JPH08509351A

JPH08509351A - セミサイクリックコードに基づく誤り補正可能データ伝送方法及び装置

Info

Publication number: JPH08509351A
Application number: JP7522232A
Authority: JP
Inventors: コンスタントポールマリーヨゼフバッヘン; ルドフィカスマリヌスヘラルダスマリアトルフィツェン
Original assignee: フィリップスエレクトロニクスネムローゼフェンノートシャップ
Priority date: 1994-02-16
Filing date: 1995-02-14
Publication date: 1996-10-01
Also published as: CN1126005A; KR960702131A; WO1995023384A3; WO1995023384A2; AU1544895A; TW257907B; EP0698269A1

Abstract

(57)【要約】デジタル信号は、複数の一様なビット長の情報符号の（ｓ）シーケンスとして伝送される。各シーケンスは各入力チャネルで発生し、検査ワードは符号化中の伝送に含まれる。各入力チャネルのそれぞれからの符号の第１ブロックを、第１配置状態で第１誤り補正符号化器に供給して、一連の（ｐ）第１検査符号を発生させる。次いで、第１ブロックの各符号及び（ｐ）第１検査符号のそれぞれがそれぞれ相違する遅延で遅延され、第２誤り補正符号化器に供給する際に第２配置状態の符号の第２ブロックが得られる。これにより伝送の際に一連の（ｑ）第２検査符号が発生する。第１検査符号及び第２検査符号を発生させて、各パリティ検査行列はそれぞれ、セミサイクリックコードの（ｓ＋ｐ＋ｑ）列で（ｐ）及び（ｑ）行を満足する。遅延により、第１配置状態の隣接する符号は第２配置状態の隣接する瞬時に置かれ、（ｑ）第２検査符号は第１配置状態に応じて第１符号化器で再結合される。

Description

【発明の詳細な説明】セミサイクリックコードに基づく誤り補正可能データ伝送方法及び装置発明の分野本発明は、複数の情報符号のｓシーケンスの形態のデジタル情報信号を伝送するに当たり、各符号が一様なビット長を有するとともにこのような符号のシーケンスのそれぞれが各入力チャネル中に発生し、検査ワードを、符号化後に送信される信号に含ませて、前記伝送によって生じた誤り符号の補正を可能にし、このような入力チャネルのそれぞれから、第１配置状態のｓ符号の第１ブロックを第１誤り補正符号化器に供給して、一連のｐ第１検査符号を発生させ、前記第１ブロック中の各符号及び前記ｐ第１検査符号のそれぞれをそれぞれ相違する遅延時間で遅延させて、第２配置状態の第２ブロックをその後発生させ、この第２ブロックの符号のそれぞれはそれぞれ相違する前記第１ブロックから発生させ、前記符号の第２ブロックを第２誤り補正符号化器に供給して、一連のｑ第２検査符号を発生させるとともに、前記情報符号、前記第１検査符号及び前記第２検査符号を伝送するデジタル情報信号伝送方法に関するものである。また本発明はこの方法を実行する装置に関するものである。このような方法及び装置特にこれらのための復号化ストラテジは、本譲受人の米国特許明細書第4, 477,940号（参照Ｉ）に記載されている。他の特別な復号化ストラテジは、本明細書と同一の譲受人による米国特許明細書第4,683,572号公報（参照II）に記載されている。特に本発明者により使用される全てのコードを線形コードとし、したがって二つのコードワードの和もコードワードとなる。これにより、体系的なコードワードを非体系的なコードワードに又はその逆に明確に又は内在的に変換できる。ここでは、高品質オーディオ信号を記録及び伝送する既知のコンパクトディスクシステムの誤り保護に関して説明する。このシステムの種々の拡張は情報誤り保護技術に基づく。大抵の場合、デジタル誤り保護は、元のデジタル入力信号を完全に再生すれば十分であり、それに対してオーディオ信号の再生の場合には、オーディオ信号それ自体にある種の内挿を行って補正不可能な誤りをマスクすることにより最終的なリコース（recourse）を見つけることができる。上記システムは広く成功して市販されているが、達成可能なデータ速度及びコードそれ自体により付与される誤りに対する強さを増大させる点に関してより高性能なものが要求されている。本発明の要約したがって本発明の目的は、データ速度及び上記引例によるデジタル誤り保護の強さを改善して上記オーディオ内挿の必要を除くとともに、このような内挿を行えない種々の他の領域の適応性を改善し、同時にできるだけ簡単かつ有効な符号化及び復号化ストラテジを保持することである。その結果、本発明の特徴の一つによれば、前記第１検査符号及び前記第２検査符号を発生させて、各パリティ検査行列を満足させ、各行列はｓ＋ｐ＋ｑ列、ｐ及びｑ行並びにセミサイクリックコードのｐ．ｑ＞１を有し、前記遅延により、前記第１配置状態の隣接する符号を前記第２配置状態の一様な間隔の瞬時に配置し、前記ｑ第２検査符号を、前記第１配置状態に基づいて前記第１誤り符号化器で再結合し、全ての符号を前記第１検査符号及び前記第２検査符号によって保護することを特徴とする。セミサイクリックコードの特別な特性を後に説明する。第２検査符号の再結合により、第１誤り補正コードの保護の下にもこれら符号を配置する。この追加の保護は全体に亘る誤り補正性能特に任意の符号誤りの補正に特に利点を有することが確認されている。主要な効果のうちの一つは、種々のコードワードの長さを増大できることであり、その結果オーバヘッドの量が少なくなる。また本発明は、誤り補正を復号化する方法、誤り補正を伝送する装置、誤り補正を復号化する装置及び種々の請求の範囲で特定されたような上記方法及び／又は装置と共同して使用するために離間して配置された情報を提供する担体に関するものである。特に、前記第１ブロックの有限シーケンスを伝送するに当たり、この有限シーケンスの伝送後、前記第１検査符号及び前記第２検査符号の終了シーケンスを、前記遅延及び前記再結合により発生させ、これら終了シーケンスを、抽象情報符号のみ具える一連のｓ＋ｑ−１第１ブロックに限定する。これにより、データセグメントを互いに分離するのに利用できる第１コードフォーマットを発生させ、これによりコードの相互作用が発生しない。好適には、前記第１検査符号及び前記第２検査符号の前記終端シーケンスを、前記有限シーケンスの開始部に前記第１検査符号及び前記第２検査符号の始端シーケンスを符号態様で付加することにより配置し、これによって円筒記憶フォーマットを実現する。これを線形コードを用いることにより実現でき、物理担体区域で表現できるように同一量のユーザデータに対するフォーマットの長さを短くすることができる。前記第１ブロックの有限シーケンスを伝送するに当たり、前記第１誤り補正符号化器及び前記第２誤り補正符号化器を交互に動作させ、これら符号化器が、適切な場合には常に一つ以上の最初の前記第１ブロックを循環させることにより前記第２ブロックを完了させることによって前記各配置状態で一様な数の情報符号を受信するのが好適である。これにより、循環が行われないいわゆるテールアップ（tail-up）フォーマットの早い時期の復号化を許容する。（シリンダフォーマットの）ｍ≧ｓ非零前記第１データブロックの有限シーケンスを伝送するに当たり、ａ：パータｂ１，ｂ２を実行するとともに０≦ｙ≦ｍの連続的な第１データブロックのそれぞれに対して最初の前記第１データブロックから開始し、最初にＣ１コードワードを形成し、次いでＣ２コードワードを形成し、ｂ１：最後の前記第１データブロックの各データ符号に対して、その最後のデータ符号を除いて関連のＣ２コードワードを形成し、ｂ２：このようにして形成された符号のｓ行ｑ列のブロックの全ての符号を、符号の最初のｑ前記第１ブロックに対応して位置したデータ符号を減算し、ｃ：パートｂ１，ｂ２を発生させるとともに０≦ｚ＝ｍ−ｙ≦ｍの連続的な第１データブロックのそれぞれに対して最後の前記第１データブロックから開始した後、最初にＣ２コードワードを形成し、次いでＣ１コードワードを形成し、ｄ：パートａ及びｃを発生させた後、ｑＣ１コードワード又はｐＣ２コードワードによりｐ×ｑ検査符号を含むダイヤモンド形状を発生させ、ｅ：パートｂ１を実行するとともパートｂ１の符号を含む検査符号を専ら具えるｑ列を完了させた後、これらｑ列の全ての符号を最初のｑ符号列に対応して位置する符号に付加し、次いで前記ｑ検査列のブロックを抑制するのが好適である。これは直進符号化プロシージャである。（シリンダフォーマットの）ｍ＜ｓ非零前記第１データブロックの有限シーケンスを伝送するに当たり、ａ：パートｂ１，ｂ２を実行するとともに０≦ｙ≦ｍの連続的な第１データブロックのそれぞれに対して最初の前記第１データブロックから開始し、最初にＣ１コードワードを形成し、次いでＣ２コードワードを形成し、ｂ１：最後の前記第１データブロックの各データ符号に対して、その最後のデータ符号を除いて関連のＣ２コードワードを形成し、このようにして形成されたＣ２コードワードは次のＣ２コードワードの最初のデータ符号に隣接する列に最終データ符号を有するようになり、これらが発生している間先のＣ２コードワードの検査符号を後のＣ２コードワードの検査符号に置き、ｂ２：このようにして形成された符号のｓ行ｑ列のブロックの全ての符号を、同一行に位置したデータ符号を減算し、列Ｊ＋ｍ，ｊ＋２ｍ等の検査符号を、問題となっている行の全ての検査符号から一旦減算されるまで列ｊのデータ符号から減算し、ｃ：パートｂ１，ｂ２を発生させるとともに０≦ｚ＝ｍ−ｙ≦ｍの連続的な第１データブロックのそれぞれに対して最後の前記第１データブロックから開始した後、最初にＣ２コードワードを形成し、次いでＣ１コードワードを形成し、ｄ：パートａ及びｃを発生させた後、ｑＣ１コードワード又はｐＣ２コードワードによりｐ×ｑ検査符号を含むダイヤモンド形状を発生させ、ｅ：パートｂ１を実行するとともにパートｂ１の符号を含む検査符号を専ら具えるｑ列を完了させた後、これらｑ列の全ての符号を最初のｑ符号列ｓに対応して位置する符号に付加し、ポイントｂ２もこれと同様にし、次いで前記ｑ検査列のブロックを抑制するのが好適である。他の好適な特徴を従属する請求の範囲に示す。図面の簡単な説明本発明の特徴及び利点を、後の好適実施例の開示及び図面を参照して説明する。図１は符号化装置の全体に亘るブロックダイヤグラムを示す。図２はいわゆるダイヤモンドコードを説明する。図３は体系的な形態のダイヤモンドコードを示す。図４は積コードに対する現在のコードの一致を示す。図５は符号化実施例の詳細な説明を提供する。図６は種々のコード符号の位置を示す。図７は復号化実施例の詳細な説明を提供する。図８は復号化装置の全体に亘るブロックダイヤグラムを示す。図９は担体上の符号配置を示す。図１０及び１１はブロックコードの説明のための行列を示す。図１２は回旋的な復号化データブロックを示す。図１３は繰り返しデータブロックの符号化を示す。図１４は円筒復号化データブロックを示す。図１５は奇数−偶数インタリーブを有する短バーストの整列を示す。図１６は符号順列を有する奇数／偶数インタリーブを示す。図１７は不均一な誤り保護を特徴とする改善された記憶構成を示す。図１８は有限サポート回旋ダイヤモンドコードワードを示す。図１９はブロック回旋ダイヤモンドコードワードを示す。図２０は連結された図１９によるコードブロックを示す。図２１はブロックの復号化の準備を示す。図２２は短ブロックの第１の符号化を示す。図２３は短ブロックの第２の符号化を示す。図２４は情報に対する右上パリティの付加を示す。図２５はダイヤモンド符号化を示す。図２６はダイヤモンド符号化及び周期拡張を示す。図２７は右上末尾の有効な発生を示す。図２８は変更したスコーピオン前処理を示す。図２９はパリティのフォールディングを示す。好適実施例の開示以後、本発明による基本解決法を示す。次いで、一般に同一発明の範囲内にある相違する解決方法に有利な特徴のうちの一つ以上の種々の相違する組合せ及び／又は有効な変形において基本実施例を補足することができる種々の追加、修正及び詳細を開示する。追加のそれぞれに個別の番号を付す。一般に、パラメータの値を任意とする。１．図１は、符号化装置の全体に亘るブロックダイヤグラムを示す。データ符号は、例えば８ビット符号を収容する８ビット幅とすることができる入力部１００に到達する。ブロック１０２を、到達の順序及び適切なチャネルに符号を割り当てる選択機構に基づいて符号を取り出す入力記憶部とする。遅延により、第１符号化段１０４に種々の符号を正確な瞬時に表すことができる。符号化器１０４に対する垂直入力部を単一ラインとして示す。しかしながら、入力前の種々の符号間の相互作用はない。符号化器１０４は、入力１００として同一データ速度で到来する符号を受信する必要がある。これにより受信した各データ符号に対して、符号化器１０４は、問題となっているデータ符号が属する第１コードのワードの種々の予備第１検査符号に対する寄与を決定する。必要な場合には、符号化器１０４は、例として後に図９に示すフォーマットに適用できるようなコードワードのサイクルの予備検査符号に対するデータ符号により寄与を算出することができる。この状況を、特定のコードワードの符号が隣接して到達しない場合に適用することができるが、周期的に一つ以上の他のワードの符号を点在させる。ブロック１０６を、第２符号化段１０８により処理するデータ符号及び第１検査符号を整列させる中間記憶部とする。ブロック１０８は、ブロック１０４と同様に、第２コードワードに関連する第２検査符号を計算する。ブロック１１０は、連続的な出力部１１２に対する順次の正確に表すデータ符号並びに第１及び第２検査符号を取り出す出力記憶部とする。符号化器１０８に第２検査信号が発生すると、遅延部１０７を介して、適切な第１コードワードにも寄与する符号化器１０４で再結合される。本例で示したように、図１のｐ及びｑは値８を有する。概して、ｐ^・ｑ＞１とする。データ数すなわちユーザ符号の数であるｓの値は著しく大きいが、１１８の値で良好な結果が得られた。より程度の高い保護は５２の値で達成された。詳細なタイミングを図２及び５〜７を参照して説明する。図２は、いわゆるダイヤモンドコードの説明図である。図において、各行は符号のシーケンスを表し、各符号はますの一つに及び、各ますは一つの符号で占有される。通常、各符号は、完全な制約を受けない場合でも８ビットを有する。矢印を付したＣ１及びＣ２は、Ｃ１コードワード及びＣ２コードワードの位置をそれぞれ表す。Ｃ１ワードは垂直方向にあり、Ｃ２ワードは対角線方向にある。全てのコードワードは、いわゆるセミ−サイクリックコードすなわち弱サイクリックの一部を形成する。このようなコードＣの定義は以下の通りである。（0,c1,c2，…cn-1）∈C<=>（c1,c2，…cn-1,0）∈C 換言すれば、符号０から開始する左側のｎ符号ワードがコードＣのワードである場合、図示したように１符号超えて循環するワード、したがって符号０で終了するワードもコードＣのワードとなる。当然、零より大きい数で開始するワードを、比較的大きい数の符号位置を超えて循環させることができる。しかしながら、他の方向の循環は必然的にコードワードとならない。上記特性を有する種々のコードを付与することができるが、引用文献にも使用されている短縮リード−ソロモンコードにより、わかりやすい分類を形成することができる。短縮ＢＣＨコードも、より一般的に適用されるコードである。両コードとも、最初の一連の符号のみをデータすなわち検査符号として使用し、それに対して全ての後の符号を本質的に零とする。非短縮リード−ソロモンコードは周期的であり、これは、そのコードワードの全てのありうる循環もコードワードであることを意味する。ここで、現在用いられている符号が零符号で開始又は終了する場合、式に示すようなその循環もコードワードである。これはセミ−サイクリックの定義であり、一般に短縮サイクリックコードは弱サイクリックである。語「弱」は、短縮サイクリックコードはもはや十分なサイクリックでない意味を含む。図２において、符号化は太い垂直ラインで開始するものと仮定する。これは、その左側は零のみ発生することを意味する。これらの零は、この特定のＣ１ワードの符号化に関連する時より早く発生する。データ符号は、符号２０で示したような複数のシーケンスに割り当てられる。明確のために、これら数シーケンスのみを示した。符号２２は、各Ｃ１コードワードの四つの検査符号を示す。これらの番号は例示しただけであり、実際にはコードワードはしばしばより大きい数の検査符号を有する。最初の非零データ符号を行２６及び列４０（符号２６４０）の符号ｄと仮定する。列４０に位置するＣ１コードワードの符号化により、符号ｃ，ｂ，ａ，１を図示したように発生させる。符号３４４０は正規化により値１を有する。本発明によるセミ−サイクリックコードを用いることにより、符号３４４０は零となりえないことを証明することができる。リード−ソロモンコードの場合、符号２８４０，３０４０，及び３２４０はいずれも零となるおそれがある。上記正規化では、全ての符号が一定の計数で乗算されるが、後に説明する論理に影響を及ぼさない。計算は、８ビットで表すことができる有限フィールドＧＦ（２５６）で実行することができる。発生マトリックスを選定したとしても、このように符号化されたＣ１ワードは符号３６８０及び３８４０を零に等しいままにする。このようなワードはセミ−サイクリックコードに存在したままである。次いで、符号３４４０を含むＣ２ワードを符号化する。二つの検査符号のみを有するコードの本例では、これは符号ｅ（３６４２）及びｆ（３８８４）を発生させる。この論議に対して、ｅ及びｆの特定の値は重要でない。列４０及び４２の整列は、垂直方向の一つの位置を超える循環の意味を含む。既に説明したようにセミ−サイクリックコードの定義によれば、符号３６４０はこの場合零であるので、これにより再びコードワードを発生させる。この特性は、列４０，４２の他の全ての符号が零であるので適用される。これにより、図においてブロック２８４２，３０４２，３２４２及び３４４２の内容がそれぞれｅｄ，ｅｃ，ｅｂ及びｅａであることが確認される。同様な論理により、列４４のＣ１ワードの非零部を共に構成する図示したようなブロック３０４４，３２４４，３４４４及び３６４４の内容を発生させる。ブロック３６４２及び３８８４の計算とともに、第２検査符号に対するブロック３４４０の寄与は十分考慮されている。このことは、図示した列４０の他の非零ブロックのうちのいずれもが図示した列４２，４４以外の列のブロックに何ら影響を及ぼさないことを意味する。その理由は、セミ−サイクリックコードの寄与が原因で、セミ−サイクリックコードの上記定義による一つの位置を超える再度の循環後の対角線沿いのＣ２コードワードが、一様な計数ａ，ｂ，ｃ及びｄによりそれぞれ示されたＣ２ワードと異なる符号を有するからである。これにより、非零符号ｄ（２６４０）の影響が太線により境界線を形成した符号位置の平行四辺形に制限される。幅はＣ２コードの検査符号の数と同一である。各列沿いの寸法もＣ１コードの検査符号の数と同一である。平行四辺形の形状のために、コードはダイヤモンドコードと称される。選択されたコードの特性に基づいて、符号２６４０と３４４０の両方は零と相違する。ここで、列４０の他のデータ符号は零と相違することができ、例えば、予め設定された係数により正規化による符号２５４０も値ｄを有することができる。第２検査符号の列において、この非零符号２５４０が影響を及ぼしたことを示す。とりわけ、図２のダイヤモンドパターンを１ブロック移動することにより、コードのセミ−サイクリック特性によって三つ全ての列４０，４２，４４にもコードワードを付与する。移動したダイヤモンドパターンを符号２５４０から減じるとともに、これにより生じた検査符号から移動したダイヤモンドパターンを減じることにより、符号２５４０は零に等しくなり、符号２６４０及び２６４２は大抵は非零となる。証明されたような符号２６４０では列４４より右は重要でない。同様に、符号２６４２では符号４６より右は重要でない。これにより、任意のデータ符号の影響が限定された数の列に常に制限されることが証明され、その結果、図１を参照して説明したブロック１０４の再結合が符号化中不安定に発生しない。列中のｓデータ符号及び第２コードワードのｑ検査符号の数に対して、ｓ＋ｑ列の幅のパターンとなる。コード形式を、垂直に走査するＣ１ワード及び左上から右下まで走査するＣ２ワードを用いて説明した。同様に、Ｃ２ワードは右上から左下まで又は右下から左上まで走査することができ、後者の場合好適には検査符号を最上部とする。Ｃ１ワード及びＣ２ワードもこれらの方向を交換することができる。基本的な変形からの種々の他の態様を実現できる。図３は体系的な形態のダイヤモンドコードを示す。任意の値の上記ｓ符号を含む単一のグレー列が存在する。これにより、符号化によって非零を形成することができる同一列及び次の列にｐＣ１検査符号が発生する。次のｑ列では、非零Ｃ２検査符号を斜線領域に発生させることができる。データ列の最上符号から開始する破線は、右側に傾斜したエッジを決定する。（一つのユーザ符号を含む）基本ダイヤモンドの形態にも破線を付与する。簡単のために、種々の領域の傾斜したエッジに直線を付与した。実際には、このようなエッジは符号の離散位置に続き、領域は階段状エッジを有する（図１７参照）。図４は比較のために積コード形式を示す。積コードそれ自体は、通常の一般知識で考察される。本例では、本例では、データ符号のブロックＤは６行７列の大きさを有する。ブロックＰの検査符号を得るために、６行のそれぞれに対してコードワードを計算する。次いで、ブロックＱの検査符号を得るために、７列のそれぞれに対するＱＰすなわち７列のデータ符号及び４行のＰの検査符号に対して、コードワードを計算する。積コードの特性により、ブロックＱＰは、ブロックＱの列検査符号がデータ符号として動作する列検査符号を含む。したがって、追加の二つの行コードワードを計算する必要がない。本発明による検査符号は、構成するコードの積の規則が純粋なブロックコードである場合でも、回旋形態の特定コートワードの符号の位置に発生する。それにもかかわらず、コンパクトディスク構造と明確に区別するために、図２を参照して説明した本コードは、積コードのうちの一つに相当する特性を有する。第２検査符号は、データ符号、第１検査符号及び第２検査符号それ自体に対する誤り保護を発生させ、第１検査符号も、データ符号、第１検査符号それ自体及び第２検査符号に対する誤り保護を発生させる。その理由は、図１を参照して説明した再結合により第１検査符号が計算されるからである。積コードに対する本コードの符号化のタイプの更なる利点は、処理に要求される記憶スペースが積コードに比べて約５０％少ないことである。ＣＤ形式に対する更なる利点は、復号化の待ち時間が減少するとともにブロック同期化が簡単化されることである。図５は、基本符号化装置の基本ブロックダイヤグラムを示し、ここではコード −ワードの大きさを、種々の遅延部をできるだけ明確に示すために大幅に制限する。これに対して、図６は種々のコード符号の位置を示す。１．１，２．１及び３．１からそれぞれ開始する情報符号の三つのストリームが存在する。４．１から開始する第１の検査符号の一つのストリームが存在する。５．１，６．１から開始する第２の検査符号の二つのストリームがそれぞれ存在する。任意の特定の列の符号を、担体上で列から列へと連続的に記憶させることができる。第１の検査符号を、図６の第１の矩形により示したような単一の列に基づいて形成する。第２の検査符号を、図６の第２の矩形により示したような一連の対角線の符号に基づいて形成する。所望なら、第２のコードワードは、例えば第２のコートの任意の特定のワードが二つ、三つ等、列ごとに符号を有するようにより深い深さのインタリーブを有することができる。図５において、データ符号１．９，２．９及び３．９は、第１検査符号４．９を発生させる第１符号化器の入力部の第１の配置状態の左側から到達する。実際には常に複数の第１の検査符号が発生する。その理由は、単一の検査符号では符号誤差を補正可能にできないからである。実際、それ自体の各コードワードは原理的には、少なくとも一つの符号誤りを補正可能にする。簡単のために、ブロック１５０の発生プロセスにより被った遅延を無視する。遅延ブロック１５２では、第２の配置状態を発生させる再整列が行われる。遅延は一列周期相違し、３周期から公称的に零まで減少する。第２符号化器１５４の入力部にて、特定の瞬時に到達する符号の表示を示し、これにより第２の配置状態を実現する。このように受信された四つの符号から、第２符号化器は二つの第２の検査符号５．１０及び６．１１を発生させる。遅延ブロック１５６では、第１エンコーダの入力部の第１の配置状態と一致すべく第２の検査ワードが遅延される。遅延は再び１列周期相違し、第１符号化器１５０の入力部に到達する第２検査符号の表示がそれぞれ５．９及び６．９となり、これら表示は到達するデータ符号として同一列に属する。これは、第１符号化器が矢印１５８で示したように記憶媒体すなわち記憶担体に転送できる正確な列を発生しうることを意味する。明らかに、二つの符号化ブロックの位置を交換して、符号化されていないデータを第２符号化器１５４の入力部に最初に到達させることができる。しかしながら、これはしばしばより大きい遅延となる。図２に示したような情報状態では、第１の配置状態の隣接する符号が各遅延時間で遅延されて、これら符号を第２コードの各隣接するワードに、すなわち第２の配置状態の隣接する瞬時に置き換える。図示した全ての遅延が一様な係数で乗算されると、セットアップがより深いインタリーブが許容され、より高い記憶の要求を犠牲にする場合には誤りバーストに対する保護が増大する。当業者は、本発明の原理による変形でない図５のありうる修正を認識することができる。例えば、時間を図において逆方向に走査することができ、したがって入力部及び出力部を交換する。さらに、遅延部をＲＡＭで実現することができる。この場合、遅延及び帰還がＲＡＭの適切なアドレス指定により実現される。符号化に必要なマトリックス乗算を、適切にプログラムされた基準ハードウェアすなわち特定の目的のハードウェアによって実現することができる。二つのコードが十分類似する場合、符号化器の一部を共通に使用することができる。誤差バーストに対する符号化の強さを改善するために、奇数−偶数インタリーブを用いることができる。これについては上記文献を参照のすればよい。これは、奇数チャネルが偶数チャネルに対して一様な量で遅延されること、又はその逆を意味する。奇数−偶数インタリーブを、参照番号１５８で示す担体に転送される情報に適用する。奇数−偶数インタリーブをこの場合復号化器にも適用すべきであり、担体１５８に供給される信号に反比例して適用される。図７のブロック１５９を修正して、このインタリーブを考慮することができる。出力部においてスクランブルを行うことによりさらに改善することができる。これを、符号化した符号のストリームに体系的なビットパターンを加えることにより行う。これにより、零ビットのみを発生させる装置を機能不全にすることにより発生する問題を解決する。図７は、図５，６のセットアップに従う復号化の詳細な説明を示す。完全な第１コードワードの符号が担体から左側に到達する。この場合、特定のコードワードの符号は、上記奇数−偶数インタリーブから抽出されるように、そうでない場合には放送受信から抽出されるように、連続的に位置する。ブロック１５９を、第１のコードワードに対する第１復号化器とする。復号化を瞬時的なものと仮定し、したがって符号の番号付けは復号化による影響を受けない。しかしながら、任意の実際の遅延は論理を変更しない。次いで、符号は、ブロック１６０で単調に減少する遅延（Ｄ）で遅延され、第２復号化器１６２の入力部で再整列すべき第２コードワードの各符号を発生させる。再び復号化を瞬時的なものと仮定する。復号化が十分な結果を有する場合、第２復号化器１６２の出力を、ブロック１６０と比較して逆の遅延値を有する第２遅延段１６４を介してユーザに直接転送することができる。そうでない場合には、第２復号化器１６２の出力は、第２遅延段１６４及び第３復号段１６６を介してユーザに転送される。後者を選択する場合、第１コードワードを、実際にはブロック１５９とハードウェアを共有することができる第３の復号段１６６に表す。Ｃ１コード及びＣ２コードが十分に類似する場合には、ブロック１６２もハードウェアを共有することができる。出力部１６８にユーザ符号を表す。この場合、第３の復号化動作が先に行われるが、この動作がユーザ符号に対してのみ行われる場合にはそれにもかかわらず第２遅延段１６４を保持するのに有利となる。必要な場合には、ブロック１６２，１６０を繰り返すことにより第２のコードワードを再構成するとともに再び復号化する。図８はより現実的な大きさの復号化装置のブロックダイヤグラムを示す。符号化された符号のストリームは、８ビット符号に対して８ビット幅とすることができる入力部１１４に到達する。ブロック１１６を、到達の順序及び元のチャネルに対して符号を割り当てる選択機構に基づいて符号を取り出す入力記憶装置とする。遅延により、種々の符号を第１符号化段１１８に対して正確な瞬時に表すことができる。復号化器１１８は、入力１１４として同一のデータ速度で到来する符号を受信する必要がある。受信した各コード符号に対して、復号化器１１８はまず、ブロック１３０の感嘆符で符号化したように、問題となっている符号が属する第１コードワードの種々の予備的なシンドローム符号に対するこれによる貢献を決定する。シンドローム符号発生後、復号化器は、種々の基準結果のうちの幾つかを有することができる適切な復号化を実行することができる。コードワードが正確であると、任意の補正を先に行うことを発見し（ａ）、補正可能な所定の誤りを発見すると、この発見に基づいてこれら誤りを補正し（ｂ）、又は、補正ストラテジが行われている間は少なくともワードが補正不可能であることを検出する（ｃ）。（ａ）の場合には、補正ワードの全ての符号にＯ．Ｋフラグを割り当てる。（ｂ）の場合には選択的に、問題となっているコードワードの補正された符号に補正フラグを割り当て、残りにはＯ．Ｋフラグを割り当てる。（ｃ）の場合には、質問中のコードワードの全ての符号に無信頼フラグを割り当てる。このフラグはさらに、種々の無信頼レベルを特定することができる。復調のようにより早い処理段によって発生されるようなフラグそれ自体の使用は、両文献Ｉ，IIから既知である。次いで、全てのチャネルは第２レベルの復号化に入る。ブロック１２０を、第２復号化段１２２によって処理される第２及び第１検査符号を含むコード符号を整列させる中間記憶部とする。ブロック１２２はブロック１１８と同様に、第２コードワードに関連するシンドローム符号を計算するとともに復号化を実行する。このブロック１２２は原理的には復号化器１１８と同一の三つのあり得る出口を有する。しかしながらストラテジは相違することができる。その理由は、第１に、多くの誤りが前段１１８により既に補正されているためであり、第２に、消去ポインタとして使用することができる第１復号化段により付与される無信頼フラグと、それぞれ復号化すべき誤り符号及び消去符号の最大数に忠告することができるＯ．Ｋフラグとにより追加の助けを得るからである。その結果、第２段の後の残りの誤りの数は一般に減少している。第２コードワードの復号化は、ブロック１３２の感嘆符によって表される。次いで、全てのチャネルは第３レベルの復号化に入る。ブロック１２４を、第３復号化段１２６によって処理される第２及び第１検査符号を含むコード符号を整列させる中間記憶部とする。ブロック１２６はブロック１１８と同様に、第１コードワードに関連するシンドローム符号を計算するとともに復号化を実行する。このブロック１２６も原理的には復号化器１１８と同一の三つのあり得る出口を有する。しかしながら、このストラテジも、復号化段１２２に関して説明したように相違することができる。さらに、第２復号化段を経る中間の通過のために、第３段に続く残りの誤りの数は一般に、第２復号化段に続く残りの誤りの数より少ない。第１コードワードの復号化はこの場合、ブロック１３４の感嘆符で表す。コンパクトディスクシステムの交差インターリーブリード−ソロモンコード機構では、最大でも二つの復号化レベルしか有効でない。その理由は、各単一復号化動作は、第１コード又は第２コードを考える場合レベルが十分に実現されるからである。コードが同一である場合、適用されるストラテジが一般に存在しないときでも、少なくとも第３レベルの復号化器のハードウェアをかなりの程度第１段のハードウェアと共有することができる。Ｃ１コード及びＣ２コードに付随するハードウェアはそれぞれ、コードが対応する特性を有する場合特に一方のコードが他方のサブコードである場合共有することができる。コンパクトディスクシステムに関する他の相違は、コンパクトディスクシステムは符号化に対して逆シーケンスに復号化する点にある。本発明によれば、復号化のシーケンスは原理的に任意である。ブロック１２８を、連続する出力部１３０に対して順次正確に表示するデータ符号を取り出す出力記憶部とする。概して、検査符号を後に詳細に説明しない。図９は担体上の物理符号配列を示す。これらデータは復号回路の源を形成する。フォーマットは、ＳＹＮＣのラベルを付した同期ヘッダ部及びＡＤＤのラベルを付した補助ヘッダ部を有する。補助ヘッダ部を、アドレスのように情報の主要本体に直接属さない情報を記憶するのに使用できる。フォーマットを、図示したような予め設定されたフォーマットの少数部のみが有効にＳＹＮＣ部及び／又はＡＤＤ部を得るように規定することができる。本例では、各フォーマットは、符号間の奇数−偶数インタリーブを行うＸ及びＹをそれぞれ付した交互の符号を有する。これを短い誤りバーストの対策とする。１．１Ｘ…６．１Ｘのような符号のシーケンス内で、関連の第１及び第２検査符号を含む符号の数によって示すような第１配置状態が発生すると符号を単調に記憶する。実際には、種々のコードワードの符号の数は６より著しく大きい。表示法は、この場合連続した種々のチャネルを示す図６の表示法とは相違する。簡単のために、スクランブルによる追加の効果を無視した。２．このタイプの復号化を用いることにより全零コードワードを許容できる。他の手段をとらない場合、全零ワードを生じるハードウェア誤りを、有効な全零コードワードと区別できない。したがって、全体に亘る又は選択的なパリティの逆転を、担体上に再び書き込む前に好適に直接適用することができる。通常反転は全てのワードに対して一様であり、例えば全ての第１検査符号が反転されるが、他の第２検査符号は反転されない。他の選択も容易である。３．複数のアプリケーションでは、ユーザデータを、例えばそれぞれが１６キロバイトのセグメントで発生させる。各セグメントのデータを、パリティすなわちこれらデータに関連する検査符号とともに各記憶ブロックに書き込む。特定の記憶ブロックのデータの変化及びパリティ符号の更新を、好適には他の記憶ブロック中のデータすなわちパリティに影響を及ぼすことなく遂行する必要がある。このようにブロック配置したアプリケーションを用いる場合、上記復号化方法はその効率を改善する変更によって利益を得る。（ｓデータ符号の）単−Ｃ１−ワードのデータの変更は、この特定のワードのＣ１検査符号だけでなく次に続くｓ＋ｑ−１Ｃ１ワードにも影響を及ぼす（図３参照）。したがって、ｍｓ（ｍ×ｓ）データ符号を有するセグメントを復号化するに当たり、要求されるＣ１−ワードの総数はｍ＋ｓ＋ｑ−１に等しい。これに関して、図１２は、例えばｓ＝１１６，ｐ＝８及びｑ＝１２のいわゆるシリンダフォーマットで回旋的に復号化されたデータブロックを示す。このデータブロックに関する検査ワードを含む列の総数をｍ＋１２７とする。拡張として、図１３は、繰り返されたデータブロックの復号化を示し、これらブロックのそれぞれは、図１２の単一ブロックの寸法を有する。ここで、連続的なブロックの検査符号は、それぞれ暗区域で示したように重なり合う。これは、ユーザデータの量が増大するに従って余分な列に基づく関連のオーバヘッドが減少することを意味する。一方、このような重ね合わせはしばしば邪魔であると考えられる。アプリケーションに向けられたブロックの有効なハンドリングを以下説明する。本発明者は、ｍ≧ｎ＝ｓ＋ｐ＋ｑの場合、ｍｓデータ符号のセグメントを、単一フォルド−バックを用いて以上説明した方法で同一の誤り補正性能を保持しながら複数のｍＣ１−ワードで符号化できることを確認した。図１２に要求されるようなｓ＋ｑ−１追加Ｃ１−ワードはこの場合存在しない。したがって、担体上に書き込めるデータの数を１＋（ｓ＋ｑ−１）／ｍの係数で増大させることができる。例えば、ｍが、好適記憶フォーマット間にあるｎに等しく、ｓ＋ｑがｐに比べて大きい場合、約２倍のデータを記憶することができる。上記アプローチは以下の洞察に基づく。新たなブロックコードのコードワードを、図１０に示すようなｍ×ｎ行列９００とする。行列９００は、例えば列９０２のような列と、例えば行９０４のような行と、例えば周期距線９０６とを有する。この文脈内では、周期距線を、連続的な列のうちの一つ及び連続的な行のうちの一つに存在する各行列要素の配置とする。行を周期的に続ける。例えば図示したように、左から右及び上から下の方位を有する周期距線が行列の右端に到達する場合は常に、周期距線を左側に続ける。行列９００は複数のこの方位のｍ周期距線を含む。行列の列のそれぞれはＣ１にあり、各周期距線はＣ２にある。ブロックコードワードの復号化を、上記結合復号化器Ｃ１及びＣ２で行うことができる。このような比較的広いシリンダの復号化を、（ｎ−１＋２ｍ）×ｎ行列１０００を示す図１１を参照して説明する。左側の最初のｎ−１列は零を含み、これらを以後全零列と称する。次のｍ列をデータ列と称する。各データ列は、上のｓ行にｓデータ符号を、下のｐ＋ｑ行にｐ＋ｑパリティ符号を具える。最後のｍ列をリードアウト列と称する。リードアウト列のそれぞれは、その上側列に零のみを含む。上記符号化特性のために、最後のｍ−（ｓ＋ｑ−１）リードアウト列は零のみを含む。データ列及びリードアウト列のパリティ符号を上記方法に基づいて算出して、これら全ての列Ｃ１−ワードを作成するとともに、データ列Ｃ２−ワードの少なくとも一つの成分を有する全ての距線を作成する。ブロックコードワードの第１列は、第１データ列と第１リードアウト列との和に等しい。この場合、全てのデータ列及びリードアウト列がＣ１に存在するので、ブロックコードワードの全ての列はＣ１に存在する。全ての周期距線がＣ２に存在するのを示すことができる。好適には、リードアウト列のパリティ符号を、論理動作例えばＥＸＯＲによりデータ列のパリティ符号に結合する。これに関して、図１４は、図１２に基づく配置の動作を拡張する周期的に符号化したデータブロックを示す。図示したように、冗長情報部は図２で生じた冗長情報部と同一であるが、他の部分は、ユーザ符号の真下の領域全体に亘る図１２の右側の「末尾」に重ね合わせることにより生じる。２タイプの（矢印を付した）Ｃ２コードワードが右側に存在することを示す。コードワードが左上から右下に進み、これが包み込まれ、したがって右側に到達したのち再び左側から開始する。例えば図５のように開示された装置を、以下のように符号化するのに使用できる。（ｎ−１）全零列をシミュレートするために、遅延手段例えば遅延ブロック１５２の成分を零に設定する。次いで、ｍｓデータ符号を符号化装置に供給する。データ列のＣ１及びＣ２パリティを算出及び記憶する。次いで、（ｓ＋ｑ−１）ｓ零符号を符号化装置に記憶するとともに、それぞれ算出したパリティ符号を、Ｃ１ワードの前の時間周期に発生したパリティ符号に付加する。この付加を、Ｃ１ワード−Ｃ１ワードに基づいて、又は部分的若しくは全体的な並列計算により行うことができる。以上説明した他の拡張を以下説明する。４．再び図５において、符号化後出力は通常表示１５８で取り出される。Ｃ１ワード列がデータ担体上の非常に短い範囲に及ぶことが要求されるだけである。ここで、最も頻繁な誤りのうちの一つに短バーストがある。これは、技術により生じた記憶担体の部分的な欠陥及びチャネルすなわち媒体と誤り保護復号化器との間に位置する復調器の動作から生じるおそれがある伝播誤差が原因となる。上記「短い範囲」に属する間、この問題を、奇数チャネルに比べて一つのＣ１ワード間隔遅延した偶数チャネル又は偶数チャネルに比べて一つのＣ１ワード間隔遅延した奇数チャネルを有するいわゆる小インタリーブ機構により処理される。しかしながら、図６に示すＣ２インタリーブと組み合せると、これにより単一Ｃ２ワードのこのような二つの符号誤りの写像が発生するおそれがあり、したがって問題が残ったままである。偶数−奇数インタリーブを有する短バーストのこの整列を図１５に示す。この解決を図１６に示す。これは、ブロックによって示したインタリーブ遅延後の小さい番号のチャネルから大きいチャネル又は大きい番号のチャネルから小さいチャネルへの一斉の一様な置換を意味する。この順列置換を、ｓシーケンスの小数内の置換のような他の方法によって行うことができる。復号化器では当然、本発明による測定を引き継ぐ。５．上記項目＃３の下では、媒体の短い長さの範囲内の有限長ブロックのいわゆるシリンダ記憶を考慮した。この場合＃４の下での偶数−奇数置換をブロックに基づいて行う必要がある。概念的には、Ｃ１／Ｃ２符号化後のシリンダはｎリングからなる。ｎをコードワード長（すなわち行の総数）とする。偶数リングを、奇数リングに対する１ポジションに亘って一様に回転させる必要がある。さらに、各列において遅延された符号又は遅延されていない符号を上記方法により置換する必要がある。誤り伝播を制限する観点から、奇数／偶数デインタリーブを、ユーザロケーションに引き渡す前に取り消さないようにする必要がある。実際には、誤りの制限は、誤りのあるバイトが既知であり、最善にはこのようなバイトを、最善の標識であるＣ１コードを検出する必要がある場合にのみ可能となる。したがって、符号化器の奇数／偶数インタリーブは、他の符号化後でデータを担体上に書き込む前の前処理段としてのみ存在する必要がある。同様に、復号化器には、デインタリーブは、データがＣ１復号化器に入力する前の前処理段としてのみ存在する必要がある。６．復号化するに当たり、出力を、ブロック１６６の出力部すなわち図７に第２Ｃ１復号化後に固定できる。他の解決は次の通りである。ブロック１５９の第１Ｃ１復号化が十分に良好である場合、ブロック１５９の出力を直接ユーザに接続する。第１復号化が十分に良好でない場合、ブロック１６６の出力をユーザに接続する。両インタリーブブロック１６０，１６４を使用することにより、正確な符号のシーケンスがユーザに対して常に提供される。復号化の前の段にユーザ情報を記憶することによりアクセスが高速化する。出力をブロック１６４の後とすることもできる。７．図１７は、等しくない誤り誤差を特徴とする改善された記憶構成を示す。この概念は、セクタが数バイトからなる特定ヘッダ情報を２０４８ユーザバイトに含むことができるということに基づく。このヘッダ情報はしばしば、アドレス、カウンタ又は一つ以上の特定セクタに選択的にアクセスするのに使用される他の情報を含む。その結果、このようなヘッダを好適には良好に保護するとともに迅速にアクセス可能にする必要がある。次の解決が有利である。各セクタのヘッダが第１Ｃ１ワードの一部を構成し、そのようなものとして両Ｃ１補正可能性及びＣ２補正可能性により保護する。さらに、セクタフォーマットは予備の数バイトを有することが確認されている。この場合これらをセクタの第１Ｃ１ワードに置き換えるとともにこれに追加のＣ１検査ワードを充填し、これによりヘッダの誤り保護を改善する。これによりハードウェア及び／又はソフトウェア機能を二重に使用できる。情報がリード−ソロモンコードによって保護される場合、これによりセクタのこの第１Ｃ１コードワードのみの最小ハミング距離が増大する。ｎ −ｋ検査符号に対して、この距離はｎ−ｋ＋１となる。この場合好適には、全てのＣ１ワードで一様に零である全ての符号もＣ１’で零とする。ヘッダが単一Ｃ１’ワードに適切でない場合、ヘッダを一連の隣接するＣ１’ワードに配置する必要がある。ワードを含むヘッダに応答する有限インパルスを有するようにするために、以下の条件を満足する必要がある。Ｃ１’がＣ１より多くの検査符号を有する場合、セクタからのヘッダ情報を符号化するＣ１’ワードと次のセクタからのヘッダ情報を符号化する最初のＣ１’ワードとの間に少なくとも複数の（Ｔ＋ｑ−１）ワードが存在する必要がある。特定の意図したヘッダを見つけるために、最初の瞬時ではヘッダを含むＣ１’コードワードのみが復号化される。問題となっているＣ１’コードワードの正確な復号化が不可能となる場合のみ、関連のＣ１ワード及びＣ２ワードを完全に復号化するように努める必要がある。通常は第１Ｃ１’ワードのみを復号化する必要があるので、ヘッダに対するアクセスは極めて迅速である。しかしながら、Ｃ１’ワードを復号化できない場合でも、完全な復号化が常に必要でない。例えば、セクタに単調に番号を付すことができるが、シーケンスを不均一に離間する。前に存在したセクタが探究したセクタより小さい番号を有するとともに問題となっているセクタが不正確となりうるＣ１ ’ヘッダワードを有する場合、最初に次のセクタが試される。次のセクタが探究したセクタより大きい数を有する場合のみ中間セクタの完全な復号化を開始する。このＵＰＩ（不均一誤り保護）形態を＃３の下で教わったような円筒記憶装置と結合して用いる場合、余分に保護されたＣ１ワードは他の余分に保護されたＣ１ワードの上に写像された冗長を有して、これらのパリティそのままでの制限された拡張を保持する。図１７に示すように、それぞれがヘッダ２０８，２１０，２１２を有する情報２２４，２２６，２２８の三つのセクタが存在する。ヘッダを含むＣ１’ワードはそれぞれ、余分なＣ１’コード検査符号２１４，２１６，２１８を有する。Ｃ１検査符号は細条２３０に存在し、Ｃ２検査符号は細条２３２に存在する。二つの表記セットの「余分」Ｃ１’検査符号２２０，２２２及び情報符号２３４の表記量が存在する。円筒記憶の場合には、アイテム２２０の列をアイテム２１４の列に置き、アイテム２２２の列をアイテム２１６の列に置く。重ね合わせを、問題となっているガロア域の符号を付加することにより行う。これは通常、ビット態様のモジュロ−２加算となる。他の列を同様にして置く。８．所定の状況例えばｍがｓより著しく小さい場合、図１０，１１，１４による円筒記憶は非常に大きい記憶容量を有する。図３が極限を表す場合、シリンダは図１４のに従う場合に比べて密になる。しかしながら、これは、検査符号の総数が図３に示す場合に比べて少なくなることを意味する。この構成が全体に亘る復号化フォーマットの下で適切であるが、補正可能な誤りの数に関する誤り保護の程度が減少するおそれがある。しかしながら、速度及びオーバヘッド量は、図１３に示すような情報の非常に長いブロックに対する場合と同一のままである。９．シリンダの上記復号化の変形を以下示す。先ず、図１８は有限サポートすなわち寸法回旋ダイヤモンドコードワードを示す。これは一般に図１２に相当するが、Ｃ２コードワードごとに二つの追加の検査符号を有する。ここで、好適なブロック定義によれば、最小アドレス可能記憶ブロックは、それぞれが２０８８データバイトの８セクタを含む。各列は１１６データバイトを有するので、各セクタを１８列に記憶させる。この場合必要なディスク上のスペースは１２９の追加の列となり、したがってこのレベルでは効率は約４４％のみである。単一セクタに対して、記憶効率はむしろ著しく小さくすなわち１０％のオーダとなる。これらの数字は一般に著しく小さくなると考えられる。この問題の容易な解決は、本発明の始めから終わりまで用いられるようなセミサイクリックコード及びダイヤモンドコートのコード規則に従うこれらの寄与が図１８の右に示すような末尾を補償するように符号の冗長列を計算することである。これをフレージングする他の方法では、これら冗長列の応答が、冗長列から右に延在する冗長行を正確に取り消すよう言うべきである。これに関して、図１９は、１４列の冗長符号を付加するブロック回旋ダイヤモンドコードワードを示し、この数をコードワードごとのＣ２検査符号の数と全く等しくする。ユーザワードの単一セクタのみを有するブロックに対してさえも、効率をこのように約４７％に上げる。余分なパリティ列の数は情報ブロックの幅に依存しない。このように発生した検査符号のシーケンスは復号化規則を満足する。各列をＣ１コードのコードワードとし、各距線をＣ２コードのコードワードとする。Ｃ２コートワードは図１９に示したブロックの外側の右に零符号を含む。適切な場合には、図１９のブロックの外側の左にも零符号を含む。用いられる符号を線形コードとし、これは二つのコードワードの和もコードワードであることを意味する。これに関して、図２０は図１９によるコードブロックの連結を示す。このタイプのフォーマットは、媒体上の新規データの書込みを読出しの次に許容する場合の記憶編成に非常に有利である。一般に特定時に生じる情報が有限量であるため、情報の記憶は図１８に示す末尾を除いて一部を占める必要がある。これにより、連続的なブロックの密接に配置した記憶を許容する。図９においても、連続的なコードワードが順次に直接記憶される。復号化を同一のハードウェアで実現できるようにする必要があることが記憶編成に余分に要求される。図示した太い矢印は、特定距線に沿ってすなわちＣ２コードワードの方向に動く。この矢印により横切られる二つの「ブロック」のそれぞれは、二つのブロック間の距離にかかわらず、この距離が零の場合でも個別の有効なコードワードに寄与する。ブロックを同一寸法とする必要がない。これは、ブロックのシーケンス中の特定ブロックの開始が一旦既知となると、問題となっているブロックの外側で零を有する２距線に任意の他の符号を詰めることにより任意の他のブロックのトラックを保持することなくブロックを復号化できることを意味する。これは、人工的な誤りのない情報環境となる。情報記憶フォーマットは二つの目的を有する。第１に、書込み可能な媒体に対して、図１８の右側の長い末尾はもはや存在する必要がなく、したがって記憶の効率が上昇する。これは読出し専用構成にも有利である。その理由は、復号化された分類セクタの開始が認識されると復号化器が動作を直接開始することができるからである。先行するセクタを考慮する必要がない。したがって、アクセスの待ち時間を、冗長符号の追加の列が原因で記憶効率が幾分低くすることにより減少させる。さらに、復号化クロックを特に各ブロックの開始で媒体同期に再同期させうるある種の連結情報すなわち同期情報が要求される。復号化器から見れば、このような連結情報を好適には、零のみの列に置き換えすなわちその成分が重要でない間はスキップする。このような同期情報の長さは、それが複数の列に相当する場合には任意である。プレーヤすなわち復号化器がこのような同期情報を認識できる場合、全ての任意のデータフォーマットを、補正電力に妥協することなく混合し、同時に基準ダイヤモンド復号化器により読み出すことができる。同期情報を復号化器により認識できない場合関連の列が消去され、これにより補正電力が僅かながら低減する。同期機構が非同期状態とならない場合には、以上説明したことに基づく隣接するブロックの混合シーケンスを正確に読み出すことができる。実際には、このような同期情報の寸法は約３列に相当する。図２１は符号化するブロックの準備を示す。符号化を、二つの連続するステップのシーケンスとして行う。第１ステップは、符号化器が最後のパリティ列の符号化の終了時に全零状態に到達するような右側のパリティのみの列（この場合１４）の情報符号の準備からなる。図２１に示すように、これは、この限定された数の符号に対して基準Ｃ２−コード符号化器を使用することにより行うことができる。このようにして形成すべきＣ２コードワードに存在する情報符号を、距線矢印で示したようにこれらのコードワードに含まれる最後の順位の情報符号として取り扱う。このようにして発生した検査符号をＣ２コードワードのデータ符号である位置に置く。次いで、列様式の他の符号化を、既に説明したような基準で開始する。以下、短ブロックの符号化を詳細に考察する。フォーマットを特に読出し可能な媒体に関連するものとする。読出し専用担体及び書込み可能な担体はできる限り相互に適合するフォーマットを有する必要がある。図１９〜２１において、隣接するブロックの間隔を狭くできるテイルアップすなわちスコーピオンフォーマットを説明する。簡単のために、図２２及び２３の符号化は、情報信号の５行（ｓ＝５）及び８列（ｍ＝８）の比較的小さいブロックを考える。パリティ符号の数も比較的小さく、すなわち列すなわちＣ１ワードに対して三つのパリティ符号（ｐ＝３）で距線すなわちＣ２ワード（ｑ＝２）に対して二つのパリティ符号とする。多かれ少なかれ互いに独立して形成できる４領域のパリティ符号が存在する。ａ：左から開始し、各列に対して、最初にＣ１コードワードを形成し、次いでＣ２コードワードを形成する。この場合、符号化に当たり、Ｃ１パリティ符号は一つ以上の次のＣ２コードワードに対するデータ符号として動作するとともに、Ｃ２パリティ符号は一つ以上の次のＣ１コードワードに対するデータ符号として動作する。Ｃ２パリティ符号を最も下の２行に配置し、これらにハッチングする。それぞれが一つのＣ１コードワード及び一つのＣ２コードワードを有するこれらの対の数ｙを、零からｍに変更することができる：０≦ｙ≦ｍ。発生の順番は、遅延させることができる最後のＣ２コードワードを除いては後に説明するように強制的である。ｂ：最も右の列の各データ符号に対しては、その最低データ符号を除いて、関連のＣ２コードワードを形成する。これらにハッチングする。発生の順番は任意である。最低データ符号を要点＃ｃの下で考察する。ｃ：右から開始する、問題となっている情報列の最低情報符号に対して、最初にＣ２コードワードを、次いでＣ１コードワードを含む一対のコードワードを形成する。後者は、ちょうど形成されるＣ１コードワードの最終Ｃ１パリティ符号が配置される列を占有する。この場合、符号化するに当たり、Ｃ２パリティ符号は一つ以上の次のＣ１コードワードに対するデータ符号として動作し、Ｃ１パリティ符号は一つ以上の次のＣ２コードワードに対するデータ符号として動作する。Ｃ２パリティ符号を最高ｑ＝２行に配置し、これらにハッチングする。これらの対の数ｚを零からｍに変更することができる：０≦ｚ＝ｍ−ｙ≦ｍ。図ではｚ＝４とする。発生の順番は、遅延させることができる最後のＣ１コードワードを除いては強制的である。パートｂの全てのＣ２コードワードを、パートｃの最初のＣ１コードワードの前に発生させる必要がある。パートａ及びｃ間の実行のシーケンスに相関関係はない。ｄ：パートａ及びｃの全ての対を発生させた後、ｐ×ｑパリティ符号を含むダイヤモンド形状を発生させた状態とする。図２２によれば、これらをｑＣ１コードワードとして形成する。これは、パートａの最終Ｃ２コードワードを必要とする。図２３によれば、これらを、ハッチングして示したｐＣ２コードワードとして形成する。これは、パートｃの最終Ｃ１コードワードを必要とする。このパートｄに対して発生する順番をいずれの場合も任意とする。Ｃ１コードワードとＣ２コードワードの混合としてパートｄのコードワードを発生させることができる。一般に、種々のコードワードの形成を、メモリアクセスなどを最適にする体系的な方法で行う必要がある。以上説明した復号化のタイプを、欧州特許出願公開明細書第584,864号及びここでは参考のために組み入れた対応する米国特許明細書第08/107547号に広く記載されたようなシフトレジスタによって有効に行うことができる。これに関して、パリティ符号を、必ずしも最後ではないがコードワードの一連の連続した位置に配置する。図２２，２３に関して説明したフォーマットに対して、復号化器が符号の新たな列の開始に同期する必要がある。セクタレベルの同期を特に必要としない。その理由は、距線に存在する任意のワードをＣ２コードのワードとするからである。距線が１ワード以上含む場合、これらをＣ２コードの連結ワードとし、これは復号化器が常に動作していることを意味する。当然、各Ｃ２ワードの開始を認識することによりこれらを分離することができ、これにより復号化器の補正性能が向上する。次いで、図１４のいわゆる円筒フォーマットの復号化を説明する。この場合も、各ブロックに、任意の隣接するブロックから独立して読出し及び書込み動作を行う。復号化器はブロック境界に同期する必要がある。個々のワードの復号化はテールアップすなわちスコーピオンフォーマットと同様である。デインタリーブプロシージャは本来幾分相違する。最初に、復号化を、その正確さを証明するステップの仮定シーケンスに関して説明する。ブロック寸法を図２２，２３の場合に比べて大きくする。ここで、データ列ｍの数が少なくともｓに等しい場合、先ず上記パートｂを符号化する。このように形成されたパリティ符号の最上ｓ＝１１６列を、図２４に符号を付したように符号形態でデータ区域の最初のｑ＝１４から減じる。当然、ＧＦ（２^r）のような標数２の区域で動作する場合、減算はバイト形態のＥＸＯＲ動作と同一である。次いで、パートａ，ｃ，ｄの残りのＣ１コードワード及びＣ２コードワードを、図２２，２３を参照して説明したように算出する。最後に、これにより図２５に示すコードブロックを発生させる。コードブロック内の全てのコードワードは、最初の１４列のデータにパリティ符号が置かれても完全にダイヤモンドコード規則に忠実である。ここで、セクタ寸法に依存しない任意のダイヤモンドセクタを、コードワードを存続させたままで図示した線に沿って水平に移動させることができる。さらに、用いられるコードの線形性により、二つのコードワードの符号形態の加算によってもコードワードを発生させる。ｍ列（情報部の幅）全体に亘って水平方向に移動した後、図２５に示すブロックにそれ自体のコピーを付加する。移動及び付加を水平方向に周期的に繰り返すことにより、図１４の意図的なシリンダフォーマットを有する周期情報構造を生じる。その理由は、データ符号行でＣ２パリティは、有限な領域付加により互いに相殺するからである。この付加により、全てのデータは明瞭に再現される。実際には、図２６で線形形状で概念的に示すように、同一の後処理を、もっとも右のｑ＝１４の全てのデータ及びパリティを右側の対応する数の列に付加し、これらを右側に置いたままにすることにより行う。実際の算出シーケンスは次の通りである。最初にパートｂを計算し、ついで図２４に示すように減算し、ついで図２５のパートａ，ｃ，ｄを計算し、最後に図２６に示すような最終ｑパリティ列を加算する。最初にパートｂのパリティを計算し、次いでパートａ，ｃ，ｄを計算し、同時に最も右のｑ列のパリティ符号の寄与を考慮し、最後に最も右のｑ列を抑制する。図２７は右上末尾のパリティの有効な発生を示し、当然パリティの下側ｐ＋ｑ行、この場合データブロックの幅ｍはその高さｓ＝１１６列より小さい。右上末尾のパリティの発生を、コードＣ２の発生多項式であるｇ２（ｘ）に基づく帰還シフトレジスタの符号化動作を用いて有効に行うことができる。太い矢印は、４４にほぼ等しいｍに対する一つの合成Ｃ２コードワードを示す。計算中、問題となっている折り畳まれたＣ２コードワードの全バイトをシフトレジスタに供給する。データブロックの右端に到達すると、シストレジスタは、この場合パートｂの該当部に書き込む必要があるＣ２コードワードに属するｑパリティ符号を含む。これらバイトを記憶した後、シフトレジスタの状態を変えることなく、周期的に折り畳まれたＣ２ワードの次のブランチを表すデータバイトを、必要に応じて符号化器に示す。情報ブロックの上端で新たなコードワードを開始する場合のみ、シフトレジスタをクリアする必要がある。このような折り畳み情報ワードの合計はＭＩＮ（ｓ，ｍ）に等しい。この方法によりパートｂのパリティのみ発生させる。残りに対しては、計算を図２４，２５及び２６に示すように続ける。図２８は狭い（ｍ＜ｓ）シリンダフォーマットに対する変更した処理方法を示す。ここで、パリティの下側ｐ＋ｑ行をデータ符号に基づいて計算する。しかしながら、データ符号は、その最初のｑ列から、図２５を参照して説明したようなパートｂのｑ列からの対応して位置するＣ２パリティを減算することにより変更される。このように減算された符号は同一行だがｍ位置だけ右にある。ｑ≦ｍでは、各データ符号から少なくとも一つの減算が必要である。ｑ＜ｍでは、プロシージャは変更される。最初のｍ列の各データ符号から同一行のパリティ符号が減算されるがｍ位置だけ右にある。行番号ｍ＋ｑに達するまでパリティ符号２ｍ，３ｍ…も右に移動させる。このプロシージャにより図２５と全く同一のパリティ符号となる。データ符号の変更はパリティの計算に対してのみ行われ、この場合無変更データ符号が保管されすなわち符号化ブロックに含まれる。最後に図２９に示すように、最も右のｑ＝１４列の最低ｐ＋ｑ＝２２行を、ここまで空の左下の三角形を最初の１４列の対応物から減算する。ここまで続けたプロシージャでは、右にあるｑ列の検査符号の減算後の再加算を必然的に行う。また、ｍ＜ｑの場合、減算された符号は列ｍ＋ｑに到達するまでｍ，２ｍ，３ｍ右の位置にある。ｍの小さい値に対するシリンダフォーマットは比較的弱く保護される。ｍ＝１の極端な例では、パリティ符号の数はｐ＋ｑのみに等しい。実現するに当たり種々の可能性が存在する。通常、データ符号は適切なＲＡＭに記憶される。アドレス発生器に正確なアドレスをロードするとともに、符号それ自体をガロア域演算に提供することにより必要な符号位置へのアクセスを行う。レコーダすなわち書込み装置として、書込みモードでパリティ符号を発生させるように作用することもできる以上説明したようなダイヤモンド復号化器が存在する。特に、符号化器のＣ１ワードの数が復号化器のＣ１ワードの数と等しいので、Ｃ１ワード復号化器を用いることによりＣ１ワードを容易に符号化することができ、その間全てのパリティ符号を消去符号として取り扱う。より詳細には、Ｃ１パリティ符号は一般に、符号の細条が生じる行を完全に充填する。この場合特に図２３において、パートａは最大寸法を有する。（その結果パートｃは抽象符号のみである。）狭い（ｍ＜ｓ）データブロックを符号化するに当たり、Ｃ２ワードの数は、一般に少ない数の符号で復号化に必要なＣ２ワードの数よりも多い。その理由は、符号化後種々のＣ２ワードを結合するからである。これを図２７のフォールディングによって示す。当然、個別の及び合成したワードのデータ成分は同一である。これは、消去復号化器による符号化が非常に多くの時間をとることを意味しうる。これに対して、シフトレジスタ符号化器では、最終データバイトがシフトレジスタに入力した直後にＣ２パリティ符号を利用できる。この種の符号化器に対して、情報細条の上側行のパリティ符号の可変位置に問題が生じない。それに対して、狭いデータブロックを極めて迅速に符号化する必要がある場合、特にＣ２ワードを符号化するのに対して個別の帰還シフトレジスタタイプの符号化器を有するのが好適である。狭いブロックを復号化する相違するアプローチは、非常に狭い細条の場合の二つのセミサイクリックコードの使用が最適でないという認識に基づく。これは、単一Ｃ１コードワードのみを含む細条に対して最適である。この場合、Ｃ１コードワード及びＣ２コードワードはもはやこれらの保護性能を互いに付加しない。その理由は、これらは零を共有するからである。ｐ及びｑ変数を形成し、その間Ｃ１コードワードで測定されたようなブロックの幅に応じるようにこれらの和を一定に保つことにより誤り保護を改善するとこができる。極端な解決法では、ブロック幅が予め設定された範囲より小さくなると直ぐに値ｑを零に等しくする。これを、二つの符号化器１５０，１５４のうちの一方のみに両符号化動作を写像し、その間ｐ＋ｑ単一零の増大した数を有する発生多項式を用いることにより図５の配置で実現でき、したがって拡張Ｃ１コードを基本Ｃ１コードのサブコードとすることができる。ブロックヘッダの保護を増大するのに使用した拡張Ｃ１’ コードを以前考察した。拡張Ｃ１コード及びＣ１’コードは、これらの検査符号を相違するセットの行に配置したとしても、ある程度同一としうる。それに対して、Ｃ１’コード外の増大した検査符号の数は、拡張Ｃ１コードの余分の検査符号の上に来る。長距離コード特にリード−ソロモンコードを復号化する直進ストラテジは、本発明者のうちの一人により米国特許明細書第4,642,808号に記載され、同一譲受人に譲り受けられた。ブロック寸法の検出を、ブロックヘッダに含まれる寸法標識に基づいて行うことができる。狭いブロックの形態は特に、オーディオ−ビデオデータとは別に、コンピュータデータで使用される。オーディオ−ビデオデータは比較的大きい寸法を有する。修正したブロックを復号化するに当たり、図７の復号化器は特定のコードの零の数を知るだけでよく、この数は既に説明したように種々の相違する値を有することができる。特定の実現の場合には、幅が高さの約２０％より小さいブロックに対してｑ＝０とするのが好適であるのが確認された。なお、幅及び高さは両方とも符号の数を測定するものとする。符号化及び復号化の両方を行うに当たり、ハードウェアの種々の部分が配置したブロックに対して種々の相違するｑの値を共有できるようになる。当然、一旦符号化器及び／又は復号化器を共に扱うことができる場合、ディスクのような担体上のこのような配置に対して技術的な障害がほとんど存在しない。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (31)優先権主張番号９４２００７０３．０ (32)優先日 1994年３月21日 (33)優先権主張国欧州特許機構（ＥＰ） (31)優先権主張番号９４２０１８２４．３ (32)優先日 1994年６月24日 (33)優先権主張国欧州特許機構（ＥＰ） (31)優先権主張番号９４２０３３９４．５ (32)優先日 1994年11月22日 (33)優先権主張国欧州特許機構（ＥＰ） (81)指定国ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＡＵ，ＢＧ，ＢＲ，ＣＡ，ＣＮ，ＣＺ，ＦＩ，ＨＵ，ＪＰ，ＫＲ，ＭＸ，ＮＯ，ＰＬ，ＲＯ，ＲＵ，ＵＳ

Claims

【特許請求の範囲】１．複数の情報符号のｓシーケンスの形態のデジタル情報信号を伝送するに当たり、各符号が一様なビット長を有するとともにこのような符号のシーケンスのそれぞれが各入力チャネル中に発生し、検査ワードを、符号化後に送信される信号に含ませて、前記伝送によって生じた誤り符号の補正を可能にし、このような入力チャネルのそれぞれから、第１配置状態のｓ符号の第１ブロックを第１誤り補正符号化器に供給して、一連のｐ第１検査符号を発生させ、前記第１ブロック中の各符号及び前記ｐ第１検査符号のそれぞれをそれぞれ相違する遅延時間で遅延させて、第２配置状態の第２ブロックをその後発生させ、この第２ブロックの符号のそれぞれはそれぞれ相違する前記第１ブロックから発生させ、前記符号の第２ブロックを第２誤り補正符号化器に供給して、一連のｑ第２検査符号を発生させるとともに、前記情報符号、前記第１検査符号及び前記第２検査符号を伝送し、前記第１検査符号及び前記第２検査符号を発生させて、各パリティ検査行列を満足させ、各行列はｓ＋ｐ＋ｑ列、ｐ及びｑ行並びにセミサイクリックコードのｐ．ｑ＞１を有し、前記遅延により、前記第１配置状態の隣接する符号を前記第２配置状態の一様な間隔の瞬時に配置し、前記ｑ第２検査符号を、前記第１配置状態に基づいて前記第１誤り符号化器で再結合し、全ての符号を前記第１検査符号及び前記第２検査符号によって保護することを特徴とするデジタル情報信号伝送方法。２．前記第１ブロックの有限シーケンスを伝送するに当たり、この有限シーケンスの伝送後、前記第１検査符号及び前記第２検査符号の終了シーケンスを、前記遅延及び前記再結合により発生させ、これら終了シーケンスを、抽象情報符号のみ具える一連のｓ＋ｑ−１第１ブロックに限定することを特徴とする請求の範囲１記載のデジタル情報信号伝送方法。３．前記第１検査符号及び前記第２検査符号の前記終端シーケンスを、前記有限シーケンスの開始部に前記第１検査符号及び前記第２検査符号の始端シーケンスを符号態様で付加することにより配置し、これによって円筒記憶フォーマットを実現することを特徴とする請求の範囲２記載のデジタル情報信号伝送方法。４．前記第１ブロックの有限シーケンスを伝送するに当たり、前記第１誤り補正符号化器及び前記第２誤り補正符号化器を交互に動作させ、これら符号化器が、適切な場合には常に一つ以上の最初の前記第１ブロックを循環させることにより前記第２ブロックを完了させることによって前記各配置状態で一様な数の情報符号を受信することを特徴とする請求の範囲１記載のデジタル情報信号伝送方法。５．符号化後及び伝送前に、一様なインタリーブ遅延を奇数チャネルと偶数チャネルとの間で実現させることを特徴とする請求の範囲１から４のうちのいずれかに記載のデジタル情報信号伝送方法。６．前記インタリーブを、前記第１誤り補正符号化器によって発生したワード内で奇数チャネル又は偶数チャネル間の符号形態の順列によって結合することを特徴とする請求の範囲５記載のデジタル情報信号伝送方法。７．予め設定された間隔でヘッダ情報を前記第１ブロックのうちの特定のものに案内し、このような得意手の第１ブロックに対する前記方法は、前記ｓ情報符号の数を相補的に減少させることにより前記ｐ検査符号の数を増大させることを特徴とする請求の範囲１から６のうちのいずれかに記載のデジタル情報信号伝送方法。８．前記第１ブロック及び前記第２ブロックの検査符号の予め設定されるとともに一様に配置した数のビット形態の逆転を含むことを特徴とする請求の範囲１から７のうちのいずれかに記載のデジタル情報信号伝送方法。９．前記情報番号を前記第１誤り補正符号化器に供給する前に、前記情報符号をスクランブルすることを特徴とする請求の範囲１から８のうちのいずれかに記載のデジタル情報信号伝送方法。１０．複数の入力符号のｓ＋ｐ＋ｑシーケンスを受信することにより、請求の範囲１に基づく誤り補正情報が供給されたデジタル情報信号を復号化するに当たり、各符号が一様なビット長を有し、符号のこのようなシーケンスがそれぞれ各入力チャネルに発生し、検査ワードを、符号化後に送信される信号に含ませて、誤り符号の補正を可能にし、このような入力チャネルのそれぞれから、第１配置状態の符号の第３ブロックを、一連のｐ第１検査符号に基づいて符号の前記第１ブロックを復号化する第１誤り補正復号化器に供給し、前記第３ブロック中のｓ符号のそれぞれ及び前記ｑ第２検査符号のそれぞれをそれぞれ相違する遅延時間で遅延させて、前記第２配置状態の第４ブロックをその後発生させ、この第４ブロックの符号のそれぞれはそれぞれ相違する前記第３ブロックから生じ、前記符号の第４ブロックを第２誤り補正復号化器に供給して、ｑ第２検査符号に基づく前記第４ブロックの符号を復号化し、少なくとも前記第４ブロックの復号化されたユーザ符号を出力し、前記第１誤り補正復号化器及び第２誤り補正復号化器のそれぞれがセミサイクリックコードのパリティ検査行列を発生させ、各行列はｓ＋ｐ＋ｑ列、ｐ及びｑ行並びにセミサイクリックコードのｐ．ｑ＞１を有し、前記遅延により、復号化後前記ｐ第１検査符号を発生させるとともに、前記第１配置状態の隣接する符号を前記第２配置状態の一様な間隔の瞬時に配置し、全ての符号を前記第１検査符号及び前記第２検査符号によって保護することを特徴とするデジタル情報信号復号化方法。１１．前記第２誤り補正復号化器の前記復号化後実行され、全てのｓユーザ符号、ｐ第１検査符号及びｑ第２検査符号を遅延させて、前記第１誤り補正復号化器に用いられるのと同一のコードに基づく第３誤り補正復号化器の復号化に対して前記第１配置状態を再生させることを特徴とする請求の範囲１０記載のデジタル情報信号復号化方法。１２．受信語後及び復号化前に、一様なデインタリーブ遅延の復号化を、奇数チャネルと偶数チャネルとの間で実現することを特徴とする請求の範囲１０又は１１記載のデジタル情報信号復号化方法。１３．前記デインタリーブ遅延を、前記第１誤り補正復号化器により復号化すべきワード内の奇数チャネル又は偶数チャネル間の符号態様の逆順列により結合することを特徴とする請求の範囲１２記載のデジタル情報信号復号化方法。１４．復号化前に、前記第３ブロック及び／又は第４ブロックのそれぞれの予め設定されるとともに一様に配置された数の検査符号をビット態様で再び逆にする逆手段を具えることを特徴とする請求の範囲１から１３のうちのいずれかに記載のデジタル情報信号復号化方法。１５．複数の情報符号のｓシーケンスの形態のデジタル情報信号を伝送するデジタル情報信号伝送装置であって、各符号が一様なビット長を有するとともにこのような符号のシーケンスのそれぞれが各入力チャネル中に発生し、検査ワードを、符号化の後に送信される信号に含ませて、前記送信によって生じた誤り符号の補正を可能にし、このような入力チャネルのそれぞれから符号の第１ブロックを受信する第１の複数のｓ入力チャネル及び第１配置状態を有する入力手段と、前記第１の複数のチャネルから供給されるとともに、一連のｐ第１検査符号を発生させるように配置した第１誤り補正復号化器と、前記第１誤り補正符号化器により供給して、前記第１ブロックの各符号及び前記ｐ第１検査符号のそれぞれをそれぞれ相違する遅延時間で遅延させ、その結果ｓ＋ｐチャネルに第２配置状態の符号の第２ブロックを発生させ、この第２ブロックの各符号がそれぞれ相違する第１ブロックから発生する遅延手段と、前記符号の第２ブロックを受信するために前記ｓ＋ｐチャネルから供給されるとともに、一連のｑ第２検査符号を発生させるように配置された第２誤り復号化器と、前記符号の第２ブロックとともに前記ｑ第２検査符号を伝送する伝送手段とを具えるデジタル情報信号伝送装置において、前記第１誤り補正符号化器及び前記第２誤り補正符号化器を、各パリティ検査行列に基づいて検査符号を満足させるために配置し、各行列はｓ＋ｐ＋ｑ列、ｐ及びｑ行並びにセミサイクリックコードのｐ．ｑ＞１を有し、前記遅延手段を、前記第１配置状態の前記第１検査符号に関連する隣接する符号を前記第２配置状態の一様な間隔の瞬時に配列するように配置し、前記第２誤り補正符号化器によって供給されて、前記ｑ第２検査符号を前記第１配置状態に基づく前記第１誤り補正符号化器に帰還する再結合手段を有し、全ての符号を前記第１検査符号及び前記第２検査符号によって保護することを特徴とするデジタル情報信号伝送装置。１６．前記第１ブロックの有限シーケンスを送信するに当たり、この有限シーケンスの送信後、前記第１誤り補正符号化器及び前記第２誤り補正符号化器は、前記遅延及び再結合により、抽象情報符号のみを具える一連のｓ＋ｑ−１の制限下で前記第１検査符号及び前記第２検査符号の終端シーケンスを発生させ続けることを特徴とする請求の範囲１５記載のデジタル情報信号伝送装置。１７．前記第１検査符号及び前記第２検査符号の前記終端シーケンスが発生すると、前記有限シーケンスの開始部に前記第１検査符号及び前記第２検査符号の始端シーケンスに符号形態で加えることにより前記終端シーケンスを配置し、その結果前記伝送手段が円筒記憶フォーマットを実現するオーバレイ手段を有することを特徴とする請求の範囲１６記載のデジタル情報信号伝送装置。１８．前記第１ブロックの有限シーケンスを伝送するに当たり、前記第１及び第２誤り補正符号化器を交互に動作させ、これら符号化器は、適切な場合には常に一つ以上の最初の前記第１ブロックを循環させることにより前記第２ブロックを完了させることによって前記各配置状態で一様な数の情報符号を受信することを特徴とする請求の範囲１５記載のデジタル情報信号伝送装置。１９．符号化後及び伝送前に奇数チャネルと偶数チャネルとの間の一様なインタリーブ遅延を行うインタリーブ手段を有することを特徴とする請求の範囲１５から１８のうちのいずれかに記載のデジタル情報信号伝送装置。２０．前記第１誤り補正符号化器により発生したワード内の奇数チャネル間又は偶数チャネル間の符号形態の順列により前記インタリーブを結合する順列手段を有することを特徴とする請求の範囲１９記載のデジタル情報信号伝送装置。２１．予め設定された間隔でヘッダ情報を前記第１ブロックの特定のものに含ませ、前記第１誤り補正符号化器を、このような特定の第１ブロックに関し、ｓ情報符号の数を相補的に減少させることによりｐ検査符号の数を増大させるために配置したことを特徴とする請求の範囲１５から２０のうちのいずれかに記載のデジタル情報信号伝送装置。２２．前記第１ブロック及び／又は第２ブロックの予め設定されるとともに一様に配置した数の検査符号をビット態様で逆にする逆手段を具えることを特徴とする請求の範囲１５から２１のうちのいずれかに記載のデジタル情報信号伝送装置。２３．スクランブル動作を行うとともに前記第１誤り補正符号化器の入力部に配置されたスクランブル手段を具えることを特徴とする請求の範囲１５から２２のうちのいずれかに記載のデジタル情報信号伝送装置。２４．ｐ及びｑの値を前記第１ブロックの各有限シーケンスに対して可変とすると同時に（ｐ＋ｑ）を一定に保つ変動手段を有することを特徴とする請求の範囲１５から２３のうちのいずれかに記載のデジタル情報信号伝送装置。２５．ｑ＝０を許容するように配置したことを特徴とする請求の範囲２４に記載のデジタル情報信号伝送装置。２６．請求の範囲１０に記載された方法により誤り補正情報を供給するデジタル情報信号符号化装置であって、それぞれに対して符号のそれぞれの第３ブロックから符号を受信する複数のｓ＋ｐ＋ｑ入力チャネルを有する入力手段を具え、第１配置状態に基づいて、ｐ第１検査符号に基づいて符号の前記第３ブロックを復号化する前記入力手段から入力される第１誤り補正復号化器と、前記第３ブロックのｓユーザ符号のそれぞれ及びｑ第２検査符号のそれぞれをそれぞれ相違する遅延時間で遅延させるために前記第１誤り補正復号化器により入力されて、その結果前記第２配置状態に基づいて符号の第４ブロックを発生させ、第４ブロックの各符号がそれぞれ相違する第３ブロックから発生する遅延手段と、ｑ第２検査符号に基づいて符号の前記第４ブロックを復号化するとともに少なくとも前記第４ブロックｓ復号化ユーザ符号を出力するために前記遅延手段により入力される第２誤り補正復号化器とを配置したデジタル信号符号化装置において、前記第１誤り補正符号化器及び前記第２誤り補正符号化器を、ｓ＋ｐ＋ｑ列、ｐ及びｑ行並びにセミサイクリックコードのｐ．ｑ＞１を有するセミサイクリックコードのパリティ行列を供給するとともに前記第１配置状態の隣接する符号を前記第２配置状態の一様な間隔の瞬時に配列するように配置し、これにより前記第１検査符号及び前記第２検査符号で前記第１誤り補正復号化器及び前記第２誤り補正復号化器の装置の誤り保護動作を実行するようにしたことを特徴とするデジタル信号符号化装置。２７．全てのｓユーザ符号、ｐ第１検査符号及びｑ第２検査符号を遅延させるために前記第２誤り補正復号化器により入力して、前記第１配置状態を再生させる第２遅延手段と、前記第１誤り補正復号化器に用いられるのと同一のコードに基づいて復号化する第３誤り補正復号化器とを更に具えることを特徴とする請求の範囲２５記載のデジタル信号符号化装置。２８．Ｏ．Ｋ信号の制御下で、任意の他の誤り補正復号化器を使用することなく少なくとも前記第３ブロックのユーザ符号を出力するために前記第１誤り補正復号化器の出力部に配置した追加出力手段を有することを特徴とする請求の範囲２６又は２７記載のデジタル信号符号化装置。２９．前記第１誤り補正復号化器の入力部に配置して奇数チャネルと偶数チャネルとの間の一様なデインタリーブ遅延を行うデインタリーブ手段を有することを特徴とする請求の範囲２６，２７又は２８記載のデジタル信号符号化装置。３０．前記デインタリーブ手段を結合されて、復号化前に前記偶数チャネル間又は前記奇数チャネル間の符号形態の逆順列を行う逆順列手段を有することを特徴とする請求の範囲２９記載のデジタル信号符号化装置。３１．前記第１ブロック及び／又は第２ブロックの装置の検査符号の予め設定されて一様に配置されたビット形態の逆転を行う逆手段を具えることを特徴とする請求の範囲２６から３０のうちのいずれかに記載のデジタル信号符号化装置。３２．円筒フォーマットに基づいて記憶された前記第３ブロックの有限シーケンスを受信するに当たり、前記第１誤り補正復号化器及び前記第２誤り補正復号化器を、各配置状態で一様な数の符号を受信するために配置し、前記第２誤り補正復号化器は、適切な場合には常に一つ以上の最初の前記第１ブロックを循環させることにより前記第４ブロックを完了させることを特徴とする請求の範囲２６から３１のうちのいずれか一つに記載のデジタル信号符号化装置。３３．円筒フォーマットに基づいて記憶された前記第３ブロックの有限シーケンスを受信するようにし、ｐ及びｑの値を前記第１ブロックの各有限シーケンス間で可変にすると同時に（ｐ＋ｑ）を一定に保つ変動手段と、実際の前記有限シーケンスからの標識を検出する検出手段とを有し、前記検出手段の検出出力を前記変動手段に供給するようにしたことを特徴とする請求の範囲２６から３２のうちのいずれかに記載のデジタル信号符号化装置。３４．前記変動手段を、ｑ＝０を許容するように配置したことを特徴とする請求の範囲３３に記載のデジタル信号符号化装置。３５．請求の範囲１０から１５のうちのいずれかに記載の方法を実施する又は請求の範囲２６から３２のうちのいずれかに記載の装置を有するデータソースとして使用するデータ担体であって、このデータ担体は列データワードを具え、各データワードは符号のシーケンスを有するとともに、それぞれが第１及び第２セミサイクリックコードの第１検査符号及び第２検査符号を含み、前記符号を、それぞれが誤り補正復号化するワード中の符号の第３ブロック及び符号の第４ブロックに属する第１配置状態及び第２配置状態間に交差インタリーブフォーマットに基づいて配置し、任意の前記ブロックの全ての符号を、前記第１セミサイクリックコード及び前記第２セミサイクリックコードによって誤り保護するようにしたことを特徴とするデータ担体。３６．請求の範囲３５に記載され、誤り補正復号化する前記第３ブロックの有限シーケンスを有するデータ担体であって、前記第３ブロック及び第４ブロックは全て、適切な場合には常に一つ以上の最初の前記第１ブロックを循環させることにより前記第４ブロックを連続させることによって一様な数の符号を有するようにしたことを特徴とするデータ担体。３７．奇数チャネルと偶数チャネルとの間の一様なインタリーブ遅延から抽出され、奇数チャネル間又は偶数チャネル間の符号態様の順列を利用できる場合、特定ワード中の全ての符号を、前記第１配置状態が発生した場合にのみ供給し、前記第１検査符号及び前記第２検査符号の両方を、前記データワードの末端に配置するようにしたことを特徴とする請求の範囲３５又は３６記載のデータ担体。３８．前記データをブロックとして編成し、各ブロックは、符号に基づいてインタリーブされた複数の第１コードワードを具え、ブロックのシーケンスの予め設定された部分は、同期部又は予備情報部を含むことを特徴とする請求の範囲３５，３６又は３７に記載のデータ担体。３９．請求の範囲３５から３９のうちのいずれかに記載され、円筒コードフォーマットに従って供給された前記第３ブロックの各シーケンスに基づいて編成されたデータを含むデータ担体であって、各シーケンスは相違するｐ及びｑの値を有し、（ｐ＋ｑ）を一定値とし、このような有限シーケンスはそれぞれ、実際のｑの値の信号を送る標識を有することを特徴とするデータ担体。４０．特定標識値はｑ＝０の信号を送ることを特徴とする請求の範囲３９記載のデータ担体。４１．前記第１ブロックの有限シーケンスを伝送するに当たり、最初に、準備ステップで最後の前記第１ブロックの符号を含む供給全てのＣ２コードワードを復号化するとともにこれらＣ２コードワードの第２検査符号を次のｑＣ１コードワードに割り当て、次いで、全てのＣ１コードワード及び前記第１ブロックの前記有限シーケンスに関連する他のＣ２コードワードを復号化することを特徴とする請求の範囲１記載のデジタル情報信号伝送方法。４２．媒体を介して前記第１有限シーケンス及び前記第２有限シーケンスを送信するに当たり、復号後前記第１有限シーケンス及び前記第２有限シーケンスを前記媒体に存在させ、その間これらを同期情報の量によって別個にすることを特徴とする請求の範囲４１記載のデジタル情報信号伝送方法。４３．請求の範囲４２による方法で製造された担体であって、復号化された一連の前記有限シーケンスを前記媒体に隣接して配置し、ダミー情報符号を具える最短の長さの同期区域を前記復号化された有限シーケンス間に配置する担体。４４．ｍ非零前記第１データブロックの有限シーケンスを伝送するに当たり、ａ：０≦ｙ≦ｍの連続的な第１データブロックのそれぞれに対して最初の前記第１データブロックから開始し、最初にＣ１コードワードを形成し、次いでＣ２コードワードを形成し、ｂ：最後の前記第１データブロックの各データ符号に対して、その最後のデータ符号を除いて関連のＣ２コードワードを形成し、ｃ：パートｂを発生させた後、０≦ｚ＝ｍ−ｙ≦ｍの連続的な第１データブロックのそれぞれに対して最後の前記第１データブロックから開始して、最初にＣ２コードワードを形成し、次いでＣ１コードワードを形成し、ｄ：パートａ及びｃを発生させた後、ｑＣ１コードワード又はｐＣ２コードワードによりｐ×ｑ検査符号を含むダイヤモンド形状を発生させることを特徴とする請求の範囲１記載のデジタル情報信号伝送方法。４５．（シリンダフォーマットの）ｍ≧ｓ非零前記第１データブロックの有限シーケンスを伝送するに当たり、ａ：パートｂ１，ｂ２を実行するとともに０≦ｙ≦ｍの連続的な第１データブロックのそれぞれに対して最初の前記第１データブロックから開始し、最初にＣ１コードワードを形成し、次いでＣ２コードワードを形成し、ｂ１：最後の前記第１データブロックの各データ符号に対して、その最後のデータ符号を除いて関連のＣ２コードワードを形成し、ｂ２：このようにして形成された符号のｓ行ｑ列のブロックの全ての符号を、符号の最初ｑ前記第１ブロックに対応して位置したデータ符号を減算し、ｃ：パートｂ１，ｂ２を発生させるとともに０≦ｚ＝ｍ−ｙ≦ｍの連続的な第１データブロックのそれぞれに対して最後の前記第１データブロックから開始した後、最初にＣ２コードワードを形成し、次いでＣ１コードワードを形成し、ｄ：パートａ及びｃを発生させた後、ｑＣ１コードワード又はｐＣ２コードワードによりｐ×ｑ検査符号を含むダイヤモンド形状を発生させ、ｅ：パートｂ１を実行するとともにパートｂ１の符号を含む検査符号を専ら具えるｑ列を完了させた後、これらｑ列の全ての符号を最初のｑ符号列に対応して位置する符号に付加し、次いで前記ｑ検査列のブロックを抑制する（図２６）ことを特徴とする請求の範囲１記載のデジタル情報信号伝送方法。４６．（シリンダフォーマットの）ｍ＜ｓ非零前記第１データブロックの有限シーケンスを伝送するに当たり、ａ：パートｂ１，ｂ２を実行するとともに０≦ｙ≦ｍの連続的な第１データブロックのそれぞれに対して最初の前記第１データブロックから開始し、最初にＣ１コードワードを形成し、次いでＣ２コードワードを形成し、ｂ１：最後の前記第１データブロックの各データ符号に対して、その最後のデータ符号を除いて関連のＣ２コードワードを形成し、このようにして形成されたＣ２コードワードは次のＣ２コードワードの最初のデータ符号に隣接する列に最終データ符号を有するようになり、これらが発生している間先のＣ２コードワードの検査符号を後のＣ２コードワードの検査符号に置き、ｂ２：このようにして形成された符号のｓ行ｑ列のブロックの全ての符号を、同一行に位置したデータ符号を減算し、列ｊ＋ｍ，ｊ＋２ｍ等の検査符号を、問題となっている行の全ての検査符号から一旦減算されるまで列ｊのデータ符号から減算し、ｃ：パートｂ１，ｂ２を発生させるとともに０≦ｚ＝ｍ−ｙ≦ｍの連続的な第１データブロックのそれぞれに対して最後の前記第１データブロックから開始した後、最初にＣ２コードワードを形成し、次いでＣ１コードワードを形成し、ｄ：パートａ及びｃを発生させた後、ｑＣ１コードワード又はｐＣ２コードワードによりｐ×ｑ検査符号を含むダイヤモンド形状を発生させ、ｅ：パートｂ１を実行するとともにパートｂ１の符号を含む検査符号を専ら具えるｑ列を完了させた後、これらｑ列の全ての符号を最初のｑ符号列ｓに対応して位置する符号に付加し、ポイントｂ２もこれと同様にし、次いで前記ｑ検査列のブロックを抑制するることを特徴とする請求の範囲１記載のデジタル情報信号伝送方法。