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JPS62292026A - コードシンボルのブロックを訂正する方法並びに装置 - Google Patents

コードシンボルのブロックを訂正する方法並びに装置

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Publication number
JPS62292026A
JPS62292026A JP62137823A JP13782387A JPS62292026A JP S62292026 A JPS62292026 A JP S62292026A JP 62137823 A JP62137823 A JP 62137823A JP 13782387 A JP13782387 A JP 13782387A JP S62292026 A JPS62292026 A JP S62292026A
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code word
symbols
symbol
syndrome
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JP62137823A
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コンスタント・ポール・マリー・ヨゼフ・バッヘン
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Koninklijke Philips NV
Original Assignee
Philips Gloeilampenfabrieken NV
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Filing date
Publication date
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    • H03M13/151Cyclic codes, i.e. cyclic shifts of codewords produce other codewords, e.g. codes defined by a generator polynomial, Bose-Chaudhuri-Hocquenghem [BCH] codes using error location or error correction polynomials
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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】 3、発明の詳細な説明 本発明は第1最大距離分離可能コード(firstma
ximum distance 5eparable 
code)の第1コード語(first code w
ord)の第1シリーズ(firstseries)な
らびに第2最大距離分離可能コードの第2コード語の第
2シリーズに分割されたコード記号(code sym
bol)のブロックを訂正する方法に関連し、コードの
正しい各コード語は、この記号に支配されて、任意の他
の正しいコード語に対して、少なくとも3の最小距離を
有し、すべての非冗長コード記号(non−redun
dant code symbol)は第1コード語な
らびに第2コード語の一部分を形成している。この種の
方法は欧州特許出願第156440号で開示されており
、これは2つの日本特許出願、特願昭59−57595
号および特願昭59−57596号に基いている。ここ
で、最大距離分離可能(MDS:Maximum Di
stance 5eparable)  :l−ドは(
短縮された)リード・ソロモンコード(〔5horte
ned ]Reed−3olomon code)によ
って形成されているが、記号に基いて組織化された他の
コードもまた使用できる。記号は1より大きい一定数の
ビットによって形成されたグループであり、好ましくは
、上記の数は全体で8である。冗長記号と非冗長記号の
間に分離が存在する記号レベルにおける系統的コード(
systematic code)がしばしば用いられ
ているが、しかし本発明はそれに限定されていない。
既知のシステムは、例えばコンピュータソフトウェアの
M積の適用でその信頼性がさらに増大されている高品質
音声データに対するいわゆる「コンパクトディスク」形
式(”Compact l1sc” format)に
従ってディジタルデータを蓄積することに関係している
。既知のシステムにおいて、データは音声データに通常
行なわれているのと同様なやり方でまず復号され、2つ
のリード・ソロモンコードの冗長性はエラーの訂正や、
訂正することのできない、あるいは多分訂正することの
できない別のエラーの検出に使用されている。これらの
リート・ソロモンコードはインターリ−ピンク技術(i
nterleaving technique)を用い
ており、これは長いバーストエラーの訂正に適しており
、かつ実時間Qii(real−time basis
)で有利に実施できる。
サラニ、コードブロックレベルあるいはセクタレベルに
おいて、擬似積コード(pseudo−product
code)が備えられ、これは一層のエラー訂正をもっ
と信頼性のあるようにするためにポインタ情報としてj
JJの2つのコードのエラー検出に使用できる。このこ
とは、記号毎の関連復号化(relevantdeco
ding per symbol)が少な(とも1つの
付加ビットを要求することを意味している。しばしばこ
の置換ビット幅(transfer bit widt
h)の増大は不利である。
示された種類のコードの別の適用において、最初の2つ
のコードの復号化がそのようなポインタ情報を生成しな
いと言う理由、あるいはそのようなインターリ−ピング
コードはコードが異なる環境で用いられているため存在
しないと言う理由のいずれかから、そのようなポインタ
情報は存在しないであろう。この記号で支配されて、3
あるいはそれ以上のコード語間の最少距離に対して、コ
ード語毎に常に1つの記号はそれ自身訂正可能であるが
、しかしコード語の長さが増大するにつれて正しくない
訂正の危険性は急速に増大する。3より大きい最少距離
に対して、正しくない訂正の危険性は小さいが、しかし
く多数の記号を具える)長いコード語の場合になお重大
である。
本発明の目的は、全コード語には関係しないが、その中
で多分訂正されるコード記号のみに関係する付加的エラ
ー表示情報に依存してコード語中の訂正の最終的実施に
より復号化をさらに信頼できるものとし、このようにし
てエラー訂正をさらに信頼できるものにすることである
。本発明によると、正しくない訂正はこれまで正しかっ
たコード記号を正しくないコード記号に特に変換するこ
とができるものと仮定されている。
本発明に従う目的は、示された種類の方法が以下のステ
ップを含むことで達成されている。すなわちそのステッ
プは、 a、コード記号の完全ブロックを集めること、b、第1
コード語および第2コード語のすベテノンンドローム記
号(syndrome symbol)を決定し、シン
ドロームが0から偏移している各コード語に対しフラグ
を形成すること、 c、フラグの数と共にすべての第1コード語を加算し、
かつそれから個別にすべての第2コード冶に対するフラ
グの数を加算すること、d、0から偏移しているシンド
ロームを有する第1コード語に対する訂正可能エラーの
エラー位置を決定すること、 e、正しくないと表示され、かつ関連エラー位置(re
levant error 1ocation)を含む
第2コード語を検出し、かつポジチブな検出結果の場合
のみの関連エラーを訂正し、反対の場合に次の第1コー
ド語がステップdに従ってアドレスされること、 [、ステップeに従って訂正のあとで関連第1コード語
および関連第2コード語のシンドロームをアンプデート
し、 もしアップデートされた双方のシンドロームがOなら、
専ら2つの関連フラグをアップデートし、かつフラグの
数の加算結果を減少し、か引続いてステップdに従って
次の第1コード語をアドレスすること、 g、正しくないと表示された少なくともすべての第1コ
ード語のアドレシングのあとで第1コード語と第2コー
ド語の機能を交換し、かつステップd、 e、 fの2
つの引続〈実施がすべての現行の(current)第
1コード語に対する一層の修正を生じなくなるまでステ
ップd、 e、 fを繰返すこと、 h、その正確性(correctness)あるいは不
正確性(i ncorrectness)の信号化(s
ignalization)を伴なうコード記号のブロ
ックを供給すること、である。
正しくない記号の多数のパターンはこのように急速かつ
正確に訂正できることが見出され、特にコード記号の正
しい早期の信号化(premature signal
ization)  はこのようにして回避される。
本発明はまたこの方法を実行する装置にも関連し、この
装置は、 コード記号の完全ブロックを受信しかつ集める受信手段
、 受信された記号からコード毎に多数のシンドローム記号
を形成するために受信手段によって与えられた第1演算
手段、 そのシンドロームが0から偏移しているコード語毎のフ
ラグを蓄積するため、かつ第1コード語および第2コー
ド語に対してフラグの数の加算結果を個別にアップデー
トするために第1演算手段によって与えられているアッ
プデート手段、もし可能かつ必要ならば、各コード語に
対して1つあるいはそれ以上の訂正記号を決定するため
に第1演算手段によって与えられている第2演算手段、 訂正記号を正しくない記号に加えるために受信手段と第
2演算手段によって与えられている訂正手段、および 好ましくは正しいブロックを使用者装置に伝える出力装
置、 を含む装置において、 任意の第1コード語の位置で訂正記号とロケータ記号(
locator symbol)を決定するために多数
の位置を有するシーケンサが備えられ、 上記のシーケンサは、 上記のロケータ記号によって関連第2コード語のシンド
ロームをアドレスするアドレシング手段、 を含み、かつまた 専ら、0から偏移している後者のシンドロームの制御の
下で、後者のロケータ記号によってアドレスされたコー
ド記号を訂正し、かつそれに関係する任意のシンドロー
ムをアップデートする第1検出器と 専う、0に等しい関連第2コード語のシンドロームの制
御の下で、 関連第1および第2コード語に対するフラグをアップデ
ートし、 加算結果を減少し、かつ 引続いて次の第1コード語をアドスするために、 アップデート手段を制御する第2検出器を含み、 またシーケンサは、 少なくとも正しくない第1コード語に対応するすべての
位置を通過したあとで、第1および第2コード冶の機能
を交換し、 かつ上記の位置の別の位置を活性化するための、 交換装置を含み、 上記の交換装置の活性化に基いて、現行の第1コード悟
に沿う最も最近の2つの経過(passage)の間に
導入された任意の修正を検出し、かつネガチブな検出結
果の場合に上記の出力装置を活性化する第3検出器が備
えられていること、を特徴としている。
魅力ある実行は多数の基本検出(elemenシary
detect 1on)を含む結果としてこのように実
現されている。
本発明の一層魅力ある性質は従属クレームに記載されて
いる。そこでは、処理速度および/または信頼性および
/または復号化能力を増大する特徴が実現されている。
本発明をいくつかの添付図面を参照して以下詳細に説明
する。
第1図は各4角形が記号を表わしているコード記号のブ
ロックの設定の一般的な実例を象徴的に示している。記
号は例えば3ビツトあるいは4ビツト、一般にはもっと
も多くの一定数のビットによって形成されたグループで
ある。もっと長い記号に対して、演算の複雑性が増大す
ることは一般に欠点となる。簡単化のために、コードは
記号レベルで対称であると仮定されている。しがしこの
ことは本発明の遂行に必須ではない。現在の例ではブロ
ックは70のデータ記号を含み、それらは010・・・
019.020・・・029.030・・・D79 と
番号が付けられてイル。こノフロックは第1リード・ソ
ロモンコードの10個の第1コード語を含み、その各々
は7個のデータ記号と2個の冗長記号を含んでいる。例
えば、このンリーズの第目5はデータ記号010・・・
070と冗長記号PIO,P2Oを含んでいる。第2語
は第2列の9個の記号を含んでいる。10番目の語は第
1θ列の9個の記号を含んでいる。記号の長さが充分大
きい場合、これらのコード語に対して2つの多分圧しい
コード語間の最少距離は記号に支配されて3に等しいで
あろう。このことは2つの正しくない記号が訂正できる
こと(あるいは精々2つの正しくないコード語が検出で
きること)を意味している。他方、ブロックは第2リー
ド・ソロモンコードの9個の第2コード譜を含んでいる
これらの語の各々は3個の冗長記号と10個の池の記号
を含んでいる。他の記号はリード・ソロモンコードの第
1語のデータ記号あるいは冗長記号であろう。例えば、
このシリーズの第1語はデータ記号010・・・019
と冗長記号Q11. Q12. Q13を含んでいる。
第2語は第2行の13個の記号を含んでいる。
9番目の語は9番目の行の13個の記号を含み、すなわ
ち、その各々が第1リード・ソロモンコードの第1コー
ド語と関連する冗長記号P20・・・P29、および第
2リード・ソロモンコードの冗長記号Q91. Q92
. Q93を含んでいる。記号の長さが充分長い場合、
後者のコード語に対して2つの多分圧しいコード語の間
の最少距離は記号に支配されて4に等しいであろう。こ
のことは1つの正しくはないが訂正でき、かつさらに、
正しくない第2記号が検出できる(あるいは精々3つの
正しくないコード記号が検出できる)ことを意味してい
る。同じ生成マトリクス(generator mat
rix)が第1リード・ソロモンコードのすべてのコー
ド語に対して使用されている。同じ生成マトリックスは
第2リード・ソロモンコードのすべてのコード語にも使
用されている。その場合、11番目から上でかつ13番
目の列を含み各々は第1リード・ソロモンコードの第1
コード語をまた形成し、ここで記号Q81・・・Q83
. Q91・・・093は冗長記号として作用し、かつ
記号口11・・・Q13 、 Q21・・・23. Q
71・・・073 ははデータ記号として作用する。こ
のように、すべての記号は第1コードの第1コード語の
一部分、ならびに第2コードの第2コード語の一部分を
形成する。
そのような形状はく実)積コード([reall pr
oductcode)として規定されている。
ブロックの設定は修正できる。例えば、コード語毎のデ
ータ記号の数は異なるが、それらはまた双方のコードに
対し同じであってもよい。コード語毎の冗長記号の数は
また異なるが、しかし1コ一ド語のみに基く訂正に対し
てそれは少なくとも2にならなければならない。さらに
、IM似積コードに関係し、ここですべての冗長記号は
2つのコード語の一部分を形成しない。以下は一例であ
るが、垂直コード語が第1図に示されたのと同様なやり
方で形成される。水平コード語は形成されない。その代
りに、対角コード語(diagonal code w
O「d)が形成される。そこで第1コード悟は例えば記
号010.021.032.・・・、076、 PI3
.P28.DI9.Q21.Q32゜Q43からなって
いる。第2コード語は記号D20゜Q31.・・・、 
Q75. PI3.  ・・・、 01g、 Q29.
  ・・・、Q31.  ・・・、Q53からなる等々
である。その場合、同じ生成マトリクスはすべての垂直
コード語ならびにすべての対角コード語に対し毎回使用
されている。しかし、記号Qll・・・Q93はその場
合に垂直コード語の一部分を形成しない。擬似積コード
を形成する他のやり方はまた実行可能であるっその場合
、訂正されるべきコード記号に対する表示は多分訂正さ
れるコード記号を含む1つあるいはそれ以上のコード語
から種々のやり方で導(ことができる。リード・ソロモ
ンコード以外の記号訂正コードは、例えば副隣接コード
(by−adjacent code)としてまた知ら
れている。
第2図はいわゆるCD−ROM形式で使用されたコード
記号のブロックの設定の詳細な表現であり、これは好ま
しい実施例である。43X24の8ビツトデ一タ記号が
存在する。(26,24)  リード・ソロモンコード
の43のPコード語(P−cord word)が存在
し、これらのコード語のすべては列に配列されている。
(45,43)  リード・ソロモンコードの26語が
存在する。データ記号に関する限り、これらの語は示さ
れたような対角線に従って配列さている。冗長記号が2
つの基底ライン(bottom 1ine)上に示され
ている。このように、Q冗長性はP語の一部分を形成し
ない。
第2図のコード形式は、コード語毎に毎回1つのエラー
記号が訂正できるか、あるいは2−〕のエラー記号が検
出できることを意味している。これに関して、第3図は
使用されたリード・ソロモンコードのパリティマトリク
ス(parity matrix)H,。
H,を示している。関連ガロア域(relevant 
Ga1oisfield)の生成多項式(genera
tor polynomiaりは(X8+X’+X3+
X2+ 1 )であり、その根、従ってガロア域の基本
要素(primitive element)が実体で
ある。すべての計算はこの域内で実行される。
1つのエラー記号がコード語で訂正されるが、実際には
1つの記号以上が正しくない場合、この事実が注意され
ぬ機会は全体で約n72′″となり、ここでmはビット
で表わした記号の長さであり、nは記号中のコード語の
長さである。PコードおよびQコードに対して、この機
会はそれぞれ約10%と18%となる。正しくないコー
ド語がそのように検出されない機会は1/2” =1.
5 Xl0−’となる(コード語毎に3つの冗長記号の
場合には1/2 ”である)。
すべてのシンドロームが一度だけ計算される場合、およ
びコード記号が正しくない時シンドローム記号の訂正の
寄与のみが決定される場合に、復号化は実質的に加速さ
れるであろう。例えば、第1Pコード語の記号(第2図
の第1列)が訂正されると仮定する。その場合、関連記
号が一部分を形成するQ語のシンドローム記号ハ、 so ’ =38+Y Sl ’ =S、 +a44Y に従って訂正されねばならない。
訂正された記号が例えば数0946である場合、関連Q
語は記号946.990.1034.1078.4.4
8.・・・588.602で構成されよう。ベキ指数(
44)はパリティマ) IJクスH8から直ちに出てく
る。そこでは、Yは訂正の大きさくmagn i tu
de)である(記号として表現されて)。訂正すべき他
の記号に対して、シンドロームはaの適当なベキ指数に
よってGF(28)で乗算された記号訂正Yにより訂正
される。従って、冗長記号が存在するのと同様に多くの
シンドロームが存在し、それは2X43+ 2X26=
138であるQデータ記号は0000から1031まで
番号が付けられている。P語の冗長記号は1032から
1117まで番号が付けられている。階数NPを有する
コード語と関連した階数MPを有する冗長記号は数((
43x MP) +NP)を有している。Q語の冗長記
号は1118から1169まで番号が付けられている。
階数NQを有するコード語と関連した階数1.IQを有
する冗長記号は数(44×MF’ + 43 X NQ
) mod、 111Bを有している。
P語の復号化に対して関連階数NPが既知であることは
明らかである。復号化演算から、訂正すべき記号の階数
貯は導くことができる。この訂正からQコードのシンド
ローム記号に適合すべき修正を導くために、)AQとN
OがMPとNPから見出すことができる。逆に、同じこ
とはQコード語の訂正に良好に維持される。以下のこと
はデータ記号の番号に良好に維持される。すなわち NP=MO 43xMP+NP= (44xMQ+43 xNQ)m
ad、 1118P訂正の場合には、それから次のこと
が出てくる。
MO=NP ■0−¥++p−\Pn+od、 2GQ訂正の場合に
は、 NP=MΩ MP=MO−NO+y+od、 26 後者は記号番号0−1117に対してのみ良好に維持さ
れる。と言うのは、Q冗長記号はPコードのどの譜の一
部分も形成しないからである。
しかし、実積コード(第1図)に関係する場合、関連コ
ード記号が訂正のケースで一部分を形成する双方のコー
ド語のシンドロームを修正することは常に必要である。
この場合、さらに、MQ=NPおよびMP=NOとなる
第4図は本発明に従って使用する装置のブロック線図を
示している。蓄積媒体は直径12cmのディスクによっ
て形成され、その上のチャネルビットは「コンパクトデ
ィスク」として知られている光学的可読な凹みの形で蓄
積されている。ブロック20はモータ、サーボ系、セン
タリング系、レーザ系、トラッキング系等を備えるター
ンテーブルを表わしている。しかし本発明はこれらの要
素の特定の動作には関係しない。読取り系はチャネルビ
ットを生成する。復調器22において、一連の17個の
連続チャネルビット (間隔ビットを含む)は8コード
ピツトを有するコード記号に変換される。
第1復号器24において、32個のコード記号のフレー
ムがデスクランプリングによって形成される。
このフレームはそこに含まれる冗長記号によって復号さ
れ、従って28個のコード記号が残る。復号化の間に、
1つあるいはそれ以上の記号の訂正が起る。簡単化のた
めにこの復号化動作はここでは説明しない。このコード
はリード・ソロモンコードである。他の記号訂正コード
もまた使用できる。
ディンタリーピング要素(de−interleavi
ng eleme−nt)26では28個のコード記号
が各々28個の記号を含む対応する数のフレーム間でデ
インタリーブされる。第2復号器28ではそのようなフ
レームはそこに含まれた4個の冗長記号によって復号さ
れ、従って24個のコード語が残る。この復号化動作の
間に、1つあるいはそれ以上の記号が訂正される。
簡単化のためにこの復号化動作も説明しない。復号され
た記号はライン38に並列に8ビツト形式で現われる。
記号の一層の記号毎回グループ化(symbol−wi
se regrouping)がまた起るが、しかしこ
の動作も簡単化のために説明しない。
要素28の出力上の記号は第2図に示された形式を有す
るセクタとして組織される。この目的で、要素28は記
号のシーケンスを再構成する別の装置を含む(引用され
た特許出願から知られるように)。
デスクランプリング、ディンタリーピングおよび再生成
(reconf iguration)  はランダム
アクセスメモIJ (RAM)  によってしばしば有
利に実行でき、このメモリ中には多数の遅延数あるいは
種々の遅延時間/遅延長を有する多数のFIFOメモリ
が具えられている。この通常のアプローチおよび関連装
置についてはここで説明しない。ブロック22−28は
主として機能を規定する機能を有し、ハードウェアレベ
ルでは、この構成は一般にALLI 、メモリ、および
人出力副次系と協働するバス上に集中されている。
セクタはまず同期情報、ヘッダデータ、サブヘッダデー
タ、最後に池のデータを含んでいる。要素30は検出器
である。この検出器は同期情報によって活性化され、こ
れはその内容がデータの流れのどこかで原理上起こらな
い内容を同期情報が持つことで可能となる。この情報の
識別のあと、検出器中の記号カウンタ(symbol 
counter)が受信された記号をカウントダウンす
るため活性化される。
同期情報が最大距離分離可能コードによって防護されて
いる一層のデータによって継続されている場合にこのこ
とが知られている。特定記号はこのコードが本当に実行
されいているか、あるいは省かれているかを表示しよう
。検出信号はライン40を介して開始信号(intia
tion signal)として復号器34に印加され
る。この信号は第5図を参照して説明されるように、ア
ドレスカウンタを所与の初期値にリセットし、かつ他の
量を調整する。復号器34は出願人の名義で前のオラン
ダ国特許出願第8400629号(これは米国特許出願
番号第705752号に対応する)に記載された要S(
別のコードに対するものであるカリを具えるプログラム
化された(マイクロ)プロセッサであり、これは参考と
して記載する。関連ガロア域の演算を実行するユニット
、データメモリ、シンドロームメモ’J、第1および第
2コード語のフラグ用メモリ、その2つの和を決定する
カウンティング機構、プログラムメモリ、関連するアド
レシングおよび復号化手段、ならびに上記の要素を相互
接続する接続手段がまた備えられている。従って、1つ
のセクタに対して少なくとも1032のデータ記号と1
38の冗長記号(あるいは138のシンドローム記号)
、69のフラグ、2つのカウントバルブ(count 
valve)および多数の補助量(後出)が蓄積できる
復号化演算のあと、復元されたデータは出力36を介し
て使用者装置(説明の簡単化のために示されていない)
で利用可能にできる。訂正は既に起っている。別室では
、データが異なったやり方で既に使用者装置に利用可能
にされてしまった場合、訂正量それ自体(ロケータ+コ
レクク[corrector]:のみを提示することが
可能である。さらに、復号化結果に依存して、装置34
は[正しい/正しくない」の表示を与える。
一般的な復号化戦略を第5図のフローチャートを参照し
て説明する。擬似積コードによって防護されている部分
に少なくとも関係す′る限り、まずセクタの全内容が集
められる(100)。p Bのすべてのシンドローム記
号が次に決定される。0から偏移しているシンドローム
を有するすべてのp 3gは第1ラベル(フラグ)に割
当てられ、そして第1ラベルが全コードブロックCPに
ついてカウントされる。引続いて、Q 35に対するす
べてのシンドローム記号が決定される。0から偏移して
いるシンドロームを有するすべてのQ語は第2ラベルに
割当てられ、そしてこれらの第2ラベルは全コードブロ
ックCQに対してカウントされる。所与の適用に対して
、3価(trivalent)の、あるいは多価(mu
ltivalent)のフラグが使用できる。例えば、
フラグ「00」はコード語が正しくかつ常に訂正されて
いることを意味し、「11」はコード語が0から偏移し
ているシンドロームを有することを意味し、「10」は
コード語が訂正され、従ってシンドロームは引続いて0
になることを意味して′J)ろ(「01」はこの場合に
は起らない)。このようにして訂正のあと、訂正された
エラーの数の所与の程度の信号化が存在する。2つのカ
ウントの決定のあと、システムは復号化がp 3Bで始
まるか、それともQ語で始まるかどうかを決める。Pラ
ベルの数がQラベルの数より大きいか等しい場合、復号
化は2語で始まり、X:=P; y:・Qとなる。Pラ
ベルより多くのQラベルが存在する(あまりありそうも
ない)場合、復号化はQ語で始まり、y:=P; X:
=口となる。平均としてこの選択は第1の例では復号さ
れるべきコード語毎のエラーの数を減少し、従って直接
成功(immediate 5uccess)の機会は
高いことが分る。第1および第2コードが関連コード語
の間で異なる最少距離を有する場合、最大距離を有する
コードのコード語によって開始するのが一般に有利であ
る。最後に、多数の算術パラメータ(arithmet
ic parameter) lま、xi吾およびy語
の数、現行路(current word)の階数のよ
うな正しい値に調整され、そして2価の量corr x
O値は「偽(false)」に設定され、かつ2 fi
[[iの量carryの1直は[眞(true) Jに
設定される。引続いてシステムはブロック102に進み
、ここで次のXコード語がアドレスされる(この場合は
最初の1つに)。
ブロック104ではこの語のシンドロームが0に等しい
かどうかが検出される。もしそうなら、このコード語の
ラベル(×ラベル)が0に設定され(アップデートされ
)、そして関連ラベルの和は(もちろんこのラベルが埴
1を有していたなら)減少される(106)。もしこの
ラベルが値0を持っていたなら、システムは何の作用も
受けることなくブロック108に進む。ブロック102
において、0から偏移しているラベルを有する次の第1
コード語がアドレスされるように早い演算が行なわれる
ブロック108において、関連y語がラベルされたy語
のシリーズの最後の1つであったかどうかが次に検出さ
れる。しばしばこれはそうでないから、システムは再び
ブロック102に進む。Oから偏移しているシンドロー
ムがブロック104で検出される場合、システムはブロ
ック110に進む。そこで、単に正しくないと仮定され
た記号の位置が計算される。ブロック112において、
そのラベルがまた値1を有するV 3”の部分を関連記
号が形成するかどうかが検出される。種々の可能性が存
在する。
すなわち、 a、正しくない記号の位置はコード語の境界外に位置し
ている。何故ならば、記号番号はそれぞれ45あるいは
23より大きいからである。
b、関連する正しくない記号は1コ一ド語のみの部分を
形成する。
C1関連73Nは値roJを持つラベルを有している。
d、関連y語は値「1」を持つラベルを有している。
従って、訂正はケースaでは不可能である。このことは
、例えば実際に関連コード語の2つの記号が正しくない
その時に、明らかに訂正できないエラーが存在すること
を示している。このエラーはもっとあとの段で多分訂正
できる(後出)。ケースbは訂正される。しかし付加防
護として、関連コード語に関連するラベルは修正されな
い−1、まである。ケースCは余りにも不確かであると
考えられ、そして訂正は行なわれない。ラベルもまた修
正されぬままであるくしかし、関連y語が検出できない
エラーを含んだ場合に固有な訂正に関係できる)。ケー
スdは実行される充分「信頼性ある」訂正であると考え
られる。このように、ケースa、Cにおいて、システム
はブロック108に戻る。
ブロック112におけるテストがポジティブ(Y) な
ら、システムはエラーが訂正されているブロック114
に進む。このことは常に起り得る。量corryは「眞
」にされる(もしそれが既に眞なら、それはそのままで
ある)。このことは少なくとも1つの訂正がX語の通過
の間に実行されてしまったことを表示している。引続い
て、ブロック114において、関連Xコード語のシンド
ロームは0に設定される。最少距離3であるからこれは
常に正しい。
さらに、ブロック116において、実行された訂正を考
慮に入れるために関連y語のシンドロームはアップデー
トされる。アップデートすることば関連語のシンドロー
ムの全再計算よりも少ない計算しか必要としない。コー
ドの最小距離が3より大きい場合にコード語の訂正はシ
ンドローム中で0にさえなり、従ってOであると直ちに
仮定できる。
ブロック118において、修正されたyシンドロームが
値Oを有するかどうかが検出される。もしそうでないな
ら、システムはブロック102ニ戻ル。
もし修正されたyシンドロームが値「0」を有するなら
、双方のラベルはブロック120で0に設定され(アッ
プデートされ)、かつ双方のカウントは減少される。引
続いてシステムはブロック102に戻る。上のaからd
のケースは関連遷移(rele−vant trans
itions)で表示されている。ブロック110、 
114それぞれにおけるケースa、bの暗黙の検出(i
mplicit detection)は簡単化のため
省略されている。
最後の語が取扱われてしまった場合(ブロック108は
ポジチブな結果を生成する)、システムはブロック12
2に進む。そこでXラベルの数が精々2に等しいかどう
かが検出される。この数が2より大きい場合、システム
はブロック130に進む。
そこで、任意の訂正が最後の訂正演算(X KN)の間
か、あるいはlでない最後の演算の間に起こるかどうか
がチェックされる。もしいずれかの場合でもないと、一
層の訂正は実行できず、そしてシステムはブロック13
4すなわちエラーに進む。このコードブロックは訂正で
きない。第1訂正演算のあと、この移動は行うことがで
きない。と言うのは、ダミーの「0番目」訂正はcar
ryの最初の仮定によってエミュレートされてしまうか
らである。もし訂正が起こると、システムはブロック1
32に進み、Xおよびyの機能はそこで交換される。
さらに、量corr xは「偽」に設定される。ブロッ
ク100の初期化ステップの1つは、所与の値がまたc
orr yに割当てられ、特に値「眞」に割当てられる
と言うことから同様に構成される。さらに、語カウンタ
は初期値に設定され、従って第1語はブロック102で
実際にアドレスされる。
ブロック122て1つのみあるいは2つのXラベルが残
っていると検出されると、システムはy語の訂正を実行
し、ついてXラベルはポインタin 報として作用する
。Xラベルの数がDとなると、これはダミー演算であり
、そしてシステムはブロック126に直接進む。Xラベ
ルの数が1あるいは2になると、0に等しくないシンド
ロームを有するすべてのy語は関連X語位置で正確に正
しくないと仮定される。
システムが最後にブロック126に到達すると、引用分
献から既知であり、かつコードブロックのデータ記号に
含まれているCRC情報は、訂正が正しいかどうかを検
出するのに使用される。もしこれがそうなら、システム
はブロック128に進み、使用者情報は利用可能にでき
る。もしそうでないと、システムはブロック134に進
む。データを検索するどんな試み(読取り再試行[re
ad retry]、陰影情報[shadow inf
ormation〕等によって)も本発明の範囲外であ
る。ブロック134において、それは訂正が不可能であ
ると信号化される。ブロック122においてフラグの数
が3あるいはそれ以上になる(少なくともyコード語の
最少距離に等しい)ことが検出されると、システムはブ
ロック130に進む。そこで、任意の訂正が起るかどう
かが検出される。最初の試みのあと、0番目の試み(c
orr y )がエミュレートされる。もし何の修正も
起らないと(N)、訂正は不可能であり、システムはブ
ロック134に進むであろう。もし何らかの修正が起る
と、システムはブロック132に進むであろう。所与の
ケースではcorr xのみがブロック130で考慮さ
れる。ブロック132では、corr xの値が引継が
れ、そのあとでcorr xは再び初期化される。X語
およびy語の機能は1つの演算(括弧で示されて)で交
換される。システムは引続いてブロック102に戻る。
第6図a−第6図fは、記号にわたって最少距離3を有
する実積コード(real product code
)が仮定されている若干の特定のエラーパターンを示し
ている。第6図aは8×8記号ブロック中の6つのエラ
ー(×点で示しである)を示している。
これらのエラーは毎回異なる行ならびに異なる列(P語
とQiKそれぞれに)に関係しているから、すべての訂
正は一方向の1つのアドレシング演算によって実行され
よう。第6図すにおいて、すべてのエラーは1つの列に
位置している。従ってこの列のコード語の訂正は不可能
である。しかし行路(row words)の訂正は直
ちに完全に訂正されたコードブロックとなる。第6図C
において、1つの行は訂正できない。1つの列はまた訂
正不可能である。すべての他の行とすべての他の列は訂
正可能である。アドレシング演算の第1シリーズの間に
、(関連するものを除いて)すべての行路は訂正できる
。アドレシング演算の次のシリーズ間に、すべての判路
(column’ words)は訂正できる。
第6図dにおいて、もし1つの正しくない記号を有する
1つの行路が訂正される場合にのみ訂正が遂行できる。
その場合、双方向に2つの正しくない記号を含む2つの
語が存在する。例えば、2つの正しくない判路が訂正さ
れると、正しくない行位置(ラベル)の表示はポインタ
情報として使用される。これは第5図のブロック124
に従って訂正されているパターンの一例である。第6図
eは列にわたって形成されたポインタ情報を用いて行路
のみが訂正できるパターンを示している。第6図fは訂
正のできない単純なパターンの一例を示している。
(要 約) コード記号のブロックが積コードあるいは擬似積コード
によって防護されている。まず第1に、すべてのシンド
ローム記号が形成され、0から偏移しているシンドロー
ムを有するすべてのコード3吾がフラグを備えている。
各非冗長記号は第1コード語の一部分およびまた第2コ
ード語の一部分を形成し、第1および第2コード語のフ
ラグの数は別々に加算されている。コード語は次々にア
ドレスされ、かつエラー位置が決定される。エラー位置
が正しくない第1コード語ならびに正しくない第2コー
ド語の一部分を形成する場合、もし第2コード語が正し
くないとして信号されないが、しかしこのエラーが訂正
されないなら、それは訂正される。訂正のあと、このシ
ンドロームはアップデートされ、フラグはアップデート
され、かつ双方の関連コード語のシンドロームが0であ
る限り、加算結果は減少される。反対の場合には、当面
の間、フラグは修正されぬままであろう。
【図面の簡単な説明】
第1図はコード記号のブロックの設定の一例を象徴的に
示し、 第2図はいわゆるCD−ROM形式で使用されたコード
記号のブロックの詳細の表現であり、第3図は使用され
たリード・ソロモンコードのパリティチェックマトリク
スを、 第4図は本発明による装置を象徴的に、第5図は本発明
によるフローチャートを、第6図はエラーパターンのい
くつかの例を示している。 20・・・ターンテーブル  22・・・復調器24・
・・第1復号器 26・・・ディンターリ−ピング要素 28・・・第2復号器    30・・・検出器34・
・・第3復号器    36・・・出力38、40・・
・ライン 100・・・開始 102・・・次にラベルされたX語 104・・・シンドローム−〇か? 106・・・Xラベルを除き、Xカウントを減少108
・・・最後にラベルされたy語か?110・・・エラー
位置を計算する 112・・・ラベルされたy語に対応するか?114・
・・正しい記号; corrx:=眞;Xシンドローム
:=0 116・・・yシンドロームを修正する118・・・修
正されたyシンドローム−〇か?120・・・Xラベル
を除去する;Xカウントを減少するXラベルを除去する
;Xカウントを減少する122・・・Q<Xカウント〈
3か? 124・・・y方向で1.2消去訂正 Xラベル配置 126・・・c、R,c、0,に、か?128・・・O
,に、、停止 13Q −−−corr x +corr y =眞か
?132−−−corrx: =corry; cor
rx: =偽;(y: −:<; X:二y) 134・・・エラー、停止 特許出願人   エヌ・ベー・フィリップス・フルーイ
ランペンファブリケン Cつ ヒフ FIG、6c FlG、6f

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 1、第1最大距離分離可能コードの第1コード語の第1
    シリーズならびに第2最大距離分離可能コードの第2コ
    ード語の第2シリーズに分割されたコード記号のブロッ
    クを訂正する方法であって、コードの正しい各コード語
    は、この記号に支配されて、任意の他の正しいコード語
    に対して少なくとも3の最少距離を有し、すべての非冗
    長コード記号は第1コード語ならびに第2コード語の一
    部分を形成し、この方法が以下のステップ、すなわち a、コード記号の完全ブロックを集めること、b、第1
    コード語および第2コード語のすべてのシンドローム記
    号を決定し、かつシン ドロームが0から偏移している各コード語 に対しフラグを形成すること、 c、フラグの数と共にすべての第1コード語を加算し、
    かつそれから個別にすべての第 2コード語に対するフラグの数を加算する こと、 d、0から偏移しているシンドロームを有する第1コー
    ド語に対する訂正可能エラーの エラー位置を決定すること、 e、関連エラー位置を含む第2コード語が存在するかど
    うか、およびこの第2コード語 が正しくないと表示されるかどうかを検出 し、かつ、もし双方の選択がポジティブな 結果を与えるなら関連エラーを訂正するが、しかし、も
    しこの検出が逆の結果を与える なら訂正を省略し、そしてこのような省略 に基いて、ステップdに従って次の第1コ ードをアドレスすること、 f、ステップeに従って訂正のあとで関連第1コード語
    および関連第2コード語のシン ドロームをアップデートし、かつ2つの関 連フラグをアップデートし、もし双方のシ ンドロームが0であるなら専ら2つの関連 フラグをアップデートし、かつフラグの数 の加算結果を減少し、かつ引続いてステッ プdに従って次の第1コード語をアドレス すること、 g、正しくないと表示された少なくともすべての第1コ
    ード語のアドレシングのあとで 第1コード語および第2コード語の機能を 交換し、かつステップd、e、fの2つの引続く実行が
    すべての現行の第1コード語に対 する一層の修正を生じなくなるまでステッ プd、e、fを繰返すこと、 h、その正確性あるいは不正確性の信号化を伴なうコー
    ド記号のブロックを供給するこ と、 を含む、コード記号のブロックを訂正する方法。 2、コード記号にわたって3の最小距離を有する最大距
    離分離可能コードの第1コード語に対して、関連シンド
    ロームが訂正の実行のあとで常に0に設定されることを
    特徴とする特許請求の範囲第1項に記載の方法。 3、ステップdに従って関連コード語に対して形成され
    たフラグの制御の下で、第1コード語がアドレスされる
    場合、0から偏移しているシンドロームが検出され、一
    方、反対の場合に関連フラグと関連加算結果がアップデ
    ートされることを特徴とする特許請求の範囲第1項もし
    くは第2項に記載の方法。 4、第1コード語のフラグの加算結果が、1だけ減らし
    た現行の第2コード語に対して精々最小距離に等しくな
    る状態に達した場合に、これらの第2コード語が引続い
    て消去モードに訂正され、その間に第1コード語の任意
    のフラグがエラーポインタとして作用することを特徴と
    する特許請求の範囲第1項、第2項、第3項のいずれか
    1つに記載の方法。 5、上記の訂正動作の終了したあとで、コードブロック
    中に存在するエラー検出コードの再計算が正確性あるい
    は不正確性の上記の信号化を形成するために最終ステッ
    プの間で実行されることを特徴とする特許請求の範囲第
    1項ないし第4項のいずれか1つに記載の方法。 6、第1最大距離分離可能コードの第1コード語の第1
    シリーズならびに第2最大距離分離可能コードの第2コ
    ード語の第2シリーズに分割されたコード記号のブロッ
    クを訂正するために、コードの正しい各コード語は、こ
    の記号に支配されて、任意の他の正しいコード語に対し
    て少なくとも3の最小距離を有し、すべての非冗長記号
    は第1コード語ならびに第2コード語の一部分を形成す
    る装置であって、 この装置が、 コード記号の完全ブロックを受信し、かつ 集める受信手段、 受信された記号からコード語毎に多数のシ ンドローム記号を形成するために受信手段によって与え
    られた第1演算手段、 そのシンドロームが0から偏移しているコ ード語毎のフラグを蓄積するため、かつ第1コード語お
    よび第2コード語に対してフラグの数の加算結果を個別
    にアップデートするために第1演算手段によって与えら
    れているアップデート手段、 もし可能かつ必要ならば、各コード語に対 して1つあるいはそれ以上の訂正記号を決定するために
    第1演算手段によって与えられている第2演算手段、 訂正記号を正しくない記号に加えるために 受信手段と第2演算手段によって与えられている訂正手
    段、および 好ましくは正しいブロックを使用者装置に 伝える出力装置、 を含む特許請求の範囲第1項に記載の方法を実行する装
    置において、 任意の第1コード語の位置で訂正記号とロ ケータ記号を決定するために多数の位置を有するシーケ
    ンサが備えられ、 上記のシーケンサは上記のロケータ記号に よって関連第2コード語のシンドロームをアドレスする
    アドレシング手段を含み、かつまた、0から偏移してい
    る後者のシンドロームの制御の下で、後者のロケータ記
    号によってアドレスされたコード記号を訂正し、かつそ
    れに関係する任意のシンドロームをアップデートする第
    1検出器と、ついで、専ら、0に等しい関連第2コード
    語のシンドロームの制御の下で、関連第1および第2コ
    ード語に対するフラグをアップデートし、かつ加算結果
    を減少し、引続いて次の第1コード語をアドスするため
    にアップデート手段を制御する第2検出器を含み、 上記のシーケンサはまた、少なくとも正し くない第1コード語に対応するすべての位置を通過した
    あとで、第1および第2コード語の機能を交換し、かつ
    上記の位置の別の位置を活性化する交換装置を含み、 上記の交換装置の活性化に基いて、現行の 第1コード語に沿う最も最近の2つの経過の間に導入さ
    れた任意の修正を検出し、かつネガチブな検出結果の場
    合に上記の出力装置を活性化する第3検出器が備えられ
    ていること、を特徴とする装置。 7、アップデートされないフラグを検出し、かつ、専ら
    ポジチブな検出結果の制御の下で、関連第1コード語に
    対するシーケンサの位置を活性化する第4検出器が備え
    られていることを特徴とする特許請求の範囲第6項に記
    載の装置。 8、ポジチブな検出結果の下で交換装置を活性化するた
    めに、1だけ減少された現行の第2コード語に対する最
    少距離に精々等しい第1コード語のフラグの加算結果の
    ため、および現行の第2コード語の任意のフラグがエラ ー表示fとして作用する消去モードの間で、現行の第1
    コード語を訂正する第2演算手段の引続く活性化のため
    、 の第5検出器が備えられていることを特徴とする特許請
    求の範囲第6項もしくは第7項に記載の装置。
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