KR100885054B1 - 복수의 비트로 이루어진 스트림을 저장 또는 디코딩하는방법 - Google Patents

복수의 비트로 이루어진 스트림을 저장 또는 디코딩하는방법 Download PDF

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코닌클리케 필립스 일렉트로닉스 엔.브이.
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Abstract

본 발명은 주 채널(20)의 프레임에 보조 채널(30)의 다수의 데이터 비트를 저장하는 방법과, 주 채널(20)의 프레임에 삽입된 보조 채널(30)에 관한 복수의 비트로 이루어진 스트림을 복수의 데이터 비트로 이루어진 스트림(62)으로 디코딩하는 방법에 관한 것이다. 특정 동기화를 가능하게 하고, 보조 채널에서의 고정된 양의 저장 용량을 보증함과 아울러 보조 채널에서 비트들의 정확한 삭제 또는 삽입을 가능하게 하기 위해서, 고정된 수의 프레임 비트를 갖는 보조 프레임(11)을 형성하고, 상기 보조 프레임(11)의 고정된 부분을 데이터 비트(113), 제 1 비트값으로 설정된 종료 비트(114) 및 필요한 경우, 제 2 비트값으로 설정된 채움 비트(115)로 채우고, 상기 보조 프레임(11)을 인코딩 하여 상기 인코딩된 데이터 비트(113)와 패리티 비트(112)를 생성하고, 그것이 끝으로 주 채널(20)의 프레임 내에 삽입되는 본 발명을 제안한다. 또한, 본 발명은, 주 채널(20)의 프레임에 보조 채널(30)의 다수의 데이터 비트를 저장하는 장치와, 주 채널(20)의 프레임에 삽입된 보조 채널(30)에 관련한 복수의 비트로 이루어진 스트림을 디코딩하는 장치에 관한 것이다.
주 채널, 보조 채널, 디코딩 장치, 저장장치, 프레임 비트, 스트림

Description

복수의 비트로 이루어진 스트림을 저장 또는 디코딩하는 방법{METHOD OF STORING OR DECODING A STREAM OF BITS}
본 발명은, 고정된 수의 주 채널 비트들과 프레임 동기화 신호를 포함한 주 채널의 프레임에 보조 채널의 다수의 데이터 비트를 저장하는 방법에 관한 것이다. 또한, 본 발명은 주 채널의 프레임에 삽입되는 보조 채널에 관한 복수의 비트로 이루어진 스트림을 복수의 데이터 비트로 이루어진 스트림으로 디코딩하는 방법에 관한 것이다. 또한, 본 발명은, 청구항 11의 전제부에 따른 다수의 데이터 비트를 저장하는 장치, 청구항 12의 전제부에 따른 복수의 비트로 이루어진 스트림을 디코딩하는 장치, 청구항 13에 따른 매체 및 청구항 14에 따른 신호에 관한 것이다.
본 발명은, 서로 다른 종류의 채널 코드를 갖는 기록매체에 적용 가능하다. 이들 기록매체에 저장된 정보는, 예를 들면, 런길이 제한(runlength-limited, RLL) 코드에 따라 코딩될 수 있다. RLL 코드는, 코드에서 일어나는 최소 및 최대 런길이를 각각 규정하는 2개의 파라미터, (d+1)와 (k-1)에 특징이 있다. 예를 들어, 서로 다른 DVD 포맷은 (d=2, k=10) RLL EFM+ 코드를 사용한다.
조기 공개되지 않은 특허 출원 WO 00/57416-A1에는, 2진 채널에 관한 신호의 복수의 비트로 이루어진 스트림을 2진 소스에 관한 신호의 복수의 비트로 이루어진 스트림으로 디코딩하는 방법과 이 방법을 수행하는 장치가 개시되어 있다(PHN 17.369). 이 방법에 따르면, 상기 2진 채널은 주 채널과 보조 채널을 포함하되, 상기 보조 채널은 다중 레벨 코딩을 거쳐 상기 주 채널에 삽입된다. 주 채널에 관한 2진 채널의 정정된 복수의 비트로 이루어진 또 다른 스트림은, 보조 채널에 관한 2진 채널의 복수의 비트로 이루어진 스트림 내에 오류를 정정하는데 사용된다.
CD에서, 8-대-14 변조(Eight-to-Fourteen Modulation, EFM) 코드 사용으로, (2,10)-제약을 만족하는 런길이 제한 파형이 생긴다. 이들 파형은, 구(phrase)로 분해되는데, 이때 각 구는 랜드 또는 피트에 대응한다. 상기 (2,10)-제약 EFM 코드의 구는, 3과 11 채널 비트 사이의 런길이를 갖는다. 각 구는, 그 길이, 즉 I3이라 불리는 런길이 3의 구 내지 I11이라 불리는 런길이 11의 구에 특징이 있다. 제한된 다중 레벨 변조(LML(limited-multi-level) 변조)의 일반적인 개념은, 보다 긴 구의 레벨의 미세 분할을 사용하는데 있다. 예를 들면, 구 I5 내지 I11은, 구의 중간에 작은 인덴트(indention)를 가질 수도 있다. 이 인덴트의 존재 또는 부재는, 이들 보다 긴 구에서 1 여유 비트의 저장에 대응한다. 이들 인덴트의 존재는, 종래의 EFM 변조 코드의 검출을 방해한다.
주 채널이라 불리는 종래의 CD 채널에서는, EFM 프레임(F3-프레임)으로 정보를 세분하고, 이때 각 F3-프레임은 24개의 사용자 바이트(6개의 스테레오 샘플)에 대응한다. CD 시스템과 주 데이터 오류 정정 시스템(CIRC)의 동기화는, 이들 F3-프레임에 의거한다.
상술한 문헌에 기재된 것처럼, LML 변조 코드의 사용으로, 약간의 문제가 생긴다:
1. EFM 구 길이의 발생이 주 채널에 의해 결정된 랜덤한 공정이므로, 보다 긴 구 길이의 발생은 특정 확률 분포를 만족시킨다. 따라서, 주 채널의 F3-프레임에 저장된 여유 데이터 비트(LML 비트)의 양은, 랜덤한 변수이다. 이 불확실성으로 아래와 같은 2가지 문제점이 생긴다:
a) 오류 정정 시스템의 사용으로, 오류 정정 코드는 심볼 값이 동기화를 잃어버리지 않고서 오류가 나기 쉬웠던 오류만을 정정할 수 있으므로, 동기화 형태를 필요로 한다. F3-프레임 마다 여유 데이터 비트(LML 비트)의 수가 불확실할 경우, 동기화는 (예, 랜덤 액세스 후) 취득하여 유지하기 어려울 가능성이 있다.
b) 보통, 사용자는 고정된 보증 저장 용량에 관심이 있다. 이 보조 채널의 데이터 비트 밀도의 랜덤성 때문에, 이는 쉽게 달성되지 않는다.
2. 긴 구가 (추측컨대, 여유 데이터 비트를 갖지 않는) 짧은 구로 또는 반대로 취급되도록 판독하는 동안 오류가 생길 경우, 여유 데이터 비트는 삭제 또는 삽입된다. 이러한 삭제 또는 삽입으로 동기화 손실이 일어나고, 그에 대해 오류 정정 코드는 특히 취약한 단점이 있다.
따라서, 본 발명은, 상술한 문제점을 해결하기 위해 서두에서 설명된 방법 및 장치를 개선하는데 목적이 있다.
본 발명에 따른 상기 목적은, 청구항 1에 기재된 것과 같은 다수의 데이터 비트를 저장하는 방법과 청구항 5에 기재된 것과 같은 복수의 비트로 이루어진 스트림을 디코딩하는 방법을 제공하여 달성된다. 본 발명에 의하면 상기 장치의 목적은, 청구항 11에 기재된 것과 같은 다수의 데이터 비트를 저장하는 장치와 청구항 12에 기재된 것과 같은 복수의 비트로 이루어진 스트림을 디코딩하는 장치를 제공하여 달성된다.
그러나, 본 발명은, CD의 주 채널의 하나의 프레임에 추가로 저장되는 다수의 데이터 비트가 평균 55.40비트와 표준편차 3.93비트를 갖는 (절단으로 인한 63비트의 작은 피크를 갖는) 대략 가우시안(Gaussian) 분포된 수라는 사실에 의거한다. 주 채널의 디코딩과 상관없이 신뢰성 있는 디코딩 및 동기화를 하려면, 보조 프레임은, 주 채널의 하나의 프레임에 저장 및 삽입될 수 있는, 추가 비트수보다 큰 주 채널의 거의 모든 프레임에 대해 고정된 수의 프레임 비트들을 이용 가능하게 형성된다. 일례로서, CD의 경우 보조 프레임은 64 프레임 비트가 이용 가능하다.
상기 보조 프레임에서, 일부 프레임 비트는, 상기 오류 정정 코드의 패리티 비트를 위해 보류되고, 일부 프레임 비트는, 패리티 비트의 수에 데이터 비트의 수를 더하여 상기 보조 채널의 비트 저장을 위한 주 채널의 관련 프레임에서 이용 가능한 비트 수까지 합하도록 상기 보조 채널의 다수의 데이터 비트로 채워진다. 이들 데이터 비트 뒤에, 종료 비트는 제 1 비트값으로 설정되고, 남아 있을 경우, 보조 프레임의 모든 나머지 프레임 비트(채움 비트)는 제 2 비트값으로 설정된다. 오류 정정 인코딩 후, 보조 프레임의 상기 인코딩된 데이터 비트와 패리티 비트만이 주 채널의 관련 프레임에 삽입되지만, 저장되지 않은 상기 종료 비트와 상기 채움 비트는 삽입되지 않는다.
디코딩할 때 동일한 보조 프레임은, 먼저 그것을 패리티 비트와 예를 들면 디스크로부터 판독된 인코딩된 데이터 비트를 연속적으로 채워 구성된다. 데이터 비트 뒤에 종료 비트는 제 1 비트 값으로 설정되고, 보조 프레임의 나머지 프레임 비트(즉, 채움 비트)는, 제 2 비트 값으로 설정된다. 그래서, 동일한 포맷의 보조 프레임은, 인코딩할 때 형성된 것처럼 형성된다. 고정 길이를 갖는 보조 프레임은, 오류 정정 디코더에 의해 디코딩 되어 주 채널의 프레임에 삽입되는 데이터 비트를 생성한다.
본 발명에 따라 상술한 것처럼, 고정된 수의 프레임 비트들을 갖는 보조 프레임이 형성되어서 각각 인코딩 또는 디코딩된다. 이것의 이점은, 상기 인코더 또는 디코더 내로 각각 입력된 비트 수는 공지되고 확실하므로, 용이하게 동기화가 가능하고 유지 가능하다는 것이다. 비록 주 채널의 하나의 프레임에 삽입되는 비트 수가 프레임마다 변할지라도 보조 프레임의 비트 수는 항상 동일하다. 따라서, 동기화 손실은, 판독할 때 비록 주 채널의 프레임에 삽입된 비트가 예를 들어 판독 오류로 인해 손실 또는 삽입될지라도 일어나지 않는다.
본 발명의 바람직한 실시예는 청구항 2에 기재되어 있다. 본 방법에 의하면, 수 개의 보조 프레임은 인코더 내에 공급된 수퍼프레임(superframe)을 형성하도록 결합된다. 이는, 주 채널의 각 프레임이 수퍼프레임의 하나의 보조 프레임과 관련되어 있으므로, 주 채널에 저장하는데 이용 가능한 비트 수가 주 채널의 하나의 프레임에 의해서 뿐만 아니라 주 채널의 많은 다수의 프레임에 의해서 결정된다는 이점을 갖는다. 비록 주 채널의 하나의 프레임에 삽입될 수 있는 비트 수가 프레임마다 서로 다를지라도, 전체 수퍼프레임의 저장 용량은, 비교적 고정되어 있고 대수의 법칙 때문에 미리 결정될 수 있다.
본 발명의 바람직한 변형은, 청구항 3에 기재되어 있다. 인코딩할 때 설정된 식별(id) 비트는, 하나의 비트가 판독하는 동안 또는 디코딩하는 동안 손실 또는 삽입되었을 경우 디코딩하는 동안 검출하는데 사용될 수 있다. 식별 비트는, 예를 들어 주 채널의 프레임에 삽입된 비트 수가 짝수일 경우 1로 설정될 수 있고, 그 수가 홀수일 경우 0으로 설정될 수 있다.
본 발명에 따른 다른 변형은, 다중 레벨 코딩이 주 채널의 프레임에 비트를 삽입하는데 사용되는 것에 따른 청구항 4에 기재되어 있다. 이는, 조기 공개되지 않은 특허출원 WO 00/57416-A1(PHN 17.369)에 이미 기재된 주 채널의 프레임에 비트를 삽입하는 하나의 가능하고 단순한 방법이다. 그러나, 다른 가능성을 상상할 수 있다.
청구항 5에 기재된 것과 같은 복수의 비트로 이루어진 스트림을 디코딩하는 방법의 바람직한 변형은 청구항 6 내지 9에 기재되어 있다.
다른 바람직한 실시예에 의하면, 종료 비트는 1로 설정되고, 채움 비트는 0으로 설정되는, 즉 제 1 비트 값은 1로서 제 2 비트 값은 0으로서 사용하는 것이 바람직하다. 그러나, 제 1 비트 값으로서 0으로 제 2 비트 값으로서 1로 사용하는 것도 가능하다.
본 발명에 따른 다수의 데이터 비트를 저장하는 장치는, 청구항 11에 기재되어 있고, 복수의 비트로 이루어진 스트림을 디코딩하는 장치는 청구항 12에 기재되어 있다. 또한, 본 발명은 청구항 13에 기재된 것과 같은 주 채널의 프레임 내에 보조 채널의 다수의 데이터 비트를 저장하는 매체와, 청구항 14에 기재된 것과 같은 주 채널의 프레임에 보조 채널의 다수의 데이터 비트를 포함한 신호에 관하여 설명한다. 비록 명시되어 청구되지 않았지만, 이들 장치들, 매체 및 신호도 청구항 1 또는 청구항 5의 방법에 대해 상술한 것처럼 동일 또는 대응한 방법으로 변형될 수 있다는 것을 알아야 할 것이다.
본 발명을 첨부된 도면을 참조하여 더욱 상세히 설명하겠다.
도 1은 다중 레벨 코딩을 설명하는 도면을 나타내고,
도 2는 보조 채널의 비트가 삽입된 주 채널의 복수의 비트로 이루어진 스트림을 나타내고,
도 3은 본 발명에 따른 수퍼프레임의 포맷을 나타내며,
도 4는 보조 프레임 내의 비트들의 구성을 나타내고,
도 5는 수퍼프레임내 코드어의 심볼의 구성을 나타내고,
도 6은 본 발명에 따른 저장 방법의 실시예를 나타내고,
도 7은 본 발명에 따른 디코딩 방법의 실시예를 나타내고,
도 8은 보조 프레임내 잔여 비트의 구성을 설명하는 도면을 나타내고,
도 9는 본 발명에 따른 저장장치의 실시예를 나타내고,
도 10은 본 발명에 따른 디코딩 장치의 실시예를 나타낸다.
도 1은 보조 채널의 데이터 비트들이 주 채널에 어떻게 삽입될 수 있는지를 설명하는 도면이다. 도시된 보조 채널은, 제한된 다중 레벨(LML) 코딩을 통해 실현된다. 제한은, 다중 레벨 코딩이 런 길이 Inmin 또는 그 이상에 대해서만 적용되는 선택으로 구성하고, 이때 nmin은 소정 값이다. 보조 채널 검출은, 신호 파형에 의하여 수행되고, 런(run)이 보조 채널 진폭 효과를 갖는지 아닌지를 예를 들어, 런의 중간에 진폭에 관한 슬라이서(slicer) 동작을 거쳐 검사한다. 런길이 6T 및 7T일 경우, 보조 비트(LML-비트)를 검출하는 방법을 나타낸다. 점선 1은 주 채널을 검출하는데 사용된 정규 슬라이서 레벨을 나타낸다. 점선 2는, 보조 랜드 비트를 검출하는데 사용된 LML-랜드 슬라이서 레벨을 나타낸다. 점선 3은, 보조 피트 비트를 검출하는데 사용된 LML-피트 슬라이서 레벨을 나타낸다. 신호(4)는, 최초 RLL 시퀀스, 즉 EFM-부호화 비트로 이루어진 시퀀스이다. 이들 슬라이서 레벨 2 및 3에 의한 검출에 따라, LML-비트의 문자는 LML=0 또는 LML=1로 나타낸다. 슬라이서 레벨 2 및 3은, 런이 보조 진폭 효과를 갖는지 아닌지를 결정하는데 사용된다.
도 2에는 보다 긴 최초 RLL 시퀀스(4)가 도시되어 있다. 시퀀스 바로 아래의 LML=0 및 LML=1은, 무슨 종류의 보조 비트가 나타낸 런 길이 내에 존재하는지를 나타낸다.
보조 프레임내의 보조 채널의 비트 구성과 수퍼프레임을 구성하는 보조 프레임의 조합을 도 3 내지 도 6에 의거하여 설명한다. 도시된 포맷은, 특히 LML코딩을 사용하는 보조 채널 내의 MPEG 오디오 데이터의 저장용으로 설계되어 있다. MPEG 오디오 데이터와 CD의 주 채널 오디오 데이터간의 동기화를 유지하려면, 수퍼프레임은, 주 채널의 192개의 F3-프레임에 대응하도록 도입된다. 수퍼프레임마다 약 900바이트를 신뢰할 만한 방법으로 저장하여야 한다.
보조 채널의 데이터 신뢰성이 주 채널의 것 이상인 것을 보증하고, 항상 MPEG 패킷 당 적어도 900 사용자 바이트가 이용 가능한 것을 보증하기 위해서, 2개의 수퍼프레임, 즉 도 3에 도시된 것과 같은 2배의 수퍼프레임(5)이라고 부르는 384개의 F3-프레임으로 구성하는 블록에 관해 동작하는 포맷을 선택한다.
포맷은, 소위 LML 비트로 이루어진 66 × 384 어레이로 구성된다. 어레이의 각 칼럼 j는, (LML 채널이라고도 칭하는)보조 채널의 비트 저장에 이용 가능한 주 채널의 F3-프레임의 비트들과 연관되어 있다. 또한, 어레이의 연속적인 F3-프레임은 디스크 상에 연속적으로 기록된다.
LML 변조 코드는, F3-프레임-동기를 사용하여 동기화된다. 각 칼럼 j에서, 상위 2 비트(블록 6)는, 상기 F3-프레임-동기 심볼의 2개의 I11내에 기록된 상기 LML 비트에 대응하는 한편, 나머지 64비트(블록 7)는, 상기 대응한 F3-프레임의 상기 LML 데이터 비트(프레임 비트)용으로 보류된다.
블록 6의 첫 번째 로우(row)의 LML 비트, 즉 각 F3-프레임의 EFM 프레임 동기의 제 1 I11내의 LML-비트는, 수퍼프레임 구조의 동기화용으로 보류된다. 블록 6의 두 번째 로우의 LML 비트, 즉 각 F3-프레임의 EFM 프레임 동기의 제 2 I11내의 LML-비트는, 인코딩, 디코딩 또는 판독할 때 삽입을 검출하고 긴 구를 삭제하기 위해 보류되고, 또 잔여 데이터 비트의 존재를 나타내기 위해 보류된다.
하나의 보조 프레임(11)을 형성하는 각 칼럼 j가 1≤j≤384인 나머지 64 위치에서, 난수의 LML 데이터 비트는, 주 채널의 상기 대응한 F3-프레임 내에 기록될 수 있다. 각 F3-프레임 j에 저장될 수 있는 상기 수 nj의 LML 데이터 비트(도 4 참조)는, 평균 55.40비트와 표준 편차 3.93비트를 갖는 대략 (절단으로 인한 63비트의 작은 피크를 갖는) 가우시안 분포이다. 각 F3-프레임 j에 대해 이 수 nj는, 주 채널이 CIRC 및 EFM 인코딩되자마자 공지된다. 상기 포맷은, F3-프레임 당 최대 63 LML 비트가 저장되도록 설계되었다. 하나의 F3-프레임이 63개의 LML 데이터 비트 이상을 수용할 수 있는 확률은 무시할 정도로 간주된 0.02이다.
프레임의 가상 종료(ghost-end-of-frame, Ghost-EOF)라고 불리는 본 발명에 따른 코드는, 도 4에 나타낸 것과 같은 비트로 이루어진 65×384 어레이로 구성된다. 코드 어레이의 각 칼럼 j(65비트)는, 주 채널의 하나의 F3-프레임과 연관되어 있다. 식별-비트라 불리는 하나의 특수 비트를 갖는 로우(10)내의 상위 엔트리는, 대응하는 F3 프레임 동기의 제 2 I11과 연관된다. 정규 동작 조건하에서, 식별 비트(111)는, nj가 짝수일 경우 0으로 정의되고 그렇지 않을 경우 1로 정의된다. 그래서, 식별 비트(111)는, EFM 구 길이 I4 및 I5의 EFM 디코더의 혼동 가능성으로 인한 LML 비트의 삽입 또는 삭제를 검출하는데 사용된다. 식별 비트(111)의 제 2(공동(joint)) 사용은, 그 특별한 칼럼에서의 잔여 사용자 데이터의 표시를 위한 것이다.
각 칼럼의 나머지 64비트는, LML 데이터 비트용으로 보류된다. 각 칼럼 j에 서, 적합한 수 nj의 LML 데이터 비트는, 상부로부터 시작하여 정의된다. 최상위 8비트(블록 9), 즉 데이터 어레이(7)의 각 칼럼내의 최상위 8비트(112)는, 상기 오류 정정 코드의 패리티용으로 보류된다. 이후, 사용자 데이터 중 nj-8 데이터 비트(113)는, 칼럼 j내에 배치된다. 각 칼럼에서 비트 nj+1(114)(종료 비트)은, 1로 정의되지만, 나머지 비트(115)(채움 비트)는, 반대인 0으로 정의된다. 주목해야 하는 것은 nj는 최대 63이라는 것이다.
오류 정정 코드의 정의에 대하여, 64×384 코드 어레이의 데이터 부분(7)은, 8×384 어레이의 바이트로서 나타내고 있다(도 5 참조). 본 발명에 따른 코드의 오류 정정 코드는, GF(28)에 관하여 인터리브[192, 168, 25] 리드 솔로몬 코드 C로 이루어진 16 코드어로 구성된다. GF(28)의 논-제로 요소는, 원시(primitive) 요소 α에 의해 발생되고, 이때, α는 원시 다항식 p(x)=x8+x4+x3+x2+1의 근수(CD, DVD 및 DVR에서의 예와 같음)이다. GF(28)의 심볼은, (α7, α6, α5, ...,α2, α, 1)을 갖는 다항식 베이스 표현법을 사용하여 (8비트로 이루어진 그룹)바이트로서 나타낸다. 그래서,근수 α는, α=%00000010으로서 나타낸다. 각 코드어는, 168 정보 바이트와 24 패리티 바이트를 갖는다. 각 코드어는, GF(28)에 관하여 다항식 c(x)로서 나타낼 수 있다.
Figure 112002011731010-pct00001
여기서, c(x)는 C의 발생기 다항식 g(x)의 곱이다. C의 발생기 다항식 g(x)는, 다음과 같다.
Figure 112002011731010-pct00002
상기 코드는, 정보 심볼이 그들의 특정된 위치에서 변경되지 않게 나타나지만, 패리티 심볼은 그들의 통상의 위치(즉, 코드어의 끝)에 없다는 점에서 조직적(systematic)이다. 그러나, 리드 솔로몬 코드가 MDS(maximum distance separable)이고, 임의의 24 심볼은 패리티 심볼로 정의될 수 있다.
인터리브 구성은, 상부 로우(9)는 전체 코드어의 패리티 심볼을 포함하고, 블록 8내의 하부 7개의 로우는 전체 코드어의 정보 심볼을 포함한다. 더욱이, 각 코드어는, 정확히 24배의 각 로우를 "순간 단절(hits)"한다. 이는 오류율이 로우 수에 의존하기 때문에 중요하다.
어레이(7)의 칼럼은, 우측에서 시작하는 0부터 383까지 번호가 매겨져 있다. 384개의 칼럼은, 0, 2, 4, ..., 382로 번호가 매겨진 192개의 짝수 칼럼과, 1, 3, 5, ..., 383으로 번호가 매겨진 192개의 홀수 칼럼으로 이루어진다. 로우는, 하부에서 시작하여 0부터 7까지 번호가 매겨진다. 기록 및 판독은, 좌상부 구석, 즉 하이 인덱스 위치에서 시작한다. 16개의 코드어는, 2세트의 8개의 코드어로 각각 나누어진다. 한 세트는 짝수 칼럼만을 포함하고, 나머지 세트는 홀수 칼럼만을 포함한다. 양 세트의 칼럼에 관해서, 동일 인터리브 구성이 반드시 사용된다.
도 5에는, 홀수 세트의 2개의 서로 다른 코드어의 일부 심볼이 도시되어 있고, 그때의 심볼 S11, S12, S13은 제 1 코드어에 속하고, 심볼 S21, S22, S23은 제 2 코드어에 속한다.
8×384 어레이(7)내의 바이트는, 그들의 로우 및 칼럼 인덱스 각각에 특징이 있다. 따라서, 좌상부 코너의 바이트는 b7,383이고, 우하부 코너의 바이트는 b0,0이다. (왼쪽으로부터) 제 2 칼럼의 상부 엔트리는, b7,382이다. 8개의 짝수 코드어는, ce,0부터 ce,7까지 번호가 매겨져 있다. 8개의 홀수 코드어는, co,0부터 co,7까지 번호가 매겨져 있다. x가 홀수 또는 짝수인 각 코드어 cx,j는, 다음과 같은 다항식으로서 기록될 수 있다.
Figure 112002011731010-pct00003
코드어 심볼의 데이터 어레이의 바이트 수에의 할당은 다음과 같이 정의된다.
Figure 112002011731010-pct00004
패리티 바이트는, 즉 바이트 수 b7,0, b7,1, b7,2,...,b7,383을 갖는 상부 로우에 모두 있다. 각 코드어 cx,j에서, 24 패리티 바이트는, 임의의 두 개의 연속적인 패리티 바이트 사이에 (그 코드어의) 7개의 정보 바이트로써 균일하게 이격되어 있다.
(상부 로우(9)에 배치된) 패리티 바이트인 심볼 cx,j i는, 식 i+j=7 모드 (mod) 8에 특징이 있다. 따라서, 코드어 cx,j(0≤j≤7)는, 패리티 심볼로서 작용하는 다음의 심볼을 갖는다.
Figure 112002011731010-pct00005
상기 어레이가 리드 솔로몬 인코딩된 경우, 상기 어레이의 각 칼럼 j의 상부 nj 데이터 비트는, 8×384 바이트 크기의 병렬 블록 스크램블러를 사용하여 스크램블링된다(그래서, 각 칼럼 내의 하부 64-nj비트가 스크램블링되어 있지 않다). 상기 블록 스크램블러는, 데이터 어레이와 동기화되어서, 상기 F3-프레임 구조에 동기화된다. 따라서, 각 칼럼 j에 대해, j에 의존하는 공지된 가용 길이 64의 고정 스크램블링 시퀀스이다.
도 6은 본 발명에 따른 방법을 저장 및 인코딩하는 실시예를 나타낸 것이다. 주 채널의 복수의 비트로 이루어진 스트림은, 먼저 교차-인터리브 리드 솔로몬 코드(CIRC) 인코더(21)로 공급되고, 그 출력 데이터(22)는 F3-프레임에 구성된 주 채널의 인코딩된 사용자 데이터(24)를 생성하는 EFM 인코더(23)에 공급된다.
도 3 내지 도 5에 도시된 것처럼 이중 수퍼프레임을 형성하는 주 채널의 프레임에 저장되는 보조 채널의 복수의 비트로 이루어진 스트림을 위해, 순환 여유 검사(Cyclic Redundancy Check, CRC)가 추가된다(블록 31). 그래서, 상기 검사된 데이터(32)는, 상술한 것처럼 수퍼프레임의 정확한 위치에 입력된다(블록 33). 그러므로, (각 칼럼내에 최대 63비트를 갖는) F3-프레임 j내에 저장되도록 상기 수의 LML 데이터 비트 nj는 블록 25에서 모두에 대해 계산된다. 그 결과 26은, 블록 33으로 진행한다. 이 블록에서, 수퍼프레임 어레이는 채워진다. 즉, 각 데이터 칼럼내의 첫 번째 8비트는 패리티 비트용으로 보류되고, 다음 nj-8 비트는 (상기 CRC 검사 비트를 포함하는) 사용자 데이터를 저장하는데 사용되고, 이후의 비트 nj+1(종료 비트)은 모든 칼럼내에 1로 설정되고, (만약 있다면) 각 칼럼내의 모든 나머지 비트(채움 비트)는 0으로 설정된다.
일 실시예에서, 2개의 MPEG 수퍼프레임의 사용자 데이터가 하나의 이중 수퍼프레임에 저장될 경우, 제 1 MPEG 수퍼프레임용 홀수 칼럼과 연관된 바이트와 제 2 MPEG 수퍼프레임용 짝수 칼럼과 연관된 바이트를 사용하는 것이 바람직하다. 정정 불가능한 디스크 오류가 일어날 경우, 최대 하나의 코드어는 고확률로 정정 불가능할 것이다. 상술한 구성을 사용하면, 최대 하나의 MPEG 수퍼프레임은 파손된다.
그래서, 채워진 수퍼프레임(34)은, 각 칼럼 j에 대해, 식별 비트가 짝수 또는 홀수인 nj에 따라 설정되는 단계 35로 진행한다. 그 후, 그 결과 36은, 수퍼프레임내의 가용 데이터 비트의 전체양이 불충분한 경우에, 알맞게 선택된 잔여 데이터 비트의 양을 저장하기 위해 일부 적합한(예, 비교적 작은 nj) 칼럼을 선택할 수 있는 단계 37로 진행한다. 이러한 칼럼의 종료 비트는, 그에 대응하게 아래로 이동되는 반면에, nj의 수치는 변하지 않는다. nj에 대해 잔여 데이터 비트를 포함하는 칼럼의 경우, 식별 비트는 (최초) nj에 대해 잘못된 값으로 설정되어 있다.
그래서, 수퍼프레임(38)은, 단계 39로 진행하여, GF28 상의 인터리브 [192, 168, 25] 리드 솔로몬 코드를 사용하여 인코딩된다. 이 단계에서, 어레이는, 각 8바이트의 384 칼럼으로 구성되는 것처럼 도시되어 있다. 상부 로우는, 패리티를 포함하고 하부 7개의 로우는 (여분의 종료 비트 1과 각 칼럼에 채워진 채움 비트를 포함하는) 인코딩되는 정보를 포함한다. 인코딩은, 소거 디코더에 의해 수행될 수 있고, 이때의 패리티 심볼은 소거로서 선언된다. 각 코드 내에 패리티 심볼이 규칙적으로 이격되는데, 이때 이격은 255가 비교적 가장 좋기 때문에, 선형 피드백 시프트 레지스터 인코더로도 구성될 수 있다.
이후 인코딩된 수퍼프레임(40)은 각 칼럼 j의 제 1 nj 비트를 병렬 블록 스크램블러를 사용하여 스크램블링하는 단계 41로 진행한다.
스크램블링 후, 각 칼럼의 식별 비트와 제 1 nj (스크램블된) 비트(42)가 LML 인코더(43)에 공급되어, 수퍼프레임 동기 비트를 추가한 후 그에 따라서 주 채널의 인코딩된 데이터로 이루어진 F3-프레임 j의 보다 긴 구를 변형한다. 주목할 것은, 각 칼럼 j내의 최종 (64-nj) 비트는, 기록되지 않는다(특히, 위치 nj+1에 있는 종료 비트 1, 채움 비트 및 잔여 가능한 정보)는 것이다. 용어 "프레임 코드의 가상 종료"에서 용어 "가상(ghost)"는, 종료 비트가 기록되지 않음을 나타낸다.
그 결과, 도 6에 도시된 것과 같은 방법은, 보조 채널의 다수의 데이터 비트가 삽입된 주 채널의 복수의 비트로 이루어진 스트림(44)을 전달한다.
복수의 비트로 이루어진 스트림(50)을 디코딩하는 방법은, 도 7에 도시되어있다. 이 복수의 비트로 이루어진 스트림(50)은, 보조 채널에 관련된 데이터 비트가 삽입된 주 채널에 관한 것이다.
주 채널에 관련된 비트는, 공지된 EFM 복조기를 갖는 종래의 디코더(51)와 주 채널(52)에 관련된 비트로 이루어진 디코딩되어 정정된 스트림을 생성하는 공지된 CIRC 오류 정정 디코더에 의해 디코딩된다.
보조 채널에 관련된 비트는, 비트 스트림(50)의 보다 긴 EFM 구로서 각각에 있는 여분의 비트를 얻는 LML 복조기(53)를 사용하여 검출된다. 이들 비트(50)를 판독시에, F3-프레임 동기와 F3-프레임 수 j는, 이들이 강력한 CD 동기화 메카니즘과 수퍼프레임 동기에 의해 제공된 것처럼 정확히 공지되어 있다. 수퍼프레임 동기 비트(EFM 동기의 제 1 I11)는 LML 복조기(53)에서 폐기된다.
복조기(53)에서, 칼럼 j의 식별 비트도 판독되고(EFM 동기의 제 2 I11), 대응한 칼럼 j는 F3-프레임 당 최대 63비트를 갖는 복조된 LML 데이터 비트로 채워진다. 이들 비트 뒤에 추가 단일 종료 비트 1은, 칼럼 j내에 기록되고, 필요한 경우, 나머지 칼럼은 0으로 채워진다. 또한, 비트 값의 설정은 인코더에서 사용된 정의에 따라 반대일 수 있다.
이 방법에서 전체 수퍼프레임(54)은, 비트로 채워져 단계 55로 진행한다.
단계 55에서는, nj'의 값을 이 값이 프레임 j내의 얻어진 수의 LML 데이터 비트와 같은 것으로써 판정한다. nj'가 (그 경우에 삽입/삭제가 잘 검출되지 않기 때문에 63과 같지 않은) 63 보다 작을 경우, 식별 비트는 nj'의 수치에 대해 검사된다. 일치하지 않을 경우, 그 칼럼 내에 알맞게 선택된 세트의 바이트는, 이를테면 비트 수 nj', nj'+1 및 nj'+2를 포함하는 적어도 바이트들이 소거되는 것이 바람직하다.
그 결과는, 각 칼럼 j의 상부 nj'비트를 병렬 블록 스크램블러를 사용하여 역스크램블링하는 단계 57로 진행한다.
그래서, 채워져 역스크램블링된 수퍼프레임 어레이(58)는, 어레이에서 오류 및 소거를 정정하는 리드 솔로몬 디코더에 입력된다. 그 결과(60)는, 실제 nj값을, 각 칼럼내의 "최하위" 1-비트인 종료 비트를 검색하여 각 칼럼 j내에서 신뢰성 있게 찾을 수 있는 단계 61로 입력한다. 이와 같이 nj가 판정된 경우, 각 칼럼 j내의 비트 수 9 내지 비트 수 nj는, 출력되어, 보조 채널에 관련된 데이터 비트의 스트림(62), 예를 들면 사용자 MPEG 정보를 포함할 수 있다.
CIRC 디코딩 결과는, (CIRC 및 EFM의 재인코딩을 할 필요가 없기 때문에 제한된) 일종의 제한된 U-선회 구성으로 본 발명에 따른 코드에 대해 소거를 선언하는데 추가로 사용될 수 있다. 대량의 버스트 정정을 위한 오류 정정 코드 능력은 그러한 방법을 사용하여 거의 2배로 될 수 있다.
각 칼럼의 시작은, CD EFM 동기로 신뢰성 있게 판정한다. 각 칼럼내의 사용자 데이터의 종료는, 오류 정정 후 신뢰성 있게 회복된다. F3-프레임 수 j내의 LML 동기화의 손실이 있을 경우, 이로 인해 칼럼 j내로 판독된 LML 비트가 너무 적거나 너무 많게(각각 삭제 또는 삽입) 될 가능성이 있다. 잘못된 수의 LML 비트를 복조시키면, 잘못된 위치에 공칭 위치 nj+1에 있는 최종 종료 비트 1을 기록하게 된다. 리드 솔로몬 디코더(59)에 의해 그와 같은 오류는 회복되므로, 통상의 오류 정정과 아울러, 정확한 수 nj는, 각 칼럼내의 최종 1은 리드 솔로몬 디코더(59)에 의해 정확한 위치 내에 놓이므로 디코딩 후 발견될 수 있다. 최대 하나의 삽입 또는 하나의 삭제가 임의의 F3-프레임에서 생기는 한, 이는 (이 비트가 정확하게 판독되어 제공된) 식별 비트를 검사하여, 부가적인 정보를 리드 솔로몬 디코더에 제공하여 나타내어질 것이다.
리드 솔로몬 디코딩 전의 동기화 손실은, 하나의 F3-프레임으로 제한되고, 계산은 다시 각 EFM 동기 심볼에서 시작하므로, 시스템은 모든 F3-프레임 동기 후에 재동기화한다. 또한, 부가 블록 스크램블러(61)는 또 다른 동기화 문제를 일으키지 않는다.
각 칼럼의 시작은 EFM 동기화 메카니즘으로부터 신뢰성 있게 발견되고, (랜덤한 변수인) 종료는 리드 솔로몬 코드에 의해 보호되므로 신뢰성 있게 발견된다는 것을 추론할 수 있다.
위치 nj+1에서의 추가적인 1과 나머지 0은, 인코더와 디코더 모두에서 이들 비트들이 모든 칼럼에 동일 값으로 설정되기 때문에 동기화 손실이 없을 경우 코드의 오류 정정 능력에 영향을 주지 않는다.
패리티들은 항상 기록될 수 있는 위치에 위치되어 있다. 그러므로, 상기 다수의 LML 비트의 통계적인 작용에 관련된 모든 불확실성은 확률적 사용자 용량에 영향을 미치고, 상기 코딩 체계는 항상 도움이 된다. 384개의 F3-프레임의 전체 LML 데이터 용량은, 평균 2659 바이트 및 표준 편차 9.62바이트로 가우시안 분포된다. 상기 384 패리티 심볼을 빼면 평균 사용자 용량 2275 바이트와 표준 편차 9.62 바이트가 남는다.
주 채널에서의 미세한 변화, 예를 들면. 보조의(예를 들어, 매립 데이터 채널) 서로 다른 페이로드로 서로 다른 상기 EFM 구 분포를 실현할 수 있다. 사용자 용량이 부족할 경우, 각기 약간 다른 주 채널 데이터 내용을 사용하여 다중 LML 인코딩을 시도하도록 고려될 수 있다.
LML 사용자 데이터 용량이 부족할 경우의 선택은, 도 8에 의해 설명된 것처럼 더욱 많은 사용자 용량을 위해 국부적으로 LML ECC(오류 정정 코드) 오류 정정율을 교환하는데 있다. 칼럼 12와 13에 나타낸 것처럼, nj의 값은 다수의 비트를 증가시키는, 즉 잔여 데이터 비트를 가산하도록 인위적으로 확대된다. 본 발명에 의한 인코딩 후, 이들 칼럼(12, 13)은, 패리티 비트(122, 132), 데이터 비트(123, 133), 잔여 비트(124, 134), 종료 비트 및 필요한 경우, 채움 비트로서 나머지 0으로 구성된다. 그러나, LML 인코더에서 이들 칼럼의 상부만(패리티 비트와 데이터 비트)이 실제로 가용 LML 비트에 저장될 수 있지만, 잔여 데이터 비트(124, 134)에는 저장되지 않는다.
데이터 매체로부터 데이터를 판독할 때, 이들 칼럼의 이들 상부만이 데이터 매체로부터 판독된다. 그러나, 칼럼들의 분실 정보(잔여 비트)는, 리드 솔로몬 디코딩을 할 때 높은 확률이 식별 비트로 나타낸 동기화 오류로서 간주되고, 이 오류는 고의로 "잘못된(wrong)" 값으로 설정되고, 너무 많은 다른 오류가 없을 경우 회복될 것이다.
도 9는 본 발명에 따른 저장장치(70)의 실시예를 나타낸 것이다. 이 장치는, 공지된 방법으로 주 채널(20)에 관한 데이터 비트를 인코딩하는 인코딩 수단(71)과, 상술한 본 발명의 방법에 따라 보조 채널(30)에 관한 데이터 비트를 인코딩하는 인코딩 수단(72)을 구비한다. 이들 인코더(71, 72)의 비트 스트림(24, 42)은, 보조 채널에 관련한 비트(42)를 주 채널의 프레임(24)에 삽입하는 LML 인코더(43)로 진행한다. 그 결과의 신호(44)는, 보조 채널에 관련하는 비트가 삽입되는 주 채널에 관련한 비트 스트림으로 구성되므로, 종래 기술로부터 공지된 신호와 비교하여 보다 크고, 고정되고 보증된 저장 용량을 갖는다. 예를 들어, 저장장치(70)는, 오디오 데이터를 저장하는 주 채널에 삽입된 보조 채널의 MPEG 오디오 데이터를 저장하는데 사용될 수 있다. 예를 들면, 그 결과의 신호는, 인터넷과 같은 네트워크 상에서 또는 전화회선 상에서 CD 또는 DVD에 저장되거나 전송될 수 있다.
도 10은 본 발명에 따른 디코딩 장치(80)의 실시예를 나타낸 것이다. 이 장치는, 예를 들어 CD 또는 DVD-ROM과 같은 기록 매체(82)를 판독하는 판독수단(81)을 구비한다. 이들 판독수단(81)은, 기록매체(82)에 포커싱된 광 스폿을 발생시키는 광학계와, 반사된 광 스폿을 검출하는 검출기를 구비한다. 판독수단(81)은, 2진 채널(83)에 관련하는 신호의 복수의 비트로 이루어진 스트림을 생성한다. 이 복수의 비트로 이루어진 스트림(43)은, 디코더(84)에서 2진 소스(85)에 관련하는 신호의 복수의 비트로 이루어진 스트림으로 디코딩된다. 디코더(84)는, 당업자에게 잘 알려진, RLL 채널 코드, 예를 들어 (EFM+)-1를 디코딩하는 표준 수단과, 예를 들어 CIRC-정정과 같은 오류 정정을 위한 수단을 구비한다. 디코더(84)는, 본 발명에 따른 방법에 따라 보조 채널을 디코딩하는 수단을 더 구비한다. 2진 소스(85)에 관련하는 신호의 복수의 비트로 이루어진 스트림은, 디코딩 장치(80)에 의해 제공되고, 예를 들면 오디오 정보를 재생하거나 비디오 정보를 화면에 표시하기 위해 더 처리될 수 있다.
본 발명은 그 바람직한 실시예를 참조하여 설명하였지만, 이들 예로 한정하는 것은 아니라는 것을 알 수 있다. 그래서, 청구범위에 기재된 것처럼, 본 발명의 범위를 벗어나지 않는 다양한 변경은 당업자에게 있어서 명백해질 수 있다.
본 발명은, 오디오 데이터의 인코딩/디코딩 또는 CD 또는 DVD에 저장하기 위한 처리 데이터로 한정되는 것이 아니다. 본 발명은, 처리되어야 하고 임의의 매체 에 저장될 수 있는 임의의 다른 데이터에 적용 가능하다. 또한, 본 발명은, 주 채널의 프레임, 보조 프레임 또는 수퍼프레임으로 이루어진 특수 구조 또는 특수 코딩 방법으로 한정되는 것이 아니다.
아울러, 본 발명은 각각 모든 신규 특징 또는 그 특징들의 조합을 포함한다.

Claims (15)

  1. 고정된 수의 주 채널 비트들과 프레임 동기화 신호를 포함한 주 채널(20)의 프레임에 보조 채널(30)의 다수의 데이터 비트를 저장하는 방법에 있어서,
    다수의 데이터 비트(113), 제 1 비트 값으로 설정된 종료 비트(114), 제 2 비트 값으로 설정된 채움 비트(115)로 연속적으로 채워진 고정된 수의 프레임 비트들을 갖는 보조 프레임(11)이 형성되고, 상기 데이터 비트(113)의 수는 상기 보조 채널(30)의 복수의 비트의 저장을 위해 상기 주 채널(20)의 프레임에서 이용 가능한 비트의 수(nj)보다 작고, 상기 보조 프레임(11)은 인코딩된 데이터 비트(113)와 패리티 비트(112)를 생성하는 오류 정정 인코더(39)를 사용하여 인코딩되며, 상기 인코딩된 데이터 비트(113)와 패리티 비트(112)는 상기 주 채널(20)의 프레임 내에 삽입되는 것을 특징으로 하는 저장방법.
  2. 제 1 항에 있어서,
    수 개의 보조 프레임(11)은 수퍼프레임(5)을 형성하도록 결합되고, 상기 수퍼프레임(5)의 데이터 비트(8)는 상기 오류 정정 인코더(39)를 사용하여 인코딩되고, 상기 수퍼프레임(5)의 인코딩에 의해 생성된 코드어의 심볼들(S11, S12, S13; S21, S22, S23)은 상기 주 채널(20)의 프레임에서 그들을 삽입하기 전에 상기 수퍼프레임(5)내에 분포되는 것을 특징으로 하는 저장방법.
  3. 제 1 항에 있어서,
    상기 보조 프레임(11)내에 상기 데이터 비트(113)를 배치한 후, 상기 주 채널(20)의 프레임 내에 보조 채널(30)의 비트의 저장을 위해 이용 가능한 상기 비트의 수(nj)에 의존하여 식별 비트(111)가 설정되고, 상기 보조 프레임(11)에 관련되는 것을 특징으로 하는 저장방법.
  4. 제 1 항에 있어서,
    상기 인코딩된 데이터 비트(113)와 상기 패리티 비트(112)는, 소정의 값인 런길이 nmin 또는 그 런길이 보다 긴 런길 Inmin에 적용되는 다중 레벨 코딩을 통하여 상기 주 채널(20)의 프레임 내에 삽입되고, 상기 주 채널(20)의 프레임 내에 저장될 수 있는 상기 데이터 비트(113)의 수는 런길이 또는 그 런길이보다 긴 런길이를 갖는 프레임에 있어서의 심볼의 수에 의존하는 것을 특징으로 하는 저장방법.
  5. 주 채널(20)의 프레임에 삽입되는 보조 채널(30)에 관한 복수의 비트의 스트림을 복수의 데이터 비트의 스트림(62)으로 디코딩하는 방법에 있어서,
    고정된 수의 프레임 비트들을 갖도록 보조 프레임(11)이 형성되고, 상기 주 채널(20)의 프레임에 삽입되는 모든 비트(112, 113), 제 1 비트 값으로 설정된 종료 비트(114) 및 제 2 비트 값으로 설정된 채움 비트(115)는 상기 보조 프레임(11) 내에 연속적으로 배치되고, 상기 보조 프레임(11)은 오류 정정 디코더(59)를 사용하여 디코딩 되어 상기 데이터 비트의 스트림(62)을 생성하는 것을 특징으로 하는 디코딩 방법.
  6. 제 5 항에 있어서,
    상기 주 채널(20)의 프레임 내에 삽입되는 보조 채널(30)의 비트들의 수(nj')는, 상기 오류 정정 디코더(59)에 의해 판정되는 것을 특징으로 하는 디코딩 방법.
  7. 제 5 항에 있어서,
    상기 보조 채널(30)의 비트들의 저장시 설정되고, 각각의 보조 프레임(11)에 관련되며, 상기 주 채널(20)의 프레임 내에 상기 보조 채널(30)의 비트들의 저장용으로 이용 가능한 비트들(nj)의 수에 의존하는 식별 비트(11)는, 주 채널(20)의 프레임 내에 삽입되는 상기 보조 채널(30)의 비트들의 수(nj')를 검사하는데 사용되는 것을 특징으로 하는 디코딩 방법.
  8. 제 5 항에 있어서,
    상기 데이터 비트의 스트림(62)은, 상기 디코딩된 보조 프레임(11)내의 종료 비트(114)를 검색하는 것에 의해 상기 디코딩된 보조 프레임(11)에서 발견되고, 상기 디코딩된 보조 프레임(11)내에 제 1 비트 값으로 설정된 최종 비트인 것을 특징으로 하는 디코딩 방법.
  9. 제 5 항에 있어서,
    수 개의 보조 프레임(11)은, 수퍼프레임(5)을 형성하도록 결합되고, 그 수퍼프레임(5)은 상기 오류 정정 디코더(59)를 사용하여 디코딩되는 것을 특징으로 하는 디코딩 방법.
  10. 제 1 항에 있어서,
    상기 종료 비트(114)는 1로 설정되고, 상기 채움 비트(115)는 0으로 설정되는 것을 특징으로 하는 저장방법.
  11. 저장 수단(71, 43)을 구비하고, 고정된 수의 주 채널 비트들과 프레임 동기화 신호를 포함한 주 채널(20)의 프레임에 보조 채널(30)의 다수의 데이터 비트를 저장하는 저장장치에 있어서,
    상기 저장수단(71, 43)은, 다수의 데이터 비트(113), 제 1 비트값으로 설정된 종료 비트(114) 및 제 2 비트 값으로 설정된 채움 비트(115)로 연속적으로 채워진 고정된 수의 프레임 비트들을 갖는 보조 프레임(11)을 형성하고, 상기 데이터 비트(113)의 수는 상기 보조 채널(30)의 비트들의 저장을 위해 상기 주 채널(20)의 프레임에서 이용 가능한 비트의 수(nj) 보다 작고, 인코딩된 데이터 비트(113)와 패리티 비트(112)를 생성하는 오류 정정 인코더(39)를 사용하여 상기 보조 프레임(11)을 인코딩하고, 상기 인코딩된 데이터 비트(113)와 패리티 비트(112)를 상기 주 채널(20)의 프레임 내에 삽입하도록 구성된 것을 특징으로 하는 저장장치.
  12. 디코딩 수단(84)을 구비하고, 주 채널(20)의 프레임에 삽입되는 보조 채널(30)에 관한 복수의 비트의 스트림을 복수의 데이터 비트의 스트림(62)으로 디코딩하는 디코딩 장치에 있어서,
    상기 디코딩 수단(84)은, 고정된 수의 프레임 비트들을 갖는 보조 프레임(11)을 형성하고, 상기 주 채널(20)의 프레임에 삽입되는 모든 비트(112, 113), 제 1 비트 값으로 설정된 종료 비트(114) 및 제 2 비트 값으로 설정된 채움 비트(115)를 상기 보조 프레임(11) 내에 연속적으로 배치하고, 오류 정정 디코더(59)를 사용하여 상기 보조 프레임(11)을 디코딩하여 데이터 비트의 스트림(62)을 생성하도록 구성된 것을 특징으로 하는 디코딩 장치.
  13. 고정된 수의 주 채널 비트들과 프레임 동기화 신호를 포함하는 주 채널(20)의 프레임 내에 상기 보조 채널(30)의 다수의 데이터 비트를 저장하는 매체에 있어서,
    보조 프레임(11)은 다수의 데이터 비트(113), 제 1 비트값으로 설정된 종료 비트(114) 및 제 2 비트 값으로 설정된 채움 비트(115)로 연속적으로 채워진 고정된 수의 프레임 비트들을 갖도록 형성되고, 상기 데이터 비트(113)의 수는 상기 보조 채널(30)의 비트들의 저장을 위해 상기 주 채널(20)의 프레임에서 이용 가능한 비트의 수(nj) 보다 작고, 상기 보조 프레임(11)은 인코딩된 데이터 비트(113)와 패리티 비트(112)를 생성하는 오류 정정 인코더(39)를 사용하여 인코딩되며, 상기 인코딩된 데이터 비트(113)와 패리티 비트(112)는 상기 주 채널(20)의 프레임 내에 삽입되는 것을 특징으로 하는 저장매체.
  14. 삭제
  15. 제 5 항에 있어서,
    상기 종료 비트(114)는 1로 설정되고, 상기 채움 비트(115)는 0으로 설정되는 것을 특징으로 하는 디코딩방법.
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