JPS6345922A - 誤り訂正方法 - 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、記録媒体に情報を符号化して記録すると共
に、その符号化して記録された情報を復号化するにあた
っての誤り訂正方法に関する。

〔従来の技術〕

このような誤り訂正方法として、例えばリード・ソロモ
ン符号による２重符号化された誤り訂正符号を用いるも
のが既に実用に供されている。このリード・ソロモン符
号による２重符号化の従来例を第５図を参照して説明す
る。

第５図において、１１は情報ワード群、１２は第１の検
査ワード群、１３は第２の検査ワード群である。

符号化は、まず、図中の縦方向のｍ個の情報ワードＤＩ
ｌ＋　Ｄｚ＋＋　’−−−−−’−”　ＤＩｌｌに対し
て第１の検査ワードＰＩＩ＋　Ｐ２１＋　ｐ３□Ｐ４１
を生成して付加する。このｍ個の情報ワード及び４個の
第１の検査ワードから成るデータ列をＣ２符号系列とす
る。同様な操作をｎ列まで行なってＣ２符号化を完了す
る。次に、図中のななめ右下方向のｎ個の情報ワードＤ
＋＋＋１１ｔｚｌ”’−−−’−’　Ｄｎｎに対して第
２の検査ワードＱｎ＋ｌ＋１＋ｏｎ＋！＋Ｚ＋　Ｑｎや
３＋　３＋　Ｑｎ＋４＋　４を生成して付加する。

このｎ個の情報ワード及び４個の第２の検査ワードから
成るデータ列をＣＩ符号系列とする。同様な操作を（ｍ
＋４）回、各ななめ右下方向に関して行ないＣ１符号化
を完了する。ただし、このＣ１符号化において（ｍ＋４
）行目を越える場合は、１行目に戻って続行されるもの
とする。このＣ１符号系列中の各ワードは、それぞれ異
なるＣ２符号系列に含まれるワードであり、これにより
Ｃ１符号化、Ｃ２符号化の間にインターリーブ操作が施
されたことになる。以上により、記録媒体に記録すべき
データの１つのまとまった単位（以下セクタと呼ぶ）を
構成する。ここで、第５図中の各行はブロックと呼ばれ
る。したがって、第５図においては（ｍ＋４）ブロック
より１セクタが構成されている。

記録においては１ブロツクから＜ｍ＋４）ブロックまで
順次実行される。この１つのブロック中の各ワードは、
それぞれ異なるＣ１符号系列に含まれるワードであり、
かつそれぞれ異なるＣ２符号系列に含まれるワードであ
る。したがって、Ｃ１符号化と記録の間に２度目のイン
ターリーブ操作が施されたことになる。この様子を第６
図に示す。第６図において、２１はＣ１符号化方向、２
２はＣ２符号化方向、２３は記録方向を示す。

復号においては、まず２度目のインターリーブに対応す
るデ・インターリーブを行い、Ｃ１符号系列で誤り検出
、誤り訂正を行なった後、１度目のインターリーブに対
応するデ・インターリーブを行ない、Ｃ２符号系列で誤
り訂正を行なう。ここで、Ｃ１符号系列、Ｃ２符号系列
ともに最小距離５のリードソロモン符号を用いているの
で、それぞれ独立に２個までの誤り位置が不明な誤り（
以下誤りと呼ぶ）を訂正できる。すなわち、Ｃ１符号系
列の復号（以下Ｃ１復号と呼ぶ）では誤りが２個までな
ら誤り訂正が行われ、誤りが３個以上ならそのＣＩ符号
系列に含まれる（ｍ＋４）個のワードにフラグが付加さ
れる。また、Ｃ２符号系列の復号（以下Ｃ２復号と呼ぶ
）では誤りが２個までなら誤り訂正が行われ、そのＣ２
符号系列中の（ｍ＋４）個のワードに誤りが３個以上か
つＣ１復号で付加されたフラグの数が４個以下であれば
消失訂正が行われる。

〔発明が解決しようとする問題点〕

上述した誤り訂正方法によれば、Ｃ１符号化と記録との
間にインターリーブ操作が施されるので、Ｃ１符号化方
向と記録方向とを一致させる場合に比べ、バースト誤り
に対する誤り訂正の確率を低くできるという利点がある
。しかし、同期はずれ等で１ブロック全体が誤ってしま
ったブロックがセクタ内に３ブロツクあると、もはや訂
正不能になるという問題がある。第７図は、連続した３
ブロツクがバースト誤りである場合を示したもので、３
１はバースト誤りの方向を、３２はＣ１復号で訂正でき
た誤りを、３３はＣ１復号で付加したフラグを、３４は
Ｃ２復号で訂正できた誤りを、３４はＣ１復号でもＣ２
復号でも訂正不能であった誤りをそれぞれ示している。

このような場合には、Ｃ１復号で付加したフラグの数が
５個以上となるため、Ｃ２復号で消失訂正もできなくな
ってこのバースト誤りのほとんどが訂正不能となってし
まう。

この発明は、このような従来の問題点に着目してなされ
たもので、誤り訂正の確率を低くでき、しかもバースト
誤りに対する訂正能力を向上できると共に、誤り訂正を
効率良く短時間でできる誤り訂正方法を提供することを
目的とする。

〔問題点を解決するための手段および作用〕上記目的を
達成するため、この発明では、第１の配列状態における
複数の情報ワードとこれら情報ワードに対して生成した
第１の検査ワードとにより第１の符号系列を形成すると
共に、それぞれ異なる前記第１の符号系列に含まれる複
数の情報ワードおよび複数の第１の検査ワードから成る
第２の配列状態における複数の情報ワードおよび複数の
第１の検査ワードと、これら複数の情報ワードおよび複
数の第１の検査ワードに対して生成した第２の検査ワー
ドとにより第２の符号系列を形成し、 更にそれぞれ異なる前記第１の符号系列に含まれ、かつ
それぞれ異なる前記第２の符号系列に含まれる複数の情
報ワード、複数の第１の検査ワードおよび複数の第２の
検査ワードより成る第３の配列状態を形成してこの第３
の配列状態をもってセクタ単位で記録するようにし、 Ｄｉ生時においてはセクタ単位での復号結果に対して再
度復号を行うと共に、その順次の復号結果に含まれる訂
正不能な前記第１の符号系列の数の比較に基いて復号を
打切る。

〔実施例〕

この発明の一実施例を第５図に示した誤り訂正符号に適
用した場合について説明する。

前述したように、第５図に示した誤り訂正符号は、能力
としてはＣ１復号、Ｃ２復号ともに２個までの誤り訂正
と４個までの消失訂正が可能であるがこの実施例では消
失訂正は行なわないものとす。

第１図及び第２図は、この実施例の復号のフローチャー
トを示すもので、第１図は復号全体のフローチャートを
、第２図は第１図に示すＣ２復号における１符号系列の
復号を示すフローチャートである。以下、第１図及び第
２図によって復号の順次の工程を説明するが、この復号
はセクタパ・ノファなる格納場所に格納されたデータに
対して行なわれる。なお、２度のインターリーブは特に
説明しないが、Ｃ１復号、Ｃ２復号で、それぞれＣ１符
号系列、Ｃ２符号系列を抽出する際に行わさているもの
とする。

（１）記録媒体から読み取ったデータをセクタバッファ
に格納する。

（２）前回の復号時における１セクタ内の訂正不能なＣ
２符号系列の数（以下前訂正不能Ｃ２符号系列数と呼ぶ
）をＮ１としてＣ２符号系列の総数ｎを代入する。

（３）セクタ内の訂正不能なワードの有無を示す訂正不
能フラグを零とする。

（４）今回の復号時におけるｌセクタ内の訂正不能なＣ
２符号系列の数（以下訂正不能Ｃ２符号系列数と呼ぶ）
をＮ２として零を代入する。

（５１Ｃ１復号を行なう。このＣ１復号においては、（
ｍ＋４）個のＣＩ符号系列を順次セクタバッファから抽
出し、誤りが１個か２個であると判断されたら誤り訂正
を行ない、その結果をセクタハソファに戻す。それ以外
の場合は、何もせすそのままセクタパソソアに戻す。

ｆｆ１ｌ　ｅ　２復−士を行なう。このＣ２復号におい
ては、ｎ個の０２符す系列を順次セクタバッファから抽
出し、誤りが１個か２個であると判断されたら誤り訂正
を層ｊない、その結果をセクタバッファに戻す。

また、誤りなしの場合は、そのままセクタバッファに戻
す。更に、誤りが３個以上あり訂正不能と判断されたら
、第２図に示すように、訂正不能フラグを１として訂正
不能Ｃ２符号系列数Ｎ２を１だけ増加させてそのままセ
クタバッファに戻す。

（７）訂正不能フラグが０であれば、そのセクタは復号
できたと判断し終了する。訂正不能フラグが１と判断さ
れたら、訂正不能な誤り有りとして次の（８）へ進む。

（８）訂正不能Ｃ２符号系列数Ｎ２と前訂正不能Ｃ２符
号系列数Ｎ、とを比較し、Ｎ２≧Ｎ１であったらそのセ
クタは訂正不能であると判断し終了する。また、ＮＺ　
＜　Ｎ＋であれば、更に繰り返し復号すれば復号できる
可能性有りと判断して次の（９）へ進む。

＋（１）　Ｎ　２にＮ１を代入して（３）へ戻る。

第３図Ａ、ＢおよびＣは連続した４ブロツクがバースト
誤りで、かつその近くにランダム誤りがある場合の第１
図のフローチャートに従った復号過程を示すものである
。第３図Ａ−Ｃにおいて、４１は１回目の復号結果、４
２は２回目の復号結果、４３は（ｎ−２）回目の復号結
果である。ここで、ｎは前述のとおりＣ２符号系列の総
数である。また、４４は情報ワード群又は第１の検査ワ
ード群、４５は第２の検査ワード群、４６はＣ１復号で
訂正できた誤り、４７はＣ２復号で訂正できた誤り、４
８はそれまでの復号で訂正不能な誤り、４９は前回の復
号までに訂正できたワードまたは誤りでないワードをそ
れぞれ示している。また、５０は４ブロツクのバースト
誤り、５１はランダム誤りを示している。

第３図Ａ−Ｃから明らかなように、１回目の復号では８
ワードの誤りしか訂正できないが、２回目以降では１回
の復号毎に４ワードずつ訂正できる。訂正不能なＣ２符
号系列数に着目すると、１回目の復号では（ｎ−１）個
、２回目の復号では（ｎ−２）個というように１回の復
号につき１個ずつ減っていく。ランダム誤り５１がなけ
れば、ｎ回目で０個となり情報ワード群又は第１の検査
ワード群４４のうちのすべての誤りが訂正できる。この
ように、繰り返し復号を行うことにより従来では訂正不
能であった４ブロツクものバースト誤りが訂正可能とな
る。

しかし、ランダム誤り５１があると、このセクタは訂正
不能となる。したがって、繰り返し復号を行なう場合に
おいては、訂正不能なパターンがあれば、それを何らか
の方法で知り、そこで繰り返し復号を打ち切った方が復
号時間の無駄を無くすという点で有利となる。この例で
は第３図Ｃに示すように（ｎ−２）回目の復号終了後Ｎ
２−３となり、更に（ｎ−１）回目の復号ではもはや新
たに訂正可能なＣ２符号系列はないのでＮ１＝３となる
。

したがって、（ｎ−１）回目の復号終了後においてＮ、
＝Ｎ、となり、これにより訂正不能なパターンありと判
断でき、その後の繰り返し復号を打ち切１す ることができる。このように、訂正不能なＣ２符号系列
の数に着目することにより復号時間の無駄を無くすこと
ができる。

第４図は上述した復号を行う誤り訂正回路の一例の構成
を示すブロック図である。第４図において、６１はコン
トロール信号入力端子、６２はデータ入出力端子、６３
はクロック入力端子、６４はバッファ、６５はシンドロ
ーム生成回路、６６、６７はラッチ、６８はマルチプレ
クサ、６９は演算回路、７０．７１はＲＡＭ　、７２は
アドレス発生回路、７３は加算回路、７４はプログラム
ＲＯＭ　、７５はプログラムカウンタ、７６は内部デー
タバス、７７は外部データバスを示す。

コントロール信号入力端子６１はマルチプレクサ６８に
、データ入出力端子６２はバッファ６４を介して外部デ
ータバス７７に、クロック入力端子６３はプログラムカ
ウンタ７５にそれぞれ接続する。

プログラムＲＯＭ７４は各回路をコントロールして復号
を実行するためのプログラムを記憶し、プログラムを分
岐させる場合の分岐アドレス７８をプログラムカウンタ
７５に、プログラムを分岐させる場合の条件を選択する
ための条件選択信号７９をマルチプレクサ６８に、デー
タ出力信号８０を内部データバス７６に、ＲＡＭ　７１
のアドレス信号を生成するためのアドレス生成信号８１
を加算回路７３にそれぞれ出力すると共に、バッファ６
４、ラッチ６６及び６７、演算回路６９、アドレス発生
回路７２等をコントロールする制御信号８２を出力する
。

シンドローム生成回路６５、ラッチ６６および６７は内
部データバス７６と外部データバス７７との間に接続し
、ラッチ６６、６７により内部データバス７６と外部デ
ータバス７７との間のデータの移動を制御し、シンドロ
ーム生成回路６５において外部データバス７７上のデー
タによりシンドロームを生成して内部データバス７６上
に出力させる。

演算回路６９は内部データバス７６に接続する。この演
算回路６９は復号時に必要な各種の演算機能、すなわち
加算及び減算を行う機能、ＧＦ　（２″′）上の元ｄ゛
からｉを求める機能、ｉからｄ”を求める機能を有し、
その演算結果を内部データバス７６に出力すると共に、
演算結果に応じた各種フラグ（零Ａ 検出、桁あふれ等）８３を生成してこれをマルチプレク
サ６８に出力する。

マルチプレクサ６８はコントロール信号入力端子６１か
らのコントロール信号及び演算回路６９からの各種フラ
グ８３のいずれか１つをプログラムＲＯＭ　７４からの
条件選択信号７９に応じて選択し、これをプログラムカ
ウンタ７５に出力する。

プログラムカウンタ７５はプログラムのアドレスをコン
トロールするもので、通常はクロック入力端子６３から
のクロック信号によりプログラムＲＯＭ７４のアドレス
を進めてプログラムを実行させる。

また、プログラムの分岐はマルチプレクサ６７からの信
号により分岐アドレス７８をフログラムカウンタ７５に
ロードして行われる。

加算回路７３はプログラムＲＯＭ　７４からのアドレス
生成信号８１と内部データバス７６上のデータとを加算
してＲＡＭ　７１のアドレス信号を生成する。

ＲＡＭ　７０は前述のセクタバッファと対応するもので
、内部データバス７６に接続され、ｌセクタ分の復号デ
ータを記憶する。このＲＡＭ　７０に記憶されている復
号データは、プログラムＲＯＭ　７４からの制御信号に
よってアドレス発生回路７２から発生さるＣ１符号系列
、　Ｃ２符号系列等に応じたアドレス信号に従って読出
され、内部データバス７６上に出力される。ＲＡＭ　７
１は内部データバス７６に接続され、演算回路６９にお
ける演算結果やＲＡＭ　７０からの１符号系列分のデー
タを一時記憶する。このＲＡＭ　７１においては、演算
結果として内部データバス７６上に誤り位置を示すデー
タが出力されると、そのデータとプログラムＲＯＭ　７
４からのアドレス生成信号８１とによる加算回路７３か
らのアドレス信号に応じてＲＡＭ７１内の上記誤り位置
に対応したデータの訂正を実行し、その訂正された１符
号系列分のデータをＲＡＭ７１からＲＡＭ　７０に転送
する。

復号動作においては、まず、データ入出力端子６２より
読み取りデータを受は取ってＲＡＭ　７０に記憶させる
。次に、ＲＡＭ　７１の所定のアドレス（アドレス１と
する）にＮ、としてＣ２符号系列の総数ｎを書き込むと
共に、訂正不能フラグ及びＮ２の値としてそれぞれ零を
所定のアドレス（アドレス２．アトレス３とする）に書
き込む。次にＣ１復号を行なう。

このＣ１復号はアドレス発生回路７２によりＣ１符号系
列に対応するＲＡＭ　７０のアドレスを順次発生させて
Ｃ１符号系列のデータを読み出し、シンドローム生成回
路６５によりシンドロームを生成させると同時に上記Ｃ
１符号系列のデータをＲＡＭ　７１に転送させ、シンド
ロームにより誤りがあれば誤り訂正を行って再びＲＡＭ
　７０に転送する。次にＣ２復号を行う。このＣ２復号
もＣ１復号と同様に行うが訂正不能であるとＲＡＭ　７
１のアドレスに訂正不能を示すデータ（例えば１）を書
き込むと共に、アドレス３の内容（Ｎ２）を１増加させ
る。Ｃ２復号の終了後、ＲＡＭ　７１のアドレス２の内
容を演算回路６９により調べ、その結果をフラグとして
マルチプレクサ６８へ出力する。

ここで、プログラムはマルチプレクサ６８の出力として
演算回路６９からのフラグを選択し、そのフラグが訂正
不能を示していなければ復号を終了し、訂正不能を示し
ていればＲＡＭ　７１のアドレス３の内容（Ｎ２）とア
ドレス１の内容（Ｎ１）とを演算回路６９により調べ、
その結果をフラグとしてマルチプレクサ６８へ出力する
。この場合、プログラムはマルチプレクサ６８の出力と
して演算回路６９からのフラグを再び選択し、ＮＺ＞Ｎ
、であれば訂正不能を示す信号を出力して復号を終了し
、Ｎ２＜ＮｌであればＲＡＭ　７１のアドレス３の内容
をアドレスｌにコピーして再び復号を実行する。

なお、以−ヒの実施例では消失訂正を行わないようにし
たが、消失訂正を行うようにしてもよいことは勿論であ
る。また繰り返しの復号はＮＩ　　Ｎ２が所定の値Ｎ０
に対してＮｏ＞Ｎ１−Ｎ２のときに終了するようにして
もよい。

〔発明の効果〕

以上述べたようにこの発明によれば、２重にインターリ
ーブされているので誤り訂正の確率を低くできると共に
、１回の復号では訂正不能であるような長いバースト誤
りでも、その復号結果に対して繰り返し復号を行うので
順次訂正することができる。したがってバースト誤りに
対して訂正能力を向上させることができる上、復号結果
に含まれる訂正不能な第１の符号系列の数が、前回の復
号結果に含まれる訂正不能な第１の符号系列の数よりも
減少しなければ繰り返し復号を打ち切るようにしたので
、復号を短時間で効率良く行うことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例における復号の全体の工程
を示すフローチャート、 第２図はその一部の工程を詳細に示すフローチャート、 第３図Ａ、ＢおよびＣは第１図のフローチャートに従っ
た復号過程の一例を示す図、 第４図は第１図に示す復号を行う誤り訂正回路の一例の
構成を示すブロック図、 第５図、第６図及び第７図は従来の技術を説明するため
の図である。 １１・・・情報ワード群　　　１２・・・第１の検査ワ
ード群１３・・・第２の検査ワード群 ２１・・・Ｃ１符号化方向　　　２２・・・Ｃ２符号化
方向２３・・・記録方向 ６１・・・コントロール信号入力端子 ６２・・・データ入出力端子 ６３・・・クロック入力端子 ６４・・・バッファ ６５・・・シンドローム生成回路 ６６、６７・・・ラッチ　　　　６８・・・マルチプレ
クサ６９・・・演算回路　　　　　７０．７１・・・Ｒ
ＡＭ７２・・・アドレス発生回路　７３・・・加算回路
７４・・・プログラムＲＯＭ　　　７５・・・プログラ
ムカウンタ７６・・・内部データバス　　７７・・・外
部データバス特許出願人　　　オリンパス光学工業株式
会社代理人弁理士　　杉　　村　　暁　　秀同　　　　
弁理士　　　杉　　　村　　　興　　　作第１図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、第１の配列状態における複数の情報ワードとこれら
   情報ワードに対して生成した第１の検査ワードとにより
   第１の符号系列を形成すると共に、 それぞれ異なる前記第１の符号系列に含ま れる複数の情報ワードおよび複数の第１の検査ワードか
   ら成る第２の配列状態における複数の情報ワードおよび
   複数の第１の検査ワードと、これら複数の情報ワードお
   よび複数の第１の検査ワードに対して生成した第２の検
   査ワードとにより第２の符号系列を形成し、更にそれぞ
   れ異なる前記第１の符号系列に 含まれ、かつそれぞれ異なる前記第２の符号系列に含ま
   れる複数の情報ワード、複数の第１の検査ワードおよび
   複数の第２の検査ワードより成る第３の配列状態を形成
   してこの第３の配列状態をもってセクタ単位で記録する
   ようにし、 再生時においてはセクタ単位での復号結果 に対して再度復号を行うと共に、その順次の復号結果に
   含まれる訂正不能な前記第１の符号系列の数の比較に基
   いて復号を打切ることを特徴とする誤り訂正方法。 ２、最新の復号結果に含まれる訂正不能な前記第１の符
   号系列の数をＮ＿２、その前の復号結果に含まれる訂正
   不能な前記第１の符号系列の数をＮ＿１とするとき、Ｎ
   ＿１≦Ｎ＿２のときに復号を打切る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法。 ３、最新の復号結果に含まれる訂正不能な前記第１の符
   号系列の数をＮ＿２、その前の復号結果に含まれる訂正
   不能な前記第１の符号系列の数をＮ＿２とするとき、Ｎ
   ＿１−Ｎ＿２が所定の値Ｎ＿０に対してＮ＿０＞Ｎ＿１
   −Ｎ＿２のときに復号を打切る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法。