JPH11510945A - 多重トラック記憶フォーマットにおけるトラックワイズのバースト誤り訂正方法及び装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 多重記憶におけるトラックワイズのバースト誤り訂正方法及び多重記憶におけるトラックワイズのバースト誤り訂正装置は、各々が複数のシンボルを有する第１及び第２線形ブロックコードに基づく誤り保護コードを有している。双方のブロックコードからの１つづのワードから成る各ワード対のワードは、ピボットシンボルを共通に有し、且つ相対的に異なるトラック交差方位を有している。各個々のシンボルは斯様な１つのワード対のピボットシンボルを形成する。本発明による方法では先ず、斯様なピボットシンボルを共通に有している誤り−復号化可能なワード対を復号化する。次のワード対は前記後者のピボットシンボルに対して最小量シフトさせてから復号化する。斯様シフト工程は最新の復号化結果に基づいて行なうのであって、シフト量は一定ではない。又、シフト及び復号化工程は交互に行なうようにする。

Description

【発明の詳細な説明】 多重トラック記憶フォーマットにおけるトラックワイズのバースト誤り訂正方 法及び装置発明の背景 本発明は、各々が複数のシンボルに基づく第１及び第２線形ブロックコードを 含み、且つこれら双方のブロックコードからの１つづつのワードから成る各ワー ド対のワードが、ピボットシンボルを共通に有すると共に相対的に異なるトラッ ク交差方位を有して、各個々のシンボルがワード対のピボットシンボルを形成す るようにした誤り保護コードフォーマットに基づく多重トラック記憶におけるト ラックワイズのバースト誤りを訂正する方法に関するものである。 本発明に対して幾分範囲が限定されている所謂ダイヤモンドコードに基づく誤 り訂正案が、いずれも本願の譲受人による米国特許出願第０８／３０４０００号 （ＰＨＮ１４９０９）及び米国特許出願第０８／５３５１５５号に記載されてい る。同様に、専ら畳込みコードに基づく単一及び多重トラックの誤り訂正案が、 それぞれ本願の譲受人による米国特許第４３９５７６８号及び第４４８６８８２ 号（ＰＨＱ８１００９）に開示されている。ダイヤモンドコードフォーマットは 、第１ワードがテープに沿って走行している複数のトラックを横切って配置され 、これに対し第２ワードが同じく複数のトラックを横切るも、テープを別の方位 で横切って配置されるものとして表現することができる。このフォーマットでは 、ユーザシンボル並びにパリティシンボルが、双方のコードからの１つのワード の冗長性によって保護される。コードは多重ビットシンボル、特に（短縮）−リ ード−ソロモンコードに基づく巡回又は半巡回コードである。ダイヤモンドフォ ーマットの利点は、全部のコードが、有限の物理ブロック内に完全に納めること ができるも、ブロックコードに対する厳格な要求に固執されない有限インパルス 応答コードであると言う点にある。本発明は、ダイヤモンドコードについて言え ば、２つの別個のコードに対して他の線形ブロックコードを使用することができ ると言う点で範囲を広げることができる。多重ビットシンボルの制限並びに最終 イ ンパルス応答は不可欠のものではない。なお、簡潔のために以後も時々「ダイヤ モンドコード」なる用語を使用する。 現在、ダイヤモンドフォーマットの符号化は、そのフォーマットを記憶テープ 編成に用いた場合におけるトラックワイズのバースト誤りに基づく不良モデルを 全く苦にしなくなり、磁気的なものであろうと、光学的等のものであろうと、斯 様なトラックワイズのバースト誤りは、ピックアップヘッド及び他の様々な機械 的案内素子に沿って移動するテープに関連する引き掻ききずによって生じたりす る。他の不良の原因は、書込みか、読取り操作時のいずれかにおける１つ以上の ヘッドの故障によるものである。そこで本発明者等は、既存のコードフォーマッ トに対して、誤りを改善保護する戦略の必要性を感じたのである。発明の概要 従って、本発明の目的は特に、静的又は動的なトラックワイズのバースト誤り がある場合に、理論的に最大量の誤り保護をし得ることになるダイヤモンド及び 同様な誤り保護コードの最適な復号化戦略を提供することにある。 本発明によるバースト誤り訂正方法は、動的なトラック誤りを訂正するために 、該誤り訂正方法が： 第１ピボットシンボルを有する誤り復号化可能なワード対を復号化する工程と ； 第２ピボットシンボルを有する次のワード対を、最も新しく復号化したワード 対のピボットシンボルに対して最小のシフト量を有するように規定し、且つ前記 最小のシフト量が最も新しい復号化に基づくように不定なものとして、前記次の ワード対を復号化する第２の復号化に着手する工程と； 前記第２の復号化の完了時に、前記ワード対の規定及び復号化処置の着手を周 期的に巡回する工程 とを具えていることを特徴とする。 不定のシフト戦略が、斯様な動的なトラックワイズの誤りバーストに無関係に 、トラック誤りを最適に保護することを証明することができる。ピボットシンボ ルの最小量シフトとは、第１コードのワードが１ワード位置シフトされるか、又 は第２コードのワードが１ワード位置シフトされるか、又は双方のコードワード が互いに１ワード位置づつシフトされることを意味する。しかし、それより大き い シフトは許容されない。 これに対し、前記畳み込みコードは極めて直線的な符号化をすることができる 。しかし、トラックワイズのバースト誤りの復号化は、特にバーストの終了をか なり明快な方法で知らせることができないから、確定的なものでないことがよく ある。 第１及び第２線形ブロックコードは多ビットシンボルに基づく巡回又は半巡回 コードとするのが有利である。これは、様々な異なる不良モデルに対して強固で 、しかも復号化するのが簡単であることがわかっているダイヤモンドフォーマッ トに特有のことである。ワード対を復号化した実際の結果からみて、様々な戦略 を適用することができる。 本発明は多重トラック記憶フォーマットにおけるトラックワイズのバースト誤 り訂正用の装置にも関するものである。本発明の様々なさらなる有利な点は請求 の範囲の従属項に記載した通りである。図面の簡単な説明 以下本発明を図面を参照して実施例につき説明するに、ここに、 図１は符号化する例の詳細な線図であり； 図２は様々なコードシンボルの相対位置を示す図であり； 図３は誤り訂正可能ブロックにおけるシンボルの位置を示す図であり； 図４は誤り訂正法を示す図であり； 図５は模範的なデコーダ装置の例であり； 図６はデコーダの異なるハードウェアマッピングを示す図であり； 図７は復号化法のフローチャートであり； 図８は模範的な多重トラックバースト誤りの発生を示す図である。好適な実施例の詳細な説明 図１は符号化する例の詳細な線図であり、ここではわかり易くするために様々 なコードワードの大きさを小さくしてある。これに関連して、図２には様々なコ ードシンボルの相対位置を示してある。コードシンボルには、それぞれ１．１， ２．１，３．１で始まる情報シンボルの３つのストリームと、それぞれ４．１， ５．１で始まる第１チェックシンボルの２つのストリームと、それぞれ６．１， ７．１で始まる第２チェックシンボルの２つのストリームとがある。第１及び第 ２チェックシンボルの数は必ずしも同じとする必要はない。それぞれのシンボル は本来１ビット以上とすることができるが、８ビットとするのが普通である。各 行のシンボルは記録担体における関連する各記憶トラック上に記憶させることが できる。第１チェックシンボルは図２に第１長方形によって示したような１つの 縦の列に基づいて発生させる。第２チェックシンボルは図２に第２長方形によっ て示したような斜めのシンボルストリームに基づいて発生させる。必要に応じ、 第２コードワードのインタリービングの深度は、例えば第２コードワードのうち の或る特定のワードが第２番目、第３番目等の列におけるコードシンボルを有す るように大きくすることができる。コードフォーマットは図１に示したものから 逸脱することなく種々変更し得ることは当業者に明らかである。 図１にて、データシンボル１．９，２．９及び３．９は、第１チェックシンボ ル４．９及び５．９を発生させるために第１エンコーダの入力端子に第１配列状 態にて左側から到来する。簡単化のために、ブロック１５０での符号化によって 生ずる遅延は無視してある。遅延ブロック１５２は第２配列状態を発生させるた めにシンボルの再整列を行なう。それぞれの遅延段での遅延は１列周期で異なり 、４周期から０までに低減する。第２エンコーダ１５４の入力端子には、遅延ブ ロックの遅延による特定瞬時に到来し、且つ第２配列状態にしてあるシンボルを 示してある。このようにして受信される５つのシンボルから第２エンコーダは２ つの第２チェックシンボル６．１０及び７．１１を発生する。遅延ブロック１５ ６にて、第２チェックシンボルは第１エンコーダ１５０の入力端子における第１ 配列状態に一致するように遅延される。この場合の遅延も１列周期で異なり、第 １エンコーダ１５０の入力端子に到来する第２チェックシンボルを示すものはそ れぞれ６．９及び７．９であり、これらはこの第１エンコーダに到来するデータ シンボルと同じ列に属するものである。このことは、第１エンコーダが実際上矢 印１５８で示したような記憶媒体又は担体に転送し得る正しいシンボル列を発生 していることを意味する。２つのエンコーダブロックの位置を入れ換えて、符号 化してないデータを先ず第２エンコーダ１５４の入力端子に到来させることもで きる。しかし、こうするともっと遅延段を要することになる。符号化するのに必 要 なマトリックス乗算は適当にプログラムした標準のハードウェアによるか、又は 特殊目的用のハードウェアによって行なうことができる。２つのコードが十分な 類似性を有している場合には、両エンコーダの部分を共通に用いることができる 。 図３は誤り訂正可能ブロックにおけるシンボルの位置を示している。この例並 びに後述する例の場合には、０〜７で示した８つのデータトラックと、８〜１１ で示した第１誤りチェックワードを有する４つのトラックと、１２〜１３で示し た第２誤りチェックワードを有する２つのトラックとがある。このフォーマット では、第１コードワードが図面で垂直方向に延在し、第２コードワードが頂部左 から底部へ４５°の角度で斜めに延在する。原則として、両タイプのコードワー ドはテープ軸線に対して傾斜角度で延在させることができる。実際のコードレベ ルにおけるＤにて示したブロックは、例えば８ビットづつのユーザデータシンボ ルを包含している。右側にＤＤにて示した三角形は値が０のダミーデータシンボ ルを包含している。Ｃ１及びＣ２で示したブロックはそれぞれ第１及び第２チェ ックシンボルを包含している。前記参考文献に説明されているように、半巡回コ ードを用いる場合には、図３に示した限られたシンボル以外には、ユーザシンボ ルＤの内容に影響を及ぼすものはない。従って、これが有限インパルス応答コー ドである。コードワード自体はブロックコードの要素、一般に短縮リード−ソロ モンコードである。実際には他の線形コードも同じように用いることができるが 、これだと有限インパルス応答特性を損ねることになる。前記参考文献には図示 のフォーマットに対する様々な修正案が論じられているが、これらは本発明には 関係のないことである。トラック誤りの復号化 図４は、特にトラック誤りを符号化することに対する誤り訂正法を示している 。この点に関し、先ず復号化に関する数学的背景につき説明する。第１コードは シンボル距離ｄ１を有し、第２コードはシンボル距離ｄ２を有しているものとす る。図３では、これらのシンボル距離の値はそれぞれ５及び３である。個々のコ ードワードに対しては、シンボル距離ｄを２ｔ＋ｅ≦ｄ−１シンボルと矯正する ことができ、ここにｔは誤りシンボルの数であり、ｅは消去シンボルの数である 。そこで先ず、２つのコードを併合したコードＣの場合、最小距離は少なくとも ｄ１ ＋ｄ２−１に等しいトラック数にて表わされる距離となることを証明することが でき、しかも基本距離が十分であれば、実際上バースト長に無関係で、しかもバ ースト数の変化にも無関係に適当な多数のトラックを矯正できることを後述する 方法にて立証する。図４には先ず、ピボットシンボルをハッチを付したブロック として示してあり、これは図示のように２つのコードワードのどちらか一方から の１つのコードワードの一部を成すものである。 先ず、正確で、しかも消去されない一組のリーセント（最新の）シンボルＴ（ ｉ，ｊ）を次式のように定義する。 T(i,j)＝｛(u,v)｜1 ≦v<j,u-v ≦(i-j)｝U｛(u,v)｜j ≦n,u-v>(i-j)｝ 図４ではこれらのシンボルを×印にて示してあり、これらのシンボルは、実際の ピボットシンボルを共有しているも、実際の垂直方向のワードの上側シンボルと 実際の対角線方向のワードの下側シンボルとを除外したほぼ２つのワード間の２ つの三角形内にある。ピボットシンボルを通るＣ１ワードを復号化するには、こ のワード内のピボットシンボルを消去シンボルとしてマークし、即ちこのワード はＮ１個の誤りシンボルとＲ１個の消去シンボルとを有しているものとし、ピボ ットシンボルそのものは勘定に入れないようにして復号化する。なお、ピボット シンボルは、例えばチャネルシンボルの失敗復調によるもののように、それ自体 を予め消去シンボルとしておくことができる。 さらに、ピボットシンボルを通るＣ２ワードを復号化するには、このピボット シンボルを消去シンボルとしてマークしないで復号化し、実際には先ず、消去し たピボットシンボルの訂正を行い、この際のチェックを、当面のワード対の他方 のワードを復号化して行なうようにする。Ｃ２ワードがＮ個の誤りシンボルとＲ ２個の消去シンボルとを包含し、且つこれが次のようにも表わされるものとする 。 ２（Ｎ１＋Ｎ２）＋Ｒ１＋Ｒ２≦ｄ１＋ｄ２−２ （１） ピボットシンボルを通るＣ１ワードは、ピボットシンボルを消去シンボルとし てマークしながら復号化する。ピボットシンボルを消去シンボルとしてマークす ることは、復号化に着手する前でも、後でもよい。 或るワードを復号化する信頼度の量Δは次ように規定する。即ち、誤りシンボ ル及び消去シンボルに対する前記不等式が成立しなくなるように、Ｃ１ワードの 復号化が失敗した場合にはΔ１：＝０とする。さもなければ、Δ１：＝ｄ１−２ ω１−Ｒ１−１とする。ここにωはデコーダによって提出されるも、改めた消去 シンボルは考慮してない誤り訂正の数である。同様に、復号化で消去されるピボ ットシンボルを持たないＣ２ワード（これは復調誤りの如き、何等かの他の機構 により消去されるピボットシンボルを有することがある）に対する信頼度の量は 、Δ２：＝ｄ２−２ω２−Ｒ２として表わすことができる。ワード対の２つのワ ードに対する処理手順は入れ換えることができる。 ピボットシンボルを通るワードのうちの少なくとも１つのワードの復号化が正 しい結果になるものとする。さもなければ、２Ｎ１＋Ｒ１＋１≧ｄ１となり、ま た２Ｎ２＋Ｒ２≧ｄ２となり、これは式（１）に一致しなくなる。 斜め方向の復号化が正しくない場合に、２Δ≦Δ１−１となることを証明する 。しかし、伝送される斜め方向のシンボルを受信したものは、最大でもＮ２＋ω ２シンボル相違し得る。実際上、これらのシンボルは少なくともｄ２−Ｒ２シン ボル異なるために、Ｎ２＋ω２≧ｄ２−Ｒ２となる。従って、Δ２＝ｄ２−２ω ２−Ｒ２≦２Ｎ２−ｄ２＋Ｒ２となる。しかし、垂直方向の復号化は正しく、Ｎ １＝ω１となり、従って、Δ１＝ｄ１−２Ｎ１−Ｒ１−１となる。式（１）から 次式が成形する。 Δ２−Δ１≦２（Ｎ１＋Ｎ２）＋Ｒ１＋ｒ２＋１−（ｄ１＋ｄ２）≦−１ 垂直方向の復号化が正しくない場合には逆のことが云える。先の提案に基づい て、次のような復号化処理手順が構成される。 ・先ず、消去シンボルとして知られたピボットシンボルを有するこのピボットシ ンボルを通るＣ１ワードを復号化し、且つそのピボットシンボルを通るＣ２ワー ドも復号化する。信頼度の量Δ１及びΔ２は前述したように規定する。 ・Δの値が最も大きい方の復号化案を受入れ、双方共に同じである場合には、双 方の案を受入れる。 ・双方の復号化案が受入れられる場合に、新規のピボットシンボルを（ｉ，ｊ＋ １）とする。このことは、次に復号化するのに２つの新規のワードがとられる ようにピボットシンボルを最小量シフトさせることを意味し； 垂直方向の復号化案しか受入れられない場合には、新規のピボットシンボルを （ｍｉｎ（ｎ，ｉ＋１），ｊ＋１）とする。このことは、次の復号化には新規の Ｃ１ワードだけをとり、旧のＣ２ワードはそのままとするようにピボットシンボ ルを最小量シフトさせることを意味するが、このやり方ではテープの下側エッジ のバリヤと交差させないようにする。 斜め方向の復号化案が受入れられる場合には、新規のピボットシンボルを（ｍ ａｘ（１，ｉ−１），ｊ）とする 。このことは次の復号化には新規のＣ２ワー ドだけをとり、旧のＣ１ワードはそのままとするようにピボットシンボルを最小 量シフトさせることを意味しているが、このやり方ではテープの上側エッジのバ リヤに交差しないようにする。 式（１）が満足され、且つ最新のシンボル組Ｔ（ｉ，ｊ）が誤り又は消去シン ボルを包含していない場合には、上記処理手順によって少なくとも１つの復号化 案を提示し、この案が正しくて、しかも次のピボットシンボル（ｉ′，ｊ′）に 関連するＴ（ｉ′，ｊ′）における最新のシンボル組が誤りシンボルも、消去シ ンボルも含まないことを証明することができる。 上記復号化の処理手順は、式（１）が満足され、且つシンボル組Ｔ（ｉ，ｊ） における全ての位置が正しいシンボルを包含している場合に正しい結果を出す。 Ｔ（ｉ，ｊ）に関する要求はピボットシンボル（ｉ，ｊ）＝（ｎ，ｏ）で満足さ れる。従って、ピボットシンボル（ｎ，ｏ）のまわりで復号化を開始し、且つ誤 りトラックの数の２倍と、消去トラックの数との和が（ｄ１＋ｄ２−１）より小 さければ、正しい復号化結果が得られる。即ち、復号化処理によって境界ｄ_T≧ ｄ１＋ｄ２−１により保証されるトラックの誤り訂正をすることができ、ここに ｄ_Tはトラック数で表わされる最小距離である。 ピボットシンボルが上側の行に近い所にある場合には、列方向にはごく僅かな 誤りしかなく、従って垂直方向の復号化は間違いなく正確なものとなる。実際上 、位置（１，ｊ），（２，ｊ），----- （ｉ−１，ｊ）には誤りシンボルも、消 去シンボルも含まれないため、Ｎ１＋Ｒ１≦ｉ−１となる。従って、２ｉ≦ｄ１ ＋Ｒ１＋１の場合には、 ２N1＋(R1＋1)＝２(N1＋R1) −R1＋1 ≦２(i-1)-R1＋1 ≦d1 となり、不正確な復号化は不可能である。即ち、２ｉ≦ｄ１＋Ｒ１＋１の場合に は、垂直方向の復号化案をその信頼度Δ１に無関係に受入れることができる。同 様に、斜め方向の復号化は、２（ｎ−ｉ＋１）≦ｄ２＋Ｒ２の場合に常に受入れ ることができる。この変形として、復号化処理に前記２つの復号化案を容認する こともあり、こうすれば動作が速くなる。 誤り及び消去シンボルが全くないとは云えないシンボル組Ｔ（ｉ，ｊ）におけ るピボットシンボル（ｉ，ｊ）付近で復号化を開始する場合には、たとえ式（６ ）が満足されても、この復号化処置によっては必ずしも正しい結果は得られなく なる。例えば、Ｃ１及びＣ２を２元の（３，２，２）コードとすると、受信され るストリップＲは、その頂部行に“１”だけを有し、そのほかの所では“０”と なる。Ｄ_T（Ｃ）＝３とし、且つＲがトラック荷重１を有する場合には、Ｒを全 て０のストリップに復号化すべきである。この場合には、ピボットシンボル（３ ，２）の付近で復号化を開始するものとする。斜め方向のコードシンボルデコー ダは誤りを検出する。垂直方向の復号化でピボットシンボルは消去され、その後 “１”に復号化される。新規のピボットシンボルは（３，３）であり、この場合 には位置（３，３）が“１”に復号化され、次の新規のシンボルは（３，４）と なり、以下順次復号化される。 復号化処置は、容認された出力がシンボル行を変えるや否や、その行を消去す ることにより変更することができる。こうして、誤った行を漸次消去する。この 変更処置をピボットシンボル（ｎ，ｏ）にて始める場合には、２Ｎ＋Ｒ≦ｄ１＋ ｄ２−２を満足するＮ個の誤った行と、Ｒ個の消去行を有する全ての誤りパター ンが正しく復号化される。しかし、元の復号化処理によっても、局所的な条件式 （１）がどこでも満足されるものとすれば、誤ったトラック組が列方向に相違し ている誤りパターンでもうまく処理することができる。 図５は図１の構成にならってランダム誤りを復号化する既知のデコーダ装置の ブロック図である。完全な第１コードワードのシンボルは、この装置の左側の入 力端子から到来し、原則としてこれらのシンボルを復号化することができる。ブ ロック１５９は第１コードワード用のデコーダである。このデコーダでの復号化 は瞬時的に行われると想定されるため、シンボルのナンバリングはこの復号化に よっては影響されない。次いで、それぞれのシンボルはブロック１６０にて単調 に低下する遅延量（Ｄ）で遅延され、遅延ブロック１６０は第２デコーダ１６２ の入力端子に第２コードワードの各シンボルを再整列させる。第２デコーダでの 復号化も瞬時的であると想定される。この第２デコーダでの復号化結果が満足の ゆくものである場合には、第２デコーダ１６２の出力を、遅延段１６０と比べて 逆の遅延値を有している第２遅延段１６４を経て直接ユーザへと転送することが できる。第２デコーダ１６２での復号化結果が満足のゆくものでない場合には、 第２デコーダ１６２の出力を第２遅延段１６４と第３デコーダ段１６６とを経て ユーザへと転送する。この後者の場合には第１コードワードが第３デコーダ段へ と与えられ、この第３デコーダ段のハードウェアはブロック１５９と共有するこ とができる。Ｃ１及びＣ２コードが十分に似ている場合にも、第２デコーダブロ ック１６２のハードウェアをブロック１５９と共有することができる。出力端子 １６８からはユーザシンボルが供給される。必要に応じ、ブロック１６０，１６ ２の作用を繰返すことによって再度第２コードワードを再構成することができる 。 図６は、特に本発明によるトラックワイズのバースト誤りを復号化するデコー ダの別のハードウェアマッピングを示している。入力６０は様々なシンボルスト リームをトラックワイズに並列に受信する旨を表わしている。入力素子６２はこ れらのシンボルストリームを管理して、これらがデコーダの内部動作に同期する ようにする。例えば、テープ駆動速度をフィードバック機構により一定に保って 、並列のシンボルストリームを単一のシンボルストリームに変換することができ る。全体的な制御はブロック６８にて行われ、これは様々な他のサブシステムと やり取りする。ブロック６６は主メモリ７２への入力ストリームの書込みを制御 し、ブロック６６も制御ブロックにより制御される。ブロック７０は制御ブロッ ク６８により制御されて、主メモリ７２からの入力ストリームの読取りを制御す る。ブロック６６，７０は対話によりメモリのアクセス競合をなくすようにする 。ブロック７４は主メモリ７２から読取ったワード対を受取り、復号化を本来行 なうデコーダである。２つのワードの復号化の信頼度をチェックし、シンボルの 訂正を必要な限り長く維持し、さらに使用するのに好適な正しい情報を出力端子 ７８ に出力させる。ブロック７６ではピボットシンボル最小シフト量を求め、新規の ワード対を読出すために主メモリ７２における関連する新規のメモリアドレスを 査定する。この情報を総合制御ブロック６８に転送し、これから主メモリの物理 アドレスを生成する。ブロック７６，７４と総合制御ブロック６８との同期制御 は矢印にて示したようにして行われる。出力端子７８におけるユーザデータには ライン８０の誤り評価信号を付随させる。 図７は本発明による復号化法のフローチャートである。ブロック２０ではシス テムをセット−アップし、必要な記憶スペースを割当て、復号化すべきシンボル へのアクセスを計画する。ブロック２２では、ピボットシンボルを、例えば第１ 列の底部シンボルとしてセット−アップする。ブロック２４では、ピボットシン ボルを包含しているＣ１ワードを復号化し、ここでピボットシンボルを消去シン ボルとしてマークする。ブロック２５では、ピボットシンボルを包含しているＣ ２ワードを復号化する。ブロック２６では２つの量Δ１とΔ２とを突き合わせる 。ブロック２８では、２つのΔの量間における或るつながりの発生を検出する。 ブロック４０ではピボットシンボルを１列だけ最小量シフトさせて、新規の列ワ ードと新規の斜め方向のワードとを提示させる。ブロック３０では、列方向にお ける最良の結果を検出する。この場合に、ブロック４２では旧の斜めのＣ２ワー ドをそのままとして、ピボットシンボルを１列だけ最小量シフトさせる。ブロッ ク３２では、斜めのＣ２ワードについての最良の結果を検出する。この場合に、 ブロック４４では、旧の列のＣ１ワードはそのままとして、ピボットシンボルを 右上方向へ１対角位置にわたって最小量シフトさせる。ブロック４６では復号化 した双方のワードが容認できない結果を生ずるかどうかを検出する。次いでブロ ック４６にて誤りフラグをセットし、新規のピボットシンボルを選択する。誤り を矯正できない限り、直線経路で次のＣ１ワード及び次のＣ２ワードも選択して 、ピボットシンボルが水平方向に最小量シフトするようにする。ブロック３６で は、復号化の用意ができているかどうかを検出する。この用意ができていない場 合には、システムをピボットシンボル設定用のブロック２２へと進める。ブロッ ク３８ではシステムを停止させる。 図８は図３に示した誤り保護フォトマットに従って訂正し得る模範的な多重ト ラックのバースト誤りの発生の様子を示す。誤りシンボルバーストを×印のブロ ックの行で示してある。先ず、ピボットシンボルは左下隅で任意にスタートする 。距離はｄ１＝５，ｄ２＝３であるため、債務量はΔ１＝４−ω；Δ２＝３−２ ω２である。ピボットシンボルの移動方向は、 Δ１≧Δ２；ω１≦ω２ の場合には垂直方向である。 ピボットシンボルの移動方向は、 Δ１＜Δ２；ω１＞ω２ の場合には、斜め方向である。 ピボットシンボルの位置をドットのストリングとして示してある。復号化処置は 実際の誤りパターンを考慮しながら本発明のコンセプト内で変えることができる ことは明らかである。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．各々が複数のシンボルに基づく第１及び第２線形ブロックコードを含み、且 つこれら双方のブロックコードからの１つづつのワードから成る各ワード対のワ ードが、ピボットシンボルを共通に有すると共に相対的に異なるトラック交差方 位を有して、各個々のシンボルがワード対のピボットシンボルを形成するように した誤り保護コードフォーマットに基づく多重トラック記憶におけるトラックワ イズのバースト誤りを訂正する方法において、動的なトラック誤りを訂正するた めに、該誤り訂正方法が： 第１ピボットシンボルを有する誤り復号化可能なワード対を復号化する工程 と； 第２ピボットシンボルを有する次のワード対を、最も新しく復号化したワー ド対のピボットシンボルに対して最小のシフト量を有するように規定し、且つ前 記最小のシフト量が最も新しい復号化に基づくように不定なものとして、前記次 のワード対を復号化する第２の復号化に着手する工程と； 前記第２の復号化の完了時に、前記ワード対の規定及び復号化処置の着手を 周期的に巡回する工程 とを具えていることを特徴とする多重記憶におけるトラックワイズのバースト 誤り訂正方法。 ２．前記ブロックコードが多ビットシンボルに基づくものであることを特徴とす る請求の範囲１に記載の方法。 ３．前記第１及び第２線形ブロックコードが巡回又は半巡回コードであることを 特徴とする請求の範囲２に記載の方法。 ４．前記復号化が各個別のワードに信頼値を割り当て、且つ前記次のワード対の 規定工程が、低い特定の信頼度で復号化された復号化ワード対から、比較的高い 信頼度で復号化されたワードを最終的に復号化されるワードとして容認しながら 、次のワード対を規定することを特徴とする請求の範囲１，２又は３に記載の方 法。 ５．或るワード対の任意のワードを、該ワードが或る復号化信頼度しきい値レベ ルに達する場合に、最終的に復号化されるワードとして容認することを特徴とす る請求の範囲４に記載の方法。 ６．前記ワード対の復号化がワード対の各ワードに信頼値を割り当て、且つ前記 次のワード対の規定工程が、既に復号化したワード対の双方のワードが等しい信 頼度で復号化されている場合に、これらのワードを最終的に復号化したワードと して容認することを特徴とする請求の範囲１又は２に記載の方法。 ７．ワード対の復号化が、２つのワードの一方にだけ実際のピボットシンボルを 消去シンボルとして知らせてから開始することを特徴とする請求の範囲１〜６の いずれかに記載の方法。 ８．ワード対の双方のワードの信頼度が識別できないほどに小さい場合に、これ らのワードを誤りマーカーによってマークすることを特徴とする請求の範囲１〜 ７のいずれかに記載の方法。 ９．各々が複数のシンボルに基づく第１及び第２線形ブロックコードを含み、且 つこれら双方のブロックコードからの１つづつのワードから成る各ワード対のワ ードが、ピボットシンボルを共通に有すると共に相対的に異なるトラック交差方 位を有して、各個々のシンボルがワード対のピボットシンボルを形成するように した誤り保護コードフォーマットに基づく多重トラック記憶におけるトラックワ イズのバースト誤りを訂正する装置において、当該装置が： 第１ピボットシンボルを有する誤り−復号化可能なワード対を復号化する復 号化手段と、 最も新しく復号化したワード対のピボットシンボルに対して最小量のシフト で第２シンボルを有している次のワード対を規定し、且つ前記次のワード対の復 号化に着手するために前記復号化手段に対して起動信号を発生するための選択手 段と を具えており、前記最小量のシフトは最も新しい復号化結果に基づいて変わる ようにし、且つ前記復号化手段が、前記復号化に続いて前記選択手段用の起動信 号を発生する出力端子を有していることを特徴とする多重記憶におけるトラック ワイズのバースト誤り訂正装置。