JP2001258035A - ブロック変換符号化データの受信装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 ブロック符号化で発生した複数の重要語の加
算値の下位ｎビットを伝送データ中に挿入して、冗長度
の増大を抑えながら重要語のエラーの訂正能力を高め
る。 【解決手段】 加算値の下位８ビットに関してエラーの
有無がステップ３１で調べられる。エラーが無ければ処
理が終了する。エラーがあれば、次のステップ３２にお
いて、ダイナミックレンジＤＲにエラーがあるかどうか
調べられる。エラーが無ければ処理が終了する。エラー
がれば、さらに次のステップ３３において、エラーが２
以上かどうかが調べられる。エラーが２以上でないと
き、すなわち、エラーが１のときは、ステップ３５に処
理が移行し、エラーが加算値と他の正しいＤＲを使用し
て訂正される。エラーが２個以上の場合には、付加情報
が形成され、これが次のブロック復号化回路へ伝送され
る（ステップ３４）。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】この発明は、ディジタル画像
信号を小ブロックに分割し、ブロック毎に処理すること
によってデータ量を圧縮するブロック変換符号の符号化
データを例えばディジタルＶＴＲによって記録／再生す
るのに適用されるブロック変換符号化データの受信装置
に関する。

【０００２】

【従来の技術】ディジタルビデオ信号を磁気テープ等の
記録媒体に記録する時には、その情報量が多いので、記
録／再生できる程度の伝送レイトを達成するために、高
能率符号化によって、ディジタルビデオ信号を圧縮する
のが普通である。高能率符号化としては、ディジタルビ
デオ信号を多数の小ブロックに分割し、ブロック毎に符
号化処理を行うＡＤＲＣ、ＤＣＴ（Discrete Cosine Tr
ansform)等が知られている。

【０００３】ＡＤＲＣは、例えば特開昭６１−１４４９
８９号公報に記載されているような、２次元ブロック内
に含まれる複数画素の最大値及び最小値により規定され
るダイナミックレンジを求め、このダイナミックレンジ
に適応した符号化を行う高能率符号化である。ＤＣＴ
は、ブロックの画素をコサイン変換し、変換で得られた
係数データを再量子化し、さらに、可変長符号化するも
のである。さらに、ブロック毎の平均値と、ブロック内
の画素の平均値に対する差をベクトル量子化する符号化
方法も提案されている。

【０００４】ブロック変換符号化で得られる符号化出力
は、同等の重要度を有していない。ＡＤＲＣでは、ダイ
ナミックレンジ情報が再生側で分からないと、そのブロ
ックの全ての画素にエラーが伝播するので、ブロック毎
に検出されるダイナミックレンジ情報は、画素毎のコー
ド信号に比して重要度が高い。ＡＤＲＣの一つのタイプ
として、ダイナミックレンジに適応して量子化ビット数
を可変するものでは、ダイナミックレンジがエラーであ
ると、そのブロックの量子化ビット数が受信側で分から
なくなる。その結果、そのブロックと他のブロックとの
データの境界が不明となり、エラーが他のブロックにま
で伝播する。ＤＣＴの場合では、ＤＣＴで発生した係数
データ中で、直流分は、交流分に比して重要度が高い。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】ブロック符号化の出力
を例えばディジタルＶＴＲで記録／再生する時に、エラ
ー訂正符号によって、記録／再生時のエラーに対して保
護を行っている。エラー訂正符号の能力で訂正できない
エラーが重要語に関して発生すると、そのブロックの全
体にエラーが伝播していた。その対策として、同じ重要
語を複数回、記録することも行われているが、冗長度が
増大し、圧縮効率が下がってしまう。

【０００６】重要語がエラーのブロックに関しては、重
要語のエラーを周辺ブロックと注目ブロックとの空間的
な相関に基づいて、統計的な手法によって推定してい
る。より具体的には、そのブロックの符号化値と周辺ブ
ロックの境界の復号値とを使用した最小自乗法でエラー
ブロックの重要語を推定したり、周辺ブロックの境界デ
ータの最大値および最小値でこれを推定する。そして、
推定された重要語を使用して復号を行っている。この重
要語の推定は、精度が高いとしても、完全に元の重要語
を復元できるわけではない。然も、重要語の推定の前提
として、データのブロック毎の切出しが正しくされるこ
とが必要で、ブロック間に及ぶ伝播エラーの発生に対し
て、重要語を推定することができない。

【０００７】従って、この発明の目的は、冗長度の増大
を抑えながら、重要語がエラーのためのエラー伝播を防
止できるブロック変換符号化データの受信装置を提供す
ることにある。

【０００８】

【課題を解決するための手段】請求項１の発明は、複数
の画素からなるブロック毎に、ブロック符号化がなされ
ることで生成され、復号のための重要度が高い重要語を
含む符号化データを複数ブロック分含み、さらに、複数
の重要語の加算値の少なくとも最上位ビットを除く下位
ｎビットを含んだ伝送データを受信するブロック変換符
号化データの受信装置において、重要語のエラー情報が
入力される入力手段と、重要語がエラーである場合に、
符号化時にエラーである重要語が加算された加算値か
ら、当該加算値を生成する他のエラーでない重要語の下
位ｎビットを減算することによって、エラーである重要
語の下位ｎビットのデータを訂正するエラー訂正手段と
を有することを特徴とするブロック変換符号化データの
受信装置である。

【０００９】ＡＤＲＣの場合の重要語は、ダイナミック
レンジＤＲおよび最小値ＭＩＮである。ｎ個のダイナミ
ックレンジＤＲの加算値、ｎ個の最小値ＭＩＮの加算値
の下位ｎビットを伝送データ中に挿入する。これらのＤ
Ｒ、ＭＩＮの一つがエラーであって、加算値および他の
重要語がエラーでないときには、受信側で正しい重要語
を再生できる。同じ重要語を複数回、記録するのに比し
て冗長度を下げることができる。

【００１０】

【発明の実施の形態】以下、この発明の一実施形態につ
いて説明する。図１は、この一実施形態、すなわち、デ
ィジタルＶＴＲの信号処理の概略的構成を示す。１で示
す入力端子からビデオ信号が供給され、Ａ／Ｄ変換器２
によって、１サンプルが例えば８ビットにディジタル化
される。このＡ／Ｄ変換器２の出力データがブロック化
回路３に供給される。この実施形態では、ブロック化回
路３では、１フレームの有効領域が（４×４）画素、
（８×８）画素等の大きさのブロックに分割される。

【００１１】ブロック化回路３からのブロックの順序に
走査変換されたディジタルビデオ信号がシャフリング回
路４に供給される。シャフリング回路４では、例えばブ
ロックの単位で、シャフリングがなされる。シャフリン
グは、ブロックの空間的な位置をシャッフルするもので
ある。シャフリング回路４の出力がブロック符号化回路
５に供給される。ブロック符号化回路５は、ブロック毎
に画素データを圧縮符号化する。シャフリング回路４が
ブロック符号化回路５の後に設けられることもある。

【００１２】この一実施形態では、ブロック符号化とし
て、ＡＤＲＣを用いている。ブロック符号化回路５で
は、各ブロックのダイナミックレンジＤＲと最小値ＭＩ
Ｎとが検出され、最小値が除去されたビデオデータが量
子化ステップで再量子化される。４ビット固定長のＡＤ
ＲＣの場合では、ダイナミックレンジＤＲを1/16とする
ことによって、量子化ステップΔが得られる。この量子
化ステップΔで、最小値が除去されたビデオデータが除
算され、商を切り捨てにより整数化した値が量子化デー
タ（ビットプレーンとも称される）とされる。ダイナミ
ックレンジＤＲ、最小値ＭＩＮおよび量子化データがブ
ロック符号化回路５の出力データである。各ブロックに
重要語として、ダイナミックレンジＤＲおよび最小値Ｍ
ＩＮが発生する。後述のように、重要語に関しては、ｎ
ブロックの重要語を集めて、加算等の処理を行ない、エ
ラーに対する保護を強力としている。

【００１３】ブロック符号化回路５の出力データがパリ
ティ発生回路６に供給される。パリティ発生回路６は、
エラー訂正符号のパリティを発生する。エラー訂正符号
としては、例えばデータのマトリクス状配列の水平方向
および垂直方向のそれぞれに対してエラー訂正符号化を
行う積符号を採用することができる。符号化データおよ
びパリティに対して、シンク（ＳＹＮＣ）ブロック同期
信号およびＩＤ信号が付加される。シンクブロックが連
続する記録データがチャンネル符号化回路７に供給さ
れ、直流分を低減させるためのチャンネル符号化の処理
を受ける。

【００１４】チャンネル符号化回路７の出力データがビ
ットストリームに変換され、さらに記録アンプ８を介し
て回転ヘッドＨに供給され、記録データが磁気テープＴ
上に斜めのトラックとして記録される。通常、複数の回
転ヘッドが使用されるが、簡単のために、一つのヘッド
のみが図示されている。

【００１５】磁気テープＴから回転ヘッドＨにより取り
出された再生データは、再生アンプ１１を介してチャン
ネル復号回路１２に供給され、チャンネル符号化の復号
がなされる。チャンネル復号回路１２の出力データがエ
ラー訂正回路１３に供給され、積符号の復号がされる。
エラー訂正回路１３から発生する出力データには、再生
データの他にエラー訂正した後のエラーの有無を示すエ
ラーフラグが含まれる。図１では、エラーフラグの伝送
路が破線により示されている。

【００１６】エラー訂正回路１３の出力データが重要語
訂正回路１４に供給される。重要語訂正回路１４は、エ
ラーフラグによって、エラーであることが示される重要
語を訂正するものである。重要語訂正回路１４の出力デ
ータがブロック復号回路１５に供給される。この復号回
路１５は、エラーでない重要語を使用してＡＤＲＣ復号
を行い、また、重要語がエラーのブロックに関しては、
重要語訂正回路１４において、訂正された重要語を使用
してＡＤＲＣの復号を行う。重要語訂正回路１４は、エ
ラーを訂正できない場合に、重要語を推定する機能を有
している。

【００１７】ブロック復号回路１５では、例えばＡＤＲ
Ｃ復号の場合、量子化コードのビット数を４ビットとす
る時に、各画素の復号値Ｌｉを発生する。この復号値Ｌ
ｉは次式で表される。 Ｌｉ＝〔（ＤＲ／２⁴ ）×ｘｉ＋ＭＩＮ＋０．５〕 ＝〔Δ×ｘｉ＋ＭＩＮ＋０．５〕

【００１８】但し、ｘｉはコード信号の値、Δは量子化
ステップ、〔 〕はガウス記号である。上式の〔 〕内
の演算を例えばＲＯＭで実現し、最小値ＭＩＮの加算を
行う構成をブロック復号回路１５が有している。

【００１９】ブロック復号回路１５の復号データ、すな
わち、各画素と対応する復元データがディシャフリング
回路１６に供給される。この回路１６は、記録側のシャ
フリング回路４と相補的なもので、ブロックの空間的な
位置を元の位置に戻す処理を行う。ディシャフリング回
路１６の出力データがブロック分解回路１７に供給され
る。ブロック分解回路１７によって、データの順序がブ
ロックの順序からラスター走査の順序へ戻される。ブロ
ック分解回路１７の出力データがエラー修整回路１８に
供給される。エラー修整回路１８は、画素単位でエラー
であるデータを周辺の画素データで補間する。

【００２０】補間処理としては、空間的な補間回路と時
間方向の補間回路とが順次接続されたものを使用でき
る。空間的補間回路は、エラーフラグを参照し、補間し
ようとする注目画素がエラーのときに、周辺画素でこの
エラー画素を補間する。具体的には、周囲８点（上下、
左右の４点と斜めの４点）の画素のエラーフラグを見
て、最初に水平方向の補間、次に垂直方向の補間、さら
に次に斜め方向の補間、最後に隣の画素で単に置き換え
る補間の優先順序で補間を行なう。補間がなされると、
エラーフラグがリセットされる。この空間的補間回路で
補間できなかった画素データがこの時間方向補間回路で
補間される。時間方向補間回路は、エラーの画素と空間
的に同一位置の以前のフレームの画素データによって、
このエラーの画素を置き換えるものである。エラー修整
回路１８の出力データがＤ／Ａ変換器１９に供給され、
出力端子２０には、各画素と対応し、ラスター走査の順
序の復元データが得られる。

【００２１】上述のディジタルＶＴＲにおける重要語の
処理の一例について、以下に説明する。処理方法の一例
は、ｎ個のブロックに関する重要語ＤＲｉ、ＭＩＮｉ
（ｉ＝１〜ｎ）の加算値ＤＲ−ＳＵＭｉ、ＭＩＮ−ＳＵ
Ｍｉを形成し、この加算値を記録するものである。すな
わち、 ＤＲ−ＳＵＭｊ＝ΣＤＲｉ ・・・(1) ＭＩＮ−ＳＵＭｊ＝ΣＭＩＮｉ・・・(2) ここで、Σは、ｉ＝１からｉ＝ｎのものを加算すること
を意味する。

【００２２】記録／再生の過程で発生するエラーによっ
て、ｋ番目のブロックのＤＲｋがエラーとなり、他の重
要語が正しい場合には、加算値ＤＲ−ＳＵＭｊからｋ番
目のＤＲｋを除くｎ−１個のダイナミックレンジＤＲの
加算値を減算することで正しいＤＲｋ＊を求めることが
できる。すなわち、 ＤＲｋ＊＝ＤＲ−ＳＵＭｊ−ΣＤＲｉ・・・(3) ここで、＊は、復元されたものを意味し、Σは、ｉ＝１
からｉ＝ｎで、ｉ＝ｋを除いたＤＲｉの加算を意味す
る。このように、重要語の加算値が正しく、１個の重要
語（ＤＲｋ、ＭＩＮｋ）がエラーの場合には、そのエラ
ーを訂正することができる。

【００２３】ｎ個の重要語の中で、２個以上の重要語が
エラーの場合には、訂正できないが、付加情報をブロッ
ク復号回路１５に送る。例えばＤＲｕとＤＲｖの２個の
ＤＲがエラーの場合には、付加情報として、 ＤＲｕ，ｖ＝ＤＲ−ＳＵＭｊ−ΣＤＲｉ・・・(4) ここで、Σは、ｉ＝１からｉ＝ｎで、ｉ＝ｕ、ｉ＝ｖを
除くＤＲｉの加算を意味する。

【００２４】この付加情報は、ブロック復号回路１５に
おける重要語の推定の精度の向上に役立つ。ブロック復
号回路１５において、ＤＲｕおよびＤＲｖを最小自乗法
等で推定して推定値ＤＲｕ´，ＤＲｖ´が得られる。Ｄ
Ｒｕ，ｖ＝ＤＲｕ＋ＤＲｖであるから、推定誤差の平均
値ｈを次式で計算する。 ｈ＝１／２（ＤＲｕ，ｖ−ＤＲｕ´−ＤＲｖ´）・・・(5) そして、推定値ＤＲｕ´＋ｈ、ＤＲｖ´＋ｈと補正する
ことによって、推定の精度を向上できる。

【００２５】図２は、上述の重要語の訂正を行うための
重要語訂正回路１４の一例である。図２において、前段
のエラー訂正回路１３からのエラーフラグが破線の経路
で示されている。エラーフラグは、ダイナミックレンジ
ＤＲ、最小値ＭＩＮ、量子化コードの各サンプルについ
て、それぞれエラーの有無を示す１ビットのデータであ
る。再生データおよびエラーフラグが遅延回路２１を介
して重要語訂正回路２２に供給される。また、再生デー
タおよびエラーフラグが訂正重要語生成回路２３にも供
給される。さらに、エラーフラグがカウンタ２４に供給
される。

【００２６】カウンタ２４は、加算値ＤＲ−ＳＵＭ，Ｍ
ＩＮ−ＳＵＭを構成するｎ−１の重要語のエラーフラグ
を計数する。カウンタ２４の計数値が判定回路２５に供
給され、判定回路２５は、計数値を参照して判定結果を
発生し、この判定結果が訂正重要語生成回路２３および
重要語訂正回路２２に供給される。判定結果に応答して
重要語の訂正および付加情報の生成が回路２３において
なされ、重要語訂正回路２２が判定結果に応じて制御さ
れる。判定結果は、次の３個の場合を区別するものであ
る。ダイナミックレンジＤＲについて述べるが、最小値
ＭＩＮの処理も同様であるので、その説明を省略する。

【００２７】（１）加算値ＤＲ−ＳＵＭおよびＤＲｉが
全て正しい 入力データおよびエラーフラグが遅延回路２１で時間合
わせされ、重要語訂正回路２２を単に通過する。 （２）加算値ＤＲ−ＳＵＭが正しく、１個のＤＲｋがエ
ラーである 訂正重要語生成回路２３が上述の式（３）の演算によっ
て、正しいＤＲｋを計算する。重要語訂正回路２２は、
遅延回路２１からのＤＲｋに代えて訂正されたＤＲｋを
選択し、ＤＲｋのエラーフラグをクリアする。 （３）加算値ＤＲ−ＳＵＭが正しく、２個以上のＤＲが
エラーである 重要語訂正回路２２は、遅延回路２１を介された入力デ
ータおよびエラーフラグを単に通過させる。訂正重要語
生成回路２３は、上述の式（４）の計算を行ない、付加
情報を発生する。この付加情報がブロック復号回路１５
に渡される。

【００２８】加算値を構成するｎ個の重要語の組合せと
しては、種々のパターンが考えられる。図３は、シンク
ブロックのデータ構成の一例である。１トラックに記録
される５個のシンクブロックが図３では、垂直方向に重
ねられて示されている。各シンクブロックの先頭には、
ブロック同期信号とＩＤ信号とが付加され、各シンクブ
ロックの終わりには、積符号の内符号のパリティが付加
されるが、これらについての図示が省略されている。

【００２９】各シンクブロックには、４個のＡＤＲＣブ
ロックの符号化データが格納される。例えば第１のシン
クブロックには、４個のＡＤＲＣブロックの符号化出力
の重要語ＤＲ１〜ＤＲ４とＭＩＮ１〜ＭＩＮ４と４個の
ＡＤＲＣブロックの重要語の加算値ＤＲ−ＳＵＭ１（＝
ＤＲ１＋ＤＲ２＋ＤＲ３＋ＤＲ４）、ＭＩＮ−ＳＵＭ１
（＝ＭＩＮ１＋ＭＩＮ２＋ＭＩＮ３＋ＭＩＮ４）とが格
納される。重要語が１バイト長であり、加算値が２バイ
ト長（少なくとも１０ビット）である。各シンクブロッ
クのデータ領域の残りのｌの長さの領域には、その他の
符号化データ（すなわち、量子化データ）が配される。
従って、１シンクブロックのデータ領域の長さは、（１
２＋ｌ）バイトであり、１トラックには、Ｌ₁ ×Ｌ₂ ＝
５×（１２＋ｌ）バイトが記録される。

【００３０】ディジタルＶＴＲの記録／再生の過程で発
生するバーストエラーによって、重要語および加算値の
両者がエラーとなることを避けるために、これらのデー
タは、異なるシンクブロックに配しても良い。図３中の
Ｌ１（＝５）個のシンクブロックを単位として重要語お
よび加算値の配されるシンクブロックが異ならされる。
一例として、第１シンクブロックの重要語の加算値が第
３シンクブロックのＤＲ−ＳＵＭ３、ＭＩＮ−ＳＵＭ３
として配されるように、５個のシンクブロックを単位と
して、加算値のシャフリングがなされる。

【００３１】重要語および加算値を異なるトラックに分
離して記録することも、ヘッドクロッグに起因するバー
ストエラーの対策として有効である。例えば図４に示す
ように、４個の回転ヘッドによって並列に４個のトラッ
クＴ１〜Ｔ４がそれぞれ磁気テープ上に形成され、各ト
ラックに重要語（ＤＲ、ＭＩＮ）および量子化データＱ
が記録される時には、次のようにして、重要語および加
算値が記録される。

【００３２】第１トラックＴ１、第２トラックＴ２、第
３トラックＴ３の中から１個ずつの重要語例えばＤＲ１
１、ＤＲ２１、ＤＲ３１を選択し、これらの加算値を第
４トラックの加算値記録領域（図示せず）に格納する。
次に、トラックＴ４、Ｔ１、Ｔ２の中から各１個ずつの
ＤＲ４２、ＤＲ１２、ＤＲ２２を選択し、これらの加算
値をトラックＴ３の加算値記録領域に格納する。その次
には、トラックＴ３、Ｔ４、Ｔ１の中から各１個ずつの
ＤＲ３３、ＤＲ４３、ＤＲ１３を選択し、これらの加算
値をトラックＴ２の加算値記録領域に格納する。最小値
ＭＩＮについても同様である。このように、４トラック
を単位として、加算すべき重要語を持ってくるトラック
を順番にずらす。そして、求められた加算値は、重要語
を持ってきたトラック以外のトラックに記録する。

【００３３】このようなトラック分配を行うと、例えば
第２トラックのデータ（ＤＲ２１等）が全体としてヘッ
ドクロッグによって再生できず、第１および第３トラッ
クのデータＤＲ１１、ＤＲ３１と第４トラックの加算値
を再生できたとすると、ＤＲ２１を復元することができ
る。他の第２トラックの重要語についても、同様にして
第１、第３、第４トラックのデータから形成できる。ト
ラックＴ２の量子化データＱ２１については、周辺の正
しい画素データを使用した補間によって修整される。こ
のように、第２トラックのデータを復元することが可能
となる。

【００３４】以上の例では、ｎ個の重要語から１個の加
算値を形成している。しかしながら、一般的にｎ個の重
要語加算値が格納されて、ｍ個の重要語を加算して１個
の重要語加算値を作るとすると、 Σａ（ｉ，ｊ）×ＤＲｊ＝ＤＲ−ＳＵＭｉ（ｉ＝０〜ｎ−１）・・・(6) 但し、Σは、ｊ＝０からｊ＝ｍ−１までの加算を意味
し、ａ（ｉ，ｊ）は、どのＤＲを加えるかを示す加算パ
ターンである。上式の連立方程式を解くことによって、
複数のエラーの重要語ＤＲｊを訂正できる。但し、加算
値のデータ量が増大し、圧縮効率の低下が生じる。

【００３５】この発明では、必要なビット数を低減する
ようにしたものである。図４の例のように、３個のトラ
ックから選択した重要語（各８ビット）を加算して生じ
る加算値は、１０ビット必要である。４個までの重要語
の加算値は１０ビットに収まる。ＤＲ−ＳＵＭとＭＩＮ
−ＳＵＭとの合計で２０ビットとなる。一つのＡＤＲＣ
ブロックから発生した符号化データを複数のシンクブロ
ックに格納し、各シンクブロックに同一の重要語を格納
するのと比較すると、冗長度を下げることができる。し
かしながら、なお、加算値の２０ビットは、冗長度とし
て小さいとは言えない。

【００３６】この加算値のビット数を削減するために、
加算値の下位８ビットのみを伝送（または記録）する。
ここで、下位８ビットを選択する論理を記号Ｌ８で表す
と、ダイナミックレンジＤＲの加算値は、下式で表すこ
とができる。

【００３７】 ＤＲ−ＳＵＭ´＝Ｌ８〔ΣＤＲｉ〕・・・(7) Σは、ｉ＝１からｉ＝ｎまでの加算を意味する。同様
に、最小値ＭＩＮの加算値は、 ＭＩＮ−ＳＵＭ´＝Ｌ８〔ΣＭＩＮｉ〕・・・(8) Σは、ｉ＝１からｉ＝ｎまでの加算を意味する。

【００３８】このような処理を記録側で行なった場合
で、ｊ番目のブロックのＤＲｊがエラーであったとする
と、これは、次式で正しく復元される。 ＤＲｊ＊＝Ｌ８〔 256＋ＤＲ−ＳＵＭ´−Ｌ８〔ΣＤＲｉ＋Σ´ＤＲｉ〕〕・ ・・(9) ＊は、復元値を意味し、Σは、ｉ＝１〜ｊ−１の加算を
意味し、Σ´は、ｉ＝ｊ＋１〜ｎの加算を意味する。２
５６の加算は、ＤＲｊ＊が負となることを防止するため
である。

【００３９】つまり、ｎ個のブロックのダイナミックレ
ンジＤＲの内で、エラーが１個のみで、加算値ＤＲ−Ｓ
ＵＭ´がエラーでなければ、正しく復元できる。最小値
ＭＩＮについても同様である。すなわち、 ＭＩＮｊ＊＝Ｌ８〔 256＋ＭＩＮ−ＳＵＭ´−Ｌ８〔ΣＭＩＮｉ＋Σ´ＭＩＮ ｉ〕〕・・・(10) ＊は、復元値を意味し、Σは、ｉ＝１〜ｊ−１の加算を
意味し、Σ´は、ｉ＝ｊ＋１〜ｎの加算を意味する。２
５６の加算は、ＭＩＮｊ＊が負となることを防止するた
めである。

【００４０】以上のようにして、重要語を加算し、その
加算値の下位８ビットを伝送することで、加算値のビッ
ト数が削減でき、冗長度が高くなることを抑えることが
できる。

【００４１】上述の実施形態では、単純加算値を形成し
ている。しかし、排他的論理和（ＥＸＯＲ）を単純加算
の代わりに使用しても良い。

【００４２】以上のように、加算値の下位８ビットデー
タを形成して、伝送した場合、受信（再生）側において
のエラー処理（例えばダイナミックレンジＤＲに関し
て）の流れの一例を図５に示す。

【００４３】まず、加算値（加算値の下位８ビットを意
味する。以下同様）に関してエラーの有無がステップ３
１で調べられる。エラーが無いときは、処理が終了す
る。エラーがあるときには、次のステップ３２におい
て、シンクブロック内のダイナミックレンジＤＲにエラ
ーがあるかどうか調べられる。ここでは、加算値が同一
シンクブロック内のｎ個のＤＲから形成されているもの
とする。エラーが無いときは、処理が終了する。

【００４４】エラーがあるときには、さらに次のステッ
プ３３において、ｎ個内でエラーが２以上かどうかが調
べられる。エラーが２以上でないとき、すなわち、エラ
ーが１のときは、ステップ３５に処理が移行し、上述の
ように、このエラーが加算値と他の正しいＤＲを使用し
て訂正される。

【００４５】エラーが２個以上の場合には、付加情報が
形成され、これが次のブロック復号化回路へ伝送される
（ステップ３４）。これで、処理が終了する。図５の処
理は、最小値ＭＩＮについても、同様である。

【００４６】ここで、エラー訂正符号化としては、シン
クブロック内のデータに関してのエラー訂正符号化と複
数のシンクブロックの縦方向のエラー訂正符号化とを組
み合わせる積符号が使用されることが多い。そして、実
際には、複数のデータ（バイト）の中でエラーであるも
のがエラー訂正符号の能力を超える時には、その複数の
データの全体がエラーデータとされる。従って、複数の
データ中でも、重要語およびその加算値が実際にエラー
でない確率の場合も結構存在する。ダイナミックレンジ
ＤＲについて、そのような一例を以下に示す。エラーフ
ラグの"0" は、正しいことを表し、その"1" は、エラー
があることを表す。

【００４７】

【表１】 真のデータ 再生データ エラーフラグ ＤＲ１ ４９ ４９ ０ ＤＲ２ １８１ １８１ １ ＤＲ３ １０３ １０３ ０ ＤＲ４ ７５ ７５ １ ＤＲ−ＳＵＭ ４０８ ４０８ １

【００４８】そこで、重要語の訂正処理として、図６に
示すように、加算値と各ダイナミックレンジＤＲを加算
した値とが一致するかどうかを調べるステップ４６を図
５の処理に対して追加する。図６中で、ステップ４１〜
４５は、図５中のステップ３１〜３５とそれぞれ対応す
るものである。そして、これが一致する時には、ステッ
プ４７で示すように、重要語および加算値が正しいもの
として、エラーフラグをリセットする。そして、処理が
完了する。

【００４９】上述の表の例では、エラーフラグが全てリ
セットされる。但し、この表において、再生されたＤＲ
１の値が２３で、再生されたＤＲ３の値が１２６である
時には、これらの誤差が相殺して、加算値ＤＲ−ＳＵＭ
が４０８となってしまう。しかしながら、、このような
確率は、比較的低く、重要語が正しいにもかかわらず、
エラーと判断されることを回避できる利点は大きい。

【００５０】以上の実施形態は、固定長ＡＤＲＣにおけ
る重要語（ダイナミックレンジＤＲおよび最小値ＭＩ
Ｎ）の処理である。この発明は、固定長ＡＤＲＣに限ら
ず、可変長ＡＤＲＣの重要語（ＤＲおよびＭＩＮ）に対
しても適用できる。さらに、この発明は、可変長ＡＤＲ
Ｃにおける量子化ビット数の情報のエラー対策としても
有効なものである。次に、可変長ＡＤＲＣの量子化ビッ
ト数の情報に対して、この発明を適用した実施形態につ
いて説明する。

【００５１】可変長ＡＤＲＣは、上述の固定長ＡＤＲＣ
の効率をより改善するものであって、量子化ビット数と
して、例えば０、１、２、３ビット（０ビットは、量子
化コードを伝送しないことを意味する）を用意し、ダイ
ナミックレンジＤＲが大きい時には、量子化ビット数を
多くし、これが小さい時には、量子化ビット数を少なく
するものである。従って、各ブロックに割り当てられる
量子化ビット数は、各ブロックのダイナミックレンジＤ
Ｒから知ることができる。より具体的には、４個のしき
い値Ｔ１、Ｔ２、Ｔ３、Ｔ４が用意され、（ＤＲ＜Ｔ
１）の場合には、割り当てビット数ｎが０とされ（即
ち、コード信号が伝送されず）、（Ｔ１≦ＤＲ＜Ｔ２）
の場合には、（ｎ＝１）とされ、（Ｔ２≦ＤＲ＜Ｔ３）
の場合には、（ｎ＝２）とされ、（Ｔ３≦ＤＲ＜Ｔ４）
の場合には、（ｎ＝３）とされ、（Ｔ４≦ＤＲ）の場合
には、（ｎ＝４）とされる。

【００５２】再生側では、ダイナミックレンジＤＲがエ
ラーとなると、そのブロックに割り当てられた量子化ビ
ット数が不明となり、正しく各ブロックの量子化コード
を切り出すことができず、エラーが他のブロックの量子
化コードにまで波及する伝播エラーが発生する。この問
題を解決するために、この発明の実施形態では、所定期
間例えば１シンクブロック内に含まれる量子化コードの
割り当てビット数の加算値Ｎ−ＳＵＭを伝送する。

【００５３】図７は、加算値Ｎ−ＳＵＭを記録するよう
にした例のデータ構成を示す。図３のデータ構成と同様
に、５個の連続するシンクブロックが垂直方向に重ねら
れて示されている。各シンクブロックの先頭には、ブロ
ック同期信号とＩＤ信号とが付加され、各シンクブロッ
クの終わりには、積符号の内符号のパリティが付加され
るが、これらについての図示が省略されている。

【００５４】各シンクブロックには、４個のＡＤＲＣブ
ロックの符号化データが格納される。例えば第１のシン
クブロックには、４個のＡＤＲＣブロックの符号化出力
の重要語ＤＲ１〜ＤＲ４とＭＩＮ１〜ＭＩＮ４とこの第
１シンクブロック内の量子化コードの割り当てビット数
の加算値Ｎ−ＳＵＭと量子化コードＢＰ１〜ＢＰ４とが
格納される。ＢＰ１〜ＢＰ４のそれぞれの割り当てビッ
ト数をＢＡ１〜ＢＡ４とすると、 Ｎ−ＳＵＭ＝ＢＡ１＋ＢＡ２＋ＢＡ３＋ＢＡ４・・・・(23) である。

【００５５】割り当てビット数の最大値が４ビットであ
るから、４個のブロックで、加算値Ｎ−ＳＵＭの最大値
は、１６である。これは、４ビットで表現できるが、デ
ータ構成上では、１バイトがＮ−ＳＵＭに対して割り当
てられている。各シンクブロックの先頭の９バイトは、
固定長データ領域である。各シンクブロックのデータ領
域の残りのｌの長さの領域には、４個のブロックの量子
化データＢＰｉ〜ＢＰi+3 が配される。従って、１シン
クブロックのデ−タ領域の長さは、（９＋ｌ）バイトで
ある。第１〜第５シンクブロックのデータ量は、５×
（９＋ｌ）バイトである。

【００５６】このように加算値Ｎ−ＳＵＭを記録するこ
とで、伝播エラーを防止することができる。例えば第１
シンクブロックのダイナミックレンジＤＲ３がエラーと
なると、従来では、量子化コードＢＰ３の割り当てビッ
ト数ＢＡ３が不明となる。しかしながら、ＢＡ３＝Ｎ−
ＳＵＭ−（ＢＡ１＋ＢＡ２＋ＢＡ４）の演算によって、
割り当てビット数ＢＡ３が再生側で分かる。これによっ
て、量子化コードＢＰ３の切出しを正しく行うことがで
き、その結果、ＢＰ４をも正しく切り出すことができ
る。ダイナミックレンジＤＲ３自体は、訂正できないの
で、補間等によってダイナミックレンジＤＲ３を推定す
る必要がある。

【００５７】以上の例では、４個の量子化ビット数を加
算して加算値Ｎ−ＳＵＭを形成している。これをさらに
拡張すると、異なるシンクブロック内、異なるトラック
内のように、種々のパターンの量子化ビット数をの加算
値を格納すれば、１個の場合に限らずそれ以上のエラー
も訂正できる。つまり、ｎ個の加算値Ｎ−ＳＵＭｉが格
納されているとすると、 Σａ（ｉ，ｊ）×ＢＡｊ＝Ｎ−ＳＵＭｉ（ｉ＝０〜ｎ−１）・・・(24) 但し、Σは、ｊ＝０からｊ＝ｎ−１までの加算を意味
し、ａ（ｉ，ｊ）は、どのＢＡを加えるかを示す加算パ
ターンである。上式の連立方程式を解くことによって、
複数のエラーの量子化ビット数ＢＡｊを訂正できる。

【００５８】一例として、図７のデータ構成において、
各シンクブロック内の量子化ビット数の加算値のみなら
ず、５シンクブロックの縦方向の量子化ビット数の加算
値も格納されているものとする。例えばＢＡ３、ＢＡ
７、ＢＡ１１、ＢＡ１５、ＢＡ１９の加算値Ｎ−ＳＵＭ
ｊも格納されていると、ＤＲ３およびＤＲ４の２個がエ
ラーとなっても、量子化ビット数が分かる。すなわち、
まず、ＢＡ７、ＢＡ１１、ＢＡ１５、ＢＡ１９と加算値
Ｎ−ＳＵＭｊとによって、ＢＡ３を訂正できる。次に、
ＢＡ１、ＢＡ２、訂正後のＢＡ３を用いて、ＢＡ４を訂
正することができる。

【００５９】図８は、加算値Ｎ−ＳＵＭを使用して正し
い割り当てビット数の情報を得るための回路の一例であ
る。図８において、前段のエラー訂正回路からのデータ
およびエラーフラグがビット割り当て決定回路５１に供
給される。エラーフラグは、ダイナミックレンジＤＲ、
最小値ＭＩＮ、量子化コードの各サンプルについて、そ
れぞれエラーの有無を示す１ビットのデータである。ま
た、エラーフラグがカウンタ５３に供給される。

【００６０】カウンタ５３は、各シンクブロックのダイ
ナミックレンジＤＲおよび加算値Ｎ−ＳＵＭに関するエ
ラーフラグを計数する。カウンタ５３の計数値が判定回
路５４に供給され、判定回路５４は、計数値およびエラ
ーフラグを参照して判定結果を発生し、この判定結果が
ビット割り当て訂正回路５５および選択回路５２に供給
される。判定結果に応答して量子化ビット数の訂正がビ
ット割り当て訂正回路５５においてなされ、選択回路５
２が判定結果に応じて制御される。判定結果は、次の三
つの場合を区別するものである。

【００６１】（１）ダイナミックレンジＤＲが全て正し
いビット割り当て決定回路５１でダイナミックレンジＤ
Ｒから求められた割り当てビット数を選択回路５２が選
択する。 （２）加算値Ｎ−ＳＵＭが正しく、１個のＤＲｋがエラ
ーである訂正回路５５が上述のように、正しいｋ番目の
ブロックの量子化ビット数ＢＡｋを計算する。選択回路
５２は、決定回路５１からの情報に代えて訂正されたＢ
Ａｋを選択し、ＢＡｋのエラーフラグをクリアする。 （３）Ｎ−ＳＵＭおよびＤＲに関して２個以上がエラー
であるこの場合には、訂正不可能であり、選択回路５２
は、二つの入力の何れを選択しても良い。

【００６２】選択回路５２からの量子化ビット数情報が
ビットプレーン切出し回路５６に供給され、シンクブロ
ック内の量子化コードＢＰが正しい区切りで切り出され
る。この切出し回路５６の出力がＡＤＲＣデコーダ５７
に供給され、ＡＤＲＣの復号がなされる。なお、可変長
ＡＤＲＣの場合には、所定期間例えば１トラック、複数
シンクブロック、１シンクブロック等の所定期間の量子
化データのデータ量を一定に制御するバッファリング処
理がなされる。このバッファリング処理がされる場合に
も、この発明は、適用できる。

【００６３】また、ブロック符号化としてＡＤＲＣを用
いているが、ＤＣＴ等の他のブロック符号化を用いても
良い。

【００６４】

【発明の効果】この発明は、複数の重要語の加算値を記
録しているので、加算値の下位ビットを記録することに
より、同一の重要語を複数回、記録するのと比べれば、
冗長度が低く、重要語を修整できる利点がある。また、
加算値の下位ビットを使用することによって、冗長度の
増大を抑えることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明を適用することができるディジタルＶ
ＴＲの記録／再生回路のブロック図である。

【図２】この発明の一実施形態における重要語の訂正回
路の一例の構成を示すブロック図である。

【図３】この発明の一実施形態におけるシンクブロック
の構成の一例を示す略線図である。

【図４】この発明の一実施形態における複数トラックへ
の記録方法を説明するための略線図である。

【図５】この発明の一実施形態における重要語の訂正ア
ルゴリズムの一例を説明するためのフローチャートであ
る。

【図６】この発明の一実施形態における重要語の訂正ア
ルゴリズムの他の例を説明するためのフローチャートで
ある。

【図７】この発明の他の実施形態におけるシンクブロッ
クの構成の例を示す略線図である。

【図８】この発明の他の実施形態における量子化ビット
数の訂正回路の一例のブロック図である。

【符号の説明】

１４・・・重要語訂正回路、２３・・・訂正重要語生成
回路

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁷ 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｈ０４Ｎ 5/92 Ｈ０４Ｎ 5/92 Ｈ (72)発明者 矢田 敦雄 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内 (72)発明者 内田 真史 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内 (72)発明者 高橋 健治 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数の画素からなるブロック毎に、ブロ
   ック符号化がなされることで生成され、復号のための重
   要度が高い重要語を含む符号化データを複数ブロック分
   含み、さらに、複数の上記重要語の加算値の少なくとも
   最上位ビットを除く下位ｎビットを含んだ伝送データを
   受信するブロック変換符号化データの受信装置におい
   て、 上記重要語のエラー情報が入力される入力手段と、 上記重要語がエラーである場合に、符号化時に上記エラ
   ーである重要語が加算された上記加算値から、当該加算
   値を生成する他のエラーでない重要語の下位ｎビットを
   減算することによって、上記エラーである重要語の下位
   ｎビットのデータを訂正するエラー訂正手段とを有する
   ことを特徴とするブロック変換符号化データの受信装
   置。