JPH0237629B2 - Pcmshingokirokusochi - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 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いエラー
訂正可能な符号化がなされたPCM信号記録装置
に関する。

本願出願人は、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ヤンネルのPCMデータ系列
の各々に含まれる１ワードを第１の誤り訂正符号
器に供給することによつて第１のチエツクワード
系列を発生させ、この第１のチエツクワード系列
及び複数チヤンネルの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
誤り訂正符号器に供給することによつて第２のチ
エツクワード系列を発生させるもので、ワード単
位でもつ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
通の誤り訂正ブロツクに含まれるチエツクワード
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、共通の誤り訂正
ブロツ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のチエツクワードの夫々が誤り訂正ブロツク
を構成することになるので、チエツクワードの何
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
がつてエラー訂正能力を一層向上させることがで
きる。ところで、１ワード中の１ビツトでも誤つ
ているときには、１ワード全体が誤つているもの
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。

そこでこの発明では、１ブロツク内の２ワード
エラーまで訂正でき、誤り位置が判るときには、
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−adjacent）コードの一種）を上述の多重イ
ンターリーブと組合せるようにしたものである。
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、復号機の構成を頗
る簡単とできる特徴を有している。更に、この発
明では、誤り訂正符号化がなされたPCM信号の
系列と誤り訂正用の冗長符号の系列とを磁気テー
プの長手方向に延長する互いに平行な複数本のト
ラツクに別個に記録するようにしたものである。
このようにすることで、誤り訂正符号の共通の１
ブロツクに含まれるワードが対応する別個のトラ
ツクに分配され、同期やメモリーの制御が簡単化
されるのみならず、トラツク間の距離を或る程度
大きくすることで、記録再生時に生じるドロツプ
アウトなどのエラーがトラツク毎に独立したもの
となり、誤り訂正符号の１ブロツクに含まれるワ
ードが訂正可能な範囲を越えるほど誤ることを少
なくすることができる。

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、GF(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2m個の相異なる元０、α、α²、α³……α^m-1
は、拡大体GF（2^m）を構成する。

GF（2^m）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。GF（2^m）の元は、
１，α＝｛ｘ｝，α²＝｛x²｝，……，α^m-1＝｛x^m-1｝
の線形結合でかきあらわすことができる。即ち a₀＋a₁｛ｘ｝＋a₂｛x²｝＋……＋a_n-1｛x^m-1｝ ＝a₀＋a₁α＋a₂α²＋……＋a_n-1α^m-1 あるいは（a_n-1，ａｍ−２，……，a₂，a₁，
a₀） ここで、a₀，a₁，……，a_n-1∈GF（ｐ）とな
る。

一例として、GF（2⁸）を考えると、（mod.F_(X)
＝x⁸＋x⁴＋x³＋x²＋１）で全ての８ビツトのデー
タは a₇x⁷＋a₆x⁶＋a₅x⁵＋a₄x⁴＋a₃x³＋a₂x²＋a₁x＋
a₀ 又は（a₇，a₆，a₅，a₄，a₃，a₂，a₁，a₀）で書
きあらわせるので、例えばa₇をMSB側、a₀を
LSB側に割り当てる。a_oは、GF(2)に属するので、
０又は１である。

また、多項式F_(X)から（ｍ×ｍ）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、GF（2^m）から０元を除く、残りの元
が位数2^m−１の乗法群をなすことを利用するもの
である。GF（2^m）の元を巡回群を用いて表現する
と０、１（＝α^2m-1），α，α²，α³，……α^2m-2とな
る。

さて、この発明では、ｍビツトを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
のパリテイ検査行列Ｈにもとずいてｋ個のチエツ
クワードを発生するようにしている。

また、行列Ｔによつても同様にパリテイ検査行
列Ｈを表現することができる。

但し、Ｉは、（ｍ×ｍ）の単位行列である。

上述の何れの表現も本質的に同一であり、また
第１列を全て又はＩとし、上記の第（ｎ−１）列
までの構成としても良い。更に、４個（ｋ＝４）
の場合を例にして誤り訂正符号について詳述す
る。受信データの１ブロツクを列ベクトルＶ＝
（W₁，W₂，W₃，……W_o）とすると、受信側で
発生する４個のシンドロームS₁，S₂，S₃，S₄は S₁ S₂ S₃ S₄＝Ｈ・V^T S₁＝_o 〓ⁱ⁼¹ W_i S₂＝_o 〓ⁱ⁼¹ TⁱW_i S₃＝_o 〓ⁱ⁼¹ T²ⁱW_i S₄＝_o 〓ⁱ⁼¹ T³ⁱW_i となる。

１ブロツク中に４個のチエツクワード（Ｐ＝
W_o-3，ｑ＝W_o-2，ｒ＝W_o-1，ｓ＝W_o）が含ま
れる。このチエツクワードは、下記のようにして
求められる。但し、Σは、_o-4 〓ⁱ⁼¹ を意味する。

ｐ＋ｑ＋ｒ＋ｓ＝ΣW_i T^n-3ｐ＋T^n-2ｑ＋T^n-1ｒ＋Tⁿｓ＝ΣTⁱW_i T^2n-6ｐ＋T^2n-4ｑ＋T^2n-2ｒ＋T²ⁿｓ＝ΣT²ⁱW_i T^3n-9ｐ＋T^3n-6ｑ＋T^3n-3ｒ＋T³ⁿｓ＝ΣT³ⁱW_i ｐ＋ｑ＋ｒ＋ｓ＝ΣW_i＝ａ ｐ＋Tq＋T²r＋T³s＝ΣT^i-n+3W_i＝ｂ ｐ＋T²q＋T⁴r＋T⁶s＝ΣT^2(i-n+3)W_i＝ｃ ｐ＋T³q＋T⁶r＋T⁹s＝ΣT^3(i-n+3)W_i＝ｄ 上述の連立方程式を解くことによつてチエツク
ワードを求めることができる。このための演算
は、GF（2^m）において定義された演算であり、そ
の過程を省略し、下記にその結果を示す。

ｐ＝T⁶a＋（T³＋T⁴＋T⁵）ｂ＋（Ｔ＋T²＋T³）
ｃ＋ｄ／（１＋Ｔ）（１＋T²）（１＋T³） ｑ＝T⁵a＋（T²＋T³＋T⁵）ｂ＋（１＋T²＋T³）
ｃ＋ｄ／T²（１＋T⁴） ｒ＝T⁴a＋（Ｔ＋T³＋T⁴）ｂ＋（１＋Ｔ＋T³）
ｃ＋ｄ／T³（１＋T⁴） ｓ＝T³a＋（Ｔ＋T²＋T³）ｂ＋（１＋Ｔ＋T²）
ｃ＋ｄ／T³（１＋Ｔ）（１＋T²）（１＋T³） ｐ＝〔T⁶ΣW_i＋（１＋Ｔ＋T²）｛ΣT^i-n+6W_i ＋ΣT^2(i-n+3)+1W_i｝＋ΣT^3(i-n+3)W_i〕 ×（１＋Ｔ）^-1（１＋T²）^-1（１＋T³）^-1 ｑ＝〔T⁵ΣW_i＋（１＋Ｔ＋T³）ΣT^i-n+5W_i ＋（１＋T²＋T³）ΣT^2(i-n+3)W_i ＋ΣT^3(i-n+3)W_i〕×T^-2（１＋T⁴）^-1 ｒ＝〔T⁴ΣW_i＋（１＋T²＋T³）ΣT^i-n+4W_i ＋（１＋Ｔ＋T³）ΣT^2(i-n+3)W_i ＋ΣT^3(i-n+3)W_i〕×T^-3（１＋T⁴）^-1） ｓ＝〔T³ΣW_i＋（１＋Ｔ＋T²）｛ΣT^i-n+4W_i ＋ΣT^2(i-2+3)W_i｝ ＋ΣT^3(i-n+3)W_i〕×T^-3（１＋Ｔ）^-1 （１＋T²）^-1（１＋T³）^-1 次に、上述のように形成されたチエツクワード
を含むデータが伝送され、受信された場合のエラ
ー訂正について説明する。エラー位置を示すポイ
ンタを用いないことを前提とする。

〔1〕 エラーがない場合：S₁＝S₂＝S₃＝S⁴＝０ 〔2〕 １ワードエラー（エラーパターンをe_iとす
る）の場合：S₁＝e_i S₂＝Tⁱe_i S₃＝T²ⁱe_i S⁴＝T³ⁱe_i したがつて TⁱS₁＝S₂ TⁱS₂＝S₃ TⁱS₃＝S₄ の関係が全て成立している。そのときのシンド
ロームS₁がエラーパターンe_iそのものとなる。

〔3〕 ２ワードエラー（e_i，e_j）の場合 S₁＝e_i＋e_j S₂＝Tⁱe_i＋T^je_j S₃＝T²ⁱe_i＋T^2je_j S₄＝T³ⁱe_i＋T^3je_j 上式を変形すると T^jS₁＋S₂＝（Tⁱ＋T^j）e_i T^jS₂＋S₃＝Tⁱ（Tⁱ＋T^j）e_i T^jS₃＋S₄＝T²ⁱ（Tⁱ＋T^j）e_i したがつて Tⁱ（T^jS₁＋S₂）＝T^jS₂＋S₃ Tⁱ（T^jS₂＋S₃）＝T^jS₃＋S₄ が成立すれば、２ワードエラーと判定され、そ
のときのエラーパターンは e_i＝S₁＋T^-jS₂／１＋T^i-j e_j＝S₁＋T^-iS₂／１＋T^j
-i 〔4〕 ３ワードエラー（e_i，e_j，e_k）の場合 S₁＝e_i＋e_j＋e_k S₂＝Tⁱe_i＋T^je_j＋T^ke_k S₃＝T^2je_i＋T^2je_j＋T^2ke_k S₄＝T³ⁱe_i＋T^3je_j＋T^3ke_k 上式を変形すると T^kS₁＋S₂＝（Tⁱ＋T^k）e_i＋（T^j＋T^k）e_j T^kS₂＋S₃＝Tⁱ（Tⁱ＋T^k）e_i＋T^j（T^j＋T^k）e_j T^kS₃＋S₄ ＝T²ⁱ（Tⁱ＋T^k）e_i＋T^2j（T^j＋T^k）e_j したがつて T^j（T^kS₁＋S₂）＋（T^kS₂＋S₃） ＝（Tⁱ＋T^j）（Tⁱ＋T^k）e_i T^j（T^kS₂＋S₃）＋（T^kS₃＋S₄ ＝Tⁱ（Tⁱ＋T^j）（Tⁱ＋T^k）e_i 上式から Tⁱ（T^j（T^kS₁＋S₂）＋（T^kS₂＋S₃）） ＝T^j（T^kS₂＋S₃）＋（T^KS₃＋S₄） が成立すれば、３ワードエラーと判定できる。
但し、（S₁≠０，S₂≠０，S₃≠０）であること
を条件としている。そのときの各誤りパターン
は e_i＝S₁＋（T^-j＋T^-k）S₂＋T^-j-kS₃／（１＋T^i-j）（
１＋T^i-k） e_j＝S₁＋（T^-k＋T_-i）S₂＋T^-k-iS₃／（１＋T^j-i）（
１＋T^j-k） e_k＝S₁＋（T^-i＋T^-j）S₂＋T^-i-jS₃／（１＋T^k-i）（
１＋T^k-i） で求められる。

このように、全ての２ワード誤りまでは、ポイ
ンタを用いないで訂正することができる。また、
ポインタを用いて、エラー位置（ｉ，ｊ，ｋ，
ｌ）が分かれば、４ワードエラーも訂正すること
ができる。

なお、チエツクワード系列の数ｋをより増加さ
せれば、エラー訂正能力が一層向上する。

以下、この発明が適用された固定ヘツド方式の
PCM信号記録再生装置の一実施例について図面
を参照して説明する。

第１図は、この一実施例の記録系の構成を示
し、１₁〜１₂₄の24個の入力端子に対してオーデ
イオPCM信号が供給され、誤り訂正エンコーダ
２に供給される。この誤り訂正エンコーダ２につ
いては後に詳述するが、クロスインターリーブと
上述のような誤り訂正符号とを併用したもので、
初段の符号化で４個のチエツクワードが付加さ
れ、次段の符号化で更に４個のチエツクワードが
付加され、誤り訂正エンコーダ２の出力には、32
チヤンネルのデイジタル信号系列が現れ、これが
変調器３₁，３₂，３₃，……３₃₂に供給され、FM
変調、3PM変調などのチヤンネルコーデイング
がなされ、記録アンプ４₁，４₂，４₃，……４₃₂を
介して記録ヘツドHR₁〜HR₃₂に供給される。そ
して、磁気テープの長手方向に延長する互いに平
行な32本のトラツクとして24チヤンネルのオーデ
イオPCM信号系列と４チヤンネルずつの２つの
チエツクワード系列とが記録される。また、所定
周波数例えば200Hzの正弦波信号を発生する発振
器５が設けられ、この信号がアンプ４₃₃を介して
記録ヘツドHR₃₃に供給され、磁気テープに記録
される。これは、再生時に再生ヘツドとトラツク
とのトラツキングをとるための検出用トラツクを
形成するためである。記録ヘツドHR₁〜HR₃₃は、
マルチギヤツプヘツドの構成とされている。

第２図はこの発明の一実施例の再生系を示し、
HP₁，HP₂，HP₃……HP₃₄がマルチギヤツプヘ
ツドの構成とされた再生ヘツドであり、HP₁〜
HP₃₂がデータトラツクからオーデイオPCM信号
及びチエツクワードの系列を再生し、再生ヘツド
HP₃₃及びHP₃₄が検出用トラツクを走査する。

検出用トラツクの上側のエツジと下側のエツジ
とが夫々再生ヘツドHP₃₃，HP₃₄の中心に来る位
置関係がジヤストトラツキングとなるように選ば
れている。この再生ヘツドHP₃₃及びHP₃₄の再生
出力が再生アンプ６₃₃，６₃₄を夫々介してトラツ
キング検出回路７に供給される。再生ヘツド
HP₃₃，HP₃₄の再生出力は、ジヤストトラツキン
グ時で等しい振幅のものとなり、トラツキングの
ずれが生じると、再生ヘツドHP₃₃，HP₃₄の再生
出力の振幅が等しくなくなる。この振幅の差及び
その極性は、トラツキングのずれの量及びその方
向に応じたものとなり、トラツキング検出回路７
では、トラツキングのずれを補正するための制御
信号が形成され、この制御信号によつて例えば電
磁力を利用した位置制御装置８が駆動され、再生
ヘツドHP₁〜HP₃₄の高さが変えられ、ジヤスト
トラツキング状態となされる。

また、再生ヘツドHP₁〜HP₃₂によつてデータ
トラツクから再生されたデイジタル信号が再生ア
ンプ６₁〜６₃₂を夫々介してクロツク抽出回路９₁
〜９₃₂に供給され、伝送データのビツト周波数成
分のクロツクが取り出される。１０₁〜１０₃₂は、
チヤンネルデコーデイングのための復調回路を示
し、この復調回路１０₁〜１０₃₂の出力がTBC（時
間軸誤差補正装置）１１₁〜１１₃₂に供給され、
ジツタなどによる時間軸変動分が除去される。そ
して、後述するような誤り訂正デコーダ１２に供
給されることによつて、誤りの検出及び訂正がな
され、出力端子１３₁〜１３₂₄の夫々にPCMオー
デイオ信号の系列が取り出される。伝送エラーの
うちで訂正不可能なものを目立たなくするよう
に、図示せずも、誤り訂正デコーダ１２に対して
誤り補正回路が接続され、更に、その後において
マルチプレクサによつてステレオの左右のチヤン
ネルのデータに変換される。

第３図は、誤り訂正エンコーダ２を全体として
示すもので、その入力側にオーデイオPCM信号
が供給される。オーデイオ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_s（例
えば44.1〔ｋHz〕）でもつてサンプリングし、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
つて左チヤンネルのオーデイオ信号に関しては、
（L₀，L₁，L₂……）と各ワードが連続するPCM
データが得られ、右チヤンネルのオーデイオ信号
に関しても（R₀，R₁，R₂……）と各ワードが連
続するPCMデータが得られる。この左右のチヤ
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チヤンネルの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_6o，R_6o，L_6o+1，R_6o+1，L_6o+2，R_6o+2，L_6o+3，
R_6o+3，L_6o+4，R_6o+4）の12ワードが入力される。
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_iとして表わし、上位８ビツト
に関しては、W_i,AとＡのサフイツクスを付加し、
下位８ビツトに関しては、W_i,BとＢのサフイツク
スを付加して区別している。例えばL_6oがW_12o,A
及びW_12o,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１４に対して供給される。

（ｎ＝０、１、２……）とすると、L_6o（＝
W_12o,A、W_12o,B、R_6o（＝W_12o+1,A、W_12o+1,B）、
L_6o+2（＝W_12o+4,A、W_12o+4,B）、R_6o+2（＝W_12o+5,A、
W_12o+5,B）、L_6o+4（＝W_12o+8,A、W_12o+8,B）、R_6o+4
（＝W_12o+9,A、W_12o+9,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１４の１ワード遅延回
路１５Ａ，１５Ｂ，１６Ａ，１６Ｂ，１７Ａ，１
７Ｂ，１８Ａ，１８Ｂ，１９Ａ，１９Ｂ，２０
Ａ，２０Ｂによつて１ワード遅延される。また、
偶奇インターリーバ１４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
の伝送チヤンネルを占め、奇数番目のワードから
なる12個のデータ系列が第13〜第24番目までの伝
送チヤンネルを占めるように変換される。

偶奇インターリーバ１４は、左右のステレオ信
号の夫々に関して連続する２ワード以上が誤り、
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（L_i-1，L_i，L_i+1）
と連続する３ワードを考えると、L_iが誤つてお
り、然もこのエラーが訂正不可能な場合に、L_i-1
又はL_i+1が正しいことが望まれる。それは、誤つ
ているデータL_iを補正する場合において、前の正
しいワードL_i-1でもつてL_iを補間（前値ホール
ド）したり、L_i-1及びL_i+1の平均値でもつてL_iを
補間するためである。偶奇インターリーバ１４の
遅延回路１５Ａ，１５Ｂ〜２０Ａ，２０Ｂは、隣
接するワードが異なる誤り訂正ブロツクに含まれ
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ヤンネルを
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１４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ワードずつ取り出されて符
号器２１に供給され、第１のチエツクワード
Q_12o，Q_12o+1，Q_12o+2，Q_12o+3が形成される。第
１のチエツクワードを含んで構成される誤り訂正
ブロツクは （W_12o-12,A、W_12o-12,B、W_12o+1-12,A、
W_12o+1-12,B、W_12o+4-12,A、W_12o+4-12,B、
W_12o+5-12,A、W_12o+5-12,B、W_12o+8-12,A、
W_12o+8-12,B、W_12o+9-12,A、W_12o+9-12,B、W_12o+2,A、
W_12o+2,B、W_12o+3,A、W_12o+3,B、W_12o+6,A、
W_12o+6,B、W_12o+7,A、W_12o+7,B、W_12o+10,A、
W_12o+10,B、W_12o+11,A、W_12o+11,B、Q_12o、Q_12o+1、
Q_12o+2、Q_12o+3） となる。第１の符号器２１では、１ブロツクのワ
ード数：（ｎ＝28）、１ワードのビツト数：（ｍ＝
８）、チエツクワード数：（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個のチエツ
クワード系列とがインターリーバ２２に供給され
る。インターリーバ２２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エツクワード
系列が介在するように伝送チヤンネルの位置を変
えてから、インターリーブのための遅延処理を行
なつている。この遅延処理は、第１番目の伝送チ
ヤンネルを除く他の27個の伝送チヤンネルの夫々
に対して、1D、2D、3D、4D、……、26D、27D
（但しＤは単位遅延量）の遅延量の遅延回路を挿
入することでなされている。このインターリーバ
２２は、メモリーによつて構成される。

インターリーバ２２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
２３に供給され、第２のチエツクワードP_12o，
P_12o+1，P_12o+2，P_12o+3が形成される。第２のチ
エツクワードを含んで構成される32ワードからな
る誤り訂正ブロツクは、下記のものとなる。

（W_12o-12,A、W_{12o-12(D+1),B}、W_{12o+1-12(2D+1),A}、
W_{12o+1-12(3D+1),B}、W_{12o+4-12(4D+1),A}、
W_{12o+4-12(5D+1),B}、W_{12o+5-12(6D+1),A}、
W_{12o+5-12(7D+1),B}、 ……… Q_12o-12(12D)、Q_{12o+1-12(13D)}、Q_{12o+2-12(14D)}、
Q_{12o+3-12(15D)}、 ……… W_{12o+10-12(24D),A}、W_{12o+10-12(25D),B}、
W_{12o+11-12(26D),A}、W_{12o+11-12(27D),B}、P_12o、P_12o+1
、
P_12o+2、P_12o+3） かかる第１及び第２のチエツクワードを含む32
個のデータ系列のうちで、偶数番目の伝送チヤン
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２４が設けられており、また第２の
チエツクワード系列に対してインバータ２５，２
６，２７，２８が挿入される。インターリーバ２
４によつてブロツ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２５〜２
８は、伝送時におけるドロツプアウトによつて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。そして、最
終的に得られる24個のPCMデータ系列と８個の
チエツクワード系列とが前述のようにして磁気テ
ープの32本のトラツクの各々に記録される。

上述の符号器２１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２３は、（ｎ＝32、ｍ＝８、
ｋ＝４）である。

再生されたデータが増幅、復調などの処理をさ
れて１伝送ブロツクの32ワード毎に第４図に示す
誤り訂正デコーダの入力に加えられる。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、このデコーダの入力に加
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、エンコーダにおけるインターリーブ処理と
対応するデインターリーブ処理を行なつて、デー
タの順序を元に戻してから誤り訂正を行なう。

まず、奇数番目の伝送チヤンネルに対して１ワ
ードの遅延回路が挿入されたデインターリーバ２
９が設けられ、また、チエツクワード系列に対し
てインバータ３０，３１，３２，３３が挿入さ
れ、第１の復号器３４に供給される。復号器３４
では、第５図に示すように、パリテイ検査行列
H_c1と入力の32ワード（V^T）とから、シンドロー
ムS₁₁，S₁₂，S₁₃，S₁₄が発生され、これにもとず
いて前述のようなエラー訂正が行なわれる。αは
（F_(X)＝x⁸＋x⁴＋x³＋x²＋１のGF（2⁸）の元であ
る。復号器３４からは、24個のPCMデータ系列
と４個のチエツ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ポイン
タ（少なくとも１ビツト）が付加されている。

この復号器３４の出力データ系列がデインター
リーバ３５に供給される。デインターリーバ３５
は、誤り訂正エンコーダにおけるインターリーバ
２２でなされる遅延処理をキヤンセルするための
もので、第１番目の伝送チヤンネルから第27番目
の伝送チヤンネルまでの夫々に（27D，26D，
25D，……2D，1D）と遅延量が異ならされた遅
延回路が挿入されている。デインターリーバ３５
の出力が第２の復号器３６に供給される。復号器
３６では、第６図に示すように、パリテイ検査行
列H_C2と入力の28ワードとから、シンドローム
S₂₁，S₂₂，S₂₃，S₂₄が発生され、これにもとずい
て前述のようなエラー訂正が行なわれる。復号器
３６においてエラーを訂正したワードに関するポ
インタは、クリアされ、復号器３６でも訂正でき
なかつたエラーを含むワードに関するポインタ
は、クリアされない。

かかる復号器３６の出力に現れるデータ系列が
偶奇デインターリーバ３７に供給される。偶奇デ
インターリーバ３７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ヤン
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
ード遅延回路が挿入されている。この偶奇デイン
ターリーバ３７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
目の伝送チヤンネルとを有するPCMデータ系列
が得られることになる。

この第４図に示す誤り訂正デコーダでは、第１
のチエツクワードP₁₂，P_12o+1，P_12o+2，P_12o+3を
用いたエラー訂正と第２のチエツクワードQ_12o，
Q_12o+1，Q_12o+2，Q_12o+3を用いたエラー訂正とを
夫々１回ずつ行なつている。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。

なお、上述の例では、インターリーバ２２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、不規則なものとしても良い。また、第
２のチエツクワードP_iは、PCMデータのみなら
ず、第１のチエツクワードQ_i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
エツクワードQ_iが第２のチエツクワードP_iをも含
むようにすることも可能である。具体的には、第
２のチエツクワードP_iを帰還して第１のチエツク
ワードを形成する符号器に供給すれば良い。

以上の説明から理解されるように、この発明に
依れば、１ブロツクに含まれるワードの夫々を別
個のトラツクとして記録しており、また、トラツ
ク間がある程度の距離をおいているときには、ド
ロツプアウトがテープ長手方向に関して複数のト
ラツクの同一位置に発生しにくいので、１ブロツ
ク内で訂正不可能となるほど多数のワードが誤る
ことを防止することができる。また、この発明で
は、エラー位置を示すポインタを用いないでも、
例えば２ワードエラーまで訂正することができる
誤り訂正符号を用いており、また、クロスインタ
ーリーブによつてバーストエラーを分散させるよ
うにしているので、ランダムエラー及びバースト
エラーの何れに対しても有効なエラー訂正を行な
うことができる。この発明における誤り訂正符号
は、訂正可能なエラーワード数が増加するほど、
復号アルゴリズムが複雑となる。もし、１ワード
エラーだけの訂正を行なうときには、頗る簡単な
構成の復号器を用いることができる。したがつ
て、誤り訂正復号器として、訂正能力が低いもの
から高いものまでの複数グレードのものを用意す
ることが容易となる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例の記録系の構成を
示すブロツク図、第２図はその再生系の構成を示
すブロツク図、第３図はこの発明の一実施例にお
ける誤り訂正エンコーダの構成を示すブロツク
図、第４図はこの発明の一実施例における誤り訂
正デコーダの構成を示すブロツク図、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。 HR₁〜HR₃₃…記録ヘツド、HP₁〜HP₃₃…再生
ヘツド、２…誤り訂正エンコーダ、１２…誤り訂
正デコーダ、２１，２３…符号器、１４，２２，
２４…インターリーバ、３４，３６…復号器、２
９，３５，３７…デインターリーバ。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 入力されたPCMデータを複数チヤンネルに
   分配し、この複数チヤンネルのPCMデータ系列
   の各々に含まれる１ワードを第１の誤り訂正符号
   器に供給することによつて第１のチエツクワード
   系列を発生させ、この第１のチエツクワード系列
   及び上記複数チヤンネルのPCMデータ系列をチ
   ヤンネルごとに異なる時間遅延させ、この異なる
   時間遅延された各チヤンネルのうち少なくとも複
   数チヤンネルのPCMデータ系列に各々含まれる
   １ワードを第２の誤り訂正符号器に供給すること
   によつて第２のチエツクワード系列を発生させ、
   上記異なる時間遅延された複数チヤンネルの
   PCMデータ系列と上記第１及び第２のチエツク
   ワード系列とを磁気テープの長手方向に延長する
   互いに平行な複数本のトラツクに別個に記録する
   ようになし、上記第１及び第２の誤り訂正符号器
   は、ｍビツトを１ワードとし、ｎワードを１ブロ
   ツクとするときに、下記のパリテイ検査行列Ｈに
   もとずいてｋ個のチエツクワードを発生するよう
   に構成されていることを特徴とするPCM信号記
   録装置。 但し、αは、GF(2)上の既約多項式をＦ（Ｘ）と
   するときに、（Ｆ（Ｘ）＝０）を満足する根である。