JPS59215013A - エラ−訂正のための符号化方法 - Google Patents

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】 「産業上の利用分野」 この発明は１例えばオーディオＰ　ＣＭ信号を回転ヘッ
ドにより磁気テープＱこ記録するのに適用ぎれるエラー
訂正のための符号化方法に関する。

［背景技術とその問題点」 マトリクス状に配されたディジタル情報データの縦方向
及び横方向の夫々にエラー検出又はエラー訂正符号の符
号化を行なう方法が知られている。

この符号を各列毎に伝送し、受信側で復号を行なう場合
のひとつの方法として、各列毎に第１のエラー検出符号
によってエラー検出を行ない、その結果のポインタを形
成し、また、各列のデータ及びポインタをメモリに記憶
し１次に、このポインタを参照して第２のエラー訂正符
号によって各行毎にエラー訂正を行なうことが考えられ
る。

ところで、オーディオＰＣＭ信号の量子化ビット数は、
オーディオＰＣＭ信号記録再生装置の使用目的などによ
って変化することがある。即ち、高品質のオーディオ信
号の記録再生を行なう場合には、サンプリング周波数ｆ
ｓが４８ＫＨｚ　、量子化ビット数が１６ビツトとぎれ
、会議などの音声を記録再生する場合には、サンプリン
グ周波数ｆｓが３２ＫＴ（ｚ　、量子化ビット数が１２
ビツトとされる。

こｎは、サンプリング周波数が低い時には９回転１ ヘッド及び磁気テープの速度をヲとして記録及び再生を
可能とし、磁気テープの消費量を減少させるうえで有効
である。

前述のようなエラー検出及びエラー訂正を行なうエンコ
ーダ及びデコーダは、複数の量子化ビット数に対して共
通のハードウェアであって、伺わの場合でも、同等のエ
ラー補正能力を有するものであることが望ましい。

「発明の目的」 この発明は、複数の量子化ビット数に対応することがで
きる汎用性のあるエラー訂正のための符号化方法の提供
を目的とするものである。

また、この発明は、エラー訂正符号の訂正能力をこえる
エラーが発生した場合に、量子化ビット数の違いによっ
て無駄にデータが失なわれる問題を生じない符号化方法
を提案するものである。

「発明の概要」 この発明は、複数個のシンボルからなるブロックを複数
個並べたディジタル情報データに対して複数の方向の夫
々に対してエラー検出又はエラー訂正のための符号化を
行なうエラー訂正のための符号化方法に関し３デイジタ
ル情報データのシンボル長をｌ！＋　、　１２．・・・
・・・ｌｎの複数種類とするときに、（＃、、Ａ２．・
・・・・ｌｎ）の最小公倍数の整数倍に複数の符号化の
うちのひとつの符号化の１系列の長さを定め、この１系
列の最小公倍数の単位にディジタル情報データの隣接す
るシンボルが含まれるようにするものである。

「実施例」 この発明の一実施例は、オーディオＰＣＭ信号を回転ヘ
ッドにより磁気テープに記録するものであり、第１図は
１回転ヘッドの１回の走査で形成される１セグメントに
記録されるオーディオＰＣＭ信号及びエラー訂正符号の
冗長データの符号構成を示すものである。

第１図において、縦方向の各列が１ブロツクであり９Ｍ
ブロックが横方向に配列される。■ブロック内のオーデ
ィオＰＣＭ信号がＮワードで、全てで（ＮＸＭワード）
のオーディオＰＣＭ信号が配列される。このオーディオ
ＰＣＭ信号の２次元配列の縦方向の各ブロック毎にエラ
ー検出符号Ｃ１が施され、その横方向Ｏこ対してエラー
訂正符号Ｃ２が施されている０このエラー検出符号Ｃ１
のｎワードのチェックコードＰが各ブロックＧこ含まれ
。

エラー訂正符号Ｃ２のｍワードのチェックコードＱに対
してもエラー検出符号Ｃ１の符号イヒカタなされている
。

上述のエラー訂正符号は、第０番目のプロ゛ンクから順
番に磁気テープに記録される０そして、磁気テープから
再生された信号は、まず、ブロック毎にエラー検出符号
Ｃ７によるエラー検出７！ｌ（なされ、ブロック単位で
エラー検出がなされる。この検出の結果、ブロック毎に
エラーの有無を示すホ。

インタが発生される。例えば第２図Ｇこおし）で斜線図
示のように、０番目のブロック及び１番目のブロックが
エラー有と検出される。このポインタで示されるエラー
ロケーションを用いて、水平方向にエラー訂正符号Ｃ２
【こよるエラー訂正カダなされる。

上述のエラー検出符号Ｃ１の１ブロツクのワード数Ｎは
、オーディオＰＣＭデータの語長がｌ□ビット例えば１
６ビツトの場合である。また、オーディオＰＣＭデータ
の語長が１２ビツト例えば１２ビツトの場合にも同様の
エラー訂正符号化の処理を行なうようにされている。こ
の場合、Ｃ１及びＣ２の符号化がされる２次元子面の大
きさが語長が１１及び１２の両者で等しいものとされる
。そして、エラー検出符号Ｃ１の１個の符号系列である
ｌブロックのデータは、（Ｎｘ１１）ビットの長さとな
る。この１ブロツクの長ぎを語長１１及び１２の最小公
倍数りの整数倍にとる。

つまり、第３図Ａに示すように１例えば最小公倍数りの
３倍に符号系列の長さを選ぶようになす０１６ビツト及
び１２ビツトの場合、（Ｌ＝４．８ビツト）となり、１
６ビツトの語長のワードが１ブロツクに９ワード含まれ
、１２ビツトの語長のワードが１ブロツクに１２リード
含まｔ”ｔ　／Ｓｏまた。

この最小公倍数りに含まれる３ワード又は４ワードとし
て、オーディオＰＣＭデータの隣接するものを配する。

今、第１図に示Ｔ２次元配列のオーディオＰＣＭデータ
を元の順序に従って１個のデータ系列に展開した場合に
おいて、０番目のブロックがエラー１′− 検出符号Ｃ１よりエラーとして検出された場合を考える
。このエラーとして検出されたデータは。

第３図Ｂにおいて斜線で示すような分布を有する。

つまり１語長が１６ビツトの場合には、連続する３ワー
ドのかたまりを単位とするエラーとなり。

語長が１２ビツトの場合には、連続する４ワードのかた
まりを単位とするエラーとなる。第３図Ｃは、この１単
位を拡大して示すもので１語長が１６ビツトの連続する
３ワードＷ。＋　Ｗｌ　、Ｗ２がエラーワードであって
、これと対応して語長が１２ビツトの連続する４ワード
Ｗｏ、Ｗ；、Ｗ、、。

Ｗ３′がエラーワードとなる。

したがって、Ｏ番目のブロックがエラーとして検出され
、然も、エラー訂正ができない場合が１６ビツト及び１
２ビツトの時に同様に生じたとすると、９ワード及び１
２ワードのデータが使用できなくなり、補間の必要性が
生じる。より一般的には９語長が１１　ビットの時に使
用できなくなるワード数に対し３語長が１２ビツトの時
に使用この発明と異なり、第１図に示す２次元配列の第
１番目の行から順番に連続するＰＣＭデータを配したと
すると、エラー検出符号Ｃ１の１個の符号系列に含まれ
る複数ワードは、連続したものとならない。例えば第１
行から横方向にＷ。、Ｗ□。

Ｗ２１・・・・・・と順番にＰＣ’Ｍデータを配すると
、０番目のブロックには＋　　（Ｗｏ　、　ＷＭ　、Ｗ
２Ｍ・・・・・）のワードが含まれる。したがって、上
述と同様に。

０番目のブロックがエラーとして検出されると。

このエラーワードは、第３図りに示すように、１ワード
を単位として分散したものとなる。エラー検出符号Ｃ１
のエラー検出が８ビツトを単位としてなされていると、
同様のエラーが生じる時Ｇこ第３図り及び第３図Ｅから
明かなように１語長が１２ビツトの場合には、２ワード
エラーとして検出さワることになる。例えば１ワードＷ
。のエラーワードと対応して、Ｗｏ′及びＷ、′の２ワ
ードがエラーワードと検出される。つまり１語長がｌ。

ビットの時に使用できなくなるワード数の２倍のワード
数のＰＣＭデータが使用できなくなってしまう。勿論、
各語長毎に、エラー検出符号Ｃ１のシンボル長を変えれ
ば、上記のような問題は生じないが、その場合には、エ
ンコーダ及びデコーダを共通の構成とすることができな
くなる。

更に、この発明の一実施例のより具体的な例について説
明する。２チヤンネルオ一デイオ信号のＬチャンネル及
びＲチャンネルの各々が４８ＫＨｚのサンプリング周波
数でサンプリングされ、１ワード１６ビツトのワードＬ
工及びＲ１が形成される。

そして＋　Ｌｏ　〜Ｌ？１９の７２０ワードとＲ８−Ｒ
７１９の７２０ワードとが１セグメントと対応する２次
元配列とざｎる。

この配列の方法について第４図を参照して説明する。第
４図は、１チヤンネル例えばＬチャンネルの配列を示し
、また、ワード番号０〜７１９が１中に記載きれている
。ブロック数が４８ブロツクで、各ブロックに対して、
０〜４７のブロック番号が付加されており、各ブロック
には、１５ワードずつが挿入される。磁気テープには、
０番目のブロックから順番に記録される。

記録再生時のエラーによって生じたエラーワードのうち
で訂正できないものは１前後に位置する正しいワードに
よって補間するようになされる。

この補間を有効に行なうためＧこ、各チャンネルのＰＣ
Ｍデータの偶数番目のものとその奇数番目のものとの記
録位置を離丁ことが好ましい。そこで。

ブロック番号の（０〜２３）の２４ブロツクには。

偶数番目のデータＬ。＋　Ｌ　２　ｔ　Ｌ　４　・・・
・・・Ｌ７□８が配され、ブロック番号の（２４〜４７
）の２４ブロツクには、奇数番目のデータＬ＋　　＋　
Ｌｓ　、Ｒ５・・・・・　Ｒ７１，が配される。

この偶数番目のデータ系列の中で隣接する３ワードを単
位として、ＰＣＭデータが（０〜２３）の各ブロックに
分散され、また、奇数番目のデータ系列の中で隣接する
３ワードを単位として、ＰＣＭデータが（２４〜４７）
の各ブロックに分散される。偶数番目のデータをｉ＞ｉ
ｉ　１．１とる！二、（Ｌｏ。

Ｌ２　、　Ｌ４　）の３ワードがＯ査のノ′ロックに配
され＋　　（Ｌ６　、Ｌ６　＊　ＬＩＯ）の３ワードが
１番のブロックＧこ配ぎれ、以下、同様Ｑこデータの振
り分けが行なわれ＋　　（Ｌ１３ｓ、Ｌ＋４ｏ、　■−
１４２）の３ワードが２３番のブロックに配される。次
に＋　　（’１４４＋Ｌ＋４６＋　ＬＩＩ４８　）の３
ワードが再び０番のブロックに配される。この操作を繰
り返すことによって。

（ＬＯ””Ｌ７１８）の計３６０ワードの偶数番目のＰ
ＣＭデータが配列される。また、奇数番目のＰ　ＣＭデ
ータも、上述と同様に隣接する３ワードずつを単位とす
る西己列を有するものとぎれる。このような配列では、
各ブロックの３ワードは、隣接したものとなり、３ワー
ドの組同士では、離れたものとできる。

また、他方のＲチャンネルについても、第４図と同様の
配列とぎれる。更に、この発明の一実施例では、８ビツ
トを１シンボルとして符号化の処理が行なわれるので、
１ワードを−に１位８ビツトと下位８ビツトに分割して
いる。第５図Ａ及び第５図Ｂは、第４図に示す基本的配
列を有するＲチヤンネル及びＲチャンネルのＰＣＭデー
タとエラー検出符号Ｃ４及びエラー訂正符号Ｃ２の夫々
のチェックコードとを含む全体の符号構成を示Ｔ。第５
図（こおい−て、サフィックスＡは、」二位８ビットの
シンボルを表わし、サフツクスＢは、下位８ビツトのシ
ンボルを表わしている。

一般に１回転ヘッド形のテープレコーダでは。

磁気テープと回転ヘッドとが摺接を開始する端部及び摺
接を終了する端部において、ヘッドと磁気テープとの当
りが悪いことなどに起因してエラーレートが高くなる。

そこで、こわらの端部に対応する（０〜１５）（第５図
Ａ）のブロックアドレスと（１１２〜１２７）　　（第
５図Ｂ）のブロックアドレスとに夫々エラー訂正符号Ｃ
２のチェックコードシンボルＱ及びこ１１に対するエラ
ー検出符号Ｃ１のチェックコードシンボルＰを配し、中
央部に対応する（１６〜１１１）のブロックアドレスに
オーディオＰＣＭデータ及びこｎに対するチェックコー
ドシンボルＰを配している。

エラー検出符号Ｃ１は、（３２，３０）の０Ｆ（２）上
のリードソロモン符号で、符号系列は。

ブロックアドレスのエラーを確実に検出するために、２
ブロツク完結のインターリーブをとる。例えばブロック
アドレスＯ及び１の夫々の偶数番目１７）フロック内ア
ドレスに位置する３０シンボル（Ｑｏｏ・ＱＯ２・ＱＯ
４・Ｑｏａ・°°°“”　Ｑｏ　２８・Ｑ０２９・Ｑｏ
＋、Ｑｏｓ・・・・・・Ｑｏ２ｈ＋Ｑｏ２７）に対して
エラー検出符号Ｃ。

の符号化がなぎれ、ＰＯＩ及びＰ。２のチェックコード
シンボルが付加される。ブロックアドレス１６及び１７
についても同様に、夫々の偶数番目のブロック内アドレ
スに位置する３２シンボル（ＴＪＯＡＩ　ＬｏＢ、Ｌ２
Ａ、Ｌ２Ｂ・・・・・・Ｌ２ＧＯＡ−ｒ　Ｌ２９０　Ｂ
　＋Ｌ２ｇ２　Ａ　−Ｌ２’（１２Ｅ・°°°”°Ｌ５
８ＯＡ・Ｌ５　Ｂ　ＯＢ・Ｒ１８０・Ｐｔｅ＋）によっ
てエラー検出符号Ｃ７の１符号系列が形成される。また
、ブロックアドレス１６及び１７の奇数番目のブロック
内アドレスに位置する３２シンボル（Ｆ（ＯＡ　＊　Ｒ
ＯＢ・・・・”　　Ｒ２９ＯＡ　＋　Ｒ２［１０Ｂ　、
・・・・・Ｒ５８０Ａ　ｒ　Ｒ５ａｏＢ　、　ＰＩ７０
　、　ＰＩ７１　）によってエラー検出符号Ｃ１の１符
号系列が形成される。

この例から分かるようＧこ、第５図に示す符号構成では
、エラー検出符号Ｃ１の同一の符号系列に同一のワード
を構成する２シンボルが含まれるようになサワる。これ
は、この符号系列がエラーとして検出され、然も、エラ
ー訂正符号Ｃ２により訂正できない場合Ｏこ、１５ワー
ドの補間ですませるためである。

また、エラー検出符号Ｃ０の符号系列には、２つのチャ
ンネルのデータの一方のチャンネルのデータが集中して
いる。しかし、２つのチャンネルの互いに対応するシン
ボル番号のシンボルは、交互に記録されるので、記録時
に一方のチャンネルにだけエラーが集中して発生するこ
とは、殆ど生じない。

エラー検出符号Ｃ１のＨマトリックスの一例を下記に示
す。

エラー検出符号Ｃ，のデコードは、２個のパリティシン
ボルを含む３２個のシンボルの再生データの系列のマト
リックスを■とし、その転置行列を■“とすると、　Ｈ
・■の演算により２個のシンドロームを形成することで
なぎれる。こ第１らのシンドロームが共に０の時は、エ
ラーが無いことを意味し、これ以外の時は、エラーが有
ることを意味する。エラー検出符号ｃ１は９本来、１重
エラーの訂正が可能で２重板−Ｌのエラー検出が可能な
符号である。

また、１２８個のブロックが４ブロツクごとに３２個に
分割され、各４ブロツクから取り出された３２個のシン
ボルによってエラー訂正符号ｃ２の符号系列が形成され
る。このエラー訂正符号Ｃ２は、（３２，２４）の（）
Ｆ（２）Ｊ二のリードソロモン符号であり、ブロックア
ドレスが（１６〜１ｌｌ）　　の９６個のブロックの４
ブロツクごとのブロック（例えｌｆｌ　６，２０．２４
・・　。

１０４．１０８のブロックアドレス）の計２４個のシン
ボルに対する８個のチェックコードシンボルが形成され
、このチェックコードシンボルが４ブロツクごとのアド
レス（例えば０，４．８．］　２゜１１２．１１６，１
２０，１２４のブロックアドレス）に配される。

つまり、エラー訂正符号Ｃ２について、４ブロツクのイ
ンターリーブが施キワでおり、ブロックアドレスが（０
〜１５）及び（１１２〜１２７）の３２ブロツクには、
エラー訂正符号Ｃ２のチェックコードシンボルが位置す
る。但し、ブロック内アドレスの３０及び３１には、こ
のチェックコードシンボルに対するエラー検出符号Ｃ工
のチェックコードシンボルが配さｎでいる。

エラー訂正符号Ｃ２は、４重エラーの訂正が可能で、ポ
インタを用いたイレージヤ訂正を行なう時に８重エラー
の訂正が可能である。エラー訂正符号Ｃ２のＨマトリッ
クスの一例を下記に示す。

このようＣに、符号Ｃ１，Ｃ２は、共に符号長が３２シ
ンボルと等しいものとぎれており・ハードウェアを簡単
なものとできる。また、デコード時ニハ、エラー検出符
号Ｃ１によって、エラー検出を行ない、エラーが有る時
には、その符号系列にポインタを立て１次に、エラー訂
正符号Ｃ２によってエラー訂正を行なう。このエラー訂
正は、ブロック内アドレスのＯ〜２９の各々についてな
さｎ、３０回のデコード動作がなされる。

第５図Ａ及び第５図Ｂに示す配列の各ブロックは、第６
図Ａに示すデータフォーマットとされる。

つｔす、先ｓに８ビツト（１シンボル）のブロック同期
信号が付加され１次に、各８ビツトのセグメントアドレ
ス及びブロックアドレスが付加ぎワ。

このセグメントアドレス及びブロックアドレスのエラー
検出用のＣＲＣコード（８ビツト）カ付加される。ブロ
ックアドレスのＭＳＲは、データのブロックアドレスと
サブコードのブロックアドレスとを区別するために用い
られる。更に、このＣＲＣコードの後に３０シンボルの
データ　（オーデイオデータ又はエラー訂正符号Ｃ２の
チェックコードシンボルＱ）が配さｎ、最後にエラー検
出符号Ｃ１の２個のチェックコードシンボルＰが配され
る。

また１回転ヘッドによって形成サワる１セグメントのデ
ータは、第６図Ｂに示すデータフォーマットとぎれる。

この一実施例では、直径３０ｍｍのテープ案内ドラムに
８４．８°Ｇこわたって巻付けられた磁気テープの斜め
方向に１本のセグメントが回転ヘッドにより形成される
。このセグメントの両端部と中央部とに、自動トラック
追従用のパイロット信号ＡＴＦが３°の区間にわたって
記録される。３箇所にパイロット信号を記録しているの
は。

ドロップアウトによりパイロット信号を再生できなくな
るおそれを防止するためである。このパイロット信号Ａ
ＴＦの再生出力によって、トラッキングエラーが検出さ
れ、この検出に基いて回転ヘッドを支持する圧電素子を
ドライブし、トラッキングエラーを除去するようになさ
れる。

また、第５図Ａに示す（０〜６３）のブロックアドレス
のデータが２９．７°の範囲にわたって順次記録２　ｒ
ｂる。更に、タイムコ−Ｆ’　、　表示データなどの４
ブロツクのサブコードが中央部のパイロット信号ＡＴＦ
の前後に２重書きされている。そして、゛第５図Ｂに示
す（６４〜１２７）のブロックアドレスのデータが２９
．７の範囲にわたって順次記録されている。また、第６
図ＢＧこおいて、斜線を付した夫々１゜５°の区間は、
データの記録を行なわないインターブロックギャップで
、この区間ニハ、一定周波数のパルス信号が記録されて
いる。

第７図は、この発明の一実施例の記録回路及び再生回路
の構成を示し、１で示す入力端子にアナログオーディオ
信号が供給される。このアナログオーディオ信号がＡ／
Ｄコンバータ２によってディジタル化される。Ａ／Ｄコ
ンバータ２からのオーディオＰＣ’Ｍ信号がデータバス
３を介してＲＡＭ４のデータ入力とされる。ＲＡＭ４は
、エラー訂正符号の符号化を行なう単位（上述の例では
２８８０シンボル）のデータを記憶できるメモリ容量の
ものである。

また、５は、エラー検出符号Ｃ１及びエラー訂正符号Ｃ
２のエンコーダを示し、このエンコーダ５に対してＲＡ
Ｍ４から読出ぎれたデータが供給される０６は、アドレ
ス発生回路を示し９発生したアドレスデータがアドレス
バス７を介してＲＡ　Ｍ４に供給される。このアドレス
データは、ＰＣＭ７’−夕の順序をもとのものと変更す
るインターリーブを行なえるものである。インターリー
ブされたデータがＲＡ、Ｍ４から読出されてエンコーダ
５に供給され、エラー検出符号Ｃ１及びエラー訂正符号
Ｃ２のチェックコードシンボルが形成ぎワ。

このチェックコードシンボルがＲＡＭ４に書込まれる。

そして、チェックコードシンボルの形成が終了すると、
このチェックコードシンボルを含むデータがブロック毎
に）ｔＡ、Ｍ４から読出ぎれ、ディジタル変調回路９に
供給される。

図示せずも、ブロックアドレス、セグメントアドレス及
びブロック同期信号の付加の処理がされる。ディジタル
変調回路９の出力端子１０には。

記録アンプ及び回転トランスを介して回転ヘッドが接続
される。

また１回転ヘッドにより磁気テープから再生された信号
が回転トランス及び再生アンプを介してディジタル復調
回路１２に供給さね、復調後のデータがデータバス３を
介してＲＡ、Ｍ４に書込まれる０このＲ，ＡＭ４から読
出されたデータがデコーダ１３に供給され、エラー検出
及びエラー訂正の処理をうける。このデコーダ１３によ
り処理されたデータがＲＡＭ４Ｇこ書込まれ、ＲＡ、Ｍ
４から元の順序にディンターリーブされたＰＣＭデータ
が読出され。

Ｄ／Ａコンバータ１４に供給され、再生オーディオ信号
が出力端子１５に取り出される。

この再生時のＲＡＭ４に対するアドレスデータも、アド
レス発生回路６で形成ざｎる。記録及び再生時の上述の
処理の制御に必要なりロックパルス、゛タイミング信号
は、水晶発振器を内蔵するクロックタイミング発生回路
８により形成される。

また、サンプリング周波数が３２ＫＨｚで量子化ビット
数が１２ビツトとぎれる時には、サンプリング周波数が
４８ＫＨｚの時に比べて、磁気テープの走行速度及び回
転ヘッドの回転数が１のものにぎｎる０これによって、
記録密度を一定として。

例えば１巻のカセットテープに記録できる時間を２倍と
できる。量子化ビット数が１２ビツトの場合でも、第５
図Ａ及び第５図Ｂと同様に、ＰＣＭデータが配列される
。但し、各チャンネルで９６０ワードのＰＣＭデータが
存在し、また、エラー検出符号Ｃ１の符号化の単位は、
４ワードとされる。

「応用例」 この発明は、第８図に示すように、縦方向にエラー訂正
符号Ｃ□の符号化がなされると共に、横方向にエラー訂
正符号Ｃ２の符号化がなされた２次元構造のブロックの
Ｎ個に対し、各ブロックの対応する位置のＮ個のワード
に・対してエラー検出符号Ｃ３の符号化を行なう場合に
適用することができる。例えば、エラー訂正符号Ｃ工及
びＣ２として、（１５，１３）のリードソロモン符号が
用エラれ、エラー検出符号ｃ３としてＣＲＣコードが用
いられる。語長が８ビツト、１２ビツト。

１６ビツトの３種類の場合には、これらの最小公倍数の
４８ビツトの整数倍の１４４ビツトにエラー検出符号Ｃ
３の１符号系列の長ぎが選ばれる。

また、この発明は、ディジタルビデオ信号などのディジ
タルオーディオ信号以例のディジタル情報を伝送する場
合にも適用できる。勿論１回転ヘッド形記録装置以外の
磁気ディスク記録装置などを用いる場合にもこの発明を
適用することができる０ 「発明の効果」 この発明は、複数の量子化ビット数に対して。

エラー訂正符号化の処理を共通とすることができ。

汎用性のあるエンコーダを実現することができる。

また、この発明では、エラー訂正符号の訂正能力をこえ
るエラーが発生する場合に、使用できなくなるデータ量
が量子化ビット数が違うために２倍のように増加するこ
とがない利点がある。

【図面の簡単な説明】

第１図及び第２図はこの発明の一実施例の符号構成を示
す路線図、第３図はこの発明の一実施例のエラー訂正動
作の説明に用いる路線図、第４図及び第５図はこの発明
の一実施例のより具体的な符号構成を示す路線図、第６
図はこの発明の一実施例における記録データのフォーマ
ットを示す路線図、第７図はこの発明の一実施例のブロ
ック図。 第８図はこの発明の他の実施例の説明に用いる路線図で
ある。 ２１０１６９．Ａ／′Ｄコンバータ、３・・・印データ
バス。 ４・・・・・’ＲＡＭ、５・・・・・・エラー検出符号
及びエラー訂正符号のエンコーダ、７・・・・・・アド
レスバス。 １３・・・・・・エラー検出符号及びエラー訂正符号の
デコーダ。 代理人　　杉　浦　正　知 伽Ｉ　ロ　罠１ Ａ）　ＯｖＭ ８４−

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数個のシンボルからなるブロックを複数個並べたディ
   ジタル情報データに対して複数の方向の夫々に対してエ
   ラー検出又はエラー訂正のための符号化を行なうエラー
   訂正のための符号ｆ上方法において。 上記ディジタル情報データのシンボル長を１１　。 １２＋　　・・・ｌｎの複数種類とするときに、Ｃ１，
   。 １２＋・・・・・ｌｎ）の最小公倍数の整数倍に上記複
   数の符号化のうちのひとつの符号化の１系列の長ぎを定
   め、この１系列の上記最小公倍数の単位に上記ディジタ
   ル情報データの隣接するシンボルが含まれるようにする
   ことを特徴とするエラー訂正のための符号化方法。