JP2605269B2 - エラー訂正方法 - Google Patents
エラー訂正方法Info
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- JP2605269B2 JP2605269B2 JP62026081A JP2608187A JP2605269B2 JP 2605269 B2 JP2605269 B2 JP 2605269B2 JP 62026081 A JP62026081 A JP 62026081A JP 2608187 A JP2608187 A JP 2608187A JP 2605269 B2 JP2605269 B2 JP 2605269B2
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Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 この発明は、ディジタルオーディオディスク（所謂コ
ンパクトディスク）の再生信号のエラー訂正に適用され
るエラー訂正方法に関する。
ンパクトディスク）の再生信号のエラー訂正に適用され
るエラー訂正方法に関する。
コンパクトディスクで採用されているエラー訂正符号
は、CIRC訂正符号（クロスインターリーブ・リードソロ
モン符号）と称されている。CIRC訂正符号では、第１の
配列状態にある２チャンネルステレオオーディオデータ
の24シンボル（１シンボルは、オーディオサンプルの上
位側又は下位側の８ビット）に対して、（28,24）リー
ドソロモン符号（C2符号）の符号化がされ、次にインタ
ーリーブによってデータの配列が第１の配列状態から第
２の配列状態に並び替えられ、第２の配列状態にある28
シンボルに関して、（32,28）リードソロモン符号（C1
符号）の符号化がされる。
は、CIRC訂正符号（クロスインターリーブ・リードソロ
モン符号）と称されている。CIRC訂正符号では、第１の
配列状態にある２チャンネルステレオオーディオデータ
の24シンボル（１シンボルは、オーディオサンプルの上
位側又は下位側の８ビット）に対して、（28,24）リー
ドソロモン符号（C2符号）の符号化がされ、次にインタ
ーリーブによってデータの配列が第１の配列状態から第
２の配列状態に並び替えられ、第２の配列状態にある28
シンボルに関して、（32,28）リードソロモン符号（C1
符号）の符号化がされる。
CIRC訂正符号を復号する場合には、C1復号がされ、次
に、インターリーブと相補的なディインターリーブがさ
れ、更にC2復号がされる。CIRC訂正符号の復号方法とし
ては、特開昭57−10557号公報，特開昭57−10558号公
報，特開昭57−10559号公報，特開昭57−10560号公報，
特開昭57−10561号公報，特開昭57−24143号公報に記載
されたものが知られている。また、リードソロモン符号
の復号方法としては、特開昭57−25047号公報，特開昭6
0−197020号公報に記載されたものが知られている。従
来のCIRC訂正符号の復号方法では、初段のC1複合におい
て、２重エラー訂正までを行い、次段のC2復号では、C1
復号において得られたポインタ情報を参照して２重エラ
ー訂正がなされる。
に、インターリーブと相補的なディインターリーブがさ
れ、更にC2復号がされる。CIRC訂正符号の復号方法とし
ては、特開昭57−10557号公報，特開昭57−10558号公
報，特開昭57−10559号公報，特開昭57−10560号公報，
特開昭57−10561号公報，特開昭57−24143号公報に記載
されたものが知られている。また、リードソロモン符号
の復号方法としては、特開昭57−25047号公報，特開昭6
0−197020号公報に記載されたものが知られている。従
来のCIRC訂正符号の復号方法では、初段のC1複合におい
て、２重エラー訂正までを行い、次段のC2復号では、C1
復号において得られたポインタ情報を参照して２重エラ
ー訂正がなされる。
エラー訂正符号の復号方法の一つとして、既知のポイ
ンタ情報によってエラーシンボルのエラーロケーション
が指示され、このエラーシンボルに対して訂正を行うイ
レージャ訂正が知られている。上述のC1符号及びC2符号
は、共に消失なしで２重エラーまでの訂正が可能であ
り、消失があれば、４重エラーまで訂正可能である。従
って、エラー訂正能力を高くするには、イレージャ訂正
を行えば良く、特に、イレージャ訂正は、バーストエラ
ーに対して効果的である。一方、イレージャ訂正を行う
には、エラーロケーションを前もってポインタ情報から
知っておく必要があり、然も、ポインタ情報の信頼性が
高いことが必要である。
ンタ情報によってエラーシンボルのエラーロケーション
が指示され、このエラーシンボルに対して訂正を行うイ
レージャ訂正が知られている。上述のC1符号及びC2符号
は、共に消失なしで２重エラーまでの訂正が可能であ
り、消失があれば、４重エラーまで訂正可能である。従
って、エラー訂正能力を高くするには、イレージャ訂正
を行えば良く、特に、イレージャ訂正は、バーストエラ
ーに対して効果的である。一方、イレージャ訂正を行う
には、エラーロケーションを前もってポインタ情報から
知っておく必要があり、然も、ポインタ情報の信頼性が
高いことが必要である。
従来のCIRC訂正符号の符号方法では、C1復号器では、
２重エラー訂正まで行い、そのときに３重エラーが生じ
るおそれがあるので、C1ポインタを次段のC2復号器に送
り、C2復号器では、C1ポインタを利用してエラー訂正を
行っている。このC2復号器でイレージャ訂正を行うこと
により、エラー訂正能力を高くすることが考えられる。
２重エラー訂正まで行い、そのときに３重エラーが生じ
るおそれがあるので、C1ポインタを次段のC2復号器に送
り、C2復号器では、C1ポインタを利用してエラー訂正を
行っている。このC2復号器でイレージャ訂正を行うこと
により、エラー訂正能力を高くすることが考えられる。
従来のCIRC訂正符号では、第６図に示すように、C1符
号の系列（C1系列）は、隣接する２フレーム（１フレー
ム:32シンボル）に交互に含まれる32シンボルにより形
成されており、C2符号の系列（C2系列）は、108フレー
ム内の所定のフレームに含まれる28シンボルにより形成
されている。C2系列に比してC1系列のインターリーブ長
が短いので、早送り再生（キュー，レビュー）を行った
時などに、フレームが欠落してフレームの連続性が失わ
れた場合に問題が生じる。即ち、不連続点の前後の±１
フレームでは、C1ポインタがエラー有りを示すものとな
るが、それ以外では、C1ポインタがエラー無しを示すも
のとなる。一方、C2系列は、インターリーブ長が108フ
レームあるので、不連続点が含まれる108フレームは、
正しいC2系列でなくなる。この正しくないC2系列に対し
て、上記のC1ポインタを用いてイレージャ訂正を行う
と、エラー訂正が誤ったものとなる。
号の系列（C1系列）は、隣接する２フレーム（１フレー
ム:32シンボル）に交互に含まれる32シンボルにより形
成されており、C2符号の系列（C2系列）は、108フレー
ム内の所定のフレームに含まれる28シンボルにより形成
されている。C2系列に比してC1系列のインターリーブ長
が短いので、早送り再生（キュー，レビュー）を行った
時などに、フレームが欠落してフレームの連続性が失わ
れた場合に問題が生じる。即ち、不連続点の前後の±１
フレームでは、C1ポインタがエラー有りを示すものとな
るが、それ以外では、C1ポインタがエラー無しを示すも
のとなる。一方、C2系列は、インターリーブ長が108フ
レームあるので、不連続点が含まれる108フレームは、
正しいC2系列でなくなる。この正しくないC2系列に対し
て、上記のC1ポインタを用いてイレージャ訂正を行う
と、エラー訂正が誤ったものとなる。
従って、この発明の目的は、CIRC訂正符号のエラー訂
正を行う場合に、イレージャ訂正により最大限の訂正能
力が得られると共に、誤った訂正を防止することができ
るエラー訂正方法を提供することにある。
正を行う場合に、イレージャ訂正により最大限の訂正能
力が得られると共に、誤った訂正を防止することができ
るエラー訂正方法を提供することにある。
この発明は、第１の配列状態にある複数個のシンボル
に関して、ｍ重エラー訂正及びｎ重エラーのイレージャ
訂正が可能な第１のエラー訂正符号（C2符号）の符号化
がされ、複数個のシンボル及び第１のエラー訂正符号の
第１のチェックシンボルの配列が並び替えられて第２の
配列状態とされ、第２の配列状態にある複数個のシンボ
ル及び第１のチェックシンボルに関して、ｋ重エラー訂
正が可能な第２のエラー訂正符号（C1符号）の符号化が
されたもののエラー訂正方法において、 第２の配列状態にある複数個のシンボルに関して、C1
符号により、ｋ以下の所定数のエラーシンボルのエラー
訂正を行うと共に、少なくとも所定数をこえる個数のエ
ラーシンボルに対してエラーポインタをセットする第１
のステップと、 第２の配列状態を第１の配列状態に変換する第２のス
テップと、 第１の配列状態にある複数個のシンボルに関して、C2
符号により、第１のステップでセットされたエラーポイ
ンタで示されるｎまでの個数のエラーシンボルのイレー
ジャ訂正を行う第３のステップと、 第１の配列状態を第２の配列状態に変換する第４のス
テップと、 第２の配列状態にある複数個のシンボルに関して、C1
符号により、ｋ以下の所定数のエラーシンボルのエラー
訂正を行うと共に、少なくとも所定数をこえる個数のエ
ラーシンボルに対してエラーポインタをセットする第５
のステップと、 第２の配列状態を第１の配列状態に変換する第６のス
テップと、 第１の配列状態にある複数個のシンボルに関して、C1
符号により、第５のステップでセットされたエラーポイ
ンタを参照して、ｍ以下の所定数のエラーシンボルのエ
ラー訂正を行う第７のステップと からなることを特徴とするエラー訂正方法である。
に関して、ｍ重エラー訂正及びｎ重エラーのイレージャ
訂正が可能な第１のエラー訂正符号（C2符号）の符号化
がされ、複数個のシンボル及び第１のエラー訂正符号の
第１のチェックシンボルの配列が並び替えられて第２の
配列状態とされ、第２の配列状態にある複数個のシンボ
ル及び第１のチェックシンボルに関して、ｋ重エラー訂
正が可能な第２のエラー訂正符号（C1符号）の符号化が
されたもののエラー訂正方法において、 第２の配列状態にある複数個のシンボルに関して、C1
符号により、ｋ以下の所定数のエラーシンボルのエラー
訂正を行うと共に、少なくとも所定数をこえる個数のエ
ラーシンボルに対してエラーポインタをセットする第１
のステップと、 第２の配列状態を第１の配列状態に変換する第２のス
テップと、 第１の配列状態にある複数個のシンボルに関して、C2
符号により、第１のステップでセットされたエラーポイ
ンタで示されるｎまでの個数のエラーシンボルのイレー
ジャ訂正を行う第３のステップと、 第１の配列状態を第２の配列状態に変換する第４のス
テップと、 第２の配列状態にある複数個のシンボルに関して、C1
符号により、ｋ以下の所定数のエラーシンボルのエラー
訂正を行うと共に、少なくとも所定数をこえる個数のエ
ラーシンボルに対してエラーポインタをセットする第５
のステップと、 第２の配列状態を第１の配列状態に変換する第６のス
テップと、 第１の配列状態にある複数個のシンボルに関して、C1
符号により、第５のステップでセットされたエラーポイ
ンタを参照して、ｍ以下の所定数のエラーシンボルのエ
ラー訂正を行う第７のステップと からなることを特徴とするエラー訂正方法である。
（ｋ＝ｎ＝２）（ｍ＝４）の場合において、C1復号の
後のC2復号において、イレージャ訂正により、４重エラ
ーまでの訂正がなされるので、エラー訂正能力の向上が
図られる。イレージャ訂正は、誤った訂正のおそれがあ
るので、次に、C1復号を行い、訂正結果が検証され、誤
った訂正を防止することができる。
後のC2復号において、イレージャ訂正により、４重エラ
ーまでの訂正がなされるので、エラー訂正能力の向上が
図られる。イレージャ訂正は、誤った訂正のおそれがあ
るので、次に、C1復号を行い、訂正結果が検証され、誤
った訂正を防止することができる。
以下、この発明の実施例について説明する。この説明
は、以下の項目に従ってなされる。
は、以下の項目に従ってなされる。
a.復号の基本的方法 b.リードソロモン符号のイレージャ訂正方法 c.リードソロモン符号の復号装置 d.変形例 a.復号の基本的方法 この発明の一実施例について、図面を参照して説明す
る。この一実施例は、コンパクトディスクに採用されて
いるCIRC訂正符号の復号方法である。第１図は、復号の
順序をブロック図として表した図である。
る。この一実施例は、コンパクトディスクに採用されて
いるCIRC訂正符号の復号方法である。第１図は、復号の
順序をブロック図として表した図である。
コンパクトディスクからの再生信号は、EFM復調さ
れ、１フレーム内の32シンボルが遅延処理段１に供給さ
れ、偶数シンボルのみが１フレーム遅延され、符号器側
の遅延回路で与えられた遅延がキャンセルされる。遅延
処理段１からの32シンボルがC1復号器２に供給され、
（32,28）リードソロモン符号の復号がC1復号器２でな
される。C1復号器２では、C1系列内の２個のエラーシン
ボルまでの訂正がされる。C1復号器２において、３重以
上のエラーが検出されたときには、そのC1系列内の全シ
ンボルに対してエラー有りのC1ポインタが設定される。
れ、１フレーム内の32シンボルが遅延処理段１に供給さ
れ、偶数シンボルのみが１フレーム遅延され、符号器側
の遅延回路で与えられた遅延がキャンセルされる。遅延
処理段１からの32シンボルがC1復号器２に供給され、
（32,28）リードソロモン符号の復号がC1復号器２でな
される。C1復号器２では、C1系列内の２個のエラーシン
ボルまでの訂正がされる。C1復号器２において、３重以
上のエラーが検出されたときには、そのC1系列内の全シ
ンボルに対してエラー有りのC1ポインタが設定される。
C1復号器２で訂正されたデータ及びエラーポインタが
ディインターリーブ処理段３において処理される。ディ
インターリーブ処理段３は、符号器側で行われたインタ
ーリーブを元に戻す処理を行い、ディインターリーブ処
理段３の出力がC2復号器４に供給される。C1復号器２で
発生した各シンボルのC1ポインタは、ディインターリー
ブ処理段３でデータと同様のディインターリーブ処理を
受ける。遅延処理及びディインターリーブは、RAMから
データを読み出す時のアドレス制御でなしうる。C1ポイ
ンタは、RAMの一部のメモリ領域に書き込まれ、データ
と同一のアドレス制御を受ける。C2復号器４では、C1ポ
インタを使用して、４重エラーまでのイレージャ訂正が
なされる。このC2符号器４において、イレージャ訂正が
終了すると、C1ポインタがクリアされ、また、２回めの
C1復号にポインタ情報が伝達されない。このように、１
回めのC2復号のC2ポインタを伝達しないことにより、RA
Mの１回めのC2ポインタ記憶用のメモリエリアが不用と
なり、メモリ容量が節約されている。
ディインターリーブ処理段３において処理される。ディ
インターリーブ処理段３は、符号器側で行われたインタ
ーリーブを元に戻す処理を行い、ディインターリーブ処
理段３の出力がC2復号器４に供給される。C1復号器２で
発生した各シンボルのC1ポインタは、ディインターリー
ブ処理段３でデータと同様のディインターリーブ処理を
受ける。遅延処理及びディインターリーブは、RAMから
データを読み出す時のアドレス制御でなしうる。C1ポイ
ンタは、RAMの一部のメモリ領域に書き込まれ、データ
と同一のアドレス制御を受ける。C2復号器４では、C1ポ
インタを使用して、４重エラーまでのイレージャ訂正が
なされる。このC2符号器４において、イレージャ訂正が
終了すると、C1ポインタがクリアされ、また、２回めの
C1復号にポインタ情報が伝達されない。このように、１
回めのC2復号のC2ポインタを伝達しないことにより、RA
Mの１回めのC2ポインタ記憶用のメモリエリアが不用と
なり、メモリ容量が節約されている。
C2復号器４からのデータがインターリーブ処理段５に
供給される。インターリーブ処理段５は、データの配列
を再生時の配列と同一のものに戻す。インターリーブ処
理段５の出力データが遅延処理段６に供給され、遅延処
理段６から１フレーム（32シンボル）のデータが得られ
る。実際には、C1復号処理段２及びC2復号処理段４によ
り訂正されたデータがRAMに記憶されているので、この
データの読み出しアドレスを制御することにより、イン
ターリーブ処理段５及び遅延処理段６の処理をなしう
る。
供給される。インターリーブ処理段５は、データの配列
を再生時の配列と同一のものに戻す。インターリーブ処
理段５の出力データが遅延処理段６に供給され、遅延処
理段６から１フレーム（32シンボル）のデータが得られ
る。実際には、C1復号処理段２及びC2復号処理段４によ
り訂正されたデータがRAMに記憶されているので、この
データの読み出しアドレスを制御することにより、イン
ターリーブ処理段５及び遅延処理段６の処理をなしう
る。
遅延処理段６からの32シンボルのデータがC1復号器７
に供給される。C1復号器７では、（32,28）リードソロ
モン符号の復号がされ、２重エラーまでの訂正がなされ
る。C1復号器７では、３重以上のエラーが有る場合のみ
ならず、２重エラーの訂正をした場合にも、C1ポインタ
のセットがなされる。
に供給される。C1復号器７では、（32,28）リードソロ
モン符号の復号がされ、２重エラーまでの訂正がなされ
る。C1復号器７では、３重以上のエラーが有る場合のみ
ならず、２重エラーの訂正をした場合にも、C1ポインタ
のセットがなされる。
C1復号器７からの出力データがディインターリーブ処
理段８に供給され、ディインターリーブがなされる。デ
ィインターリーブ処理段８からの28シンボルのデータが
C2復号器９に供給され、（28,24）リードソロモン符号
の復号が行われる。このC2復号器９では、C1ポインタの
個数，状態を参照して、２重エラーまでの訂正がなされ
る。C2復号器９からの出力データがディスクランブル処
理段10に供給され、符号器側でなされたスクランブル処
理と逆の処理がなされる。C1復号器７及びC2復号器９に
よりなされる復号動作は、コンパクトディスクの再生回
路に設けられているCIRC訂正符号の復号器と同一とされ
ている。
理段８に供給され、ディインターリーブがなされる。デ
ィインターリーブ処理段８からの28シンボルのデータが
C2復号器９に供給され、（28,24）リードソロモン符号
の復号が行われる。このC2復号器９では、C1ポインタの
個数，状態を参照して、２重エラーまでの訂正がなされ
る。C2復号器９からの出力データがディスクランブル処
理段10に供給され、符号器側でなされたスクランブル処
理と逆の処理がなされる。C1復号器７及びC2復号器９に
よりなされる復号動作は、コンパクトディスクの再生回
路に設けられているCIRC訂正符号の復号器と同一とされ
ている。
上述のように、C1符号器２で発生したC1ポインタを使
用して、C2符号器４において、４重イレージャ訂正を行
うので、訂正できるエラーシンボルが多くなり、エラー
訂正能力の向上を図ることができる。イレージャ訂正を
行った場合の誤った訂正は、C1復号及びC2復号を再度行
うことにより、排除され、誤った訂正のおそれを低くす
ることができる。第２図は、現行のコンパクトディスク
に採用されている従来のCIRC訂正符号の復号器とこの一
実施例とのエラー訂正能力の比較のためのグラフであ
る。
用して、C2符号器４において、４重イレージャ訂正を行
うので、訂正できるエラーシンボルが多くなり、エラー
訂正能力の向上を図ることができる。イレージャ訂正を
行った場合の誤った訂正は、C1復号及びC2復号を再度行
うことにより、排除され、誤った訂正のおそれを低くす
ることができる。第２図は、現行のコンパクトディスク
に採用されている従来のCIRC訂正符号の復号器とこの一
実施例とのエラー訂正能力の比較のためのグラフであ
る。
第２図の横軸が訂正前のシンボルエラー確率Psであ
り、縦軸が訂正前のワードエラー確率Pwである。この一
実施例では、訂正不能が生じる場合は、11Aで示すもの
となり、従来のCIRC訂正符号の復号器が訂正不能となる
場合を示す11Bとの比較から分かるように、訂正能力が
向上している。また、この一実施例で誤った訂正が生じ
る場合は、12Aで示すものとなり、従来の復号器が訂正
不能となる場合12Bと比較して、略々同じか、やや改善
されている。
り、縦軸が訂正前のワードエラー確率Pwである。この一
実施例では、訂正不能が生じる場合は、11Aで示すもの
となり、従来のCIRC訂正符号の復号器が訂正不能となる
場合を示す11Bとの比較から分かるように、訂正能力が
向上している。また、この一実施例で誤った訂正が生じ
る場合は、12Aで示すものとなり、従来の復号器が訂正
不能となる場合12Bと比較して、略々同じか、やや改善
されている。
b.リードソロモン符号のイレージャ訂正方法 リードソロモン符号の場合、一般的には、イレージャ
訂正が下記の式を解くことによりなされる。
訂正が下記の式を解くことによりなされる。
但し、ν＝０〜ｄ−２ n:消失の数 Xj:j番目のエラーロケーション Ｓν：シンドローム Yj:j番目のエラーベクトル d:符号のハミング距離 この一実施例では、C2復号器４において、イレージャ
訂正がされ、C2符号のハミング距離は、（ｄ＝５）であ
る。例えば４個のエラーシンボルが含まれる場合、シン
ドロームは、下記のものとなる。
訂正がされ、C2符号のハミング距離は、（ｄ＝５）であ
る。例えば４個のエラーシンボルが含まれる場合、シン
ドロームは、下記のものとなる。
C2符号の符号長は、28であり、受信されたシンボル
０〜27に関して、ｎにY1のエラーベクトルがあった
場合、 となる。つまり、ｎに１個のエラーがある場合、（X1
＝αｎ）とすると、 S0＝Y1 S1＝αnY1 S2＝α2nY1 S3＝α3nY1 となる。Xj,Yjのｊは、受信データのエラーに順番を付
したのに過ぎない。
０〜27に関して、ｎにY1のエラーベクトルがあった
場合、 となる。つまり、ｎに１個のエラーがある場合、（X1
＝αｎ）とすると、 S0＝Y1 S1＝αnY1 S2＝α2nY1 S3＝α3nY1 となる。Xj,Yjのｊは、受信データのエラーに順番を付
したのに過ぎない。
例えば受信された28個のシンボル０〜27の中で、
0,5,10,18の４個のシンボルにエラーがあった
とすると、０ ＝W0＋Y1 ５ ＝W1＋Y2 10 ＝W10＋Y3 18 ＝W18＋Y4 となる。（X1＝α0,X2＝α5,X3＝α10,X4＝α18）を意
味する。従って、４個のシンボルにエラーが有る場合に
は、 S0＝Y1＋Y2＋Y3＋Y4 S1＝α0Y1＋α5Y2＋α10Y3＋α18Y4 S2＝α0Y1＋α10Y2＋α20Y3＋α36Y4 S3＝α0Y1＋α15Y2＋α30Y3＋α54Y4 が得られるシンドロームである。
0,5,10,18の４個のシンボルにエラーがあった
とすると、０ ＝W0＋Y1 ５ ＝W1＋Y2 10 ＝W10＋Y3 18 ＝W18＋Y4 となる。（X1＝α0,X2＝α5,X3＝α10,X4＝α18）を意
味する。従って、４個のシンボルにエラーが有る場合に
は、 S0＝Y1＋Y2＋Y3＋Y4 S1＝α0Y1＋α5Y2＋α10Y3＋α18Y4 S2＝α0Y1＋α10Y2＋α20Y3＋α36Y4 S3＝α0Y1＋α15Y2＋α30Y3＋α54Y4 が得られるシンドロームである。
エラーロケーションX1〜X4がC1ポインタにより、既知
であるから、下記のように、エラーベクトルY1〜Y4が求
められる。
であるから、下記のように、エラーベクトルY1〜Y4が求
められる。
となる。
上述のイレージャ訂正方法は、エラーベクトルY1〜Y4
を求めるのに必要な計算回数として、（加算:40回，乗
算:40回，除算:4回）の計84回必要である。この計算回
数を減少させることができる改良されたイレージャ訂正
について以下に説明する。
を求めるのに必要な計算回数として、（加算:40回，乗
算:40回，除算:4回）の計84回必要である。この計算回
数を減少させることができる改良されたイレージャ訂正
について以下に説明する。
シンドロームＳν（ν＝０〜ｎ−１）とエラーロケー
ションXj（ｊ＝１〜ｎ）とを次の規則で順次、積和演算
し、ｉ回目の答えをＳν,iとする。即ち、 Ｓν,i＝Ｓν,i−１Xi＋Ｓν＋i,i−１ （１≦ｉ≦ｎ−１） 但し、（Ｓν,0＝Ｓν）とする。
ションXj（ｊ＝１〜ｎ）とを次の規則で順次、積和演算
し、ｉ回目の答えをＳν,iとする。即ち、 Ｓν,i＝Ｓν,i−１Xi＋Ｓν＋i,i−１ （１≦ｉ≦ｎ−１） 但し、（Ｓν,0＝Ｓν）とする。
このようにして、Ｓ0,n−１を求めると、 でYnが求まる。
前述と同様に、４個のエラーシンボルをイレージャ訂
正する場合（即ち、ｎ＝４）の復号方法について説明す
る。最初に、 Ｓ0,3＝Ｓ0,2X3＋Ｓ1,2 を順次求め、最後に により、Y4が得られる。このエラーベクトルを用いて、
元のシンドロームを３重エラーの時のシンドロームに修
正する。即ち、 S0＋Y4→S0 S1＋X4Y4→S1 S2＋X4 2Y4→S2 この修正後のシンドロームに対して次の計算を行い、エ
ラーベクトルY3を求める。
正する場合（即ち、ｎ＝４）の復号方法について説明す
る。最初に、 Ｓ0,3＝Ｓ0,2X3＋Ｓ1,2 を順次求め、最後に により、Y4が得られる。このエラーベクトルを用いて、
元のシンドロームを３重エラーの時のシンドロームに修
正する。即ち、 S0＋Y4→S0 S1＋X4Y4→S1 S2＋X4 2Y4→S2 この修正後のシンドロームに対して次の計算を行い、エ
ラーベクトルY3を求める。
Ｓ0,2＝Ｓ0,1X2＋Ｓ1,1 Y3＝Ｓ0,2／（X3＋X1）（X3＋X2） 以下、同様に、シンドロームを修正してY2及びY1を求
める。
める。
S0＋Y3→S0 S1＋X3Y3→S1 Ｓ0,1＝S0X1＋S1 Y2＝Ｓ0,1／（X2＋X1） S0＋Y2→S0 Y1＝S0 前述のエラーベクトルYnを求めるための下記の定理の
説明について以下に述べる。つまり、 「定理１」の式に対して、ν＝0,i＝ｎ−１を代入する
と となり、Ynが求まった。
説明について以下に述べる。つまり、 「定理１」の式に対して、ν＝0,i＝ｎ−１を代入する
と となり、Ynが求まった。
c.リードソロモン符号の復号装置 リードソロモン符号の復号器は、例えば第３図に示す
構成とされている。第３図において、21で示す内部デー
タバスに対して、書き込みレジスタ23及び読み出しレジ
スタ24を介して外部RAM22が接続される。また、内部デ
ータバス21には、演算ロジック（ALU），シンドローム
レジスタ26及びワーキングRAMが接続されている。外部R
AM22には、コンパクトディスクから再生されたデータ等
の復号すべきデータが格納されている。
構成とされている。第３図において、21で示す内部デー
タバスに対して、書き込みレジスタ23及び読み出しレジ
スタ24を介して外部RAM22が接続される。また、内部デ
ータバス21には、演算ロジック（ALU），シンドローム
レジスタ26及びワーキングRAMが接続されている。外部R
AM22には、コンパクトディスクから再生されたデータ等
の復号すべきデータが格納されている。
第３図に示す復号器は、マイクロプログラム方式の構
成であって、マイクロ命令がマイクロプログラムROM28
から読み出される。マイクロ命令は、レジスタ29を介し
て各制御部に制御信号を与える。マイクロプログラムRO
M28と関連してプログラムカウンタ30が設けられてい
る。各部の内部状態が判断回路31に供給され、判断回路
31の出力信号に応じてジャンプ先アドレスを発生し、こ
のジャンプ先アドレスをプログラムカウンタ30に与える
ジャンプ先アドレス発生回路32が設けられている。
成であって、マイクロ命令がマイクロプログラムROM28
から読み出される。マイクロ命令は、レジスタ29を介し
て各制御部に制御信号を与える。マイクロプログラムRO
M28と関連してプログラムカウンタ30が設けられてい
る。各部の内部状態が判断回路31に供給され、判断回路
31の出力信号に応じてジャンプ先アドレスを発生し、こ
のジャンプ先アドレスをプログラムカウンタ30に与える
ジャンプ先アドレス発生回路32が設けられている。
第３図に示す復号器では、外部RAM22から読み出され
たデータからALU25により、シンドロームが計算され、
このシンドロームがシンドロームレジスタ26に貯えられ
る。ALU25は、シンドロームの演算のみならず、積和演
算が可能な構成とされている。また、ワーキングRAM27
には、ALU25により求められたエラーロケーション，途
中の計算結果（Ｓν,i等）が格納される。
たデータからALU25により、シンドロームが計算され、
このシンドロームがシンドロームレジスタ26に貯えられ
る。ALU25は、シンドロームの演算のみならず、積和演
算が可能な構成とされている。また、ワーキングRAM27
には、ALU25により求められたエラーロケーション，途
中の計算結果（Ｓν,i等）が格納される。
第４図は、ALU25に設けられ、イレージャ訂正を行う
ためのALUの一例の構成を示す。イレージャ訂正の処理
は、積和演算で行われるので、第４図に示すALUは、乗
算部及び加算部が縦続接続された構成を有している。
ためのALUの一例の構成を示す。イレージャ訂正の処理
は、積和演算で行われるので、第４図に示すALUは、乗
算部及び加算部が縦続接続された構成を有している。
第４図において、内部データバス21と接続されたlogR
OM41は、ガロア体上の元αｉ（８ビットのデータがアド
レス入力として供給された時に、指数ｉ（８ビット）を
出力するROMである。logROM41の出力が加算器42に供給
され、加算器42の出力がレジスタ43に供給され、レジス
タ43の出力が逆logROM44に供給されると共に、加算器42
に帰還される。加算器42は、指数の加算即ち、αの乗算
を行うものである。
OM41は、ガロア体上の元αｉ（８ビットのデータがアド
レス入力として供給された時に、指数ｉ（８ビット）を
出力するROMである。logROM41の出力が加算器42に供給
され、加算器42の出力がレジスタ43に供給され、レジス
タ43の出力が逆logROM44に供給されると共に、加算器42
に帰還される。加算器42は、指数の加算即ち、αの乗算
を行うものである。
逆logROM44は、指数ｉがアドレス入力として供給され
ると、αｉを出力し、この逆logROM44の出力がレジスタ
47に格納される。レジスタ47の出力がエクスクルーシブ
OR回路（mod.2の加算器）に供給される。エクスクルー
シブOR回路48の出力がレジスタ49に供給され、レジスタ
49の出力がエクスクルーシブOR回路48に帰還されると共
に、内部データバス21に供給される。エクスクルーシブ
OR回路48により、ガロア体上の加算がなされる。
ると、αｉを出力し、この逆logROM44の出力がレジスタ
47に格納される。レジスタ47の出力がエクスクルーシブ
OR回路（mod.2の加算器）に供給される。エクスクルー
シブOR回路48の出力がレジスタ49に供給され、レジスタ
49の出力がエクスクルーシブOR回路48に帰還されると共
に、内部データバス21に供給される。エクスクルーシブ
OR回路48により、ガロア体上の加算がなされる。
また、第５図は、イレージャ訂正及びエラー訂正の両
者に使用できるようにしたALUの構成を示す。第４図と
同様に、logROM41,加算器42,レジスタ43,逆logROM44,レ
ジスタ47,エクスクルーシブOR回路48,レジスタ49が積和
演算回路を構成している。リードソロモン符号の２重エ
ラー訂正において、エラーロケーション方程式を解くた
めに、変換PLA45が必要とされる。従って、レジスタ43
には、逆logROM44と変換PLA45とが接続され、両者の出
力がセレクタ46に供給されている。セレクタ46は、イレ
ージャ訂正等の積和演算を行う時には、逆logROM44の出
力を選択し、エラー訂正中に、エラーロケーションを求
める時の所定のステップでは、変換PLA45の出力を選択
する。
者に使用できるようにしたALUの構成を示す。第４図と
同様に、logROM41,加算器42,レジスタ43,逆logROM44,レ
ジスタ47,エクスクルーシブOR回路48,レジスタ49が積和
演算回路を構成している。リードソロモン符号の２重エ
ラー訂正において、エラーロケーション方程式を解くた
めに、変換PLA45が必要とされる。従って、レジスタ43
には、逆logROM44と変換PLA45とが接続され、両者の出
力がセレクタ46に供給されている。セレクタ46は、イレ
ージャ訂正等の積和演算を行う時には、逆logROM44の出
力を選択し、エラー訂正中に、エラーロケーションを求
める時の所定のステップでは、変換PLA45の出力を選択
する。
この発明に依れば、イレージャ訂正を行うことによ
り、エラー訂正能力を向上させることができる。また、
イレージャ訂正において、誤った訂正が生じた場合て
も、次段の復号により誤った訂正を検出できる。
り、エラー訂正能力を向上させることができる。また、
イレージャ訂正において、誤った訂正が生じた場合て
も、次段の復号により誤った訂正を検出できる。
第１図はこの発明の一実施例の訂正処理の順序に従った
ブロック図、第２図はこの発明のエラー訂正能力の説明
のためのグラフ、第３図はこの発明に使用できるリード
ソロモン符号の復号器の一例のブロック図、第４図はリ
ードソロモン符号の復号器に使用されるALUの一例のブ
ロック図、第５図はリードソロモン符号の復号器に使用
されるALUの他の例のブロック図、第６図はCIRC訂正符
号の符号系列の説明に用いる略線図である。 図面における主要な符号の説明 2,7:C1復号器、4,9:C2復号器、 3,8:ディインターリーブ処理段、 5:インターリーブ処理段。
ブロック図、第２図はこの発明のエラー訂正能力の説明
のためのグラフ、第３図はこの発明に使用できるリード
ソロモン符号の復号器の一例のブロック図、第４図はリ
ードソロモン符号の復号器に使用されるALUの一例のブ
ロック図、第５図はリードソロモン符号の復号器に使用
されるALUの他の例のブロック図、第６図はCIRC訂正符
号の符号系列の説明に用いる略線図である。 図面における主要な符号の説明 2,7:C1復号器、4,9:C2復号器、 3,8:ディインターリーブ処理段、 5:インターリーブ処理段。
Claims (1)
- 【請求項１】第１の配列状態にある複数個のシンボルに
関して、ｍ重エラー訂正及びｎ重エラーのイレージャ訂
正が可能な第１のエラー訂正符号の符号化がされ、上記
複数個のシンボル及び上記第１のエラー訂正符号の第１
のチェックシンボルの配列が並び替えられて第２の配列
状態とされ、上記第２の配列状態にある上記複数個のシ
ンボル及び上記第１のチェックシンボルに関して、ｋ重
エラー訂正が可能な第２のエラー訂正符号の符号化がさ
れたもののエラー訂正方法において、 上記第２の配列状態にある複数個のシンボルに関して、
上記第２のエラー訂正符号により、上記ｋ以下の所定数
までのエラーシンボルのエラー訂正を行うと共に、少な
くとも上記所定数をこえる個数のエラーシンボルに対し
てエラーポインタをセットする第１のステップと、 上記第２の配列状態を上記第１の配列状態に変換する第
２のステップと、 上記第１の配列状態にある複数個のシンボルに関して、
上記第１のエラー訂正符号により、上記第１のステップ
でセットされたエラーポインタで示されるｎまでの個数
のエラーシンボルの上記イレージャ訂正を行う第３のス
テップと、 上記第１の配列状態を上記第２の配列状態に変換する第
４のステップと、 上記第２の配列状態にある複数個のシンボルに関して、
上記第２のエラー訂正符号により、上記ｋ以下の所定数
のエラーシンボルのエラー訂正を行うと共に、少なくと
も上記所定数をこえる個数のエラーシンボルに対してエ
ラーポインタをセットする第５のステップと、 上記第２の配列状態を上記第１の配列状態に変換する第
６のステップと、 上記第１の配列状態にある複数個のシンボルに関して、
上記第１のエラー訂正符号により、上記第５のステップ
でセットされたエラーポインタを参照して、ｍ以下の所
定数のエラーシンボルのエラー訂正を行う第７のステッ
プと からなることを特徴とするエラー訂正方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62026081A JP2605269B2 (ja) | 1987-02-06 | 1987-02-06 | エラー訂正方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62026081A JP2605269B2 (ja) | 1987-02-06 | 1987-02-06 | エラー訂正方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63193722A JPS63193722A (ja) | 1988-08-11 |
| JP2605269B2 true JP2605269B2 (ja) | 1997-04-30 |
Family
ID=12183678
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62026081A Expired - Lifetime JP2605269B2 (ja) | 1987-02-06 | 1987-02-06 | エラー訂正方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2605269B2 (ja) |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR950002304B1 (ko) * | 1992-10-07 | 1995-03-16 | 삼성전자주식회사 | 다중 오류정정 방법 |
| JPH1117557A (ja) * | 1997-05-01 | 1999-01-22 | Mitsubishi Electric Corp | 誤り訂正方法及び誤り訂正装置 |
Family Cites Families (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS58171146A (ja) * | 1982-04-01 | 1983-10-07 | Mitsubishi Electric Corp | 復号化装置 |
| JPS58171145A (ja) * | 1982-04-01 | 1983-10-07 | Mitsubishi Electric Corp | 復号化装置 |
| JPS6076817A (ja) * | 1983-10-03 | 1985-05-01 | Mitsubishi Electric Corp | 復号化システム |
| JPS6113715A (ja) * | 1984-06-28 | 1986-01-22 | Mitsubishi Electric Corp | ２段符号化された符号の復号装置 |
| JPS61142575A (ja) * | 1984-12-17 | 1986-06-30 | Ricoh Co Ltd | 誤り訂正方式 |
| JPH082028B2 (ja) * | 1986-06-18 | 1996-01-10 | 三菱電機株式会社 | 符号訂正装置 |
| JPS6387025A (ja) * | 1986-09-30 | 1988-04-18 | Nec Home Electronics Ltd | 符号誤り訂正回路 |
-
1987
- 1987-02-06 JP JP62026081A patent/JP2605269B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS63193722A (ja) | 1988-08-11 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| EXPY | Cancellation because of completion of term |