＋Ｚ
（ｊ−ｉ＋Ｐ＋ｚ−Ｐｚｚ）〔■宜　； が成立する場合及びそのような場合だ けである。

”ｍｄｐ≧（７，４，１）　　；これは前記（Ａ）と、
（Ｂ１゜Ｂ２　、　　Ｂｓ　）と（Ｃ）と、 （Ｄ＋　、Ｄｚ　、Ｂ３　）が成 立し、かつ （Ｅｌン：すべでのｕ（”　Ｖ、に対し、及び（（Ｐ＋
ｚ＋Ｚ（ＰＩＩｈｚ−Ｐ＋ｚ−Ｐｇｌ）εＸｕ又はＰｚ
ｚ−Ｐｇｌ　Ｅ　Ｘｕ） 及び（（ｈｚ＋Ｚ（−ＰＩＩ−ｈｚ＋Ｐ＋ｚ＋Ｐｚ＋）
εＸ。

又はＰ＋ｚ−ＰＩＩ　Ｅ　Ｘ、　）； （Ｂ２）　：すべての（ｉ、ｊ）εＶ、ＸＶ、に対し二 ｉ＋Ｐ＋＋＋Ｚ（ｊ−ｉ＋Ｐ＋ｚ−ＰＩＩ）ε■２又は
ｉ＋Ｐｚ＋＋Ｚ（ｊ−ｉ＋Ｐ＋ｚ−Ｐｇｌ）εｖ２　；
（Ｂ３）：すべての（ｕ、Ｖ）Ｅ　Ｖ２　ｘｖ２に対し
： （ｕ−ｖ＝Ｐ＋ｚ−Ｐ目） 又は（ｕ−Ｖ＝Ｐｚｚ−Ｐｇｌ） 又は（（ｕ−ｖ≠Ｐ＋ｒ−ＰＩＩ）及び（ｕ−ｖ≠Ｐ２
２−Ｐｇｌ）及び（ｕ＋Ｐ＋＋＋Ｚ（ｖ−ｕ＋Ｐ＋ｚ−
Ｐｚ）　Ｅ　Ｖ　ｒ又はｕ＋Ｐｚ＋＋Ｚ（ｖ−ｕ＋Ｐｚ
ｚ−Ｐｇｌ）（Ｖ　＋））；（Ｂ４）：すべてのｉε■
、及びＵε■２に対し：（ｉ＋Ｐ＋＋＋Ｚ（ｕ−ｉ＋Ｐ
＋ｚ−ＰＩＩ）ε■１又はｉ＋Ｐｇ、＋Ｚ（ｕ−ｉ＋Ｐ
ｚｚ−Ｐｇｌ）εＶｚ）及び（ｉ＋Ｐ＋ｚ＋Ｚ（ｕ７ｉ
＋Ｐ＋＋−Ｐ＋ｚ）　Ｅ　Ｖ　＋又はｉ＋Ｐｔｚ＋Ｚ（
ｕ−ｉ＋Ｐｚ＋−Ｐｚｚ）（ｖｚ）及び（ｉ＋Ｐｚ＋＋
Ｚ（ｕ−ｉ＋Ｐｚｚ−Ｐｇｌ）ε■１又はｉ＋Ｐ＋＋＋
Ｚ（ｕ−ｉ＋Ｐ＋ｚ−ＰＩＩ）（ｖｔ）及び（ｉ＋Ｐｚ
ｚ＋Ｚ（ｕ−ｉ＋Ｐｚ＋−Ｐｚｚ）ε■。

又はｉ＋Ｐ＋ｚ＋Ｚ（ｕ−ｉ＋Ｐ＋＋−Ｐ＋ｚ）（Ｈｖ
ｚ）コードの最小距離プロフィールの　義　び特性ここ
ではコードの最小距潴プロフィールについて正確な定義
及びそのいくつかの特性について説明する。

最小（シンボル）距離Ｓを有するガロア体Ｆ：＝ＧＦ　
（２Ｋ）における長さがｎで、寸法がｍの線形（ｎ、ｍ
）コードにつき考察する。Ｆの元はシンボルである。い
ずれのシンボルＣも２進にベクトル上にて表すことがで
きる。選定ベクトル表示に対するシンボルＣεＦの（２
進）重みｗｔ（且）はＣの２進ベクトル表示における１
の数と定義する。シンボルのベクトルの（２進）重みは
その成分の（２進）重みの和と規定する。ワードと称さ
れるＦのシンボルのｎベクトルｃ＝（ｃｏｔ±１．・・
・・・・且□、）の重みプロフィールはベクトルｈｐ（
ｃ）：＝　（ｗｐ（ｃ　Ｏ）、ｗｐ（ｃ　１）、　−・
・・ｗｐ（ｃ　５−１））と規定され、ここに成分ｗｐ
　（ｃ　ｌ　ｊ）はつぎのように規定される。

ｗｐ（ｃ　ｊ）：＝最小（Σ４ＧＡｊｔｎｔ（ｃｔ　）
：八４　ε　（０，１，＝ｎ−１）、　　ｌ　ＡＪ　Ｉ
　”ｎ−３１ｉ＝ｏ＋１＋　　＋＋従ってｗｐ　（ｃ　
ｌ　ｊ）は且からｊ成分を削除することによってＣから
得られる長さがｎ−ｊの全ベクトルの重みの最小値であ
る。例えば、Ｃ＝（１００１，１１０１，００１０）は
重みプロフィールｗｐ（且）＝（６，３，１）を有する
。線形コードＣの最小距離プロフィールｄ　（ｃ）はｄ
（ｃ）：＝（（ｄ（ｃｌｏ）、ｄ（ｃｌｌ）、　−＝、
ｄ（ｃｌｓ−１））によって規定され、ここに ｄ（ｃｌｊ）：＝最小（ｈｐ（ｃｌｊ）：ｃεＣ，ｃｔ
Ｑ）。

ｊ＝０．１．・・・・・・、５−１ １がコードＣにおける任意の０でないコードワードのｎ
−ｊ個の任意の成分をとる場合に、これらｎ−ｊ個の成
分の重みの和は少なくとも（ｃｌｊ）となる。コードＣ
には確実に重みをｄ　（ｃ　ｌ　ｊ）まで加えたｎ−ｊ
個の成分を有するコードワードもある。

残りの成分の重みの和がｔに等しくなるように１から３
個のゼロでない成分を削除し得る場合には、対（ｓ、ｔ
）はワードエＥＦ’　と表すことができる。Ｘについて
のあらゆる可能な記述の集合を五の記述集合と称する。

例えば、（１００１゜１１０１．００１０）の記述集合
は（（０，６）。

（１，３）、　　（１，４）、　　（１，５）、　　（
２，１）。

（２，２）、　　（２，３）、　　（３，Ｏ））となり
、（００００，１００１，１０００）の記述集合は（（
０，３）、　　（１，１）、　　（１，２）、　　（２
゜０））となる。

自然数の対の有限集合Ａ：＝　＜（ａｔ　、ｂｌ　）。

（ａｚ　、　　ｂ２）　、　・・”・・、　　（ａｌＡ
ｌ　、　　ｂ（，１）　）は、Ａにおける対の全ての第
１成分ａｉ＋　　ｉ＝１．・・・・・・、ＩＡＩが相対
的に異なる場合に対のリストと称される。そこで、ワー
ドＸはＡによってカバーされ、Ａの記述（ｓ、ｔ）の少
なくとも１つがへの少なくとも一対によってカバーされ
る場合、即ち、Ａの少なくとも一対（ａｉ、ｂｉ）がａ
ｉ　　≧Ｓ、ｂ、≧Ｌを満足する場合に、Ａは対のリス
トであると称する。

Ｔ及びＵは対の２つのリストであるとする。コードＣは
、それがＴによってカバーされる全ての誤り二を訂正す
る場合で、しかもそれがＵによってカバーされ、かつＴ
によってカバーされない全ての誤り二を検出する場合に
、同時にＴ−訂正とＵ−検出をすると言える。Ｕ＝φの
場合に、ＣはＴ−訂正と称され、Ｔ＝φの場合に、Ｃは
Ｕ−検出と称される。つぎのような場合及びこのような
場合にのみＣが同時にＴ−訂正及びＵ−検出をすること
は自明なことである。即ち、 １、Ｃの剰余類のいずれもがＴによってカバーされるワ
ードを１個以上包含しない。

２、剰余類がＴによってカバーされるワードを含む場合
に、それがＵによってカバーされるも、Ｔによってはカ
バーされないワードを含まない。

このことは、一方がＴによってカバーされ、他方がＴに
よってカバーされない２つの異なるワード間に差がない
か、又はＵがコードワードであると云うことに等しい。

つぎの特性は、これらの注意事項についての直接的な結
論である。

Ｔにおける任意対（ｓ、ｔ）及びＴとＵの和集合におけ
る任意対（ｕ、ｖ）に対し、ｄ　（ｃ）の成分ｄ　（ｃ
　１ｓ＋ｕ）がつぎの不等式を満足する場合及びそのよ
うにする場合にのみ、コードＣはＴ−訂正及びＵ−検出
を同時にする。即ち、ｄ　（ｃ　ｌ　ｓ＋ｕ）≧ｔ　＋
　ｖ　＋１任意のコードワードにおけるｅ成分（ここに
ｅ≦５−１）を消去すれば、０Ｆ（２”）に関し、最小
距離プ０フィー／ｌ／がｄ　（ｃ’　）　＝　（ｄ　（
ｃ’　　Ｉ　Ｏ）。

−−・・−、ｄ　（ｃ’　　ｌ　ｒｌ：ｙｅ−１）であ
る［：ｎ、ｅ。

ｍ〕コードＣ′のコードワードの集合が得られ、ここに
ｄ（ｃ’Ｎ）はつぎの不等式を満足する。

即ち、 ｄ（ｃ’ｌｊ）≧ｄ　　（ｃ　ｌ　ｊ＋ｅ）

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明によるデータ処理装置の一例を示すブロ
ック線図、 第２図は基底Ｂ４３及びＢ９５に対して（７，４゜１）
の最小距離プロフィールを有する９つのコードのパリテ
ィ・チェック・マトリックスを示す説明図、 第３ａ、３ｂ、３ｃ図は特定ガロア体ＣＦ　（２１′）
の元の２進表現を示す説明図、 第３ｄ図は所謂冗長パリティ・チェック・マトリックス
を示す説明図、 第４ａ図は復号化定義の集合を示す説明図、第４ｂ図は
メツセージ評価の集合を示す説明図、第５ａ、５ｂ図は
訂正可能な誤り族と、それらの検出及びメツセージ評価
選択をすべて表にして示す説明図、 第６図はデコーダが果たすべき法則を示す説明図、 第７図はデコーダの全体的な構成の一例を示すブロック
線図である。 １２、’１４．１６．１８・・・プロセッサ素子２０．
２２，２４．２６・・・コード・ジェネレータ２日、ｇ
ｏ、ｓｚ、３４・・・局部メモリ２７．２９，３１．３
３・・・アドレス・デコーダ３６．３８，４０．４２・
・・読取増幅器４４・・・中央制御装置 ４４．４８．．５０．５２・・・レジスタ５４．５６，
５８．６０・・・デコーダ６２．６４，６６．６８・・
・データワード出力ライン？０，７２．７４．７６・・
・アドレスワード出力ライン９０，９２，９４．９６・
・・処理結果ワード出力ライン１００、１０２．１０４
．１０６・・・データ処理モジュール１４０．１４２，
１４４．１４６・・・モード・レジスタ１４８、１５０
．１５２．１５４・・・誤りレジスタ２００・・・第１
デコーダ・モジュール２０２・・・モード・レジスタ ２０４・・・第２デコーダ・モジュール２０６・・・選
択モジュール ２０８・・・第３デコーダ・モジュールｆ、フ＝１　　
：＜＝＞　　ｗｔ（Ｓ工１＝ｊ　　　　　　　　　　　
　　　　　　１＝Ｌ２＋３＋Ｌ　　ｊ＝Ｏ＋Ｌ２−０〕
　　　　　　　　　　　　−□　　　）；コ　　　　　
　　　　　　　ｉ＝１．２，３，４．　　フ＝１，２ｈ
工〕＝１　　：＜＝）　　ｗｔｆｓ、Ｍ−２１＝ｊ　　
　　　　　　　　　　　　ｉ＝２．４．　　　　　　　
ｊ＝１．２゜ｈエフ＝１　　：＜＝）　　讐ｔ（旦、Ｍ
−６］＝ｊ　　　　　　　　　　　　　ｉ＝１．３．　
　　　　　　ｊ＝１．２゜ｔ１フ＝１　　：＜＝＞　　
ｗｔ（５，３＋ｕ）Ｍ６）＝１　　ａｎｄ　　ｗｔ（Ｈ
４＋ｕ］Ｍ）＝１　　ｊ＝１．２．、、、．８゜ｔ２〕
＝１　　　：＜＝＞　　ｗｔｆｚ３＋ｕ、Ｍ）＝１　　
ａｎｄ　　ｗｔｆｓ４＋ｕコＭ２１＝１ｔ３フ＝１　　
：＜＝＞　　Ｗｔｆ旦１＋Ｍ５Ｍ６）＝１　　ａｎｄ　
　ｗｔ（，２＋ｕ、Ｍ）＝１　　　　　　　　“　　　
　。 ｔ、〕＝１：＜＝＞　Ｗｔｆ！、＋！ｕ、Ｍｌ＝１ａｎ
ｄ　Ｗｔ（旦２＋ｕ、Ｍ２）＝１ＦＩ［３，４ＣＩ 色３４８（盃３ｔＫ４） Δ３つ、＝（靭↓１）４４）ｊ＝１，２．、、、、ε。 ム４〕　：”　　（Ｋ３シ４＋見っ）　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　フ＝Ｉ、２．．．．，８ＦＩＧ
、４ｂ ｅｔｒ　　　　　　　　ｂｏｃｌ ｃｌ　　　　　　　　ｅｘｐｒ ００００　　　　　ＲＭ　ｆ、Ｏｆ２゜’Ｃｏｏ　　　
　　ＲＭ　’＋０１２０’３０’４００ｔＯＯＲＭｆ１
０ｆ２ｏｆ３ｏｆ４０■”０”　ｆＩＯ’２０’３０’
４０ ０００”　　　　　”　ｆｌｏ’２０’３０’４０１１
００　　　　　ＲＭ　ｆｎｆ２１ ＋０４０　　　　ＲＭ　ｈ、、ｈ〕。 ＋００１ＲＭ　９．．９４゜ ０１１０　　　　　ＲＭ　ｇ、ｇ３１ ０１０１　　　　　ＲＭ　ｈ２．ｈ４゜００１１　　　
　　ＲＭ　ｆ３．ｆ４１２４００　　　　ＲＭ　’Ｎｆ
２２ ２０１０ＲＭｈ１．ｈ３２ ２００１ＲＭ９，１ｑ４２ １２００　　　　　ＲＭ　ｆ、２ｆ２゜０２１０　　　
　　ＲＭ　ｑ２．ｑ３２０２０１　　　　　ＲＭ　ｈ２
．ｈ４２＋０２０　　　　　ＲＭ　ｈ１２ｈ３゜ｏ＋２
ｏ　　　　　ＲＭ　９２２９３１００２１　　　　　Ｒ
Ｍ　ｆ３．ｆ、２１００２　　　　　”　ｑ１２９４１ ０１０２　　　　　ＲＭ　ｈ２２ｈ４゜００１２　　　
　　ＲＭ　ｆ３２ｆｕ ＋１１０　　　　ＲＭ　ｔ３〕 １１ｏ１　　　　　　　　ＲＩ′Ｉ　ｔ４コＴｏｌｌ　
　　　ＲＭ　ｔ、］ ０１１１　　　　　　　ＲＭ　ｔ２フ ｆ１２５　　ＦＩＯ，５ａ １即・膨ミ１−〔ミド日１・駈ヨｊ−目・目・ｒヨ１１
１ｉｔ・εヨト１ミ１１・１ミシ１曽紀ヨト白・ｏｏｏ
−ｏｏｏ−ｏｏｏ　−ｗｗ ｏｏ−ｏ　　ｏｏ−ｏ　　！ＪＪｕｕｗ　　ｏ。 ｗ　−＋　　Ｏ＝　ＯＯＷ　Ｗ　ＬＪ　Ｑ　　ＯＯ−０
００ｕ（Ｊ　　ｌＡｌ１ｊＷｌｊ　　０−００　０−０
０　０−ジ　・已１ αコ 一　　　仁フ ７　　−１噂 二　　　　亀。−Ｌ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、４つのデータ処理モジュール（１００、１０２、１
   ０４、１０６）から成り、これらの各モジュールが、デ
   ータ路の幅が少なくとも２ｎバイトの各データ処理手段
   （１２、１４、１６、１８）と、関連するデータ処理手
   段によって供給される２ｎバイトの処理結果をｎバイト
   の符号結果にバイト状に符号化する各エンコーダ・モジ
   ュール（２０、２２、２４、２６）と、関連するエンコ
   ーダ・モジュールによって供給される符号化結果を記憶
   する各メモリ・モジュール（２８、３０、３２、３４）
   と、各データ処理モジュールによって供給される符号化
   結果を他の全てのデータ処理モジュールにそれぞれ供給
   する相互ネットワーク（８２、８４、８６、８８）と、
   該相互ネットワークによって供給される前記符号化結果
   を４バイトのそれぞれのグループで受信すると共に、こ
   れらのグループから前記処理結果を表す２バイトのデー
   タワードを再構成して、関連するデータ処理手段に与え
   るための各入力デコーダ（５４、５６、５８、６０）と
   を具えているデータ処理装置にあって、該データ処理装
   置がモード・レジスタ手段も具え、該モード・レジスタ
   手段により前記入力デコーダをそれぞれ第１、第２及び
   第３の各モードに制御し、第１モードでは前記４バイト
   のグループの全バイトを受入れると共に、これらの全バ
   イトを整理し、４つの各第２モードでは前記グループの
   ３バイトを受入れて、整理するも、該グループの関連す
   る第４番目のバイトを除去し、かつ６つの各第３モード
   では前記グループの２バイトを受入れると共に整理する
   も、該グループの残りの２バイトの関連する組合せを除
   去するようにし、前記エンコーダ・モジュールはデータ
   ワードの各バイトに正則マトリックスを乗算し、かつこ
   れらの乗算バイトを加算してコードバイトを生成し、斯
   くして各エンコーダ・モジュールによって生成される４
   コードバイトが、７ビットにわたる最小ハミング距離の
   コードから成るコードワードを構成し、いずれもの第２
   モードで受入れられる３つのコードバイトが４ビットに
   わたる最小ハミング距離を有する部分コードワードを構
   成し、いずれもの第３モードで受入れられる２バイトが
   、関連する処理結果の全ビットを表現するようにしたこ
   とを特徴とするデータ処理装置。 ２、コードシンボルが正規基を有するガロア体内に規定
   されるようにしたことを特徴とする特許請求の範囲第１
   項に記載のデータ処理装置。 ３、前記デコーダが： −コードワードのいずれものコードバイトを受信する入
   力端子と； −前記入力端子によって供給されるコードバイトからシ
   ンドローム・シンボルを決定し、かつ該シンボルにγ−
   マトリックスのベキ を種々に乗算することにより、コードワー ドを特徴付けるプール量（ｆ＿ｉ＿ｊ、Ｓ＿ｉ＿ｊ，ｈ
   ＿ｉ＿ｊ、ｔ＿ｉ＿ｊ）を生成する第１デコーダ・モジ
   ュール（２００）と； −前記第１デコーダ・モジュールによって前記プール量
   が供給され、かつモードレジス タ（２０２）に双方向に相互接続され、モード・レジス
   タの内容と前記コードワードを特 徴付けるプール量の制御下にて選択信号 （ＤＳＥＬ＾＊＾＊、ＩＳＥＬ＾＊＾＊）を生成する第
   ２デコーダ・モジュール（２０４）と； −前記入力端子により前記第１デコーダ・モジュールと
   並列にコードワードのコードバ イトが供給され、３２個の評価を多数の単一ビット誤り
   として訂正することによりエミ ュレートする第３のデコーダ・モジュール （２０８）と； −前記入力端子により、しかも前記第３デコーダ・モジ
   ュールにより、また前記第２デ コーダ・モジュールによっても供給される コードワードの全て実数で、しかもエミュ レートされたコード・シンボルを、一連の 排他的に「偽」選択する少なくとも１個の 正しい非エミュレート・コード・シンボル と１個の他の正しいコード・シンボルとの 真中の単一の「真」の選択信号の制御下に て受信し、前記後者の他の正しいコード・ シンボルはエミュレートするか、又はしな いものとし、かつ前記２つのコード・シン ボルをユーザ出力端子（２１８）に出力させる選択モジ
   ュール（２０６）； とを具えることを特徴とする特許請求の範囲第１又は２
   項のいずれかに記載のデータ処理装置。 ４、前記選択モジュールが、排他的に受信される「偽」
   選択信号の制御下で誤り検出フラグを出力するも、いず
   れものコード・シンボルの出力は阻止する誤り出力端子
   を有することを特徴とする特許請求の範囲第３項に記載
   のデータ処理装置。