JPS63197123A - エラ−訂正及びチエツク装置 - 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】 以下の順序でこの発明を説明する。

Ａ　産業上の利用分野 Ｂ　発明の概要 Ｃ従来の技術 Ｄ　発明が解決しようとする問題点 Ｅ　問題点を解決するための手段（第１図）Ｆ　作用 Ｇ　実施例 Ｇ１光磁気ディスクのフォーマントの説明（第２図） Ｇ２エラー訂正及びチェック処理の説明（第１図） Ｈ発明の効果 Ａ　産業上の利用分野 この発明は、例えば光磁気ディスクのようなディスク記
録媒体からのデジタルデータ再生系に通用して好適なエ
ラー訂正及びチェック装置に関する。

Ｂ　発明の概要 この発明はマトリクス配列されたデータに対し、行方向
及び列方向にエラー訂正コードがともに生成され、その
うちの一方のエラー訂正コードの生成系列の方向とエラ
ーチェック用コードの生成系列の方向とが同じ方向であ
る場合に、エラー訂正とエラーチェックとが同時に終了
できるようにしたもので、バッファメモリよりのデータ
の読み出し回数を削減でき、データ処理時間の短縮化を
図ることができるものである。

Ｃ従来の技術 光ディスク、ハードディスク等のディスク状記録媒体に
デジタルデータを記録し再生するものが知られている。

この場合、デジタルデータは、ディスクへの記録時及び
ディスクからの再生時において発生するデータ誤りを検
出して訂正できるエラー訂正コードを構成して記録再生
するのが一般的である。

そして、通常は、所定数の情報サンプルデータについて
エラー訂正コードを形成するブロック完結型のものを用
いる場合が多い。

そして、情報データがコンピュータデータの場合等にお
いては、その情報データブロック単位でエラー訂正をし
たとしても、その情報データが本当に正しいものではな
い場合にはデータとして使用できないので、情報データ
ブロック単位でエラーチェックコードも付加され、エラ
ーがないかどうかのチェックがされる。

第４図はこのような情報データブロックの一例を示すも
ので、例えばデジタルデータはバイト単位を１個のデー
タ（ただし１情報サンプルが１バイトとは限らない）と
して取り扱うものとして、第４図に示すように、デジタ
ルデータはメモリ上において行方向にｍバイト、列方向
にｎバイトとしてマトリクス状に配し、行方向の各１行
のｍバイト（ｍ個）のデータについてそれぞれ（ｋ、　
ｍ）符号を生成してｌｃ−ｍ個のエラー検出訂正用の検
査データＣ１を付加し、また、列方向の各１列のｎバイ
）　（ｎ個）のデータについて（１，ｎ）符号を生成し
て１−ｎ個のエラー検出訂正用の検査データＣ２を付加
して積符号を構成するものである。

そして、この場合、情報データの最終行には、最終的に
この情報データブロックにエラーが存在しないか否かの
チェックを行なうためのエラーチェックコードＥＤＣが
挿入されている。このコードＥＤＣは上の行から順に下
の行に向かって、行方向に順次データを読み出して生成
されている。

このような積符号においては、先ず、各行について検査
データＣ１によるエラー訂正を行ない、次に、各列につ
いて検査データＣ２によるエラー訂正を行なう、そして
、原理的にはくり返し行なうことでエラーをすべて訂正
できる。しかし、このようにエラー訂正を限界まで行な
うとデータの信頼性が失われる。そこで、適当なくり返
し回数でエラー訂正を止め、エラーチェックコードＥＤ
Ｃによりその訂正後の情報データブロックのデータチェ
ックを行なう。

Ｄ　発明が解決しようとする問題点 ところで、このようなエラー訂正及びチェ、り処理は、
再生データを、第４図のようなマトリクス状データとし
てバッファメモリに一旦書き込んでおき、検査データＣ
１によるエラー訂正時には行方向に順次データを読み出
し、これが終了したら、列方向に順次データを読み出し
て検査データＣ２によるエラー訂正を行なう。そして、
この２つのエラー訂正をくり返し行なうことで殆んどの
エラーの訂正ができる。ここで、訂正動作としてはくり
返し行なう場合でも、検査データＣ２によるエラー訂正
を検査データＣ１によるデータにつづいて行なうことで
終了するのが一般的である。

そして、エラー訂正が終了したら、再びバッフ１メモリ
より行方向に順次データを読み出して、エラーチェック
用コードＥＤＣによりエラーチェ１．りを行なう。した
がって、このエラーチェックのため、エラー訂正終了後
に、もう一度メモリからデー・夕を読み出す必要がある
。これは、上記のようにただでさえメモリからデータを
読み出す回数の多いエラー訂正符号の場合には、処理時
間が長くなる欠点がある。

Ｅ　問題点を解決するための手段 この発明においては、複数のデータがこれを１ブロック
としてマトリクス状に配され、その各行（又は列）につ
いて第１のエラー訂正コードが生成され、その各列（又
は行ンについて第２のエラー訂正コードが生成されると
ともに第１のエラー訂正コードの生成方向と同方向に１
ブロックのデータについてエラーチェック用コードが生
成された状態のデータをストアするメモリ（すと、この
メモリ（１）から行（又は列）方向に順次データを読み
出して第１のエラー訂正コードによる訂正を行なう第１
のエラー訂正子ｆｉ　（７）　（８１（９）と、この第
１のエラー訂正に続いて必ずなされ、メモリ（１）から
列（又は行）方向に順次データを読み出して第２のエラ
ー訂正コードによる訂正を行なう第２のエラー訂正手段
（１０）　　（１１）　　（１２）と、第１のエラー訂
正時にメモリ（１）から読み出されたデータからチェッ
ク用コードを生成する手段（１３）と１．第１のエラー
訂正時に検出されたエラー値及びそのエラー位置から得
たエラー情報を上記チェック用コードに加算する手段（
８）　（１４）　　（１５）と、第２のエラー訂正時に
検出されたエラー値及びそのエラー位置から得たエラー
情報を上記チェックコードにさらに加える手段（１１）
　　（１４）　　（１５）とからなるいＦ　作用 第１のエラー訂正を行なうとき、読み出したデータはチ
ェック用コード生成にも供される。したかって、第１の
エラー訂正がすべて完了したとき、すべてのデータが読
み出されるからチェック用コードも生成される。しかし
、このときは、エラーを含んだままのデータでチェック
用コードを生成したので、チェック用コードはこのまま
では正しくない。

そこで、第１のエラー訂正時に得られたエラー位置のエ
ラー値によるエラー情報が生成したチェック用コードに
加えられる。すると、第１のエラー訂正結果のデータか
らチェックコードが生成されたのに全く等しくなる。

しかし、このチェックコードでも、未だエラーを含んで
いる場合、さらに誤訂正によるエラーを含んでいる場合
もある。これらのエラーは第２のエラー訂正時に訂正さ
れる。そして、この第２のエラー訂正時に訂正されたエ
ラーについてのエラー値及びエラー位置によるエラー情
報も、チェックコードにさらに加えられ、この第２のエ
ラー訂正後のデータからチェック用コードが生成された
のに等しくなる。

したがって、メモリからのデータの読み出しは、チェッ
ク用コード生成用には特に行なうことなく、エラー訂正
終了時にはチェックも同時に行なえ、処理時間が短くな
るものである。

Ｇ　実施例 この発明の一例を、光磁気ディスクからデータを再生す
る場合を例にとって説明する。

Ｇ１光磁気ディスクのフォーマットの説明先ず、光磁気
ディスクのフォーマットについて説明する。

この光磁気ディスクはデータが１回転当たり１トラツク
として、同志円状あるいはスパイラル状にトラックが形
成されて記録され、これより再生されるようにされる。

この光磁気ディスクの１トラツクは円周方向に等分割さ
れた複数のセクターからなっており、各セクターに、定
められた所定数のデータにエラー訂正コード、エラーチ
ェックコードが生成付加されたものが記録されている。

例えば１トランクは３２セクターとされている。

１セクタ一分は、ヘッダ部とデータ部と、ヘッダ部の後
とデータ部の後にそれぞれ設けられるギャップ部ＧＡＰ
とからなる。

ヘッダ部にはその先頭にプリアンプル信号が記録される
とともに、トラックアドレスＴＡとセクターアドレスＳ
Ａからなるアドレス信号ＡＤＤに対してエラー訂正符号
ＥＣＣが付加されたものにアドレス用同期信号ＡＳＹＮ
Ｃが付加されたものが２回くり返して記録されている。

また、データ部にはその先頭にプリアンプル信号が記録
されるとともに、その後にデータ及びそのデータに対す
るエラー訂正符号ＥＣＣその他が付加されたものが記録
される。

この場合、１セクターのデータ部に記録する単位データ
量は、コンピュータの記憶装置として用いることを考慮
して５１２バイトが標準とされる。

データ部の構造は第２図のようになっている。

すなわち、第２図の場合はデータ数がＤｏ〜Ｄ６１１ま
での５１２バイトの場合で、実際のデータとしては、こ
の５１２バイトのデータＤＯ”ＤＳＩＬの後に１６バイ
トの付加情報が付加されて行方向に４４バイト、列方向
に１２バイトとして４４Ｘ　１２＝　５２８バイトのマ
トリクス配列とされる。

すなわち、５１２バイトのデータＤｏ〜Ｄ５１１の後の
１２バイトはリザーブ領域とされ、この領域にはトラッ
クナンバー、セクターナンバー、データ識別情報等が挿
入される。そして、このリザーブ領域を含む５２４バイ
トのデータに対して行方向を生成方向としてエラーチェ
ックコードＥＤＣ（例えばリードソロモン符号を用いる
）が４バイト分生成され、付加情報の最後の４バイトの
領域に挿入される。そして、合計５２８バイトが第２図
に示すように４４Ｘ　１２としてマトリクス状に配列さ
れる。

このエラーチェックコードＥＤＣの４バイトのデータＰ
、Ｑ、Ｒ，Ｓは、例えば、 として生成される。ここで、この例の場合Ｎ−５２３で
ある。

そして、このエラーチェックコードＥＤＣの４バイト分
を含めた５２８バイトに対し、行方向の１行について４
バイト分として第１のエラー訂正コード（これは例えば
（４８，４４）リードソロモンコード）の検査データＣ
１が付加され、同様に列方向の一例について２バイトの
第２のエラー訂正コード（これは例えば（１４，１２）
リードソロモンコード）の検査データＣ２が付加される
。

以上のことから、この場合、５１２バイトのデータに、
このデータに関連する付加情報を１６バイト付加して、
５２８バイトからなるブロックを形成し、これを１２行
、４４列に並べて行方向にパリティＣ１、列方向にパリ
ティＣ２を生成付加して積符号を形成し、これをディス
クの１セクターとして記録再生ずるものである。

Ｇ２エラー訂正及びチェック処理の説明このデータブロ
ックについてのエラー訂正及びチェック処理について説
明する。

第１図はこの処理の機能ブロック図で、（１）はデータ
バッファ用のＲＡＭである。このＲＡ　Ｍ　１１）に対
する書き込み及び読み出し等のタイミングのコントロー
ルはマイクロコンピュータによりなされるが、このマイ
クロコンピュータの機能をブロック的にタイミングコン
トローラ（３）として示した。

（２）はＲＡ　Ｍ　（１）のアドレスコントローラであ
る。

ＲＡ　Ｍ　（１）のデータ入力側及びデータ出力側には
スイッチ（４）及び（５）が設けられ、タイミングコン
トローラ（３）よりの切換制御信号により切換制御され
る。

光磁気ディスクからの再生データの書き込み時は、スイ
ッチ（４）は入力ｍＡ側に切り換えられ、光磁気ディス
クから再生され、デジタル信号に復元された再生データ
が入力端（６）を通じ、このスイッチ（４）を通じてＲ
Ａ　Ｍ　（１）のデータ入力端子に供給される。この場
合、ディスクからのデータはセクターｉ位で再生が行な
われ、データは第２図に示した構造のブロックデータで
ある。そして、アドレスコントローラ（２）からの書き
込み／読み出し制御信号によりＲＡ　Ｍ　（１）は書き
込み状態になり、このコントローラ（２１からの書き込
みアドレスにより再生データがＲＡ　Ｍ　（１）に順次
書き込まれ、第２図のようなマトリクス状のブロックデ
ータがメモリ上で再現される。

こうして書き込みが完了すると、エラー訂正及びチェッ
クが行なわれるが、この例の場合、エラー訂正は、■検
査データＣ１による訂正−■検査データＣ２による訂正
の順で、これがくり返し行なわれ、最後は検査データＣ
２による訂正で終わる。そして、検査データＣ１による
訂正が上記のくり返しの回数だけ行なわれ、そのうちの
１回の（例えば最後の）検査データＣ１による訂正時に
、チェックコードの生成も同時に行なわれる。

すなわち、検査データＣ１及びＣ２によるエラー訂正に
ついて説明するに、先ず、スイッチ（４）及び（５）は
それぞれ端子Ｂ及びＢ′に接続される。そして、ＲＡＭ
（１１より第２図において行方向にデータの読み出しが
なされ、第１のシンドローム生成回路（７）において、
各行についてシンドロームが生成される。そして、エラ
ーがあるときはそのエラー位置及びエラー値が検出回路
（８）で演算される。

そして、エラー位置及びエラー値の情報はエラー訂正回
路（９）に供給されて、そのエラーデータが訂正される
。また、エラー位置のデータはアドレスコントローラ（
２）に供給される。そして、このアドレスコントローラ
（２）よりのアドレス信号によりＲＡ　Ｍ　（１）の各
行の検出されたエラーデータがエラー訂正回路（９）よ
りの訂正された正しいデータに書き換えられる。

この検査データＣ１による訂正が終了すると、検査デー
タＣ２により、エラーの訂正が行なわれる。すなわち、
スイッチ（４）及び（５）は端子Ｃ及びＣ′に接続され
る。そして、ＲＡ　Ｍ　（１）より第２図において列方
向にデータの読み出しがなされ、第２のシンドローム生
成回路（１０）において、各列についてシンドロームが
生成される。そして、エラーがあるときはそのエラー位
置及びエラー値が検出回路（１１）で演算される。この
とき、検査データＣ１による訂正時に訂正できなかった
行についてのエラーフラグを参照してもよい。

エラー位置及びエラー値の情報はエラー訂正回路（１２
）に供給されて、そのエラーデータが訂正される。また
、エラー位置の情報はアドレスコントローラ（２）に供
給され、このアドレスコントローラ（２）の制御により
ＲＡ　Ｍ　（１）の各列の検出されたエラーデータがエ
ラー訂正回路（１２）よりの訂正された正しいデータに
書き換えられる。

以上の検査データＣ４による訂正と検査データＣ２によ
る訂正とが所定回数くり返される。そして、この例では
検査データＣ１及びＣ２による訂正の最後のくり返し時
に、チェックコードの生成も同時になされる。

すなわち、先ず、検査データＣ１による訂正にあたって
、スイッチ（４）及び（５）が端子Ｂ及びＢ′に接続さ
れ、ＲＡ　Ｍ　（１）より第２図上、行方向にデータが
読み出され、第１のシンドローム生成回路（７）に供給
される。このとき、同時にＲＡ　Ｍ　（１）より読み出
されたデータはチェックコード生成回路（１３）に供給
される。そして、前述した各行についてのエラー訂正動
作をなすとき、チェックコードの生成の演算が徐々にな
されることになる。そして、ＲＡ　Ｍ　（１）よりバイ
トデータがすべて読み出されたときチェックコ・−ド生
成が終了するが、このチェックコードは、検査データＣ
Ｌによる訂正の前のデータであるので、エラーを包含す
る場合がある。

すなわち、正しいチェックコードをＷｌ　（ｉ番目まで
のバイトデータにより生成したもの）としたとき、実際
のものは、 ＷＩ’　＝　α’ｅｊ　＋　ａ’ｔ３ｋ　＋　１゜１．
。ＦＷ＋と表わされる。ただし、ｊ、　　ｋ・・・・は
エラー位置、ｅＪ＊ｅｋ・・・・はエラー値をそれぞれ
示している。

Ｗ＋’に含まれるαＪ　ｏ　、、α５ｃｅｋを求め、こ
れをＷ＋’に付加すればαｊ６Ｊ＋ｃｒ’ｅＪ　＝　Ｏ
（ｍｏｄ、２　）（他も同様）であるから、ｗｌ’＝ｗ
、となり、正しいチェックコードが得られる 以上のことから、この場合、次のようにして正しいチェ
ックコードが得られるようにされる。

すなわち、この検査データＣ１による訂正時、検出回路
（８）で検出されたエラーデータの位置及びエラー値の
情報は、エラー位置及びエラー値チ二ンジ回路（１４）
に供給され、この回路（１４）ではチェックコード生成
用に適するエラー位置及びエラー値の情報に変換される
。すなわち、行方向の一行についてのエラー位置の情報
がＤ１〜Ｄ５２８までの通し番号による位置の情報に変
換され、この位置の情報とエラー値から、前述したエラ
ー情報αＪｅ、１αｋｅｋ・・・・が演算される。そし
て、このエラー情報が加算回路（１５）に供給され、チ
ェックコード生成用路（１３）よりのチェックコードに
加算される。この加算回路（１５）ではａ＋ｏｄ、２の
加算がなされて、前述したようにして含まれていたエラ
ーの消去がなされたことになり、検査データＣ１により
訂正された後のデータからチェックコードが生成された
ことになる。

次に、検査データＣ２によるエラー訂正がなされるが、
このときの検出回路（１１）において検出されたエラー
位置及びエラー値の情報はチェンジ回路（１４）に供給
され、前記と同様にチェックコード用に変換されたエラ
ー位置及びエラー値の情報からエラー情報が形成され、
これが加算回路（１５）に供給されて、前記と同様にし
て含まれていたエラーの消去がなされ、検査データＣ２
により訂正された後のデータからチェックコードが生成
されたものに等しくなる。

このチェックコードはチェック回路（１６）に供給され
、エラーがなくなったかどうかチェックされる。そして
、チェック結果の信号はバンファアンプ（いわゆるスリ
ーステートバッファ）　　（１７）のイネーブル端子に
供給され、エラーがなければこのアンプ（１７）をイネ
ーブルとし、エラーが残っていればこのアンプ（１７）
をディスエーブルとする。

こうして、エラー訂正及びチェックが終了した後、スイ
ッチ（５）が端子Ａ′に接続され、ＲＡ　Ｍ　（１１よ
り訂正後のデータが読み出される。しかし、前記のよう
に、チェックの結果、エラーが残留していれば、そのデ
ータはバンファアンプ（１７）を通ることはできず、出
力端（１日）には得られず、エラーのないデータブロッ
クのみが出力端（１８）に得られるものである。

なお、チェック回路（１６）の出力に基づいてＲＡ　Ｍ
　１１）より訂正されたデータの読み出しを行なわない
ようにしてもよい。

第３図は以上のエラー訂正及びチェック動作のフローチ
ャートで、これは検査データＣ１と０２による訂正を１
回行なう場合の例である。

なお、上記の例において、１回目の検査データＣ１によ
るエラー訂正時に、同時にチェックコードの生成を行な
い、そのとき得られたエラー値をそのチェックコードに
加算しておき、次に、２回目の検査データＣ１によるエ
ラー訂正時には、チェックコードの生成は行なわず、そ
のとき得られたエラー値をさらに加算するようにしても
よい。

もちろん、検査データＣ２によるエラー訂正時に得られ
たエラー位置及びエラー値から得たエラー情報も、チェ
ックコードに加算される。

なお、上記の例では行方向の検査データＣ１と列方向の
検査データＣ２との繰返えし訂正の最後の訂正時に同時
にチェックをなすようにした。しかし、この発明は、行
方向の検査データＣ１による最初の訂正時に同時にチェ
ックコードを生成、あるいは最後でない途中の１回のく
り返し時の検査データＣ１による訂正時にチェックコー
ドを生成してもよく、いずれの場合においてもチェック
コードを生成した後は、その生成と同時の検査データＣ
１の訂正時に検出されたエラー位置とエラー値から得た
エラー情報を加算するのはもちろんのこと、その後の検
査データＣ１及びＣ２によるエラー訂正時に検出された
エラー位置及びエラー値から得たエラー情報を加算する
ものである。

なお、エラーチェック用コードは上記のようなコードに
限られるものではなく、例えばＣＲＣコードその他のエ
ラー検出コードを使用することができる。

〔発明の効果〕

この発明によればマトリクス配列のデータの行方向及び
列方向にエラー訂正コードが生成されており、かつ、そ
の＝一方のエラー訂正コードの生成方向と同方向にエラ
ーヂエック用コードが生成されている場合に、その生成
方向が同一のエラー訂正コードによる生成時に同時にチ
ェック用コードを生成し、後で、訂正時に検出されたエ
ラー位置のエラー値を生成したチェック用コードに加え
ることで、チェック用コードをエラー訂正後にデータを
メモリから読み出して生成したのと同様にしたことによ
り、メモリからのデータの読み出し回数をチェック動作
のための１回分減らすことができる。このため、データ
処理スピードを速くすることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例のブロック図、第２図はデ
ータブロックの構造の一例を説明するための図、第３図
はエラー訂正及びチェック動作のフローチャート、第４
図はデータブロック構造の一例としての積符号を説明す
るための図である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ａ）複数のデータがこれを１ブロックとしてマトリクス
   状に配され、その各行（又は列）について第１のエラー
   訂正コードが生成され、その各列（又は行）について第
   ２のエラー訂正コードが生成されるとともに上記第１の
   エラー訂正コードの生成方向と同方向に上記１ブロック
   のデータについてエラーチェック用コードが生成された
   状態のデータをストアするメモリと、 ｂ）このメモリから行（又は列）方向に順次データを読
   み出して上記第１のエラー訂正コードによる訂正を行な
   う第１のエラー訂正手段と、 ｃ）この第１のエラー訂正に続いて必ずなされ、上記メ
   モリから列（又は行）方向に順次データを読み出して上
   記第２のエラー訂正コードによる訂正を行なう第２のエ
   ラー訂正手段と、 ｄ）上記第１のエラー訂正時に上記メモリから読み出さ
   れたデータからチェック用コードを生成する手段と、 ｅ）上記第１のエラー訂正時に検出されたエラー値及び
   そのエラー位置から得たエラー情報を上記チェック用コ
   ードに加算する手段と、 ｆ）上記第２のエラー訂正時に検出されたエラー値及び
   そのエラー位置から得たエラー情報を上記チェック用コ
   ードにさらに加える手段とからなるエラー訂正及びチェ
   ック装置。