JPS6074160A - ビデオ・デイスクにおけるデイジタル・デ−タのエラ−訂正コ−ド - 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】 （発明の利用分野） 本発明は、反復された（即ち、書込み後直接的に読出さ
れない）媒体上への高密度のディジタル・データの格納
に関し、特にアナログ・テレビジョン信号フォーマット
における光学的ビデオ・ディスク上への２進データの蓄
積に関する。特に、本願はエラー訂正構造を開示するも
のである。

（従来技術の要約） 本発明の時点において存在する従来技術は、「バイト・
マガジン（Ｂｙｔｅ　Ｍａｇａｚｉｎｅ）」１９８２年
６月号１４２頁のＭｏｂｅｒｇおよびＬａｓｋｙ著「ビ
デオ・ディスクおよび光学的デーレお蓄積」なる名称の
論文において最もよく要約されている。この論文におい
ては、ビデオ・ディスク上のデータの蓄積が提起されて
いる。著者は当技術が当面する諸問題の限界を明瞭に規
定している。この開示の意図は、商業ビデオ・ディスク
生産プロセスにより生じる識別およびエラーの量子化、
ならびに使用可能なデータの等積を最大にする目的のた
めのエラー訂正構造の選定および試験によるこれらの問
題に対処することにあある。

従って、読者は、述べられた問題の状態が構造の制約を
もたらすこと、および本願の発明の一部をなすことを理
解しよう。主として音響の再生に対する他の関連を有す
る従来技術が存在する。音響の再生におけるエラーの訂
正コードのほとんどは、エラーの数を減少させることの
みを試みる。

これらコードは、記録ディジタル・データ（例えば、銀
行の記録、ソフトウェアまたはテキスト・ファイル）の
取扱いのための必要なレベルへの訂正を行なうものでは
ない。

リード／ソロモン・コードを使用する１６×１６のデー
タ・アレーについては、１９８１年のニューヨーク会議
（１９８１年１０月３０日から１１月２日まで）におい
て提出された音響技術協会のプレプリントにおける「消
費者用の多重トラック・ディジタル音響記録装置」なる
論文において示されている。行および列の反復により処
理が行なわれる。それ以上の検査は行なわれない。その
結果生じる音響上の欠陥の隠蔽はその後行なわれる。

二次元のアレーのエラーの訂正に関する他の関連する文
献については、Ｂｅｒｄｉｎｇの米国特許第３．７９４
，８１９号、Ｄｏｉの同第４，３０６，６０５号、Ｆｌ
ｅｔｃｈｅｒの同第３，９８８．６７７号、Ｋｅｌｌｙ
等の同第４．２９２，６８４号、Ｉｇａ等の同第４，２
３８．８５２号、Ｄｏｉ等の同第４．２０６．４４０号
、Ｋａｚａｍｉ等の同第４．１８８，６１６号等の同第
４，１４２，１７４号において見出される。

音響技術協会のプレプリントを除いて、ロケーションに
対する冗長コードの設定およびその後の行および列フォ
ーマットにおけるエラーの訂正は示唆されていない。更
に、この手法は、第１の訂正レベルを超えるエラー訂正
方式の徹底を示唆し得ない。

多数の論文が列および行におけるエラー補正のための符
号を含むものであることは認められよう。

しかし、ほどんどの場合、行の次元または列の次元のい
ずれか一方がエラーの位置決めのみに使用される。デー
タの表示は他の次元に残されている。

（問題の状態） この発明は、ビデオ・ディスク上のディジタル・データ
の蓄積に対する適用を有するエラー訂正構造を開示して
いる。ディスク当り５４．０００本のトラックを有しそ
の各々が１つのテレビジョン・フレーム即ち２つのテレ
ビジョン・フィールドを有する標準的なＮＴＳＣ方式の
一定の角速度（ＣＡＶ）ビデオ・ディスクが使用される
。１つのフレームは、フィールド当り２６２．５本ずつ
の５２５本のテレビジョン・ラインを含んでいる。ビデ
オ・ディスクの回転速度は、１．８００ＲＰＭである。

１つのフレームの持続周期は３３．３ミリ秒であって、
毎秒３０フレームを生じる。１本の持続周期は約６３μ
秒である。

ビデオ・ディスク上に記憶されるディジタル・データは
、データ・ブロック、データ・フイールドおよびデータ
・グループに構成される。１データ・ブロックは、８ビ
ット・バイトの３２行と３２列を含む二次元アレーであ
る。１データ・フィールドは、データ・ブロックを含む
三次元アレーである。１データ・フィールドは、ＮＴＳ
Ｃ方式テレビジョンの１つのフィールド内に物理的に保
持される。１グループは６４のフィールドからなってい
る。

ビデオ・ディスク上に記憶されるディジタル・データは
、最初中間的なビデオ・テープに対して書込まれる。こ
のビデオ・テープは次にレーザーマスター法において用
いられてマスター・ディスクを生成する。生産用ビデオ
・ディスクはこのマスターから打抜き即ち形造されるの
ある。

中間的なビデオ・テープ、マスター・ディスクおよび複
製されたビデオ・ディスクによってエラーが生じる。エ
ラーの主な発生源は複製プロセス（特に、形造およびメ
タライゼーション段階）であり、このプロセスは信号が
回復不能な直径が１ｍｍまでのディスクの光学的表面の
傷、ならびに増大したノイズ即ち信号の歪みを惹起する
かも知れない遥かに大きな面域を生じるおそれがある。

ディスク・ドライブのレーザー・システムによる円周状
の門生の際、これらの傷は長い信号の欠落に変換されて
連続的なエラーのバーストを生じる。

ノイズおよび信号の歪みは、再生の際不規則的なバイト
・エラーの確率を高めるように変換する。

欠落および不規則的なバイト・エラーの平均数は充分に
特性化されるが、正確な位置は個々の複製ディスク毎に
異なる。長い信号欠落は特殊な問題を提起する。媒体が
打抜き加圧されるため、長い信号欠落を含むこのような
領域は、磁気媒体（例えば、フロッピー・ディスクおよ
びウインチェスタ型固定ディスク技術）および他の形態
の光学的媒体（例えば、ＤＲＡＷ）におけるように、デ
ータが媒体上に載せられても解消し得ない。

本発明は、この長い信号欠落を大量のデータにわたり小
さな増分に分散させることにより長い信号欠落を克服す
るためある形態のインターリーブ法を使用する。ビデオ
・ディスク上のディジタル・データの格約のエラー特性
の克服においては、本発明はこの媒体上のデータ蓄積の
独特の特性の利点をとるものである。事前マスター法（
即ち、レーザー・マスター過程に対する前段階としてビ
デオ・テープへのディジタル・データの変挾操作）は、
１０，０００以上のコピーを行なうかも知れない１つの
マスター当り一回ずつ行なわれるため、扱雑となりまた
リアルタイムよりも遅くなり得る。

（設計上の制約） 本文においては、アナログ型カラー・テレビジョン信号
フォーマットと共立可能な単位にディジタル・データの
構成を行ない、かつ強力かつ必要なエラー検出兼訂正コ
ードを付加するものである。

共同研究者達は、ビデオ・データに対する連続的な記録
のためのディジタル／アナログ（ビデオ）符号化法、ビ
デオ・ディスク生成のための光学的マスター、および最
後にスタンプまたは形造段階により生じるビデオ・ディ
スク自体を開発した。

本発明において対象とされる媒体の故に、データはビデ
オ・ディスク上にスタンプまたは形造によって設定され
、スタンプまたは形造段階の後には一切の読出し検査段
階は存在しない。このため、ビデオ・テープの記録から
、データはビデオ・ディスク上のある特定の物理的場所
に対して取消しできない状態で提供される。それにも拘
らず、弊者は、１００の内１つのディスクしか本文に開
示した最高水準のエラー訂正復号法（グループ・レベル
復号法）を必要とするエラーを生じないことを予期され
る程有効であるエラー訂正システムを開示するものであ
る。

本文に開示するエラー訂正方式は、不規則なバイト・エ
ラーならびに欠落エラーを取扱うため開発されたもので
ある。不規則なエラーは、１バイト当り１０−２バイト
・エラー以上の平均速度で生じ、主に回復された信号と
関連するノイズおよび歪みから生じることが予期される
。ディスク面とレーザー／復帰の電子技術の双方が不規
則的なエラーに対し寄与するものである。

欠落エラーは最も取去な問題を生じることが予期される
。これらエラーは、フレーム毎に平均６回生じ、かつ５
×１０−４バイト・エラー／バイトの平均的割合で生じ
るものと予測される。しかし、その潜在的な長さおよび
連続性の故に、欠落は如何なる順次データ方式において
も重大なエラー訂正の障害となる。最大欠落長さは８０
の連続バイト程度となるものと予測されるが、エラー補
正コードは１０００バイトの持続を超える欠落からデー
タを迅速かつ充分な信頼性を以て回復するように構成さ
れている。製造されたままのビデオ・ディスクにおける
欠落の分布は、統語的に有意義な測定により決定され、
かつエラー訂正構造においては、下記の如くであるもの
と仮定さされる。即ち、デイスクからの長い欠落エラー
は、以下において開示する三次元の診断インターリーブ
・フォーマットによるデータ・フィールド全体にわたる
拡散の結果として、再生回路ＲＡＭにおける１つのバイ
ト・エラーとして現われる。

読者は、エラー訂正の複雑さが、１つのビデオ・ディス
クにおけるデータの各収集毎に１回しか生じない書込み
即ち事前マスター操作相に対して価値を増すことが判る
であるう。特に、ディスクの全内容が約２メガバイト／
秒の一定の早い持続データ速度においてＶＴＲに転送す
る用意ができるまで、エラー訂正冗長度を句加しかつ固
定ディスク・ドライブ上のデータを一時記憶するシステ
ムの部分に加重される。３ギガバイトのディスクの場合
の事前マスター操作（エラー訂正コードを付加して磁気
テープからビデオ・テープへのディジタル・データの転
記）には、約４時間を要するものと予期される。中間的
なビデオ・テープへのデータの転送速度は非常に早いた
め、エラー削正冗長度の全ての計算は直接の転送が開始
する前に完了しなければならない。

発明の概要 （ビデオ・ディスクのマスター操作） ビデオ・テープ上への記録のためのデータは、ブロック
、フィールドおよびグループ・レベルで生じる冗長度を
有する。最初、原始データが９００バイト、即ち３０行
（０〜２９）×３０列（０〜２９）のデータ・ブロック
に構成される。少なくとも１つの、望ましくは３つの９
００個のデータ・バイトが残りのデータ・バイトから得
られる補助検査バイトである。次に、２つのリード／ソ
ロモン冗長バイトが各行に対して付加されて列３０およ
び３１を形成する。次いで、２つのリード／ソロモン冗
長バイトが各列に対して付加されて行３０および３１を
形成する。このように用意された３０のデータ・ブロッ
クがリード／ソロモン・アルゴリズムに従って処理され
て２つの冗長ブロックを得、これで３２ブロックのデー
タ・フイールドを完成したデータ・フィールドは、行、
列およびブロックの各次元にリード／ソロモンの単一エ
ラー訂正コードを保有する。

フィールドは、三次元の斜行インターリーブ・フォーマ
ットにおいて中間ビデオ・テープに対し書込まれる。書
込まれるデータ・フイールドの最初のバイトは、ブロッ
ク０の行０、列０からとられる。２番目のバイトはブロ
ック１の行１、列１からとられる。行、列およびブロッ
クの各アドレスは各バイトが男込まれた後にそれぞれ１
つずつ増分される。３１の行、列またはブロックのアド
レスの増分はこれを０に戻す。列アドレス・レジスタの
増分は、もしその増分の除行アドレス・レジスタが３１
を保有するならば抑制される。アドレス・レジスタの増
進動作に続いて、ブロック・アドレス・レジスタの内容
が「０」または「１」について検査される。もしその内
容が「１」であれば、行および列のアドレス・レジスタ
はバックアップ・レジスタにたくわえられる。これらの
レジスタは、もしブロック・アドレス・レジスタの内容
が「０」であれば、行および列アドレス・レジスタに再
記憶される。このような二次元の斜行インターリーブ法
は、１つのフィールド内のブロック数を変更することが
容易であるという利点を有する。

生成された最も高い冗長度のレベルは、斜行インターリ
ーブ・フォーマットの後にグループ・レベルにある。各
グループは、６３個のデータ・フィールドと１つの記録
フィールドを含んでいる。

冗長フィールドは６３個のデータ・フィールドをＸＯＲ
することにより生成される。ビデオ・ディスク面上の１
つのグループのフィールド間に最大の物理的空間を生じ
るようにグループが構成される。他のディスク・フォー
マットの構成と同様に、この空間は１６８６本のトラッ
ク即ち約２．８ｍｍ以下でよい。この大きさは、データ
の保全性を犠牲にすることなく許容し得る最も大きなデ
ィスク面の傷を判定する。

（ビデオ・ディスクの読出し） ディスクからの読出しと同時に、データが半導体ＲＡＭ
メモリに対して送られる間、あるフィールド全体が特殊
なハードウェアを用いてインターリーブを解除される。

インターリーブの解除は、ビデオ・ディスクのマスター
操作において用いられる三次元の斜行アドレス指定方式
の逆を用いてデータを再び組立てる。一旦データが再び
組立てられると、エラーの検出は、データ・バイト、リ
ード／ソロモン検査バイト、およびＲＡＭからの一時に
１つのブロック毎の補助検査バイトの絹算を用いて、個
々のハードウェア機能として進行する。シンドロームの
生成の後、０でない行、列または補助検査シンドローム
がデータ・ブロック内のエラーにおける１つ以上のバイ
トを表示する。

この場合、ブロック・レベル復号が行なわれる。

（ブロック・レベル復号（位相１）） 本発明のエラー訂正設計は、隣接するデータ・ブロック
の復号な行なう必要もなく高い確率を以て個々のデータ
・ブロックが復号されることを可能にする。ブロック・
レベルの復号の中心機能は、各行および各列について行
なわれるリード／ソロモン訂正アルゴリズム（行／列の
復号）である。

復号はほとんどの零でないシンドロームからこの寸法で
開始する。もし全ての行、列および補助検査シンドロー
ムが行／列徴号の後に０であれば、この復号は完了し、
このブロックのデータ部分が非富に高い確率により正確
となって、要求者に対して開放することができる。

残りの０でないシンドロームは、データ・ブロックが依
然として１つ以上のバイト・エラーを保有することな示
す。この場合、行／列復号動作か反復される。

この行と列の反復の間は何時でも、もし行または列の復
帰動作の後に０でないシンドロームを有する正確に２つ
の行と２つ以下の列か存在するか、あるいは０でないシ
ンドロームを有する正確に２つの列と２つ以下の行が存
在するならば、リード／ソロモンの２つの消去アルゴリ
ズムが実行される。もし復号が成功する結果となれば復
号が完了し、もし復号が不成功に終るならば、ブロック
・レベル復号の位相２が開始される。

もし０でないシンドロームを有する正確に２つの行と２
つ以下の列の場合、もしくは０でないシンドロームの正
確に２つの列と２つ以下の行の場合が見出されるならば
、どちらかの復号が成功するか、あるいは反復回数が３
に達するまで反復操作が継続する。

もし３回目の行／列復号の反復後に復号操作が成功しな
かったならば、そしてもし０でないシンドロームを有す
る２つの行または２つの列のみが残るならば、リード／
ソロモンの二つの消去訂正アルゴリズムが行なわれる。

もしこの二つの消去訂正アルゴリズムが成功裡の復号動
作をもたらす結果とならない場合は、データ・ブロック
に対する全ての変更は取除かれ、元のデータ・ブロック
が復元され、ブロック・レベルの復号の位相２が開始さ
れる。ブロック・レベルの位相２はまた、もしる回目の
反復の後０でないシンドロームを有する２つ以上の行と
２つ以上の列が存在するならば開始される。

（ブロック・レベル復号（位相２）） ブロック・レベルの復号の位相２においては、データ・
ブロック次元におけるリード／ソロモン・コード・ワー
ドが用いられて、位相１による復号が不成功に終つたデ
ータ・ブロックの訂正を助ける。このようなデータ・ブ
ロックにおける０でないシンドロームを有する行と列の
交差毎に、シンドロームがこの交差地点により規定され
るブロックの次元における直角ベクトルに活って削算さ
れる。これらのシンドロームは、この時、エラーの値と
ロケーンヨンを得るため復号される。もしこのロケーシ
ョンがエラーの存在するブロックと対応するならば、訂
正が行なわれる。

このような全ての交差地点を処理した後、ブロック・レ
ベルの復号の位相１が再び実行される。

もし復号が成功しない結果となれば、フィールド・レベ
ルの復号の位相１が開始される。

（フィールド・レベルの復号（位相１））位相１のフィ
ールド・レベルの稗号の最初のステップは、このフィー
ルドの全てのブロックにおけるブロック・レベルの復号
の位相１を実行することである。フィールド・レベルの
複合は訂正されないブロックの結果として開始されるた
め、これは通常１つ以上のブロックの復号が不成功裡に
終ることになる。

次のステップは、未た復号が成功しなかったフイールド
の各ブロックにおけるブロック・レベルの復号の位相２
を行なうことである。このプロセスは３回まで反復され
る。もし３回の繰返しの後で１つまたは２つのブロック
しか復号が不成功のままで残らなければ、フィールド・
レベルの復号の位相２が開始される。もし２つ以上のブ
ロックが未だ復号に成功しなければ、フィールド・レベ
ルの復号の位相るが開始される。

（フィールド・レベルの復号（位相２））フィールド・
レベルの復号の位相２はブロック次元におけるリード／
ソロモン・コード・ワードを用いて、１つまたは２つの
全ブロックを訂正を行なう。リード／ソロモン・コード
の単一消去訂正アルゴリズムは、単一のブロックの訂正
のため使用される。リード／ソロモン・コードの二つの
消去アルゴリズムは２つのブロックの訂正のため使用さ
れる。

（フィールド・レベルの復号（位相３））フィールド・
レベルの復号の位相３においては、フィールドは何回（
３回が望ましい）か再び読出され、各再続出し後に、ブ
ロックおよびフィールド（位相１および２）のレベルの
復号動作を用いて訂正が再び試みられる。もしこのフィ
ールドの復号が全ての再読出しの試みの後でも依然とし
て不成功であれば、グループ・レベルの復号が開始され
る。

このレベルの復号に対する強化を行なうことかできる。

第１に、再読出しが選択可能である。フィールドが再び
読出される時、復号が不成功であつたブロックのみがこ
の再読出しからデータな受取ることになる。第２に、再
読出しの際には多数決が適用される。フィールドは奇数
回再読出しされ、各バイト毎または全ての読出しからの
各ビット毎に多数決が適用される。

（グループ・レベルの復号） グループ・レベルの復号はリード／ソロモン・コードの
単一消去訂正アルゴリズムを用いて１つのグループの１
つの誤ったフィールドの訂正を行なう。この誤ったフィ
ールド以外の全てのグループのフィールドがＸＯＲによ
り加算されて、誤ったフィールドを再生する。各フィー
ルドは、これがＸＯＲにより合計される前に必要に応じ
てブロックおよびフィールド・レベルの復号な行なうこ
とによりエラーが完全に訂正される。

（本発明の他の目的、特徴および長所）本文に開示した
本発明の目的は、書込みおよび杓号化における複雑さが
増すエラー訂正規約の形成にある。本発明のこの特質に
よれば、データは３０×３０バイトのデータ領域即ち二
次元アレー（ブロックと呼ばれる）に言込まれるが、こ
のデータ領域はフィールド全体の検査を行なうための少
なくとも１つの、望ましくは３つの補助検査バイトを含
む。その後、行冗長データの甫込みが対をなす検査列に
おいて行なわれ、そして列冗長データの書込みが対をな
す検査性において行なわれて二次元のエラー検出および
訂正能力を完了する。

本発明のこの特質の１つの長所は、補助検査バイトおよ
びリード／ソロモン・コードの組合せがデータの検査、
あるいはエラーの位置決めおよび訂正を高い精度におい
て可能にすることである。

本文に開示した本発明の第２の目的は、一体のエラー訂
正冗長フォーマットを有する三次元アレーのフォーマッ
ト（フィールドと呼ばれる）を形成することである。本
発明のこの特質によれば、三次元アレーはリード／ソロ
モン・コードまたは冗長度符号化の６つの直交する面を
有する。データ・フィールドにおける個々のバイトのエ
ラーは、エラー訂正冗長度を有する独立的な３つの方向
から位置決めおよび訂正を行なつことができ、１つのデ
ータ・フィールドに分布された一群のエラーは三次元に
よる反復的手法により数において０に順次減少さぜるこ
とができる。

ここの開示した三次元符号化法の利点は、可能なエラー
訂正の保護の深さが広いマージン×二次元アレーによっ
て可能であるもの以上であることにある。

ここに開示した三次元エラー訂正符号化法の更に他の利
点は、専用のマイクロプロセッサにおいて非常に早い速
度で規約が実行できることである。

２百万バイト／毎秒の速度を記録が可能である。

本文に開示した本発明の他の目的は、エラーの分散、特
に直列型の長いエラー・バーストの分散法の形成にある
。本発明のこの特質によれば、データは行と列のフォー
マットに関する冗長度の情報が与えられる。データは、
１つのブロック即ち二次元アレーの全ての列が充填され
るまで行の後に行を直列に構成されることか望ましい。

冗長度の情報は、行に対する対をなす検査列と列に対す
る対をなす検査性における各ブロックに対して与えられ
る。その後、データは再生可能であるも、ディスクの初
製段階において生じる傷からのバースト・エラーの衝撃
を最少限度に抑えるため、非直列状にデータ・ブロック
からディスク表面に対して分散されている。この分散を
行なうための１つの手法は、データを斜行パターンでブ
ロックから読出すことであり、また他の手法は再生可能
な擬似ランダム・シーケンスによってブロックからデー
タを抗出すことである。データをディスクがも半導体Ｒ
ＡＭから読出すと同時に反転される時、その結果生じた
分散は、リード／ソロモン・コードのエラー訂正冗長度
の個々の部分により個々に検出可能でありかつ個別に補
正可能であるディスクの場所から直列状に連続するバイ
ト・エラーの位置決めを行なうのである。

本発明のこの特質の利点は、直列状のエラー・バースト
の構成部分が個々に冗長度コードによってアドレス指定
可能であることである。この場合、エラー・バーストは
高度の信頼性を以て訂正することができる。

開示される本発明の更に他の特質は、三次元データ・ア
レーにおいて拡散法を行なうことである。

本発明のこの特質によれば、本文に開示されるデ次元デ
ータ・キューブにおいては、データは三次元アレー即ち
本発明のフィールドによって斜めに仇出される。斜行読
出しの１つの望ましいフォーマットは、行０、列０およ
びブロック０からのフィールドの最初のバイトの読出し
を含んでいる。

２番面のバイトはこの時ブロック１の行１、列１から得
られる。行、列およびブロックのアドレスはそれぞれ各
バイトが書込まれた後に各々１だけ増分される。ひとつ
の行、列またはブロックのアドレスを３１回増分すれば
０に戻る。もし行アドレス・レジスタがその増分の際３
１を含むならば、列アドレスの増分は抑制される。三次
元データ・アレーの斜行記録が生じる。

三次元の斜行読出しの利点は、データ・フィールドを読
出しと同時に訂正することをできなくさせる順次のエラ
ー・バーストの確率が大きく抑制されることである。訂
正ができないように行、列またはブロックの方向におい
て現われる同じバースト・エラーの２バイトの事象は排
除されるのみである。三次元のデータ・フィールドにお
ける任意のバイト・エラーがこれを３対の冗長バイト（
Ｘ０、Ｘ１；Ｙ０、Ｙ１；Ｚ０、Ｚ１と呼ぷ）と関連さ
せている。データ・フィールド妃おける他の多重バイト
・エラーがＸ、ＹおよびＺ軸のベクトルに浴って生じな
いことを前提として、各列の冗長バイトは、バイト・エ
ラーの位置決めおよび訂正を行なうことができる。本発
明に開示されるインターリーブ方式は、冗長バイト対（
Ｘ０、Ｘ１；Ｙ０、Ｙ１；Ｚ０、Ｚ１）および（Ｘ’０
、Ｘ’１；Ｙ’０、Ｙ′１；Ｚ′０、Ｚ′１）を有する
光ビデオ・ディスクからの直列のエラー・バーストにお
ける２つのバイト・エラーが３０バイトまでのエラー・
バースト長さに対してＸ≠Ｘ′、Ｙ≠Ｙ’、Ｚ≠Ｚ′を
有すること、または持続が９００バイトまでのエラー・
バーストに対して、もし、Ｘ＝Ｘ’ならばＹ≠Ｙ’、Ｚ
≠Ｚ′となり、またもしＹ＝Ｙ’ならばＸ≠Ｘ’、Ｚ≠
Ｚ′となり、またＺ＝Ｚ’ならばＸ≠Ｘ′、Ｙ≠Ｙ′と
なることを保証するものである。更Ｋ、仙の全てのエラ
〃形態も同様に、三充元データ・アレー（データ・フィ
ールド）の検査および（または）エラーの（位置決めお
よび訂正を阻止する作用が抑制される。

本発明の別の目的はグループ訂正のフォーマットを開示
することにある。本発明鋸の特質によれば、冗長度の情
報が与えられかつ斜行インターリーブが行なわれたデー
タの６３個のフィールドが三次元アレーの大きさを有す
るメモリーに対してＸＯＲされる。その結果のＸＯＲの
相は冗長フィールドであり、これが合計６４フィールド
であることが望ましいグループを完了するのである。

本発明のこの特質の利点は、未訂正のどのフィールドも
これが帰属するグループの他の６３のフィールドをＸＯ
Ｒすることによって再生することができることである。

この再生能力は、冗長フィールド・レベルまでエラー訂
正規約の全ステップにより補強されている。従って、局
在化されたエラーの高い確率からのデータ回復が生じ得
る。

本発明の更に他の目的は、構成フィールドが最大となる
よう空間的に分離されてグループを形成する媒体（光ビ
デオ・ディスクであることが望ましい）を開示すること
にある。特に、１０８．０００個のフィールドが１つの
ディスク上に存在するものとすれば、おるグループの関
連するフィールドが１６８６個の直列フィールドの１つ
に隔てられて分散される。そのどれもが他の６３から復
元可能でありまた、２．８ｍｍより小さくない距離だけ
隔てられたグループの順次のフィールドの対応するデー
タ・バイト位置（Ｘ、Ｙ、Ｚ）を有する１つのグループ
において６４個のフィールドを有するフォーマットがこ
のように開示される。

本発明のこの特質の利点は、光ディスク表曲の実質的な
破損を招くことなくこのディスク表面の局部的な欠陥が
他の隣接するフィールドのエラーに重なりまたこれと干
渉することはあり得ないことである。

本発明の更にの長所は、媒体が多くの形態をとり得るこ
とである。例えば、この媒体はビデオ・テープ、光記録
データに対する光マスター、スタンプ等による複製、ビ
デオ・ディスク、ＣＡＶビデオ・ディスク、ＣＬＶビデ
オ・ディスクまたは車丙磁化等による高密度磁気媒体で
よい。

ここに開示するエラー訂正の全体的な規約の更に他の長
所は、これが書込み側における複雑さに対して加重され
ていることである。複雑な処理は比較的遅い速度で生じ
得る。一旦データが開示されたフォーマットに従って符
号化されると、その後これは高速度（２メガバイト／秒
程度）で記録復元が可能である。

開示される本発明の更に他の目的は、それ自体隣接のブ
ロックのエラー検出および訂正を行なうことなくエラー
の検出および訂正が可能であるブロック・フォーマット
を形成することにある。本発明のこの特質によれば、こ
れまで本文に述べたようにデータが６２×６２バイト・
ブロックに対してエラー訂正冗長度を以て書込まれる。

その後、列シンドロームの２行および行シンドロームの
２列が生成され、０でないシンドロームの値がエラーの
存在を表示する。

読者は、特定のアルゴリズムを必要としないため算術的
アルゴリズムを出願する意図はないことが判るであるう
。

本発明のこの特質の長所は、はとんどの場合に隣接する
ブロックが復号の必要がないため、ブロックが個々にア
ドレス指定さり、かつ非常に迅速に複合され得ることで
ある。

開示された設割の更に別の長所は、リード／ソロモン・
アルゴリズムまたは他の選択されたアルゴリズムに２つ
の個別の冗長度値を持たせることにより、本システムが
１つのエラーのデータ・エラーの位置決めおよびデータ
再生の双方が可能であることである。成功する反復が行
および列、または列および行で生じ得る。このように、
どれかの行または列において２つのエラーが生じ、従っ
て開示されたリード／ソロモン・アルゴリスムによって
訂正不能である場合には、この特定の行または列におい
ては、他の次元における訂正はエラーをクリアする確率
が高くなる。

リード／ソロモン・アルゴリスムが実行される時、この
ブロックのデータ部分および少なくとも１つの補助検査
バイトを用いて補助検査シンドロームを完了する。０の
補助検査シンドロームは高い確率を以てエラーの存在し
ないことを表示する。

このように、データは、高い確率度を以てブロック・レ
ベルでエラーがないことを実証される。

本文に開示されたアルゴリズムの更に他の利点は、もし
あるブロック内のエラーが訂正能力を超える場合に、訂
正不能なエラーのフラッグ表示が与えられる多次元のフ
ォーマットによって確保されることである。訂正不能な
エラーは、０でない行または列のり一ド／ノロモノ・シ
ンドロームが反復の後も残る時に表示される。訂正不能
なエラーはまた、全ての０でない行および列のリード／
ソロモン・シンドロームがクリアされた後で０でない補
助検査シンドロームが残る時に表示される。

本文に開示されるエラー訂正プロトコルのこれらレベル
は、高密度のティジタル・データの蓄積の際に光ビデオ
・ディスクを作用状態にするため必要とされる。

本発明の別の目的は、ブロックの復号操作のためのプロ
セスの開示にある。本発明のこの特質によれば、これら
ブロックは最初にほとんどの０でないシンドロームを有
する次元（行または列）において復号される。

本発明の更に別の目的は、三次元アレーを用いる復号法
の開示にある。本発明のこの特質によれば、データの少
なくとも１つのブロックが以下に述べるように復号され
る。シンドロームにより存在するが訂正不能であるとし
てフラッグ表示されるエラーは、この時フィールド・ア
レーの第３の（ブロック）次元におけるベクトルに沿っ
て訂正される。別の次元におけるベクトルに沿ったこの
ような訂正は、これによりエラーがほとんど常に排除さ
れる独立的なエラー訂正冗長度に対する復号されたアク
セスとなるよう個々のブロックを与える。

本発明の更に他の特質は、情報の全体的に欠陥を有する
二次元ブロックがその全体において再生することができ
るエラー訂正規約を開示することにある。本発明のこの
特質によれば、個々のブロック全体の再生のための第３
の次元における冗長度を使用することが可能である。

本文に開示される本発明の更に他の目的は、２つの符号
化されたブロックが全体的に欠陥を有するように示され
るフィールドの削正である。本発明のこの特質により、
かつフィールドの２つのブロックが全体的にエラーを含
むことを知れば、この２つのブロックは、このフィール
ド内の他の全てのブロックが最初に削正されてエラーが
ないことを示されることを前提とすれば、それ全体を置
換することができる。本発明の規約によれば、２つのエ
ラーが充填されたブロックは、この時、ブロックの次元
におけるブロック幅の２倍の消去アルゴリズムを用いて
訂正するととができる。

本発明の更に他の特質は、グループ・レベルの復元プロ
セスの開示にある。本発明のこの特質によれば、データ
のインターリーブ解除が行なわれた後、１つのグループ
の訂正されたフィールドがフィールド全幅のＸＯＲ和を
受取ることができるＲＡＭに対してＸＯＲされる。１つ
のグループにおける６３個のフィールドをこのようなフ
ィールドの大きさのメモリに対して加算することにより
、全体的に欠陥を有するフィールドの再生が可能である
。

（実施例） 本発明の他の目的、特徴および長所については、以下の
記述および添付図面を照合すれば明らかになるであろう
。

本明細書の末尾における付属書には、第１１図のアルゴ
リズムの擬似コード表示、第９図の専用コンピュータに
常駐するマイクロコードおよびこのマイクロコンピュー
タの方式が含まれている。

第１Ａ図においては、複製の光ディスクへの形成状態か
略図により示されている。望ましいアレー・フォーマッ
トが示される。

ブロック・アレー５０は、ＲＡＭにおいて列が行を指示
した後のメモリ行に順次形成される。特に、データは列
位置０〜２９がら行０に設定される。これは行２９まで
各行の位置に対して同様に反復される。行２９において
は、データが列位置０から列位置２６まで設定される。

行２９の列位置２７、２８および２９は、補助検査バイ
トを受取るため空白の状態で残される。

ブロック５１については、冗長バイト２７．２８および
２９が所定位置に示される。これらの冗長バイトは存在
する８９７個のデータ・バイトから得られる。ブロック
全体におけるエラーの存在は、以下に述べる如くこれら
の補助検査バイトを用いてフラッグ表示するととができ
る。

ブロック５２においては、冗長度の情報によるブロック
の完成プロセスが示される。特に以下に開示されるよう
に、エラー訂止コードを用いて得られる冗長検査バイト
を用いてブロック５２の行削正列３０、３１およびブロ
ック５２の判割上行３０．３１を充填する。ブロック５
２においては、補助検査バイトからなる斬新な構成がも
たらされる。

フィールド５３においては、これが次元により構成され
る方法が判るであるう。特に、このフィールドは、５２
に如く構成され、冗長ブロック３０．３１がＺ（即ち、
ブロック）の次元のみおける冗長行および列におけると
同様に分割されている。これらの冗長ブロックは、フィ
ールド５３を構成する構成データ・ブロック５２の全て
から得られる。

完全に構成されたフィールド５４についてみれば、対角
法が順次のエラー・バーストが分散させる方法を理解す
ることができよう。特に一旦ブロック５４が完全に構成
されると、これは以下に開示する如くバッファ・メモリ
蹟なるよう斜方向にマップされる。この斜行マツピング
法は、第２図に示される三次元アレーの立体の対角線に
平行な方向に生じる。行、列およびブロック次元のアド
レスの適正な増分によって、元のデータ・キューブ５４
からの全てのデータが立体の対角線に平行な方向に順次
沿ったバッファ・メモリに対し、マツプされる。

パスにおいては、この斜行ステップの後に生じるエラー
の順次のバーストが立体の対角線に平行な方向に浴って
書かれ、データが元のフィールドのフォーマットに対し
て設定された後に個別の対応する対をなすエラー訂正コ
ードによりその順次のバイトが個々にアドレス指定可能
にする。別のプロセスか、対角法の後でバッファ・メモ
リにおいて行なわれる。このプロセスは、６４番目のデ
ータ・フィールド５６を形成するため専らＸＯＲされる
６３のデータ・フィールドからなるグループの１つの要
素として１６８６番目毎に識別する。

この冗長データ・フィールドは、ＶＴＲに対して処理す
るためバッファ・メモリにおける適当なロケーシヨンに
おいて格納される。完全に対角方向にインターリーブさ
れたフィールド５４は、この時、５５で示される如くＶ
ＴＲに対して順次記録されることが望ましい。

次に光学的なマスター操作が行なわれる。このマスク操
作は、８４３番目のＮＴＳＣ方式フレーム毎に１回（Ｎ
ＴＳＣ方式フィールド１と２の間で交番する）書込まれ
る関連したＸ０Ｒされたデータと共に行なわれ、これに
より１つのグループの６４の関連するフィールドがディ
スク全体にわたって分散される。

光マスタ５７は、一般に１インチ（約２５．４ｍｍ）の
Ｃ型ビデオ・テープ５５から形成され、その後光ディス
クＡのスタンプが行なわれる。光ディスクへのこのスタ
ンプの結果、第１Ｂ図に示される光ディスクか得られる
。第１Ｂ図の光ディスクの論述により、その結果生じる
エラー補正コード・フォーマットならびに開示されるデ
ータ記録システムに存在するおそれがあるエラーの形式
について理解することができよう。

第１Ｂ図においては、３Ｍ社により製造されたＳｃｏｔ
ｃｈ　Ｖｉｄｅｏｄｉｓｃなる商標の下に市販されるデ
ィスクが開示されている。このディスク上にアナログＮ
ＴＳＣ方式テレビジョン信号において記録されるのは５
４，０００個のテレビジョン・フレームである。ディス
クは１．８００ＲＰＭの速度で回転し、ＣＡＶフォーマ
ットにおけるディスクの回転毎に蓄積されるＴＶフレー
ムを含んでいる。簡単に言えば、ディスクが包含するフ
ォーマットは、多重ビットの事象（１事象毎に３つの２
進ビットであることか望ましい）の記録を行なうため一
アナログ・モードにおいて使用されるカラー・テレビジ
ョン信号を構成するものである。

共同研究者により開発されつつある符号化システムは、
本文に開示するエラー訂正規約の処理に対する望ましい
環境であり、下記の如くに背約することができる。即ち
、アナログ・テレビジョン信号のフォーマットにより与
えられる同期を用いて、位相固定ループが３．５８ＭＨ
ｚの信号を生成する。この３．５８ＭＨｚの信号は７．
１６ＭＨｚに周波数が倍増され、内蔵されたシステムの
時間クロックと共働するように使用される。このクロッ
クは、テレビジョン信号の画像部分においてインパルス
に基づいて各通過事象をサンプルするため適当なウィン
ドを開く。テレビジョン信号全体は、水平および垂直方
向の同期パルス、色バーストおよび画像情報を含む。ラ
イン当り略々３８０事象即ちＴＶフィールド当り９０．
０００の事象を用いてディスク表面から、毎秒２メガバ
イトまでの速度で・データを送出する。

本例に使用された方式においては、いくつかの種類のエ
ラーが予期される。特に、データはメタライゼーション
過程における閉塞または複製時の欠陥によって生じた大
きなディスクの傷１０により読出し不能にされるおそれ
がある。同様に、また他のデータ保持ディスクにおける
如く、かき傷１１がディスク上に生じるおそれもある。

最後に、事前マスター操作過程またはビデオ・テープの
供給源において生じるエラーはトラック１２の周囲に沿
って伝播するおそれがある。これらの全ての欠陥はエラ
ー・バーストに大きく寄与し得る。更に、電子作用およ
び媒体のノイズのいくつかのソースから不規則なバイト
・エラーが生じる結果となる。

前に述べたエラー・バーストは、データ蓄積媒体として
の光ビデオ・ディスクの使用に対する障害であった。特
に、もしこのよつなエラー・バーストがトラック毎の同
じ場所において大きい即ち反復されるならば、データが
脱落し、これまで公知の手法によっては表わすことがで
きない。以下に示されるように、二次元の斜行書込みお
よび読出し方式、および問題を克服するため冗長用情報
の空間的に分割されたグループ・レベルか用いられる。

斜方形態の結果として冗長コードの異なる完全に別の部
分におつて直接アドレス指定可能となって、長いエラー
・バーストかエラー訂正コードを消勢させる機会はほと
んどない。第１Ｂ図にも示されるように、クループ・ラ
インの冗長度を含む６４個のフィールドはディスク表面
上で最大限度に空間的に離間されている。グループのフ
ィールドは、８４３個のトラックより分離され、連続す
るフィールドが交互にフィールド１および２に常駐して
回じグループのフィールド内の同じ行、列およびバッフ
ァの場所間に１６８６個のトラック即ち２．８ｍｍの有
効な間隔を提供する。

第３Ａ図においては、本発明の書込み即ち事前マスタ操
作システムの全体的なブロック図が示されている。特に
、磁気テープ１３に記憶されたデータは、使用可能な再
生装置を介してリールからロードされる。このデータは
、次にコンピュータ１５（望ましい実施悪例における米
国マサチューセッツ州メイナードのＤｉｇｉｔａｌ　Ｅ
ｑｕｉｐｍｃｎｔ社製造のＰＤＰ１１／３４）を介して
処理される。このコンピュータはデー夕を３２×３２Ｋ
のＦＩＦ０バッファ１６に対して送られる。このＦＩＦ
０のバッファは、このデータをエラー訂正コード・プロ
セッサ１８に対して送るが、とのプロセッサの作動原理
は第４図および第５図における本願のエラー訂正コード
部分において示される。第４図および第５図における如
く行、列およびブロック・レベルにおけるリード／ソロ
モン・コードの冗長度の付加の後、ＥＣＣプロセッサは
またこの時完了したデータ・ブロックの分配冗先立って
三次元の斜行インターリーブな行なう。データおよび生
成された冗長度は多重バス・プロセッサ２２．２４．２
６．２８により４７４メガバイトの固定ディスク・ドラ
イブ３０〜４１上の選択された場所に更にパッケージさ
れる。望ましい実施例においては、これらの多重バス・
プロセッサは商漂ＤＢＣ６８Ｋの下に市販される米国の
ＭｉｃｒｏｈａｒＳｙｓｔｅｍｓ社の製品とである。こ
のディスク・ドライブは商標Ｅａｇｌｃの下に市販され
るＦｕｊｉｔｓｕＡｍｅｒｉｃａ社製品である。

冗長度を付したデータは最初、各ディスク・ドライブに
記憶され、その後連続的に制御されたデータ・ストリー
ムにおいてビデオ・テープ・レコーダ５５に対して送ら
れる。一般に、このデータ・ストリームは組合わされ、
１２８Ｋバイト×８ビットのＦＩＦ０バッファ６１〜６
４に。よりバッファされ、ビデオ信号ゼネレータ４５に
よって再生され、次いでディジタル・フィルタ５０を介
して送出される。

作用においては、ディジタル・データは磁気テープのリ
ール上の事前マスター操作装置に対して送られる。この
データは、一般に、コンピュータ（ＰＤＰ１１／３４）
によりＦＩＦＯメモリに対して転送される。ＦＩＦＯメ
モリの出力側では、情報がエラー訂正コード・プロセッ
サに対して転送される。一旦処理されると、この情報は
その後ステージング磁気ディスク・ドライブに対して分
散される。

磁気ディスク・ドライブから、この情報はビデオ・テー
プ・レコーダに対して順次書込まる。

関連するビデオ・テープ・レコーダは、（この時はアナ
ログの）信号をビデオ・テープから光マスタに対しレー
ザー書込み法により転送し、光マスクから駆動される金
属スタンパにより複製が作られる。

（手前マスター操作データの購成） 本発明の主な特質ならびに常駐する望ましい書込み環境
について記述したが、エラー訂正コード・プロセッサの
メモリ部分に対する書込みについて詳細に以下に述べる
ことにする。

第２図においでは、各データ・ブロックは３０行および
３０列のフォーマットに構成されることが判る。この３
０行×３０列フォーマットは、データ・フィールドを含
む行２９の最後の３バイトを除いて全てを有する。最初
に、データがこのようなフィールドに書込まれる方法に
ついそ、次いでデータがこのようなフィールドから読出
される方法について注目されたい。

第２図は、三次元メモリのブロック図である。

各メモリー・フィールドは行０乃至３１および列０乃至
３１を含む。データは、１つの例外を除いて行０乃至２
９および列り乃至２９を占める。各列の場所２７、２８
、２９における行２９の最後の３バイトは補助検査バイ
トにより占められている。リード／ソロモン検査バイト
は行３０と３１、および列３０と３１を占める。補助検
査バイトの計算については以下において第４図に関して
示される。最初に、補助検査バイト２７．２８および２
９がデータから牛成されて列２７．２８．２９における
行２９に書込まれ、次いでリード／ソロモン検査バイト
が生成される。リード／ソロモン検査バイトの生成は、
本文に付した第５図の回路によって行なわれる。行０乃
至２９は各々この回路に従って順次処理される。その結
果得られたり一ド／ソロモン検査バイトは各行の列３０
、３１に書込まれる。その後、列０乃至３１はそれぞれ
第５図の回路により処理され、その結果得られるリード
／ソロモン検査バイトは各列の３０．３１に書込まれる
。

定ったフィールドの演算を用いてエラー訂正な行なうこ
とが可能である。生成すべき従来技術においてリード／
ソロモン検査バイトとして公知の２つの個々の冗長度情
報片である。これらの検査バイトは、１つのエラー・バ
イトかデータまたは検査バイトに存在する時、エラー・
バーストの場所および値がデータおよび検査バイト全体
にわたり処理を行なうことにより計算することができる
という特徴を有する。対をなすエラーのロケ−シヨンが
見出されると、対応する二重消去補正または表示を生じ
選る。

他の多くのエラー訂正方式も同様に使用することができ
る。これらには、単一エラー訂正コードならびに多重エ
ラー訂正コードが含まれている。

本例において用いたリード／ソロモン・コードが使用す
る一般論理について述べたが、リード／ソロモン・コー
ドに対して従来技術に存在するアルゴリスムを優先使用
することを欲しないことを理解すべきである。むしる、
本発明として本文において使用される特定の冗長フォー
マットについて記述することを望むものである。このフ
ォーマットはブロック・レベルで始まり、ブロック・レ
ベルにおける補助検査バイトと組合せて冗長度情報の対
をなす行および対をなす列を含んでいる。

フィールド・レベルにおけるフィールド当りの冗長ブロ
ックの対およびグループレベルにおけるグループ当りの
単一の冗長フィールドかフォーマットの一部として示さ
れる。フィールド・レベルにおける三次元の斜行インタ
ーリーブはこのフォーマットの型動な部分である。この
冗長度フォーマットは、エラーの予期される種類および
速度に対する訂正の高い成功確率および訂正能力を超え
るエラーに対する高い検出確率を有するという利点かあ
る。これらの利点は、一部は三次元の斜行インターリー
ブ・フォーマットによるフィールド全体において長い直
列のエラー・バーストが分散される方法によるものであ
る。

以上述べた本発明の方式である情報の書込みについて次
に記述する。この方式は、データのＲＡＭにおける１つ
のブロックのデータ部分へのフォーマット化、補助検査
バイトの生成、およびリード／ソロモン検査バイトの生
成を含むものである。

一旦これが完了すると、ビデオ・ディスクに対するデー
タの転送が三次元のフィールド・マツピングにより生じ
て直列入力データをとり、これをディスクのトラックの
周囲に分散させる。この分散により、ディスク面からの
長いバースト・エラーが読出しメモリにおける元の直列
フレームにおいて構成されたデータに対するその影響が
最も小さくなる。

ＲＡＭにおける１つのフィールドのフォーマットは第２
図に示されている。１つのフィールドは３２のブロック
を含む。各ブロックは１０２４個のバイトを含み、３２
列および３２行からなる３２×３２バイトのアレーとし
て構成される。

ＲＡＭにおける各ブロックに対するデータのフォーマッ
ト化は直列である。これは一般に行０において始まり、
列０乃至２９の各メモリー・バイト・ロケーションを充
填する。その後、次の行が順次充填されるが、このよう
な充填は行２９が充填されるまで生じる。

行２９は例外であるが、これは補助検査バイトが列位置
２７．２８．２９において書込まれるためである。この
ように、行２９においては、最後の直列データ・バイト
である列の位置２６が書込まれる。その後、第５図の回
路については、行および列の検査バイトが生成される。

読者は、本発明を本文に開示される特定の三次元フォー
マットに限定するものではないことを理解されよう。用
語「次元」により、多重の直交方向からデータをアドレ
ス指定するための一般的な表示の使用を含める。コンピ
ュータ産業において共通の従来周知の多次元アレーが含
まれる。

特定のアルゴリズムが第５図に関して示さＪする。

同様に他の多くのアルゴリズムも適用用能であることを
理解すべきである。重要なことは三次元の斜行インター
リーブおよび補助検査バイトに対するある領域の予杓を
含むブロック、フィールドおよびグループのレベルにお
けるフォーマットである。

本願の共同発明者の一方の著作、特に１９８２年１Ｄ月
発行のＮ、Ｇｌｏｖｅｒ著「技術者のための実際のエラ
ー訂正の設計」を参照されたい。この著作は、国会図書
館において版権の下に所蔵され、米国コロラド州８００
２０　Ｂｒｏｏｍｆｉｅｌｄ　Ａｓｐｅｎ　Ｓｔｒ、１
８０１のＤａｔａ　Ｓｙｓｔｅｍｓ　Ｔｅｃｈｎｏｌｏ
ｇｙ社から入手できる。図示した如き検査バイトを生成
する技術はこの著作に含まれる。

補助検査バイトは下記の多項式によりめられる。即ち、 （Ｘ＋α２）（Ｘ＋α３）（Ｘ＋α４）＝Ｘ３＋α６１
Ｘ２＋α６４Ｘ＋α９この多項式は（Ｘ８＋Ｘ６＋Ｘ５
＋Ｘ４＋１）により定義されるガロア拡大体２５６（Ｇ
Ｆ（２５６））からの係数を有する。各項間の記号「＋
」は有限体の和（ＸＯＲ）を表わす。同着の引用を参照
されたい。

第４図の説明を始める前に、概略を示した回路について
若干述べる。全ての経路は８ビット幅である。小さな円
は８ビット幅の経路における一定の乗数を表わす。乗数
ＧＦ（２５６）における一定の乗数である。全てのラッ
チは８ビット幅である。

データが８ビットのバス２００における処理のための回
路に対して入力される。このデータは、直接マルチプレ
クサ２０１を通り、バス２０２からＲＡＭのブロックに
至るように送られる。列０乃至２９から列の位置２６に
至るブロックの充填が生じるのはこの経路による。行２
９、列位置２６が充填された時、列位置２７．２９およ
び２９における行２９に残るバイトは充填されなければ
ならない。この充填は、ラッチＸ２、Ｘ１、Ｘ８からの
データによって生じる。

データが処理される時、このデータは最初ある並列経路
に沿ってガロア拡大像加算器２０５に対して送られる。

この加算器からのデータはゲート２０６に進む。ゲート
２０６がらこのデータに定数フィールド乗算器２０７．
２０８、２０９に対し並列に置かれる。

ガロア拡人体来算器２０７が定数α−６１により乗算す
ることが判るであるう。同時に、ガロア拡大体乗算器２
０８は、全てガロア拡大像２５６（ＧＦ（２５６））に
ある定数α−６４により、また２０９は定数α−９によ
り乗算する。データがゲートされると、このデータは値
Ｘ０に対してはラッチ２１１、値Ｘ１に対しては２１２
、値Ｘ２に対しては２１４の各々を流れる。これらの各
ラッチにおいては、加算器２１５と２１６がそれぞれ乗
算器２０８，２０７の出力側で加算する。このデータは
ガロア拡大像の多項式により連続的に除算される。特に
、データが受取られる時行０、列０で始まり行２９、列
２６で終り、ラッチＸ２、Ｘ１およびＸ０が連続的に更
新される。その終りの値は、データの多項式のＸ３によ
る事前の乗算および生成元の多項式による積を除算から
の残を表わす。

データが行２９の列位置２６に順次書込まれるものと仮
定すると、空白データ（ここでは、全て０のデータ）が
入力バス２００に対してゲートされ、ゲート２０６が消
勢される。このため、Ｘ２における値をマルチプレクサ
２０１を介して行２９、列位置２７に書込ませる。ラッ
チＸ１およびＸ０におけるデータはそれぞれラッチＸ２
およびＸ１に進む。回路に対する空白データを２回以上
導入すると、行２９の列位置２８および２９は残りの補
助検査バイトを受取らされる。この時、データの場所お
よび補助検査バイトの場所が充填されることが判る。リ
ート／ソロモン・コードの行の冗長度および列の冗長度
の生成について次に述べる。

ブロックのデータ部分の充填および補助検査バイトの生
成は、３０×３０バイトの情報フィールドを形成する。

この３０×３０バイトの情報フィールドから、リード／
ソロモン検査バイトが行および列に対して生成されて３
２×３２バイトのブロックを完了する。

リード／ソロモノ検査バイトが以下の多項式により生成
される。即ち、 （Ｘ＋α０）（Ｘ十α１）＝Ｘ２＋α２３１Ｘ＋α１（
ＧＦ２５６）リード／ソロモノ検査バイトを生成するた
め、１つのバッファの３０×３０バイトのデータ・フィ
ールドからのデータが一時に１行ずつ、次いで一時に１
列ずつ第５図の回路により順次処理される。データはバ
ス３００に到達し、ガロア拡大体アダー３０１を経てゲ
ート３０２に対し送られる。

ゲート３０２からこのデータは定数乗算器３０３、３０
４を通る。データは次にそれぞれラッチ３０６、３０５
に達する。ラッチ３０６を宛先とするデータは有限体の
加算器３０７に達する。行または列の終りの条件に達す
ると、ランチからのデータは最後の２つの列または最後
の２つの行の位置に充填される。

この処理は行０乃至２９、また列０乃至３１について行
なわれる。ＲＡＭにおける３２×３２バイト・ブロック
の全ての位置は、この処理が完了した時充填されること
になる。

３０のブロック（０乃示２９）は上記の如くＲＡＭにお
いて充填される。２つの冗長ブロック（３０および３１
）がブロック０乃至２９からＲＡＭにおいて生成される
。冗長ブロックはリード／ソロモン・コードの単一エラ
ー訂正アルゴリスムに従って生成される、２つのリード
／ソロモン検査バイトが第５図の回路によりブロック次
元における各ベクトルに対して生成される。これらの検
査バイトは、ブロック次元における各ベクトルに対して
帰属して冗長ブロックを形成する。

（ＲＡＭからステージング磁気ディスクへのフィールド
の移動） 全てのデータ・ブロック（０乃至２９）および冗長ブロ
ック（３０および３１）が完全にＲＡＭに充填された後
、フィールドはステージング磁気デイスク３０〜４１に
対して移動される（第３Ａ図参照）。フィールドは、三
次元の斜行インターリープ・フォーマットを用いて一連
の連続する多重ビット２進ワードにおいてステージング
・ディスクに対して書込まれる。書込まれるべきフィー
ルドの最初のバイトは、ブロック０の行０、列０からと
られる。２番目のバイトは、ブロック１の行１、列１か
らとられる。行、列およびブロックのアドレスはそれぞ
れ各バイトが書込まれた後１つずつ増分される。３１の
行、列またはブロックのアドレスが増分されるとこれを
０に戻す。列アドレス・レジスタの増分は、もし行アド
レス・レジスタがその増進時３１の値を有するならば抑
制される。アドレス・レジスタの増進に続いて、ブロッ
ク・アドレス・レジスタの内容は「０」または「１」に
ついて検査される。もしこの内容が「１」ならば、行と
列のアドレス・レジスタはバックアップ・レジスタに保
存される。これらのレジスタは、もしブロック・アドレ
ス・レジスタの内容が「０」ならば行および列のアドレ
ス・レジスタに対して再記憶される。読者は、これが多
くの可能な「斜方」読出しフォーマットの１つに過ぎな
いが、１つのフィールドにおけるブロック数の容易な変
更を許容することか望ましいことか判るであるう。

１つの最終的な冗長レベルが使用される。特に、第２図
に示される如き６３のフィールドがＸＯＲされて１つの
グループの冗長フィールドを生成する。冗長フィールド
はまたステージング磁気ディスクに記憶される。ビデオ
・ディスク上では、あるグループのフィールドが全表面
にわたって分散される。特に、グループのフィールドは
、８４３本のトランクによって相互に分割される。しか
し、１つのグループの逐次のデータ・フィールドが交互
のＴＶフィールドに現われるため、有効な分離は第１Ｃ
図に示される如く１６８６本のトランクである。

ステージング・ディスクから中間的なビデオ・テープに
対するフィールドの書込みは多重バス・プロセツサ２２
．２４．２６．２８によって行なわれる。

（第３Ａ図参照）。中間ビデオ・テープに対して非常に
高い速度（約２ＭＢ／秒）で書込まれる前に、データは
ステージング磁気ディスクから再び呼出され、ディジタ
ル・フィルタによってＮＴＳＣ力式のフォーマットのア
ナログＴＶ信号に変換されなければならない。この時中
間ビデオ・テープはレーザー・マスタ操作プロセスにお
いて用いられてマスク・ビデオ・ディスクを生成する。

ビデオ・ディスクのコピーは、スタンプ・プロセスによ
りマスク・ディスクから作られる。

（続出しにおけるエラー補正復号動作）記録されスタン
プされるコピー目、読出しおよび復号が行なわれなけれ
ばならない。このような胱出しに対する望ましい環境を
示すブロック図は、第３Ｂ図の如く生じる。光パッケー
ジ１００は、複製された光ディスク９０の所安のトラン
ク上にレーザー・ビームを収束して、戻る変調光の強さ
をアナログ信号に変換する。このアナログ信号は無線周
波数チャネル１１０を経て、時間の関数としてのその振
幅が記憶されたディジタル・データを表わす基本帯域の
ビデオ信号に処理される。無線周波数チャネルからのク
ロック基準信号およびビデオ出力はデータ抽出回路１３
０に対して送られる。この時ディジタル信号が得られ、
ＥＣＣオーバーヘッドを含むデータに復号される。この
データおよびＥＣＣオーバーヘッドは、ＥＣＣプロセッ
サ１５０によって一時に１フイールドずつインターリー
ブ解除される。ＥＣＣプロセツザ１５０はまた、データ
がユーザに対して分散されるため上位マイクロプロセッ
サに対して送られる前に、エラー検出および削正が行な
われる場所でもある。

スタンプされたビデオ・ディスクからの高速のデータ転
送において、２つの事実が実質的に替え難いことである
。第１に、データは毎秒約２百万バイトのビデオ・ディ
スク速度において転送されなければならないことである
。第２に、誤って記録されたデータの削除が不可能なこ
とである。充分な冗長度の情報を含むデータの転送は、
存庄する避け難いエラーにも拘らず再生が生じるように
生じなければならない。

１つのデータ・ブロックの生成については前に述べた。

データ・ブロックの事例は第１０Ｃ図に示されている。

ここで、データ・ブロックはそれぞれ各バイトが１６進
フォーマットにおいて表わされている。列位置２７．２
８．２９における行２９の３つの補助検査バイトを含む
３２×３２バイトのフォーマットが示ぴれている。列３
０、３１は行補正のためのり一ド／ソロモン検査バイト
を含み、行３０．３１は列訂正のためのり一ド／ソロモ
ン検査バイトを含んでいる。

データがビデオ・ディスクからＲＡＭのあるフィールド
に読出す時エラーが生じることになる。

特に、典型的なエラーの発生の状態は第１０Ａ図に示さ
れている。第１０Ａ図のデータは、第６図、第７図およ
び第８図に示されるロジックに従って第９図の回路によ
って処理されることになる。一旦このデータが前記回路
により処理されると、ほとんどのエラーが排除されるこ
とになる。

本明細書の目的のためには、第１０Ａ図に示されるエラ
ーを捕えてこれを第１０Ｂ図に示されるエラーに減少さ
せる行訂正回路の処理について示される。略々回じ回路
を用いて、第１０Ｃ図のクリーン・データ・フィールド
上第１０Ｂ図のフィールド上の列繰返しよって達成され
ることになる。行ロジックを列を補正するロジックに変
更することは読者に残されている。その後、他のエラー
訂正レベルについて論述する。

第６図に示された回路は、存在する行からのデータを使
用して、ある行において僅かに１つのエラーが存在する
ものとして２つのパラメータを生じる。これらのパラメ
ータは誤ったデータのロケーションであり、また適正な
データを生じるため誤ったデータに対してＸＯＲれれる
べき２進値である。下記のシンドロームか与えられる。

Ｓ０＝ｅ１ Ｓ１＝ｅ１×αＬ１ １つのエラーが位置決めされ補正することができる。Ｓ
０＝ｅ１であるがため、バクーンはＳ０となるに過ぎな
い。上記の式は、第２の式におけるｅ１の代りにＳ０を
代入することによりαＬ１についても解を得ることがで
きる。

Ｓ１＝Ｓ０×αＬ１ αＬ１＝Ｓ１／Ｓ０ Ｌ１＝Ｌｏｇα（Ｓ１／Ｓ０） Ｌ１＝〔Ｌｏｇα（Ｓ１）−Ｌｏｇα（Ｓ０）］Ｍｏｄ
２５５この式は第６図のディジタル・ロジックによつて
解かれる。

二重消去の場合には、前記シンドローム式は下記の如く
となる。即ち、 Ｓ０＝ｅ１＋ｅ２ Ｓ１＝ｅ１αＬ１＋ｅ２αＬ２ 消去訂止を行なう時、エラーのロケーションは既知であ
り、シンドローム式はエラー値が未知でありかつエラー
のロケーションのベクトルを係数として１絹の同時一次
式となる。即ち、この組の同時−次式は行列式により解
くことができる。即ち、 ｅ１＝αＬ２Ｓ０＋Ｓ１／αＬ１＋αＬ２ｅ２＝αＬ１
Ｓ０＋Ｓ１／αＬ１＋αＬ２ｅ２の場合には、下記の如
く別の式がある。即ち、ｅ２＝ｅ１＋ｅ０ 添付図面において、Ｒｉ（Ｘ）は行ｉに対する受取りデ
ータ、ＳＯｉは行ｉに対するシンドローム０、Ｓ１ｉは
行ｉに対するシンドローム１．Ｌ１は行ｉ内のエラーの
置換、Ｌ２はブロック内のエラーの置換、Ｘ２、Ｘ３．
Ｘ４は補助シンドローム、ＳＯｉは列Ｊに対するシンド
ローム０、Ｓ１ｉは列ｊに対するシンドローム１を示す
。

第６図においては、行０データか８ビット幅の直列バス
４００に対して順次ゲートされる。このデータは、加算
器４０１と、シンドローム・メモリ４０３と、定数乗算
器４０５を、経て第１の経路に送られて第１のシンドロ
ーム・メモリ４０３に１つのシンドロームを生成する。

第２に、シンドローム・メモリ４０４においては、第２
のシンドロームが処理中の行に対して生成される。これ
らの各シンドロームが０以外であるものとすると、この
時２つの値が生成される。その第１はエラーのロケーシ
ョンである。第２のものは、エラーの訂正のためデータ
に対して付加することを要する値である。

従って、シンドローム・メモリ４０３、４０４からの各
世は対数表４１４．４１５における対数値に変換される
。これらの各値は２進加算器に対して送られ、対数表４
１５からの対数値が対数表４１４からの対数の値から控
除される。その結果がエラーのロケーションとなる。

もし零のシンドロームがシンドローム・メモリ４０３、
４０４に生じるならば、残りの回路におけるその結果の
過程も同項に無効となる。空白のシンドロームＳＯｉお
よびＳ１ｉは、フィールドに存在する少なくとも特定の
データにおいて訂正が不必要であることを表示するフラ
グてある。従って、第７図から上流側の全ての回路の出
力は零となる。

０でないシンドロームが結果として生じるものとすれば
、上流側の回路は動作状態となる。２つの値が生成され
ることになる。１つは、妥当なデータを再発生するため
エラーのロケーションにおいて存在する誤ったデータに
よりＸＯＲされる値となる。第２の値は、２進加算器４
２０の出力により与えられるエラーのロケーションであ
る。

０でないシンドロームが生成されるものとすれば、２進
加算器の出力はＲＡＭバッファ４２５における誤つたデ
ータのロケーションを指示する。

一般に、列位置０から列位置３１に対して与えられる行
におけるデータはゲートされる。

第２に、このデータがゲート・インされる間、Ｘ０Ｒ４
２６が前記値を受取り、この値は誤ったデータ値にＸＯ
Ｒされた時、単一のエラーが生じることを前提として、
データ・フィールド全体に正しく記憶出生されたデータ
・エントりを生じる。

第６図において１つのエラーがある行に支持するものと
すれば、ロジックは第１にエラーのロケーションを生成
し、その後ＲＡＭバッファ４２５において訂正されたデ
ータを記憶再生する。

この時、第１０Ａ図に戻ることが良い。第６図に示され
るロジックが訂正を行なうものとしよう。

更に、このような訂正が各行に対して生成された行のシ
ンドロームＳ０、Ｓ１を用いて行なわれるものと考えよ
う。行７における誤った１６進データ値″５Ｅ″が訂正
されることと仮定する。この列のシンドロームカ襠周整
を行なわなければならないことが直ちに判るであるう。

データが記憶再生された時、調整が必要とされる。従っ
て、調整がどのようになされるかを知るため第７図に戻
らなければならない。

第７図によれば、行のシンドローム４３０がシンドロー
ム・メモリー４３４における第１の列のシンドロームの
値ＳＯｊにゲートされる。この行のシンドロームはＸＯ
Ｒ４３３においてＸＯＲされて調整されたシンドローム
を生成する。第２のシンドロームは、内部のゲートされ
たロケーションの情報を有す３２進加算器を含んでいる
。特に、４３６における行の番号は２進加算器４３７に
おける４３５の行の合計数（３１）の定数から控除され
る。この２進加算器の出力はアナログ表４３８て対して
入力され、その出力はＧＦ（２５６）乗算器４４０に対
して与えられる。乗算器の出力は有限・フィールド・加
算器４４３に存在する列のシンドロームに対して付加さ
れてシンドローム・メモリー４４２において調整された
列のシンドロームを設置する。

行の訂正が進行するものとすれば、各削正が行なわれる
毎に補助検査ノンドロームの調整を行なうことが重要と
なる。データの訂正が行なわれる毎に、３０×３０デー
タ・フィールド内の何処においても対応する調整が補助
検査バイトのシンドロームに対して行なわれなければな
らない。これらの検査バイトは、第１０Ａ図の行２９の
それぞれ列位置２７．２８．２９において現われる。第
８図は、この訂正を行なうだめの２進回路を有する。

ロケーション情報が最初に加算される。特に、第６図か
らは、ロケーション情報４３２がゲート・インされる。

この値は２進加算器４６０（モジュール２５５）におい
て定数８９９（３０×３０フィールド−１）から控除さ
れる。

２進加算器（モジューロ２５５）４７０は、これらのそ
れぞれ２つの出力を控除する。その後、この出力は真数
表４７１を経て補助検査バイトの数式の計算のためのロ
ジックに置かれる。

同様に、また補助検査バイトのロケーション４３０の計
算のための同じロジックに対して、エラー値のデータが
ゲート・インされることになる。

第６図からの４３０におけるこのエラー値のデータは、
シンドロームのロジックに行く。

シンドローム式のロジックにおいては、ガロア拡大体二
乗装置４８０、三乗装置４８２および四乗装置４８３が
全て、それぞれガロア拡太体乗算器４８６．４８７．４
８８に対するアナログ表４７１の出力をとることにらる
。この乗算器の他の側は４３０からのエラー値の入力を
陰んでいる。乗算器の出力は、それぞれ２進ＸＯＲを経
てラッチに送られる（乗算器４８６の場合にはＸＯＲ４
９０およびラッチ４９１、乗算器４８７の場合にはＸＯ
Ｒ４９２およびラッチ４９３、および乗算器４８８の場
合にはＸＯＲ４９４およびラッチ４９５となる。）。い
ま、第１０Ａ、１０Ｂおよび１０Ｃ図のデータ補正のシ
ーケンスに戻る。

補助検査シンドロームは順次調整される。

行および列の訂正の後に残る０でない行または列のシン
ドロームにより、あるいは０でない補助検査シンドロー
ムによって表示される如く１つまたは２つのブロックが
訂正できない場合には、これらの記憶内生されたブロッ
クの処理が続く１つのフィールド内の全てのブロックの
記憶内生が欠陥を含むブロック（単数または複数）の記
憶再生に至り得る。

同様に、あるフィールドが訂正不能である場合には、デ
ィスクにおけるその分散された位置からの訂正不能なフ
ィールドを含むグループの残りの６３のフィールドのＸ
ＯＲ動作は、結果として欠陥を含むフィールドの記憶再
生をもたらすことになる。ブロックおよびフィールドの
レベルの訂正が６３のフィールドの各ブロックはよびフ
ィールド毎に必要とされる。

第１０Ｄ図においては、ブロック・レベルにおける訂正
が示されている。特に、データ・フィールド５００は行
１０および２０において対をなすエラーを有する状態で
示されている。これらのエラーは、記号「Ｘ」により示
される。

第１０Ｄ図においては、エラー・コード・シンドローム
が生成されることを認識すｈば、行および列のシンドロ
ームの位置５０１．５０２におけ３０でないＳ０ｊによ
り示される対をなすエラー・フラグが判るであるう。単
一のエラーの位値決めおよび訂正を行なうことができる
方法については既に示した。読者は、リード／ソロモン
の二重消去補正アルゴリズムが４つのエラーが存在する
場合に使用することができることが判るであるう。

特に、エラーのロケーションな知ることにより、下記の
如くリード／ソロモンの二重消去訂正アルゴリズムを用
いてエラーの訂正が可能である。即ち、 二重エラーの場合には、シンドローム式は下記の如くと
なる。即ち、 Ｓ０＝ｅ１＋ｅ２ Ｓ１＝ｅ１αＬ１ 消去訂正法を行なう時、エラーのロケーションは既知で
あり、かつシンドローム式は、エラーの値を未知としま
たエラーのロケーションのベクトルを係数とした１組の
連立一次式となる。即ち、Ｓ０＝（１）ｅ１＋（１）ｅ
２ Ｓ１＝（αＬ１）ｅ１＋（αＬ２）ｅ２この組をなす連
立一次式は行列式により解を得ることかできる。即ち、 ｅ１＝αＬ２Ｓ０＋Ｓ１／αＬ１＋αＬ２ｅ２＝αＬ１
Ｓ０＋Ｓ１／αＬ１＋αＬ２下記の如きｅ２に対する別
の式がある。即ち、ｅ２＝ｅ１＋Ｓ０ 次に、エラーが更に第１０Ｅ図における記号「＋」によ
り示される第１０Ｅ図におけるロケーション５０３に現
われるものと仮定しよう、このブロックが１つの二次元
アレーまたはブロツクの範囲内の冗長データを用いてエ
ラー訂止が不可能であることが判るであるう。読者は、
第１０Ｅ図がブロック内の冗長データを用いて訂正不可
能であるエラーのパターンの例示に過ぎないことが理解
されよう。また、読者は、別のエラー５０３が存在する
場合に５０４で示される補助検査バイトのシンドローム
がエラーを表示することを念頭に置くべきである。

第１０Ｅ図においては、訂正の最初の試みが示されてい
る。特に、第２図に示される如き３２のブロックを含む
フィールドにおいては、ブロックにおける個々のエラー
はフィールドの対をなす冗長リート／ソロモン・ブロッ
クを用いてブロックに対して直交線に宿って訂正するこ
とができ、これらブロックはフィールドにおけるブロッ
ク位置３０．３１に位置される。

特に、リード／ソロモン・エラー訂正コード・シンドロ
ームは、すでに計算され、そしてフラグ値で各行および
列のエラーのロケーションを可能にする。これらの交差
フラグにおける行および列ロケーションは可能なエラー
を位置させる。

各々可能性のあるエラー・サイトにおいては、リート／
ソロモン・シンドロームがこれらの交差地点において始
まるブロックまたはＺ次元におけるベクトルに沿って計
算される。

読者は、この時、ブロックまたはＺ次元の訂正アルゴリ
ズムがマツプされたサイトに限定され、また可能性のあ
るエラー・サイト以外のロケーションにおけるブロック
またはＺ次元においてはシンドロームの計算が行なわれ
ないことを認識すべきである。

第１０Ｆ図においては、あるフィールドの訂正不能なブ
ロックを除く全てのブロック即ち二次元のアレーが、第
１０Ａ図乃至第１０Ｃ図の二次元のエラー訂正コード・
規約に従って訂正された状態で示されている。一旦この
訂正が行なわれると、訂正不能なブロックにおける訂正
不能なエラーのベクトルの削正のためＺ軸が使用される
。この訂正は、この時削正されたブロックに沿って生じ
る。

エラーは高度に取除かれる。第１０Ｆ図において５５０
はＺ軸の訂正に先立ってブロックＲ／Ｓ冗長度について
訂正されたブロック。

第１０Ｇ図においては、第１０Ｆ図に示されたステップ
が完全なエラー訂止をもたらさなったものとすれば、ブ
ロック５００に対する補助検査シンドローム５０４およ
びブロック５３０に対するシンドローム５０５が依然と
してエラーを含むものとしてブロック５００、５３０に
位置することになることが判るであるう。これらのブロ
ックに対するこれらの補助検査シンドロームフラグを用
いて、そして２つ以下の欠陥を含むブロックのある場合
は、２つまでの訂正不能なブロック５００、５３０を完
全に訂正するためフィールド・レベルにおいて２つのリ
ード／ソロモン冗長ブロックを使用することができる。

この手順はフィールド・レベルの訂正と呼ばれる。単一
消去アルゴリズムまたは二重消去アルゴリズムを実施す
ることができる。第１０Ｇ回において５４０はＲ／Ｓフ
ィールドの冗長度を示す。

第１０Ｈ図においては、２つ以上の削正不能なブロック
を含む＝］削正能フィールドの訂正のための規約につい
てボされている。読者は、６３のテーク・フィールドプ
ラスＸＯＲ加算のグループを形成するため、斜行インタ
ーリーブされるデータ・フィールドが６２の他のテータ
・フィールドによってＸＯＲされることを想起されよう
。訂正不能なフィールドに遭遇する時、訂正不能なフィ
ールドを含むグループの他の６３のフィールドがそれぞ
れ特殊なコンピュータにより訂正され、次いで所要のフ
ィールドの記憶再生するため、ＸＯＲ用の比較的高いレ
ベルのコンピュータに対して送られる。

第１０Ｈ図の補正の間、読者は、フィールドが６４番目
のフィールドの記憶再生のため６３のフィールドのグル
ープ中にアセンブルされつつある間、これまでに述べた
エラーの削正がアセンブルされたフィールドの全てまた
は一部において生成可能であることが自然に管理さたよ
う。

読者は、本文の説明が論理図（第６図乃至第８図）によ
らずむしろ特殊な目的のコンピュータ構造（第９図）の
ブロック図およびこのコンピュータに常駐するマイクロ
コードの擬似コードの表示によつたことか判るであるう
。このコード表示は４１乃至４６頁に現われる。本発明
の望ましい実施例は、特殊なコンピュータの系統図、マ
イクロワード図、および本文に添付したマイクロフィッ
シェに示されたソース・コードにより提示した。

専用のコンピュータ（第９図）は、データ抽出回路（第
３Ｂ図）からデータを得、半導体ＲＡＭ６５０に対する
データ・フィールドからインターリーブされないハード
ウェアを用いた。一旦完全なデータ・フィールドがＲＡ
Ｍ内にロードされると、エラーの検出および訂正を実施
することができる。

記録等による伝送の後、データは三次元の立体形態でそ
の元の直列フォーマットに再構成される。

本文に開示したマイクロコードは、全ての基本的なコ゛
ンピュータ機能（例えば、ＸＯＲ加算、減算、レジスタ
／アドレス処理、およびＰＲＯＭの索引）を制御して、
シンドロームの計算、０でないシンドロームの識別、行
の訂正、列の訂正、二次元の反復（ブロック訂正）、二
重消去アルゴリズムのブロック訂正、Ｚ軸方向の訂正、
再読出し、フィールドの単一ブロック消去、およびフィ
ールドの二重ブロック消去な行なう。読者は、このよう
に、本発明に開示された装置を完全に再組立てが可能で
あるう。

第１１Ａ図、第１１Ｂ図すおよび第１１Ｃ図においては
、以下の擬似コードがブロックのフローチヤードの追跡
を可能にする。

（エラー検出および訂正処理） アナログ／ディジタル・コンバークからのバイト幅のデ
ータは、ランダム・アクセス・メモリに対して入力され
る。ディスク上で符合化されたデータの斜行度は、メモ
リ・アドレス・カウンタを適正に増進する制御ロジック
により取除かれる。

情報の全フィールドが１０２４個のロケーション毎に位
置決めされたデータのブロックにより貌み込まれる。

一旦ディスクからの１つのフィールドが２９０１のフィ
ールド・バッファに対してロードされると、エラーの検
出および訂正を開始することができる。

エラー検出および訂正の最初のレベルはブロック・レベ
ルの訂正である。２番目のエラー検出および訂正のレベ
ルはフィールド・レベルである。以下は、２９０１ボー
ド内のブロックおよびフィールド・レベルのエラー検出
および訂正方式の類似コードの説明である。

［ＢＥＧＩＮ］ フィールド内の１つのブロックに対する行および列のシ
ンドロームおよび補助バイトの生成各行および列毎に２
つのシンドロームがあり、第１のシンドロームは行まだ
は列における全てのデータの排泄的ＯＲにより生成され
、２番目のシンドロームは４Ｋ×８ＦＲＯＭからの表索
引および行および列のデータの排他的ＯＲにより生成さ
れ、表の索引アドレスは前の排他的ＯＲの結果であり、
シンドロームが１Ｋ×８スタチックＲＡＭに対して生成
される時このシンドロームを記憶する。

もしシンドロームが０と等しくなければ、「ＣＯＲＲＥ
ＣＴ　ＢＬＯＣＫｊを実行 またもしシンドロームが０と等しくかつ補助バイトが０
に等しくなければ、不適正ブロックが「ＲＥＲＥＡＤ」
を行なってその時のブロックを訂正する またもしシンドロームが０と等しくかつ補助バイトが０
と等しければ、その時のブロックにはエラーがなく適正
な次のブロックが「ＢＥＧＩＮ」を行なう。

「ＣＯＲＲＥＣＴ　ＢＬＯＣＫ」 「ＴＷＯ　ＤＩＭＥＮＳＩＯＮＡＬ　ＣＯＲＲＥＣＴ」
を実行もしシンドロームが依然０と等しければ、「ＤＯ
ＵＢＬＥ　ＥＲＡＳＵＲＥ　ＣＯＲＲＥＣＴ」を実行さ
もなければ、「ＥＸＩＴ　ＣＯＲＲＥＣＴ　ＢＬＯＣＫ
」を実行 もしシンドロームが依然０と等しくなければ、「Ｓ　Ａ
ＸＩＳ　ＣＯＲＲＥＣＴ」を実行さもなければ、「ＥＸ
ＩＴ　ＣＯＲＲＥＣＴ　ＢＬＯＣＫ」を実行 もしシンドロームが依然０と等しくなければ、「ＴＷＯ
　ＤＩＭＥＮＳＩＯＮＡＬ　ＣＯＲＲＥＣＴ」を実行さ
もなければ、「ＥＸＩＴ　ＣＯＲＲＥＣＴ　ＢＬＯＣＫ
」もしシンドロームが依然０と等しくなければ、「ＴＷ
Ｏ　ＤＩＭＥＮＳＩＯＮＡＬ　ＣＯＲＲＥＣＴ」を実行
さもなければ、「ＥＸＩＴ　ＣＯＲＲＥＣＴ　ＢＬＯＣ
Ｋ」を実行 もしシンドロームが依然０と等しくなければ、不適正な
ブロックが「ＲＥＲＥＡＤ」を実行してその時のブロッ
クの削正を行なう 「ＥＸＩＴ　Ｃ０ＲＲＥＣＴ　ＢＬＯＣＫ」もし補助バ
イトがＯと等しくなければ、不適正なブロックがその時
のブロックに対する「ＲＥＲＥＡＤ」を実行 またもし補助バイトが「０」と等しければ、適正な次の
ブロックが「ＢＥＧＩＮ」を実行「ＴＷＯ　ＤＩＭＥＮ
ＳＩＯＮＡＬ　Ｃ０ＲＲＥＣＴ」もしブロック内の２×
ＮまたはＮ×２のエラー・パターンがブロックにあるな
らば「ＢＬＯＣＫＣＯＲＲＥＣＴ」に戻し、二重消去訂
正を許容してブロックの訂正を行なう もし行内に列よりも大きなエラー数があるならば、「Ｒ
ＯＷ　ＣＯＲＲＥＣＴ」を実行さもなければ、「ＣＯＬ
ＵＭＮ　ＣＯＲＲＥＣＴ」を実行「ＲＯＷ　ＣＯＲＲＥ
ＣＴ」 行のシンドロームを用いて行中の不適正なバイトのロケ
ーションを見出し、最初の行シンドロームをデータ・バ
イトで排他的ＯＲを行なってバイトを訂正するが、これ
は２９０１フイールド・バッファにおける１つのロケー
ンヨンに対する読出し修正書込みを含む 行シンドロームな零化して列シンドロームおよびシンド
ロームおよびシンドローム補助バイトを更新する。

３２行の全てが調べられるまで「ＲＯＷ　ＣＯＲＲＥＣ
Ｔ」を反復する もしシンドロームが０，または２×ＮまたはＮ×２のエ
ラー・パターンならば、「ＢＬＯＣＫＣＯＲＲＥＣＴ」
に戻る またもし行および列の訂正の反復が３よりも小さいかあ
るいは等しければ、「ＣＯＬＵＭＮ　ＣＯＲＲＥＣＴ」
を実行 さもなければ、「ＢＬＯＣＫ　ＣＯＲＲＥＣＴ」に戻る
「ＣＯＬＵＭＮ　ＣＯＲＲＥＣＴ」 列シンドロームを用いて列中の不適止なバイトのロケー
ションを見出し、最初列シンドロームをデータ・バイト
により排他的ＯＲしてバイトを訂正する 列のシンドロームを零化して行のシンドロームおよび補
助バイトを更新する ３２列全てが調べられるまで、「ＣＯＬ　ＣＯＲＲＥＣ
Ｔ」を反復する もしシンドロームが０または２×ＮまたはＮ×２のエラ
ー・パターンならば、戻る またもし行および列の訂正反復が３より小さいかあるい
をよこれと等しければ、「ＲＯＷ　Ｃ０ＲＲＥＣＴ」を
実行 さもなければ、「ＢＬＯＣＫ　ＣＯＲＲＥＣＴ」に戻る
「ＤＯＵＢＬＥ　ＥＲＡＳＵＲＥ　ＣＯＲＲＥＣＴ」も
しエラー・パターンが２×ＮまたはＮＸ２でなければ、
「ＢＬＯＣＫ　ＣＯＲＲＥＣＴ」へ戻るもし行に２つの
エラーがあるならば、「ＤＯＵＢＬＥＥＲＡＳＵＲＥ　
ＲＯＷ　ＣＯＲＲＥＣＴ」を実行またもし列に２つのエ
ラーがあるならば、「ＤＯＵＢＬＥ　ＥＲＡＳＵＲＥ　
ＣＯＬＵＭＮ　ＣＯＲＲＥＣＴ」を実行 「ＤＯＵＢＬＥ　ＥＲＡＳＵＲＥ　ＲＷＯ　ＣＯＲＲＥ
ＣＴ」０に等しくないシンドロームを有する全ての列に
ついてリード／ソロモンを消去アルゴリズムを実行し、
これは不適正な行アドレス１および不適正な行アドレス
２により決定するロケーンヨンの各々の不適正な列にお
け３２バイトの修正を含み、不適正な行または列ば０で
ないシンドロームを含む行または列であり、補助バイト
はバイトの修正の後で更新される バイトの修正は、不適正な行アドレスおよび列のシンド
ローム１および２を用いて２つのエラー・パターン補正
バイトの生成を必要として、第１のエラー・パターン補
正バイトは不適正な行アドレス１および列Ｘにおける不
適正なバイトで排他的にＯＲされ、第２のエラー・パタ
ーン訂正バイトは不適正な行アドレス２および列Ｘにあ
る不適正なバイトで排他的にＯＲされる。

もし補助バイトが０に等しければ、シンドロームを零化
して「ＢＬＯＣＫ　ＣＯＲＲＥＣＴ」に戻るまた訂正が
失敗であれば、元のデータを復元して「ＢＬＯＣＫ　Ｃ
ＯＲＲＥＣＴ」に戻る「ＤＯＵＢＬＥ　ＥＲＡＳＵＲＥ
　ＣＯＬＵＵＭＮ　ＣＯＲＲＥＣＴ」０に等しくないシ
ンドロームで全ての行についてリード／ソロモン二重消
去アルゴリズムを実行し、これは不適正な列アドレス１
および不適正な列アドレス２により定まるロケーション
における各々の不適正な行におけ３２つのバイトの修正
を含む 不適正なバイトの修正の詳細については「ＤＯＵＢＬＥ
　ＥＲＡＳＵＲＥ　ＲＯＷ　ＣＯＲＲＥＣＴ」の項を参
照されたい（ワード行を使用する時、列を置換し、また
その反対を行なう） もし補助バイトが０と等しければ、シンドロームを零化
し、「ＢＬＯＣＫ　ＣＯＲＲＥＣＴ」へ戻るまた訂正が
失敗すれば、元のデータを復元して、「ＢＬＯＣＫ　Ｃ
ＯＲＲＥＣＴ」に戻る「Ｚ　ＡＸＩＳ　Ｃ０ＲＲＥＣＴ
」 １Ｋ×８のスタテックＲＡＭに格納される行および列の
シンドロームを用いて、ブロックにおける不適正なバイ
トのロケーションを決定するＺ方向にシンドロームを生
成して、これらのシンドロームを用いてどのブロックに
おいて不適正なバイトが生じるかを計算する もしその時のブロック・アドレスおよび計算されたブロ
ック・アドレスが整合するならば、バイトを訂正して行
および列のシンドロームおよび補助バイトを更新する ブロック内の全ての不適正なバイトの試行が行なわれる
まで反復する 「ＲＥＲＥＡＤ」 もし再読出しが３回以下生じたならば、再びフィールド
を読出して訂正されなかったか訂正不納なブロックのみ
を２９０１フイールド・バッファＲＡＭに記憶させる さもなければ「ＦＩＥＬＤ　ＬＥＶＥＬ　Ｃ０ＲＲＥＣ
Ｔ」を実行 「ＦＩＥＬＤ　ＬＥＶＥＬ　ＣＯＲＲＥＣＴ」不適正な
ブロックを索引し、のブロックに対してシンドロームを
生成 「ＴＷＯ　ＤＩＭＥＮＳＩＯＮＡＬ　ＣＯＲＲＥＣＴ」
の実行もしブロックが依然として不適正であれば、「Ｄ
ＯＵＢＬＥ　ＥＲＡＳＵＲＥ　ＣＯＲＲＥＣＴ」を実行
全ての不適正なブロックの試行が行なわれるまで反復 もし不適正なブロックがなければ、フィールドは適正な
「ＥＸＩＴ　ＣＯＲＲＥＣＴ」となるさもなければ、 不適正なブロックの索引を行なってこのブロックに対す
るシンドロームを生成する 「Ｚ　ＡＸＩＳ　ＣＯＲＩＬＥＣＴ」の実行もしブロッ
クが依然不適正であれば、「ＴＷＯＤＩＭＥＮＳＩＯＮ
ＡＬ　ＣＯＲＲＥＣＴ」を実行もしブロックが依然不適
正であれば、「ＤＯＵＢＬＥＥＲＡＳＵＲＥ　ＣＯＲＲ
ＥＣＴ」を実行全ての不適正なブロックが３回試行され
るか、あるいは不適正なブロックが残らなくなるまで反
復する もし不適正なブロックがなければ、フィールドは適正な
「ＥＸＩＴ　Ｃ０ＲＲＥＣＴ　Ｉ０Ｎ」となりまたもし
不適正なブロックが１と等しければ、「ＦＩＥＬＤ　Ｓ
ＩＮＧＬＥ　ＢＬＯＣＫ　ＥＲＡＳＵＲＥ」を実行 またもし不適正なブロックが２と等しければ、「ＦＩＥ
ＬＤ　ＤＯＵＢＬＥ　ＢＬＯＣＫ　ＥＲＡＳＵＲＥ」を
実行 またもし不適正なブロックが２よりも大きければ、フィ
ールドは訂正不能 「ＦＩＥＬＤ　ＳＩＮＧＬＥ　ＢＬＯＣＫ　ＥＲＡＳＵ
ＲＥ」フィールドにおける全てのバイトに対してＺ方向
にシンドロームを生成し、これが２ブロックのシンドロ
ームを生じ、これらシンドロームのブロックはフィール
ド・バッファＲＡＭに記憶される一時に１バイトずつ単
一の不適正なブロックの訂正を行ない、フィールドシン
ドロームのブロック１で排他的ＯＲを行ない、不適正な
ブロックの各バイトは各々行および列アドレスを有する
フィールドのシンドロームブロック１におけるバイトで
排他的にＯＲされ、検査バイとおよび補助バイトがこの
過程から排除される 「ＥＸＴＴ　ＣＯＲＲＥＣＴＩＯＮ」の実行「ＦＩＥＬ
Ｄ　ＤＯＵＢＬＥ　ＢＬＯＣＫ　ＥＲＡＳＵＲＥ」フィ
ールドの全てのバイトに対してＺ方向にシンドロームを
生成 ２つの不適正なブロック・アドレスおよびフィールドの
シンドロームブロック１および２を用いて、２つのエラ
ー・パターン訂正バイトを生成し、第１のエラー・パタ
ーン訂正バイトは第１の不適正なブロックからのバイト
で排他的ＯＲされ、第２のエラー・パターン訂正バイト
は第２の不適性なブロックからのバイトで排他的ＯＲさ
れ、第１と第２の不適正なブロックにおけるバイトの行
および列アドレスは、エラー・パターン訂正バイトを生
成するため用いられたフィールド・シンドローム・ブロ
ックから読出されたバイトの行および列のアドレスと同
じである。

検査バイトおよび補助バイトを除く全てのバイトがエラ
ー・パターン訂正バイトにより排他的０Ｒされるまで反
復する 「ＥＸＩＴ　Ｃ０ＲＲＥＣＴＩＯＮ」の実行「ＥＸＩＴ
　Ｃ０ＲＲＥＣＴＩＯＮ」 次のフィールドの待機 「ＢＥＧＩＮ」の実行 本願においては、第８図によりロジックおよびブロック
図を用いて本発明の作用を説明した。更に、本明細書の
前の部分においては、擬似コードを列記した。これは、
本文に開示したエラー訂正規約を追跡する簡単な言葉に
よる表示である。本発明の完全な実施を可能にするため
、情報の２つの追加部分がこれに含まれている。

第１に、エラー訂正コード・プロセッサのブロック図が
第９図に示される。全ての経路が８ビットの幅であり、
かつ個別の部分番号に対する照合番号は当産業において
公知であり使用されるＬＳ７４シリーズのＴＴＬの上位
番号であること理解すれば、ディスクのデータがバス５
００に入ることが判るであるう。このデータはラッチ６
５２を介してＲＡＭ６５０に送られ、ゼネレータ６５４
により生成されるロケーションに記憶される。

ＲＡＭからのデータはラッチ６６０においてラッチされ
る。６６４におけるＰＲＯＭはラッチ６６３により適当
にアドレス指定される。アドレス・ラッチ６６７は、ス
クラッチ・パッド・メモリ６６８をアドレス指定する。

本文に示されたプロセスにおいては、８ビツトの一定の
ワードの生成が必要である。バイトが一定のゼネレータ
６６９を使用する。これらの各構成要素は演算論理装置
（２９０１）６７０に対して通信する。その後、データ
はラッチ６７２を介して処理され、８ビツト幅のバスに
おいてシステムのインターフェース７００に対して送ら
れる。

読者は開示４１項が外面的であると思うであろうが、添
付の擬似コード、およびマイクロプロセッサ６７０の実
行のため用いられるプログラムの完全なリストと共にそ
の内に記述されたマイクロワードおよびＥＣＣプロセッ
サの大要を含む本願と同時に提出された図面によって、
本発明の処理のため使用される実際の装置の復元を可能
にする充分な開示内容がこれ忙包含されることを認識す
るであろう。

【図面の簡単な説明】

第１Ａ図は本例においては光ビデオ・ディスクとして示
されるビデオ・フォーマットに対して最終的に記録した
ブロック、フィールドおよびグループにおける略図によ
る直列符号化を示す本発明の符号化フォーマットを示す
概略図、第１Ｂ図はディスクからディジタル・データを
読出す際に生じるエラー、特にディスクの欠陥のため取
消し不能で存在するエラーを示すディスク上に存在する
高密度のデータケ示す結果として得られるビデオ・ディ
スクの概略図、第１Ｃ図は６４番目を表わすことができ
るグループの６３のフィールドを有するグループにおけ
る６４のフィールドの分散状態を示す図、第２図は本発
明のデータ分散法を示す本発明により使用される三次元
メモリー・アレーを示す三次元の斜視図、第３Ａ図は本
発明の望ましいデータ書込みシステムを示すブロック図
、第３Ｂ図は本発明の望ましいデータ読出しシステムを
示ずブロック図、第４図は本発明において使用される３
０×３０データ・フィールドの最後の３バイトに使用用
能な補助検査バイトを生成するための論理図、第５図は
本発明の望圧しいがこれに限定するのないリード／ソロ
モン・コードが想起される行、列およびブロックの各次
元に対するリード／ソロモン検査バイトを生成するため
使用される回路の論理図、第６図はロケーションの信号
およびエラーの値の信号を出力す３０でないシンドロー
ムの決定と同時にシンドロームの生成に用いられるロジ
ックを示す図、第７図は行の補正と同時に列のシンドロ
ームの調整を行なう能力を有する第６図の回路の続きを
示す図、第８図は１つのブロックのデータ部分の内部の
どこかで生じる訂正と同時に補助検査シンドロームの連
続的な調整作用を示す第６図および第７図の続き図、第
９図は第６図、第７図および第８図において示されたロ
ジックの望ましいファームウェアの実施例を示すブロッ
ク図、第１０Ａ図はエラーが存在するデータおよび冗長
領域を含む１６進フォーマットで示されるデータ・ブロ
ックを示す図、第１０Ｂ図は本文に示されるエラー訂正
コード方式の低域のパスの後の第１０Ａ図のブロックを
示す図、第１０Ｃ図は本発明の教示内容に従って行およ
び列のパスの後に再生される元のブロックを示す図、第
１０Ｄ図は二電消去訂正アルゴリズムを要求するブロッ
クを示すエラーのフラッグ表示のため使用され３２列の
訂正シンドロームおよび２行の列訂正シンドロームの生
成状態を示す第１０Ａ図に示されるエラーを含むブロッ
クを示す概略図、第１０Ｅ図は冗長が誤差を含むブロッ
クに対し直角をなすベクトルに沿って位置決めされ、ブ
ロック即ちＺ軸を用いて削正されるべき１つ以上のバイ
ト・エラーを要求するパターンであって、ブロック・レ
ベルの訂正アルゴリズムにより訂正可能ではないパター
ンにおいてエラーが位置決めされる点な除いて第１０Ｄ
図と類似のエラーを含むブロツクを示す図、第１０Ｆ図
はＺ軸の訂正前に前記ブロックの二次元訂正フィールド
の他のブロックにおける検査バイトシンドロームにより
表示されたエラーがトリガーする点を除いて第１０Ｅ図
と類似のエラーを示す図、第１０Ｇ図はブロック・レベ
ルにおける訂正を阻止するエラー・パターンを有するフ
ィールド内の２つのブロックの二重消去訂正を示す図、
第１０Ｈ図はフィールド・レベルにおいて訂正不能な状
態に止まるデータに対するグループ・レベルの訂正シー
ケンスを示す図、第１１Ａ図は本発明の全体的な読出し
兼復号アルゴリズムを示すフローチャート、第１１Ｂ図
は本発明の二次元ブロック訂正アルゴリズムの拡張状態
を示す図、および第１１Ｃ図は本発明の二次元ブロック
訂正アルゴリズムを示す拡張図、第１２図はマイクロプ
ロセッサ６７の実行のために用いられるマイクロワード
のレイアウトを示す図である。 １０・・・ディスクの傷、１１・・・かき傷、１２・・
・トラック、１３・・・磁気テープ、１４・・固定ディ
スク、１５・・・コンピュータ、１６・・・ＦＩＦＯバ
ッファ、１８・・・コード・プロセッサ、２０・・デー
タ・デストリピユータ、２２，２４，２６．２８・・・
多重バス・プロセッサ、３０〜４１・・・固定ディスク
・ドライブ、４５・・ビデオ信号ゼネレータ、５０・・
・ディジタル・フィルタ、５１・・ブロック、５２・・
・データ・ブロック、５３、５４・・・フィ−ルド内、
５５・・・ビデオ・テープ・レコーダ、５６・・・デー
タ・フィールド、５７・・・光マスター、６１〜６４・
・ＦＩＦＯバッファ、９０・・・光ディスク、１００・
・・光バッケージ、１１０・・・無線周波数チャネル、
１２０・・・クロック、１３０・・・データ抽出回路、
１４０・・・デコーダ、１５０・・・ＥＣＣプロセッサ
、１６０・・・上位マイクロプロセッサ、　２０６・・
・入力バス、２０１・・・マルチプレクサ、２０５・・
・ガロア拡大体加算器、２０６・・・ゲート、　２０７
・・・定数フィールド乗算器、２０８・・・ガロア拡大
体乗算器、２０９・・・定数フィールド乗算器、２１５
．２１６・・・加算器、２５６・・・ガロア拡大体、　
３００・・・パス、３０２・・・ゲート、３０３、３０
４・・・定数東算器、３０５，３０６・・・ラッチ、３
０７・・・有限体の加算器、４０３、４０４・・・シン
ドローム・メモリ、４０５・・・定数乗算器、４１０・
・・加算器、４１４，４１５・・・対数表、４２５・・
ＲＡＭバッファ、４２６．４３３・・・Ｘ０Ｒ、４３４
・・シンドローム・メモリー、４３７・・・２進加算器
、４３８・・・アナログ表、４４０・・・ＧＦ（５２６
）乗算器、４４２・・シンドローム・メモリ、　４４３
・・有限体加算器、４３０・・補助検査バイトの場所、
４６０．４７０・・・２進加算器（モジューロ２５５）
、４７１・・・真数表、４８０・・・ガロア拡大体二乗
装置、４８２・・・三乗装置、４８３・・・四乗装置、
４８６、４８８・・・ガロア拡犬体乗算器、５００、５
３０・・・ブロック、６５０・・半導体ＢＡＭ。 特許出願人　レファレンス・テクノロジー・インコーポ
レーテッド 代理人　弁理士　湯　浅　恭　三　 （外５名） 手続補正書（方式） 昭和５９年１０月１９日 特許庁長官　志賀　学殿 １．事件の表示 昭和５９年特許願第１２７２５９号 ２．発明の名称 ビデオディスクにおけるディジタル・データのエラー訂
正コード ３．補正をする者 事件との関係　出願人 住所 名称　レファレンス・テクノロジー・インコーポレーテ
ッド４．代理人 住所　東京都千代田区大手町二丁目２番１号新大手町ビ
ル２０６号室 氏名　（２７７０）弁理士　湯浅恭三 ５．補正命令の日付　昭和５９年９月２５日（発送日）
６．補正の対称 出願人の代表者名を記載した願書 委任状及訳文 図面 ７．補正の内容

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １　多重ビツト２進ワードのデータ間隔を含むエラー訂
   正コードを有する二次元データ・アレーであって、前記
   ワードは前記アレーのデータ間隔の全てよりも小さな幅
   を占める順次の多重ビットの２進ワードの行および列中
   に１込まれるデータ・アレーにおいて、 該データ・アレーは、データ・フィールドにわたって計
   算された少なくとも１つ補助検査バイトに対して少なく
   とも１つのデータ間隔を含み、前記二次元のデータ・ア
   レーは、データ行に関わるエラーを前止するための装置
   を有する少なくとも第１と第２の行訂正列を含み、 前記二次元のデータ・アレーは、データの列に関わるエ
   ラーを削正するための装置を有する少な各行訂正列およ
   び各列訂正行は、列内の少なくとも１つのエラーおよび
   （または）行内の少なくとも１つのエラーのロケーショ
   ンおよび行によめの符号化情報を含み、以て前記列およ
   び行によるデータ記憶再生と同時に、この記憶再生され
   たデータは、データが正確に記憶再生されたかどうかを
   表示するため補助検査シンドロームの計算に使用するこ
   とができることを特徴とするデータ・アレー。 ２　前記列訂正行および前記行訂正例がリード／ソロモ
   ン（Ｒｅｅｄ／Ｓｏｌｏｍｏｎ）コードを含むことを特
   徴とする特許請求の範囲第１項記載のデータ・アレー。 ３　前記列訂正行および前記行訂正列が、前記アレーに
   直線状に渡って個々の同じ列および行アドレスに及ぶこ
   とを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のデータ・ア
   レー。 ４、前記データアレーが前記データ・フィールド内にお
   いて該データ・フィールド全体に計算された３つの補助
   検査バイトを含むことを特徴とする特許請求の範囲第１
   項記載のデータ・アレー。 ５　前記二次元のアレーが他の対応する二次元アレーと
   組合わされて三次元アレーを形成することを特徴とする
   特許請求の範囲第１項記載のデータ・アレー。 ６　前記行訂正列および前記列訂正行は前記補助検査バ
   イトを再生することかできることを特徴とする特許請求
   の範囲第１項記載のデータ・アレー。 ７　二次元アレーを生成する方法において、前記アレー
   の全ての使用可能なデータ領域より小さくなるように前
   記二次元アレーに対して順次多重ビット２進ワードを設
   定し、 小なくとも１つ補助検査バイトを前記二次元アレーの全
   フィールドにわたり計算し、 列訂正行および行訂正列を計算し、これを前記二次元ア
   レーの残りの部分に設定する工程からなり、以て前記二
   次元アレーがデータの記憶再生のための二次元エラー訂
   正を含むことを特徴とする方法。 ８　前記計算および設定工程が、前記行訂正列および列
   訂正行においてリード／ソロモン・コードを生成する工
   程を含むことを特徴とする特許請求の範囲第７項記載の
   方法。 ９　前記補助検査バイトの全フィールドにわたる前記計
   算工程が、前記二次元データ・アレーに対する補助検査
   バイトとして少なくとも３つの多重ビツト２進ワードを
   計算してこれを設定する工程を含むことを特徴とする特
   許請求の範囲第７項記載の方法。 １０　エラー削正規約を受取るための三次元データ・ア
   レーにおいて、 行および列に書込まれて連続する二次元のデータ・デー
   タを形成する多重ビット２進ワードを含み、該二次元デ
   ータ・アレーは三次元データ・アレーを形成するため順
   次アドレス指定可能であり、前記二次元データ・アレー
   は列訂正行および行訂正列を含み、以て各二次元データ
   ・ル−は二次元におけるベクトルに関するエラー訂正の
   ためアドレス指定が可能であり、 前記三次元アレーの前記の連続する二次元データ・アレ
   ーは少なくとも１つの二次元の冗長アレーを含み、 前記二次元の冗長アレーは、前記二次元データ・アレー
   の前記行訂正列および前記列訂正行により与えられるも
   のと異なる訂正ベクトルに関する三次元アレーの二次元
   アレーにおける個別のエラーのそれぞれのエラー訂正の
   ため配置されることを特徴とするデータ・アレー。 １１　前記列訂正行および前記行訂正列はリード／ソロ
   モン・コードを含むことを特徴とする特許請求の範囲第
   １０項記載のデータ・アレー。 １２、前記三次元データ・アレーの前記の連続する二次
   元データ・アレーは、第１と第２の二次元の冗長アレー
   を含むことを特徴とする特約請求の範囲第１０項記載の
   データ・アレー。 １３　前記削正ベクトルか第１と第２と、第３の方向に
   相互に直交することを特徴とする特許請求の範囲第１０
   項記載のデータ・アレー。 １４　冗長度の情報を含む二次元データ・アレーを生成
   する方法において、 前記アレーがデータを保有するまで多直ビット２進ワー
   ドを連続して設定することにより、行および列を有する
   少なくとも１つの二次元データ・アレーを生成し、 前記第１の二次元データ・アレーの後に初数の対応する
   データ・アレーを順次生成し、これにより連続する二次
   元データ・アレーが連続して生成されて前記三次元デー
   タ・アレーを形成し、各二次元データ・アレー毎に複数
   の列訂正行および行躬正列を生成して、これにより前記
   各二次元データ・アレーにおけるエラーが、どの単一エ
   ラーでも冗長上訂正するように前記二次元データ・アレ
   ー内の２つのエラー訂正ベクトルに関して個々にアドレ
   ス指定可能であり、 二次元プレーを渡つて少なくとも１つの二次元の冗長ア
   レーを生成し、これにより前記二次元の冗長アレーかも
   の冗長度データが、前記二次元データ・アレーにわたる
   次元に沿ったエラーに対し個々にアドレス指定可能であ
   ることを特徴とする方法。 １５　多重ビット２進ワードを連続して設定することに
   より行と列を有する少なくとも１つの二次元アレーの前
   記生成段階が、２つを除く前記行および列の全てがデー
   タを保有するまで前記行および列を生成する段階を含む
   ことを特徴とする特許請求の範囲第１４項記載の方法。 １６、前記第１の二次元データ・アレーの後複数の対応
   するデータ・アレーを順次生成する段階が、二次元デー
   タ・アレーを順次生成する段階を含むことを特徴とする
   特許請求の範囲第１４項記載の方法。 １７　前記生成段階がリード／ソロモン・コードを生成
   する段階を含むことを特徴とする特許請求の範囲第１４
   項記載の方法。 １Ｂ、二次元データ・アレーの書込みを行なう方法にお
   いて、 前記アレーの一領域に対する前記二次元データ・アレー
   に連続して充填し、 前記二次元データ・アレーの行中のエラーを位置しおよ
   び訂正を行なうため行訂正例を生成してこれを充填し、 前記二次元データ・アレーの列におけるエラーの位置決
   めおよび訂正を行なうため列訂正行を生成してこれを充
   填し、以て前記二次元アレーが前記アレーに関する二次
   元訂正方向を含み、前記行削正列および前記配列訂正行
   を含む前記データ・アレーの前記行および列をメモリ媒
   体に対して連続して書込む段階を含み、該書込み段階は
   前記エラー訂正とは異なる方向に沿ってあるシーケンス
   から生じ、以て前記メモリからの読戻しに関する順次の
   エラーが前記列訂正行および前記行訂正列におけるエラ
   ーを含む異なるデータにより個々にアドレス指定可能で
   あることを特徴とする方法。 １９　前記行訂正例および前記列訂正行はリード／ソロ
   モン・コードを含むことを特徴とする特許請求の範囲第
   １８項記載の方法。 ２０　前記アレーの全ての使用可能なデータ領域よりも
   小さくなるように前記二次元アレーにおける順次の行に
   連続して充填する段階を含み、少なくとも１つの補助検
   査バイトを前記二次元アレー・データの全フィールドに
   わたって計算する段階を含むことを特徴とする特許請求
   の範囲第１８項記載の方法。 ２１　冗長度情報を含む三次元データ・アレーを生成す
   る方法において、 前記データ・アレーに対して多重ビット２進ワードを順
   次設定することにより行および列を有する複数の二次元
   データ・アレーを生成し、各二次元データ・アレー毎に
   複数の列訂正行および行訂正列を生成し、以て各二次元
   アレーにおけるエラーがどの単一のエラーを冗長に関し
   て削正するように第１と第２の異なる方向の２つのエラ
   ー訂正方向に沿って個々にアドレス指定可能であり、 第３の次元における前記三次元アレーの二次元アレーに
   わたり複数の二次元の冗長アレーを生成し、生成の第３
   の次元は前記の二次元データ・アレーの２つのエラー泪
   正方向とは異なる方向であり、以て前記二次元データ・
   アレーからの冗昆度データが前記のどの二次元アレーに
   対する第３の次元にわたるとの学−のエラーに対しても
   個々にアドレス指定可能であり、 前記三次元アレーの第４の方向に活って前記の三次元ア
   レーからメモリ媒体に対して書込む段階を含み、該書込
   み段階は、前記列訂正行、前記行訂正列および前記二次
   元冗長アレーとは異なるエラー訂面コードの組合せによ
   り前記メモリ媒体から読戻しに関する順次のエラーをア
   ドレス指定可能にさせることを特徴とする方法。 ２２　前記二次元冗長アレーが前記三次元アレーにおい
   て平行面内に整合されることを特徴とする特許請求の範
   囲第２１項記載の方法。 ２３　前記三次元アレーからのメモリ媒体に対する前記
   書込みが、直列の多重ビット２進ワード毎に前記二次元
   データ・アレーにわたって順次移動することを動機とす
   る特許請求の範囲第２１項記載の方法。 ２４　前記三次元アレーからのメモリ媒体に対する前記
   書込みが、異なる各行および列の位置における前記デー
   タ・アレーにわたって順次移動することを特徴とする特
   許請求の範囲第２１項記載の方法。 ２５　メモリー媒体から二次元アレーを読出す方法であ
   って、この二次元アレーがエラー訂正コードを有し、 前記アレーのデータ間隔の全てよりも小さな幅を占める
   順次のワードの行および列中にある多重ビツト２進ワー
   ドを設け、前記データ・アレーは、前記データ・フィー
   ルドにわたって計算され前記データ間隔に設定された少
   なくとも１つの補助検査バイトに対して少なくとも１つ
   のデータ間隔を含み、 前記二次元アレーは、前記各行および列におけるエラー
   の位置決めおよび訂正のため第１と第２の行訂正列およ
   び第１と第２の列訂正行を含み、そして前記二次元デー
   タ・アレーを読出す方法は行シンドロームの少なくとも
   ２つの列を生成するため前記二次元アレーの行にわたっ
   て計算を行ない、該シンドロームはエラーの存在をフラ
   グする値を有し、 エラーの存在なフラグする値を有する列シンドロームの
   少なくとも２つの行を形成するため前記列にわたって計
   算を行ない。 エラーの存在をフラグするため前記の補助検査バイトシ
   ンドロームを含む前記データ・フィールドにわたって、
   計算を行なう段階からなること特徴とする方法。 ２６　前記行削正シンドロームおよび前記列訂正シンド
   ロームをカウントして、エラーの存在をフラグするため
   どちらかが最も大きな値を有する行の次元または列の次
   元における訂正を開始する段階を含むことを特徴とする
   特許請求の範囲第２５項記載の方法。 ２７　前記行及び列におけるエラーの位置決めおよびエ
   ラーの訂正を行なうためリード／ソロモン・コードを用
   いる段階を含むことを特徴とする特許請求の範囲第２５
   項記載の方法。 ２８、行および列の訂正を反復する段階を含むことを特
   徴とする特許請求の範囲第２７項記載の方法。 ２９　計算の段階を含み、各エラー訂正段階毎に前記二
   次元アレーの前記データ・フィールドにわたって計算さ
   れた補助検査バイトシンドロームを更新する段階を含む
   ことを特徴とする特許請求の範囲第２５項記載の方法。 ３０　前記反復段階が３回の行および列の反復まで拡張
   することを特徴とする特許請求の範囲第２８項記載の方
   法。 ３１．内蔵されるエラー訂正規約に対する多重ビット２
   進ワードを含む三次元データ・アレーをメモリ媒体から
   読出ず方法であって、前記データ・アレーは多重ビツト
   ２進ワードを含み、前記ワードは行および列において充
   填されて連続する二次元データ・アレーを形成し、該二
   次元データ・アレーは前記三次元データ・アレーを形成
   するため順次アドレス指定可能である方法において、前
   記各二次元データ・アレーは少なくとも対をなす列訂正
   行と少なくとも対をなす行訂正列を含み、以て各二次元
   データ・アレーが二次元における個別のエラー訂正に毎
   にアドレス指定可能であり、前記三次元アレーの前記の
   連続する二次元アレーが少なくとも第１と第２の二次元
   冗長アレーを含み、該二次元冗長アレーは、前記行訂正
   列および前記列前１行により与えられるものとは異なる
   方向に沿って前記三次元アレーの二次元アレーに浴って
   個別のエラーの個々のエラー削正のため配置される、メ
   モリ媒体からの読出しを行なう方法において、 各々が１行のデータに対しアドレス指定されるシンドロ
   ームの内少なくとも２つの列を１つの二次元アレー毎に
   生成し、前記シンドロームはエラーを表示するための値
   を有し、 エラーの存在を表示するための値を有するシンドローム
   の少なくとも２つの行を１つのアレー毎に生成し、 前記二次元冗長アレーを営む前記二次元アレーにわたる
   シンドロームを生成して、以て単一のエラーが前記アレ
   ーに沿って第１と、第２と、第３の異なる方向に対し並
   列にアドレス指定することができる仁とを特徴とする方
   法。 ３２　前記生成段階が、前記エラーの位信決めおよび前
   記エラーの訂正を更に含むことを特徴とする特許請求の
   範囲第３１項記載の方法。 ３３　前記三次元アレーの前次元へ元アレーの全てより
   小さいものにエラー訂正を行なう段階を含むことを特徴
   とする特許請求の頗囲第３１項記載の方法。 ３４　前記二次元アレーにわたる前記シンドロームの生
   成段階が、前記二次元データ・アレーの全てよりも小さ
   いものに対するシンドロームの生成を含むことを特徴と
   する特許請求の範囲第３１項記載の方法。 ３５　前記二次元アレーにわたる前記シンドロームの生
   成段階が、全ての前記二次元データ・アレーを含むこと
   を特徴とする特許請求の範囲第３１項記載の方法。 ３６　前記シンドロームの生成段階が、前記アレーの前
   記列訂正行および行訂正列により訂正不能である２つ以
   下の二次元データ・アレーの位置決め、および前記アレ
   ーの位置決めの後における二次元冗長アレーを用いる前
   記アレーの訂正の段階を含むことを特徴とする特許請求
   の範囲第３１項記載の方法。 ３７　冗長度情報を含む三次元データ・アレーの１つの
   グループケ生成する方法において、前記データ・アレー
   に対してデータ・ビットを連続して充填することにより
   行および列を有する複数の二次元データ・アレーを生成
   し、各二次元データ・アレー毎に複数の列訂正行および
   行訂正列を生成し、以て読戻し毎に各二次元アレーにお
   けるエラーが個別のエラーを冗長に関して訂正するよう
   に第１と第２の方向に沿って個々にアドレス指定可能で
   あり、 第３の方向に沿って前記三次元アレーの二次元アレーに
   わたり複数の二次元の冗長アレーを成し、第３の方向は
   前記の三次元データ・アレーの２つのエラー訂正方向と
   は異なり、以て読戻しと同時に前記二次元データ・アレ
   ーからの個別のエラーが前記の二次元データ・アレーの
   次元においてエラーを訂正するため個々にアドレス指定
   可能であり、 前記三次元アレーの第４の方向に沿って前記の三次元ア
   レーからメモリ媒体に対して書込む段階を含み、該書込
   み段階は、前記列訂正行、前記行訂正列および前記二次
   元冗長データ・アレーとは異なるエラー訂正コードによ
   って、読戻しと同時に前順次の個別エラーをアドレス指
   定可能にさせ、前記の三次元冗長アレーを前記メモリ媒
   体に対して引込む段階を組合せることを特徴とする方法
   。 ３８　前記計算段階が排他的ＯＲ操作段階を含むことを
   特徴とする特許請求の範囲第３７項記載の方法。 ３９　前記の１つのアレーに対してシンドロームの交差
   点の位置決めを行ない、前記二次元アレーの前記の行お
   よび列のエラー・シンドロームの交差においてのみ、前
   記二次元アレーおよび前記二次元冗長アレーにわたるエ
   ラーの訂正のためのシンドロームを生成する段階を含む
   ことを特徴とする特許請求の範囲第３１項記載の方法。 ４０　前記の排他的ＯＲ段階がメモリ媒体に対する前記
   赴込み中に生じることな特徴とする特許請求の範囲第３
   ８項記載の方法。 ４１、前記メモリ媒体がビデオ・フォーマットを含むこ
   とを特徴とする特許請求の範囲第３７項記載の方法。 ４２　エラー訂正規約を受敗るための三次元データ・ア
   レーにおいて。 各々が第１、第２および第３の面の交差点において書込
   まれる各組ビット２進ワードを含み、該ワードの各々が
   独立的にアドレス指定可能な第１、第２および第３のエ
   ラー訂正計算を行ない、以て前記三次元アレー内のどの
   データ点も第１、第２および第３のエラー訂正によって
   アドレス指定可能であることをも特徴とするデータ・ア
   レー。 ４３　三次元データ・アレーを読出するためのエラー訂
   正規約であって、該データ・アレーが、多重ビット２進
   データ・ワードにより順次充填された行および列を有す
   る複数のニ次元データ・アレ−と、前記データ・ワード
   にわたり４算された少なくとも１つの補助検査バイトと
   、前記の二次元データ・アレーに対して整合された複数
   の列訂正行および行訂正列とを有し、前記データ・アレ
   ーの訂正が前記三次元データ・アレーを形成し、かつ前
   記二次元データ・アレーにわたるエラーの訂正のため複
   数の二次元冗長データ・アレーを有するエラー訂正規約
   において、前記三次元アレー内から復号されるべき二次
   元データ・アレーの位置決めを行ない、位置決めされた
   データ・アレーに対して前記データ、前記列訂正行およ
   び行訂正列からの各列プントロームおよび行ノンドロー
   ムのみを生成し、前記プントロームはエラーの存在を表
   示するための値を有し、エラーの存在を表示する最も大
   きな値を有する前記二次元アレーの次元におけるエラー
   に対する前記シンドロームを復号し、その後前記二次元
   アレーの残りの次元におけるエラーに対する前記プント
   ロームを復号し、もしエラーの存在を表示する前記値の
   全てが除去されるならば、エラーを表示する値を有する
   補助検査バイト・シンドロームを生成する段階からなる
   ことを特徴とする規約。 ４４　エラーを表示するシンドロームの値を有する２つ
   の行と２つ以下の列に対する、もしくはエラーを表示す
   るシンドロームの値を有する２つの列と２つ以下の行に
   対する前記復号段階の間前記二次元データ・アレーを監
   視し、２つの消去訂正アルゴリズムを実行し、補助検査
   シンドロームの生成段階を反復する段階を含むことを特
   徴とする特許請求の範囲第４３項記載の規約。 ４５　エラーを表示するための前記の行および列シンド
   ロームの値の監視を行ない、もしエラーを表示するシン
   ドロームの値を有する正確に２つの行と２つ以上の列が
   存在するが、もしくはエラーを表示するシンドロームの
   値を有する正確に２つの列と２つ以上の行が存在するか
   の判定を行ない、これらの値を用いてエラーの可能性の
   あるロケーションをマツプし、次いでこのマップされた
   エラーの可能性のあるロケーションについて２つの消去
   アルゴリズムを実行し、補助検査バイト・シンドローム
   を生成する前記段階を反復する段階からなることを特徴
   とする特許請求の範囲第４３項記載のエラー補正規約。 ４６　前記補助検査シンドロームの前記生成段階を反復
   する前記段階が、列および行の訂正が行なわれる時前記
   補助検査シンドロームを更新する段階を含むことを特徴
   とする特許請求の範囲第４５項記載の規約。 ４７　前記反復の回数が３に達するまで前記の位置決め
   されたデータ・アレーの復号を反復させる段階を含むこ
   とを特徴とする特許請求の範囲第４３項記載のエラー訂
   正規約。 ４８　前記の３回目の反復の後前記二次元アレーを監視
   し、エラー表示シンドローム値を有する２つのみの行と
   ２つ以上の列、または２つの列と２つ以上の行が残るな
   らば、２回の消去訂正アルゴリズムを実行して、前記の
   補助検査シンドロームを生成する段階を反復する段階を
   含むことを特徴とする特許請求の範囲第４７項記載のエ
   ラー訂正規約。 ４９　もし特許請求の範、間第４８項の補助検査シンド
   ロームの生成段階がエラーを表示する値を有するならば
   、データ・ブロックに対する全ての変化を除去して該デ
   ータ・ブロックを復元し、その後エラー表示値を有する
   補助検査シンドロームを監視することにより可能性のあ
   るエラーの各ロケーンヨンの位置決めを行なってエラー
   の可能性のあるロケーションをマツプし、その後このマ
   ツプされたサイトのみにおける前記二次元冗長アレーを
   含む前記二次元データ・アレーにわたるベクトルに沿っ
   てエラー訂正シンドロームを計算し、前記エラー訂正シ
   ンドロームを復号してエラーを訂正し、前記二次元アレ
   ーにおける補正シンドローム段階を生成する前記段階を
   反復する段階からなることを特徴とする特許請求の範囲
   第４８項記載のエラー訂正規約。 ５０　もし特許請求の範囲第４９項の補助検査シンドロ
   ームの生成段階がエラーを表示する値を含むならば、そ
   の後前記三次元アレーの全ての二次元プレーに対して行
   および列シンドロームを生成し、その後この生成された
   シンドロームを用いて前記三次元アレーの前記二次元ア
   レーにおけるエラーの位置決を行なってこれを訂正し、
   前記の全ての二次元アレーにおける前記補助検査シンド
   ロームの段階を実行し、またもし予め定めた反復回数の
   後成功裡に復号されなかった１つ以上の二次元アレーが
   存在するならば、成功裡に復号されない前記二次元アレ
   ーにおけるエラーのサイトの位置決めを行ない、少なく
   とも前記の二次元冗長データ・アレーを含む前記の位置
   決めされたエラーサイトにおいて前記データ・アレーに
   わたりシンドロームを生成し、前記シンドロームを用い
   てエラーの位置決めおよび訂正を行ない、補助検査シン
   ドロームの前記生成段階を反復する段階を含むことを特
   徴とする特許請求の範囲第４９項記載のエラー訂正規約
   。 ５１　前記二次元データ・アレーに対する補助検査シン
   ドロームを監視し、もし１つ以上のシンドロームが前記
   三次元データ・アレーにおいて値を有するならば、エラ
   ーを表示する値を有する補助検査シンドロームを有する
   二次元アレーに対する消去釘止を行ない、補助検査シン
   ドロームを生成する前記段階を反復する段階を含むこと
   を特徴とする特許請求の範囲第５０項記載のエラー訂正
   規約。 ５２　唯一つの二次元アレーが、エラーを表示する値を
   含む補助検査シンドロームを有し、かつ一回の消去エラ
   ー訂正が行なわれることを特徴とする特許請求の範囲第
   ５１項記載のエラー訂正規約。 ５３　二次元アレーがエラーを表示する値を含む補助検
   査シンドロームを有し、二回の消去エラー訂正が行なわ
   れることを特徴とする特許請求の範囲第５１項記載のエ
   ラー訂正規約。 ５４　特許請求の範囲第５１項において生じる前記補助
   検査シンドロームがエラーを表示する値を有するならば
   、未だ成功襟に複合されない２つ以上の二次元アレーが
   存在するかどうかの監視を行ない、もしこの監視結果が
   妥当するならば、少なくとも三次元アレーのエラーを表
   示する値を含む補助検査シンドロームを有する前記二次
   元アレーを反復し、かつ特許請求の範囲第４３項の段階
   を反復することを含むことを特徴とする特許請求の範囲
   第５１項記載のエラー訂正規約。 ５５　前記反復段階が１を超える奇数回行なわれて各ビ
   ットまたはバイト毎に全ての読出しにおける過半数がと
   られるととを特徴とする特許請求の範囲第５１項記載の
   エラー訂正規約。