JPS62246180A - 誤り訂正方式 - 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、符号化効率を維持したまま訂正能力を向上
させた誤り訂正方式に関する。

〔従来の技術〕

一般に、光デイスク装置においては、磁気ディスクと比
較してディスク媒体の信頼性が低いため、従来から強力
な誤り訂正符号の採用などによって、データの信頼性を
高めている。特にコンピュータの補助記憶などの用途に
は、１０−　’　！以下のピットエラーレートが要求さ
れるため、連接符号や２重す−ドソロモン符号（Ｒｅｅ
ｄ−５ｏｌｏｍｏｎ　Ｃｏｄｅ）のような積符号が用い
られ、更に消失訂正法が併用されている。

次に第６図を参照しながら、前記積符号について説明す
る。図において、ｋ、Ｘｋ、の部分が元の情報データで
あり、ｋ２個に分けられたｖＩｔＩｌ、ｉｉ１位に対し
てｍ７個の検査ディシフトを付カロし、所定のアルゴリ
ズムによって（ｎ　！、　　ｋ　り符号が形成される。

これを０重符号と呼ぶ。次にに１個の情報単位に対して
、ｍ１個の検査ディジットを付加して（ｎ　ｌ＋　　ｋ
　ｌ：＋符号、すなわちＣ４符号が形成される。一般に
Ｃ，、Ｃ，符号を、それぞれ内部符号及び外部符号と称
する。そして内部符号にはＢＣＨ符号やリードソロモン
符号、あるいは誤りの検出のみを行うＣＲＣが用いられ
、外部符号にはリードソロモン符号が用いられることが
多い。

このような積符号の復号方法を第７図に基づいて説明す
る。まずＣ１符号復号回路１によって内部符号であるＣ
１符号が復号される。この復号時点において０重符号に
訂正不可能な誤りがあれば、誤りが発生した行にポイン
タをたてるｏｎｚ行データの復号が終了した後、ディン
クーリーブ回路２によってデータは配列が変換され、外
部符号であるＣ２符号の復号回路３に入力される。この
Ｃ２符号復号回路３では前記ＣＩ符号復号回路１でたて
られたポインタを参照して誤り訂正を実行する。

次にこのポインタを用いた誤り訂正について説明する。

説明の都合と、外部符号たるＣ２符号は（１８，１６，
３）リードソロモン符号とすると、シンドロームは＋１
１弐のように求められる。

ここで、ｒｉ　は受信データ列を表し、α６ＣＦ（２＠
）とする。

ポインタを用いない場合、この符号では１符号語あたり
、１個までの誤りを訂正することができ、誤り位置をｉ
、誤りパターンをｅ、とすると、で与えられる。

次にポインタを参照する場合は、２バイトまでの誤りを
訂正することができる。すなわち誤り位置をｉ、ｊ、誤
りパターンをｅｉ　＋　　ｅ　；とすると、ポインタに
よってα“、αＪはわかっているから、次の（３）式が
得られる。

この（３）式より、ｅｉ、　　ｅＪを求めると、・・・
・・・・・・・・・（４） となる。

〔発明が解決しようとする問題点〕

このように誤り訂正符号を２重化してポインタを利用す
る消失訂正法を利用すると、誤り訂正能力を高めること
ができる。

しかし、誤り訂正符号を２重に用いるため、符号化効率
が悪くなり、例えば５１２バイ）　（３２Ｘ１６バイト
）の情報データに１重訂正リードソロモン符号を２重に
施したとすると、符号の冗長度は１００／　（５１２＋
　１００）　−０，１６となる。一方、該訂正符号を１
重に施した場合は、符号の冗長度は３２／　（５１２＋
３２）　−０，０６と低くなるが、訂正能力は誤り訂正
符号を２重化した積符号に比較して劣る。

以上のように従来用いられている誤り訂正方式において
は、積符号を用いた場合、訂正能力は高いが符号化効率
が悪い。一方、１重の訂正符号を用いた場合は、符号化
効率は良いが訂正能力が低いという問題点があった。

本発明は、従来の誤り訂正方式における上記問題点を解
決するためになされたもので、１重の訂正符号を用い符
号化効率を高く維持したまま、訂正能力を向上させるこ
との可能な誤り訂正方式を提供することを目的とする。

〔問題点を解決するための手段及び作用〕上記問題点を
解決するため、本発明は、受信データの形式をある形式
から他の形式に変換して記録媒体へ書き込むための信号
を形成し且つ該信号を復調する変復調器と、該変復調器
の復調出力データに誤り訂正を施す誤り訂正回路とを含
む情報記録装置において、前記変復調器の復調出力デー
タがデータ形式の本来の規則から逸脱しているときに、
規則から逸脱したデータのアドレスにボインクをたてる
手段と、前記誤り訂正回路において前記ポインタ情報を
検知し、誤り訂正実行時に前記ポインタ情報をエラー情
報として参照する手段とを備え、該エラー情報に基づい
て誤り訂正を実行するように構成するものである。

このように誤り訂正方式を構成することにより、復調時
のエラー情報をポインタとして利用し、本来の誤り訂正
符号の能力を越えた訂正能力で誤り訂正を実行すること
が可能となる。したがって、１重の誤り訂正符号を用い
て高符号化効率を保持したまま、訂正能力の向上を計る
ことができる。

〔実施例〕

以下実施例について説明する。第１図は、本発明に係る
誤り訂正方式を適用する光デイスク装置の一構成例を示
すブロック図である。図において、１０はデータを書き
込むためのディスクドライブ、１１は該ディスクドライ
ブＩＯに書き込むためのデータを変調し、また該ディス
クドライブ１０より読み出したデータを復調する変復調
回路、１２はセクタバッファで、ｌセクタ分のデータを
格納しておくためのメモリである。１３はデータに検査
バイトを付加する誤り訂正回路、１４はトラックバッフ
ァで、１トラック分のデータを格納しておくためのバッ
ファメモリである。１５はインターフェース回路、１６
はエラー検出回路、１７は光デイスクコントローラ、１
日はデータバスである。

このような構成の光デイスク装置において、データ書き
込み時は、データバス１日上のデータは、ホストコンピ
ュータとのインターフェース回路１５を経て、トランク
バッファ１４内に１トラック分のデータが書き込み格納
される。トラックバッファ１４内のデータは誤り訂正回
路１３によって検査バイトが付加され、セクタバッファ
１２に書き込まれる。

セクタバッファ１２内のデータは、変復調回路１１によ
って変調を施された後、光デイスクドライブ１０に書き
込まれる。

読み出し時は書き込み時と逆の経路をとる。すなわち、
光デイスクドライブ１０から読み出されたデータは、変
復調回路１１によって復調されセクタバッファ１２に書
き込まれる。セクタバッファ１２内のデータは誤り訂正
回路１３に読み出され、該訂正回路１３で誤りを訂正さ
れた後、トラックバッファ１４に書き込まれる。トラッ
クバッファ１４内のデータは、ホストコンピュータのイ
ンターフェース回路１５を経て、データバス１８上に出
力される。以上の動作の制御はすべて、光デイスクコン
トローラ１７が行う。

ところで以上のような動作をする光デイスク装置におい
て、エラー検出回路１６は次のように機能する。データ
読み出し時における復調の際、エラー検出回路１６は変
復調規則に則っていないデータを検出し、当該データの
発生アドレスにポインタをたてる。一方、誤り訂正回路
１３はセクタバッファ１２からデータを読み出すと共に
、エラー検出回路１６内にたてられたエラーポインタを
参照し、エラー発生アドレスを知ることによって、本来
の誤り訂正符号能力を越えた訂正能力をもって誤り訂正
を実行するようになっている。

次に本実施例で用いる変調方式及び具体的な誤り訂正方
式について説明する。本実施例では、変調方式としてＭ
２変ＵＲ（門ｏｄｉｆｉｅｄ　Ｊｌｌｅｒ変！ＩＮ）を
用いる。ｙｔ変調は２進データを直流成分を含まない２
進波形に符号化するもので、次の変調規則に従うもので
ある（米国特許第４０２７３３５号明細書参照）。

（１１ビットセルの中央にデータビットを置く。

（２）現在のビットセルにも、直前のビットセルにもデ
ータがないとき、現在のビットセルの先頭にクロックビ
ットを置く。

（３）　ビット　０°の後にデータビットが偶数個連続
し、且つそのビット　“０°の時点での累積電荷がＯで
ないとき、最後のデータビットを取り去る。

第２図にがかるＭ２変調データのビットパターンの例を
示す。第２図中のＭ２変調データにおける破線のパルス
は、上記変調規則（３）によって除去されたパルスを示
す。このパルスを除去することによって、Ｍ２変調では
累積電荷は図示のように、±３／２・Ｔを越えることは
ない。したがって累積電荷が±３／２・Ｔを越えるとき
には、変調規則に従わないデータが発生したとして、エ
ラーとみなしてよい。なお、第２図においてＮＲＺは復
調データを示す。

第３図にエラー検出回路１６の構成を示す。変復調回路
１１側からエラー検出回路１６への入力は、クロックφ
１．φ２とデータ信号りとであり、それぞれ信号ｍ３０
．３１及び信号線３２を経て入力される。

第４図に示すように、クロックφ１はデータのビットセ
ルの長さに等しいｌｉ１期をもっており、ピッ゛トセル
の始めで立ち上がり、ビットセルの長さの１／２より短
いパルス幅で立ち下がるものである。

クロンクφオは、クロックφ１に対してビットセルの１
／２のディレィをもっている以外は、クロックφ、と同
様である。そして、これらのクロックφ１．φ２はＯＲ
ゲート４２に入力されている。復調人力信号りはＮＲＺ
形式であり、カウンタ３３のＵ／Ｄ端子に入力される。

カウンタ３３はＯＲゲート４２によって生成されるクロ
ックφ１とφ２の論理和によって、カウントアツプ又は
カウントダウンされる。すなわちカウンタ３３には予め
°７°がロードされており、入力信号りが°１°のとき
、信号線４３を介してクロックが入力されると、７から
カウントダウンされ、７−・６−５−・・・・・・・・
とカウント（直は減少する。また入力信号りが“０°の
ときにクロックが入力されると、カウントアンプされ、
７→８−９→・・・・、９・・とカウント値は増加する
。カウンタ３３のカウント値はコンパレータ３４及び３
５に入力され、各コンパレータ３４．３５の設定値゛１
１°及び３′　と比較される。ここで、７を初期値とし
てカウンタ値が３より小さくなること、または１１より
大きくなることは、すなわち累積電荷が±３／２・Ｔの
範囲外となり、エラーが発生したことを意味する。

第４図の破線の丸印で囲んだデータがＭｚ変調の変調規
則外のデータであり、累積電荷は±３／２・Ｔを越えて
いる。このように累積電荷が範囲外となったときコンパ
レータ３４又は３５から出力されるエラー検出信号は、
信号線４４又は４５を介してゲート４６で論理和が生成
された後、ＲＡ　Ｍ４１のライトイネーブル信号となる
。これによりＲＡＭ４１にはエラーが発生したアドレス
に°Ｆ°が書き込まれる。またカウンタ３３は初期値７
にリセットされる。

カウンタ３６．３７．３９．４７及びコンパレータ３８
は、エラー発生のアドレスを生成するためのものである
。カウンタ３６．３１で符号語数分くこの実施例では１
６）カウントする。符号語数をカウントしたか否かをコ
ンパレータ３８で判断し、符号語数カウントしたら、カ
ウンタ３６．３７をクリアすると共にカウンタ３９．４
７をインクリメントする。以後カウンタ３９．４７はカ
ウンタ３６．３７が符号語数だけカウントする毎にイン
クリメントされる。エラーが発生したときのカウンタ３
９．４１の値がエラー発生のアドレスを表し、セレクタ
４０を介してエラー情報格納用ＲＡ　Ｍ４１に入力され
る。

一方、誤り訂正回路１３側からエラー検出回路１６への
入力信号は、ＲＡＭ４１へのアウトプットイネーブル信
号σ１とアドレスＡ０〜Ａ、とセレクタ４０のセレクト
信号ＳＥＬであり、それぞれ信号線４８゜４９及び信号
線５０を介して入力される。これらの信号はいずれも誤
り訂正回路側から、エラー情報格納用のＲＡ　Ｍ４１を
読み出すための信号であり、ＲＡ　Ｍ４１の内容は、セ
レクト信号ＳＥＬを誤り訂正回路１３から信号ｖＡ４９
を介して入力されるアドレスが選択されるように設定し
、アウトプットイネーブル信号σ下をアクティブにする
ことによって、信号線５１に出力される。

次に本実施例における誤り訂正符号について説明する。

本実施例では、第５図に示すように、５１２バイトの情
報データに対して検査バイトとして３２バイトを付加し
た（３４．３２．　３）リードソロモン符号を用いる。

第５図において、１６　Ｘ　３２バイトの部分が情報バ
イトを表し、１６×２バイトの部分が検査バイトを表し
ている。この符号では、パリティ検査行列は次に示す（
５）弐のように書き表される。

ここでαは、有限体ＣＦ（２）上の既約多項式Ｆ（ｘ）
＝０の解で、α９ＣＦ（２＠）である。

今、受信データ列を、 Ｒ＝（ｒｏ＋　　　ｒｌｌ　・・・・・・　ｒコ３）　
　　　　・・・・・・・・（６）とすると、（７）式で
示す２個のシンドロームが生成される。

次に、訂正の基本的アルゴリズムを説明する。

〔１〕誤りがない場合 ５ｏ−３１”Ｏ・・・・・・・・（８）〔２〕誤りが一
個の場合 Ｓ、≠０．　３１　＃Ｏ・・・・・・・・（９）誤り位
置をｉ、誤りパターンをｅ、とすると、次式（１０）が
得られる。

Ｓｏ　＝（１，、Ｓ＋　＝α’ｅｉ　　・＝・・・・・
・＜１０）よってこの（１０）式より、誤り位Ｗｉと誤
りパターンｅｉは（１１）式で与えられる。

α’　＝Ｓ＋／Ｓｏ　、　　ｆ３＋　＝Ｓｏ　　・−・
・・”・＜１１＞このように距離３のリードソロモン符
号では、１個までの誤りを訂正することができる。

今、誤りが２つあって、その誤り位置がエラー検出回路
１６によって与えられているとすると、その誤り位置を
ｉ、ｊ、誤りパターンを８ｉ、１７とおけば、シンドロ
ームは（１２）式のようになる。

α・、α−はエラー検出回路１６によって与えられてい
るから、（１２）式を誤りパターンｅＩ＋　　ｅＪにつ
いて解くと、 ・・・・・・・・・（１３） となる。

以上説明したように、復調回路に若干のハードウェアを
設け、復調時のエラー情報をポインタとして、誤り訂正
で利用することにより、１つまでの誤りが訂正できる誤
り訂正符号に、２重誤り訂正の能力をもたせることがで
きる。

本発明は、上記実施例で述べたような１重訂正リードソ
ロモン符号を用いる場合への適用に限るものではなく、
更に多くの誤りを訂正できる符号を用いる場合にも同様
に適用することができる。

例えば、次の（１４）式のようなパリティ検査行列をも
っている誤り訂正符号であれば、ポインタを用いない場
合は２個まで、ポインタを用いた場合は４個までの誤り
を訂正することができる。

ここで１ｒ９ＣＦ（２’）、ｎ≦２”−１である。受信
データ列を、 ｐ＝（ｒｏ＋　　ｒｌ、”・−ｒｌｌ−１）−＋＋＋−
＋−（１５）とすると、シンドロームは、 ・・・・・・・・・・・（１６） で定義される。次に訂正のアルゴリズムについて説明す
る。

（１）誤りが１個の場合 先の実施例と同様に（１１）式で誤り位置と誤りパター
ンが与えられる。

〔２〕誤りが２個の場合 エラーロケーション多項式を、 ｘ２＋σＩｘ　＋　ｅ、　＝　Ｏ−−−Ａｌｌ＞とする
、ここで、 σ＋　　＝（Ｓ＋Ｓ、＋５ｏＳｔ）／（ＳｏＳｚ＋Ｓ＋
”）・・・・・・・（１８） σｏ＝（Ｓ＋Ｓｚ＋Ｓｚ”）／（Ｓ＋＋Ｓｔ＋Ｓ＋”）
・・・・・・・（１９） である、ここで、 Ｘ−σＩｙ・・・・・・・（２０） とおくと、（１７）式は、 ｙ”＋ｙ＋σ０／σ、′＝０・・・・・・・（２１）と
なる。（２１）式の解はσ。／σ１′の値から容易に求
めることができ、これと（２０）式から求めた（１７）
式の解をα・とすると、“１−σ１＋α゛・・・・・・
・（２２）ｅ、＝（αｊｓｏ十ｓ＋）／（α“＋α））
・・・・・・・（２３） ｅＪ　＝（α’ｓｏ＋ｓ＋）／（α′＋αつ・・・・・
・・（２４） となる。

次に、エラー検出回路１６からのエラー情報をポインタ
として利用した場合について説明する。この場合、４個
までの誤りを訂正することができ、娯り位置をｉ、ｊ、
に、ｌ、誤りパターンをｅｉ。

ｅｊ＋　　ｅｋｒ　　ｅｔ　とおくと、シンドロームは
、・・・・・・・（２５） となる。α“、αＪ、α１．α１はポインタによって与
えられているから、誤りパターンｅ、、ｅＪ、ｅｋ。

ｅｌについて（２５）式を解いて、 ・・・・・・・（２６） を得ればよい。誤りが３個のときは、（２５）式におい
てｅ、＝Ｑとおいて、４個のときと同様にして求めるこ
とができる。

〔発明の効果〕

以上実施例に基づいて説明したように、本発明によれば
、復調時のエラー信号をポインタとして利用することに
より、積符号でない１重の訂正符号に従来の積符号と同
等の訂正能力をもたせることができ、したがって誤り訂
正符号の符号効率を低下させることなく、誤り訂正能力
を向上させることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明に係る誤り訂正方式を適用した光デイ
スク装置の一構成例を示すブロック図、第２図は、第１
図に示した装置の変復調回路によるＭ２変調データのピ
ントパターン例と復ｔｌｌＮＲＺデータ信号とを示す図
、第３図は、第１図に示した装置のエラー検出回路の構
成を示す図、第４図は、エラー検出回路への９加信号例
を示す図、第５図は、本実施例の誤り訂正符号の説明図
、第６図は、積符号の説明図、第７図は、積符号の復号
方法の説明図である。 特許出願人　オリンパス光学工業株式会社第１図 第２図 データ　Ｉｔ　ｌ　　１１０１　ｉｔ　１：０ＩＯＩ　
　ＩＩ　１１０＋１　１０１第６図 ’ｒｎ

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）受信データの形式をある形式から他の形式に変換
   して記録媒体へ書き込むための信号を形成し且つ該信号
   を復調する変復調器と、該変復調器の復調出力データに
   誤り訂正を施す誤り訂正回路とを含む情報記録装置にお
   いて、前記変復調器の復調出力データがデータ形式の本
   来の規則から逸脱しているときに、規則から逸脱したデ
   ータのアドレスにポインタをたてる手段と、前記誤り訂
   正回路において前記ポインタ情報を検知し、誤り訂正実
   行時に前記ポインタ情報をエラー情報として参照する手
   段とを備え、該エラー情報に基づいて誤り訂正を実行す
   るようにしたことを特徴とする誤り訂正方式。
2. （２）前記変復調器はＭ＾２（Ｍｏｄｉｆｉｅｄ　Ｍｉ
   ｌｌｅｒ）変調の変復調回路で構成され、復調出力デー
   タの累積電荷が±３／２・Ｔ（但しＴは受信データのビ
   ットセル周期に対応した電荷量）を越えたとき、当該出
   力データのアドレスにポインタをたてるようにしたこと
   を特徴とする特許請求の範囲第１項記載の誤り訂正方式
   。