WO1996032718A1

WO1996032718A1 - Procede de traitement de donnees pour produire un bloc de code de produit de correction d'erreurs, procede de traitement de donnees pour enregistrer des donnees dans un support d'enregistrement, et dispositif de traitement de donnees

Info

Publication number: WO1996032718A1
Application number: PCT/JP1996/000956
Authority: WO
Inventors: Tadashi Kojima; Koichi Hirayama; Yoshihisa Fukushima; Takashi Yumiba
Original assignee: Kabushiki Kaisha Toshiba; Matsushita Electric Industrial Co., Ltd.
Priority date: 1995-04-12
Filing date: 1996-04-08
Publication date: 1996-10-17
Also published as: EP0766245A4; KR970706572A; CN1150859A; CA2190985A1; KR100255105B1; CA2190985C; US6182263B1; US5790569A; EP0766245A1; MY116511A; JP3071828B2; TW315461B; CN1120491C

Description

明細害誤り訂正積符号プロックを生成するためのデータ処理方法と該データを記録媒体に記録するためのデータ処理方法及び該データの処理装置技術分野

この発明はデジタルデータの記録 ·伝送に用いて好適な誤り訂正積符号ブロックの構成方法に係わり、特に、誤り訂正能力を変更しても冗長率が変わることのないように工夫された誤り訂正積符号プロックを生成するのためのデータ処理方法と該データを記録媒体に記録するためのデータ処理方法及び該データの処理装置に関する。背景技術

1バイトが 8ビットのバイト単位でデジタルデータを記録したり伝送したりするシステムにおいては、リードソロモン誤り訂正積符号プロックを構成してデータを処理している。即ち、（M X N ) バイ卜のデータを M行 X N列の行列に配置し、列毎に Nバイ卜の情報部に P 0バイトの誤り訂正検査ヮ一ドを付加し、次に行毎に Nバイトの情報部に P I バイトの誤り訂正検査ワードを付加して、（M + P 0 ) 行 x ( N + P I ) 列のリードソロモン誤り訂正積符号プロックを構成している。そしてこのリードソロモン誤り訂正積符号ブロックを記録 ·伝送することにより、再生側や受信側では、ランダム誤り及びバースト誤りを効率良く訂正できる。

このようなリードソロモン誤り訂正積符号プロックは、冗長率と言われる符号語全体の大きさ、即ち（M+ P O) (N + P I ) に対する誤り訂正検査ヮードの冗長部分（P I XM+ Ρ Ο Χ Ν + Ρ I X P 0 ) の比率が小さい程効率が高いことになる。一方、 P I、 P 0が大きい程ランダム誤りに対してもバースト誤りに対しても訂正能力が高くなる。

ここで同一の冗長率のリ一ドソロモン誤り訂正積符号プロックを比較した場合、 M、 Nが小さく従って P I、 P 0も小さいリードソロモン誤り訂正積符号ブロックの場合には誤訂正される確率が相対的に增えるために訂正能力が低下することが知られている。

逆に M、 Nを大きくすれば同一の冗長率でも P I、 P 0を大きくできるため高い訂正能力が得られることは知られているものの、以下に述べる制約条件を满たすものでなければ実現できない。

第 1に、リードソロモン符号語を構成できるための符号語長として、 M+ P O及び N + P Iは 255バイト以下でなければならないという制約条件がある。

第 2にハードウェア規模のコスト上の制約条件がある。この第 2の条件に係わる要件は、演算回路や符号語全体の大きさである（M+ P O) X (N + P I ) バイトを格納するメモリのコストである。メモリのコストは半導体技術の進歩により変化するものであるから、上述したリードソロモン誤り訂正積符号ブロックの諸パラメータ、 M、 N、 P I、 P Oは、半導体技術の進歩とりわけメモリコストの低下に適合して、任意に可変できるように考慮しておくことが好ましい。

なぜならば、半導体技術の進歩と同時に記録密度や伝送速度も高くなるため、同じ物理長や時間長の誤り力より長いバースト誤りバイト数になるので、より高い誤り訂正能力が要求されるようになるからである。

しかしながら従来は、定められた（M X N ) バイトの情報データに対して（M + P O ) ( N + P I ) バイトのリードソロモン誤り訂正積符号プロックを構成するようにしているため、冗長率とブロック全体の大きさとは一体の関係になつており、誤り訂正能力を維持しょうとすれば、ブロックの大きさを任意に可変することはできなかった。

しかし将来的に見ると、半導体技術の進歩と同時に記録密度や伝送速度も高くなるため、高い誤り訂正能力が要求されるようになり、誤り訂正検査ヮードを大きくする必要がある, しかしこの場合、冗長率が大きくなつてしまうので好ましくないという課題がある。発明の開示

そこでこの発明は、半導体や記録 ·伝送技術の進歩に適合して、冗長率を一定に保ったままでリードソロモン誤り訂正積符号ブロック全体の大きさを大きくして誤り訂正能力を高めることができる、誤り訂正積符号ブロックを生成するための処理方法と該デー夕の記録のための処理方法及び該デー夕の処理装置を得ることを目的とする。上記の目的を達成するためにこの発明の、誤り訂正積符号ブロックの生成方法では、（K XMX N) バイトの情報デー夕に対して、（K x (M+ l ) x (N + P) ) ノく'イトのリードソロモン誤り訂正積符号ブロックを構成し、 Kを可変することでリードソロモン誤り訂正積符号プロック全体の大きさを可変できるようにし、同時に誤り訂正能力をほぼ Kに比例して変化させることができる誤り訂正積符号プロックデータ構造を得るようにしたものである。

具体的には、バイト単位でデジタルデータの処理し、 1つの情報データブロックを M行 X N列の（Mx N) バイトで構成し、前記情報データブロック内では、バイト単位でデータを配置し、行毎には第 0列から第（N— 1 ) 列のデータ伝送順で配置し、かつ第 0行から第（M— 1 ) 行までデータ伝送順に一致させて配置する第 1のステップと、

さらに、データ伝送順に連続する K個の情報データブロックで構成した（K XM) 行 X N列の行列ブロックを配置する第 2のステップと、

この行列ブロックの（K XM) バイトの各列には誤り訂正用検査ヮード Kバイトを付加し、 N列の各列を（K X (M + 1 ) ) バイトのリードソロモン符号語 C 2として形成する第 3のステップと、

さらに Nバイトの各行毎に誤り訂正用検査ワード Pバイトを付加し、（K x (M+ l ) ) 行の各行を（N + P) バイトのリードソロモン符号語 C 1 として形成する第 4のステップとを有し、全体のブロックとしては、 K個の情報データブロック（K X M X N) バイトを情報部とする（K x (M + 1 ) X (N + P) ) バイトのリードソロモン誤り訂正積符号プロックが構成され、 1情報データプロック（MX N) バイトとこれに付加される平均検査ヮードバイト数との合計が、一定値（M + 1 ) X (N + P) バイトになるように構成された誤り訂正積符号ブロックを生成するものである。

上記の方法により、 1情報データブロック（MX N) バイトとこれに付加される平均検査ワードバイト数との合計が、誤り訂正積符号プロックを構成する情報データプロックの個数 Kに依存しない一定値（M + 1 ) X (N + P ) バイトになるために、（M+ l ) x (N + P) バイトの冗長率が変わることはない。

またこの発明は上記の誤り訂正積符号プロックを記録するための方法及び記録された記録媒体、及びこのような訂正積符号ブロックデータを伝送するための通信装置を提供するものである。図面の簡単な説明

図 1は従来のリードソロモン誤り訂正積符号ブロックの構成を示す図。

図 2はこの発明の一実施例におけるリードソロモン誤り訂正積符号の生成プロックを示す図。

図 3は図 2の生成ブロックにより生成されるリードソロモン誤り訂正積符号プロックを示す図。図 4はこの発明に係わるリードソロモン誤り訂正積符号ブロックにおけるセクタ構成を示す図。

図 5はこの発明の他の実施例におけるリードソロモン誤り訂正積符号の生成プロックを示す図。

図 6は図 5の生成ブロックにより生成されるリードソロモン誤り訂正積符号プロックを示す図。

図 7はこの発明の他の実施例におけるリードソロモン誤り訂正積符号の生成プロックを示す図。

図 8は図 7の生成ブロックにより生成されるリードソロモン誤り訂正積符号プロックを示す図。発明を実施するための最良の形態以下、この発明の実施例を図面を参照して説明する。

まず、図 1は従来のリ一ドソロモン誤り訂正積符号プロックの構成を示している。このフォーマツトであると、先に説明したように、定められた（M X N ) バイトの情報データに対して（M + P O ) X ( N + P I ) バイトのリードソロモン誤り訂正積符号ブロックを構成するようにしているため、冗長率とブロック全体の大きさとは一体の関係になっており、誤り訂正能力を維持しょうとすれば、ブロックの大きさを任意に可変することはできない。誤り訂正検査ヮードを大きくすると、冗長率が大きくなつてしまうので好ましくないという課題がある。

そこでこの発明におけるリードソロモン誤り rr正積符号プロックは、図 2の如く構成される。第 1の実施例では、記録媒体としての光ディスク等に 20 48バイトを 1セクタとして記録する場合に、 K = 1 6、 Μ = 1 2、 Ν - 1 72、 Ρ - 1 0としてこの発明を適用した例を説明する。

この実施例は第 1に同一訂正能力であれば、偶数の方が効率が高いこと、第 2に Ρ - 8バイト以下では誤訂正確率が高くなるために Κ = 1 6行のバースト誤り訂正能力が維持できなくなること、第 3に同一の冗長率でバースト誤り訂正能力を高めるためには Κ > Ρでなければならないことから、誤り訂正検査ヮード数を符号語 C 1で 1 0バイト、符号語 C 2で Κ= 1 6バイトと定めている。また第 4に 1セクタの大きさは、 2048バイトの記録データにセクタ番号ゃセク夕毎の誤り検出ワードを付加した 2048より若干大きなものであるという条件から Μ = 1 2、 Ν = 1 72と定めたものである。

図 2には、 1 6セクタを単位とするリードソロモン誤り訂正積符号ブロックを示している。また図 3には、 1セクタ内の行構成を示している。

図 2のブロック Α〜（：においては、バイト単位でデジタルデータを処理し、 1つの情報データブロックを M ( = 1 2 ) 行 x N (= 1 72) 列の（MX N) バイ卜で構成し、前記情報データブロック内では、バイト単位でデータを配置し、行毎には第 0列から第（N— 1 ) 列のデータ伝送順で配置し、かつ第 0行から第（M— 1 ) 行までデータ伝送順に一致させて配置する第 1のステップを有する。さらにデータ伝送順に連続する K (= 1 6) 個の上記のような情報データプロックで構成した（K xM) 行 X Ν列の行列ブロックを配置する第 2のステツブを有する。

次に、前記行列プロックの（Κ X Μ) バイトの各列には誤り訂正用検査ヮード Κ (= 1 6) バイトを付加し、 Ν列の各列を（Κ X (Μ+ 1 ) ) バイトのリードソロモン符号語 C 2 として形成する第 3のステツプを有する。

また、 Νバイトの各行毎に誤り訂正用検査ワード Ρ ( = 1 0) バイトを付加し、（Κ X (Μ+ 1 ) ) 行の各行を（Ν + Ρ ) バイトのリードソロモン符号語 C 1 として形成する第 4のステツブを有する。

全体のブロックとしては、 Κ個の情報データブロック（Κ X Μ X Ν) バイトを情報部とする（K x (Μ+ 1 ) X (Ν + ρ ) ) バイトのリードソロモン誤り rr正積符号プロックが構成され、 1情報データプロック（MX N) バイトとこれに付加される平均検査ヮードバイト数との合計が、一定値（M + 1 ) X (N + P) バイトになるように構成された誤り訂正積符号ブロックデータが生成される。

以下、図 2、図 3、図 4を参照しながらさらに具体的に説明する。

記録するデータを 1セクタ分の 2048バイトずつ取り込み、セクタ番号やセクタ毎の誤り検出ワード（ 1 6バイト）を付加して 2064バイ卜にする（図 2のブロック A参照）なお、セクタ番号（ I D ；セクタ識別）や I D誤り訂正ヮード（ I E C：) 、システム予約コード（R S V) 、誤り検出コード（E D C) は、図 4に示すように合計 1 6バイトである ₍ そして、この 2 0 64バイトは、リードソロモン誤り訂正積符号ブロックメモリの 1セクタ分である（M+ 1 ) 行 X (N + P ) 列 = 1 3行 X 1 8 2列から、誤り訂正用検査ヮード格納部分を除いた M行 X N列 = 1 2行 X 1 7 2列 = 2064バイ卜の部分に格納する。

このようなデータが、 K - 1 6セクタ分、次々とメモリ部に格納される。

次に K = 1 6セクタ分の 1 92行 X 1 72列分を格納した後、列毎に 1 72列の各列が（ 1 92 + 1 2) バイトのリードソロモン符号語 C 2を形成するように演算を行って、 1 6 行毎に 1行ずつ空白（図 3に符号 Xで示している部分）になつている 1 6の行を埋める処理を行う（図 2のブロック Β参照）。

なお埋められる 1 6の行と、リードソロモン符号語 C 2の次数の関係は、 1 6の行位置と次数とが 1対 1に対応する関係、あるいは C 2の 1 5次から 0次までの低次側に対応する関係のいずれかとするように、予め取り決めておく。

次に、空白（X) の 1 6行が埋められた 208行 X I 72 列の各行毎に、誤り訂正用検查ヮ一ド 1 0バイトを付加して 208行の各行が（ 1 72 + 1 0) バイ卜のリードソロモン符号語 C 1を形成するようにして、図 3に示す 1 6セクタを単位とするリードソロモン誤り訂正積符号ブロックを構成する（図 2のブロック C参照）。

このブロックの大きさは、 2 0 8行 X 1 8 2列 - 37856バイトであり、現在安価に入手可能なメモリに適度な余裕をもって納まる最適な大きさの実施例になつている _t この 1 6セクタを単位とするリードソロモン誤り訂正積符号ブロックの冗長率は、

(208 x 1 82 - 1 92 x 1 72) / (208 x 1 82) = 1 2. 76%

であり、訂正可能なバースト誤りの最大長は C 2の誤り訂正検査ヮード数に相当する行数、即ち 1 6行 X 1 82列 - 29 1 2バイトである。

そして、訂正可能なバースト誤りの最大長は C 2の誤り訂正検査ワード数に相当する行数であることから、誤り訂正能力を高めようとする場合には、リードソロモン誤り訂正積符号ブロックの行数を増やし C 2の誤り訂正検査ヮード数を增大すればよい。

上記のように、この発明の手法によると、セクタ内の情報配分は、図 4に示した構成を維持しているために、冗長率を一定に保つていることになる。

リ一ドソロモン誤り訂正積符号プロックの行数を増やし C 2の誤り訂正検査ヮード数を増大する事態が生じるケースとしては、上記のように誤り訂正能力を高める場合と、目的の項でも述べたように半導体や記録技術の進歩に適合して、光ディスクのトラックの所定長あたりの記録密度が高くなつた場合が上げられる。このような場合は、ブロックの行数を増やすことにより C 2の誤り訂正検査ヮード数を増大することができる。情報再生時には上記プロックの行方向へ情報が順次ビックアップされていく力、'、リードソロモン誤り訂正積符号ブロックを取り込み、誤り訂正を行う場合も同一の冗長率を維持することができる。

上記の説明では K = 1 6として説明したが、メモリの大きさによっては K = 1 2として用いてもよいことは勿論である, このようにするとブロックの大きさ力《 28392バイトで 256 kビットに納まるのでさらに安価なメモリを用いることができる。

図 5はこの発明の第 2の実施例である。この実施例では、 K = 1 2である。ブロック 5 A、 5 B、 5 Cは図 2のブロック A〜 Cに対応する。

図 6は、図 5に示したデータ処理手順で生成される誤り訂正積符号ブロックの構成を示している。

図 7は、この発明の第 3の実施例であり、先の実施例に比ベて誤り検査能力が高められている。図 8は、図 7に示したデータ処理手順で生成される誤り訂正積符号プロックの構成を示している。

即ち、記録するデータを 1セクタ分の 2048バイトずつ取り込み、セクタ番号やセクタ毎の誤り検出ワード（ 1 6ノ、' ィト）を付加して 2 0 64バイトにする（ブロック 7 A参照）。そして、この 2064バイトは、リードソロモン誤り訂正積符号ブロックメモリの 1セクタ分である（M+ 1 ) 行 X (N + P ) 列 = 1 3行 X 1 82列から、誤り訂正用検査ヮード格納部分を除いた M行 X N列 - 1 2行 X 1 7 2列

2064バイトの部分に格納する。このようなデータが、 K - 1 8セクタ分、次々と格納され次に Κ = 1 8セクタ分の 2 1 6行 X 1 72列分を格納した後、列毎に 1 72列の各列が（2 1 6 + 1 8) バイトのリードソロモン符号語 C 2を形成するように演算を行って、 1 2 行毎に 1行ずつ空白（図 8に符号 Xで示す部分）になっている 1 2の行を埋める処理を行う（図 7のブロック 7 Β参照）《次に、空白（X) の 18行が埋められた 234行 X 1 72 列の各行毎に、誤り訂正用検査ヮード 1 0バイトを付加して, 234行の各行が（ 1 72 + 1 0) バイ卜のリードソロモン符号語 C 1を形成するようにして、図 8に示す 1 8セクタを単位とするリードソロモン誤り訂正積符号プロックを構成する（図 7のプロック 7 C参照）。

この実施例によると、先の実施例に比べて誤り訂正能力を高めることができる。しかし冗長率は先にも述べたように先の実施例と変わることはない。

以上説明したようにこの発明によれば、半導体や記録 ·伝送技術の進歩に適合して、冗長率を一定に保ったままでリードソロモン誤り訂正積符号ブロック全体の大きさを大きくして誤り訂正能力を高めることができる。産業上の利用可能性

以上説明したこの発明は、デジタルデータの記録 · 伝送に用いて好適し、記録再生システム、伝送受信システム、光学式ディスクのためのデータ処理システムに用いて有効な効果を得ることができる

Claims

請求の範囲 ( 1 ) バイト単位でデジタルデータを処理し、 1つの情報データブロックを M行 X N列の（M X N) バイトで構成し、前記情報データブロック内では、バイト単位でデータを配置し、行毎には第 0列から第（N— 1 ) 列のデータ伝送順で配置し、かつ第 0行から第（M— 1 ) 行までデータ伝送順に一致させて配置する第 1のステップと、さらに、データ伝送順に連続する K個の情報データブロックで構成した（K X M) 行 X N列の行列ブロックを配置する第 2のステップと、この行列ブロックの（K XM) バイ卜の各列には誤り訂正用検査ワード Kバイトを付加し、 N列の各列を（K X (M + 1 ) ) バイトのリードソロモン符号語 C 2として形成する第 3のステップと、さらに Nバイトの各行毎に誤り訂正用検査ヮード Pバイトを付加し、（K x (M+ l ) ) 行の各行を（N + P) バイトのリードソロモン符号語 C 1として形成する第 4のステップとを有し、全体のブロックとしては、 K個の情報デ一タブロック（K M N) バイトを情報部とする（K x (M + 1 ) X (N + P ) ) バイトのリードソロモン誤り訂正積符号プロックが構成され、 1情報データブロック（M X N) バイトとこれに付加される平均検査ヮードバイト数との合計が、一定値（M + 1 ) (N + P) バイ卜になるように構成された誤り訂正積符号ブロックを生成することを特徴とするデータ処理方法。 ( 2 ) バイト単位でデジタルデータを処理し、 1つの情報データブロックを M行 X N列の（MX N) バイ卜で構成し、前記情報データブロック内では、バイト単位でデータを配置し、行毎には第 0列から第（N— 1 ) 列のデータ伝送順で配置し、かつ第 0行から第（M— 1 ) 行までデータ伝送順に一致させて配置する第 1のステップと、さらに、データ伝送順に連続する K個の情報データブロックで構成した（K XM) 行 X N列の行列ブロックを配置する第 2のステップと、この行列ブロックの（ K X M ) バイ卜の各列には誤り訂正用検査ワード Kバイトを付加し、 N列の各列を（K x (M + 1 ) ) バイ卜のリードソロモン符号語 C 2として形成する第 3のステップと、さらに Nバイ卜の各行毎に誤り訂正用検査ヮード Pバイトを付加し、（K x (M + 1 ) ) 行の各行を（N + P) バイトのリードソロモン符号語 C 1 として形成する第 4のステップとを有し、全体のブロックとしては、 K個の情報データブロック（K X M X N) バイトを情報部とする（K x (M + 1 ) X (N + P ) ) バイトのリードソロモン誤り訂正積符号ブロックが構成され、 1情報データプロック（M X N) バイトとこれに付加される平均検査ヮードバイト数との合計が、一定値（M + 1 ) (N + P ) バイ卜になるように構成された誤り訂正積符号ブロックを生成することを特徴とした記録媒体にデータを記録するためのデータ処理方法。 (3) 前記第 3のステップでは、（K + M) バイ卜の各列の末尾に誤り訂正用検査ワード Kバイトを付加し、 N列の各列が、前記（K x (M+ 1 ) ) バイトのリードソロモン符号語 C 2 を形成するようにした後に、列毎に、 Kバイ卜の誤り訂正用検査ワードを情報データ Mバイト毎の位置に 1バイトずつ分散配置しなおしたことを特徴とする請求項 1又は 2のいずれかに記載のデータ処理方法。 (4) 前記第 3のステップでは、（K XM) バイトの各列毎に付加する誤り訂正用検査ヮード Kバイトの各バイト位置が、 M バイト毎に 1ノ、'イトの位置となるようにして前記（K X (M + 1 ) ) バイトのリードソロモン符号語 C 2を形成するようにしたことを特徴とする請求項 1又は 2のいずれかに記載のデータ処理方法。 ( 5 ) 前記 M X Nが 2054以上 2064以下、前記 Kが 1 2以上の偶数、前記 Pが 1 0以上の偶数、前記 K X (M + 1 ) が 255以下、前記 N + Pが 255以下であることを特徴とする請求項 1又は 2のいずれかに記載のデータ処理方法。 (6) 前記 M= 1 2、 N = 1 72. K = 1 6、 Ρ 1 0であることを特徴とする請求項 1又は 2のいずれかに記載のデータ処理方法。 (7) 前記 M= 1 2、 N = 1 72、 K = 1 2、であることを特徴とする請求項 1又は 2のいずれかに記載のデータ処理方法。 (8) 前記 Μ- 1 2、 Ν = 1 72 Κ 18、 Ρ = 1 0であることを特徴とする請求項 1又は 2のいずれかに記載のデータ処理方法。 (9) 前記誤り訂正積符号プロックデータが記録されていることを特徴とする請求項 2記載の記録媒体。 ( 1 0) 前記誤り訂正積符号プロックデータの前記（ΜΧ Ν) バイ卜の 1つの情報データブロックが 1セクタに対応されて記録されていることを特徴とする請求項 2記載の記録媒体。 ( 1 1 ) バイト単位でデジタルデータの処理が行われ、 1つの情報データプロックが Μ行 X Ν列の（Mx Ν) バイ卜で構成され. 前記情報データブロック内は、バイト単位でデータが配置されるもので、行毎には第 0列から第（N— 1 ) 列のデータ伝送順で配置され、かつ第 0行から第（M— 1 ) 行までデー夕伝送順に一致させて配置され、さらに、データ伝送順に連続する K個の情報データブロックで構成される（K xM) 行 x N列の行列ブロックが配置され、この行列ブロックの（K XM) バイトの各列には誤り訂正用検査ヮード Kバイトが付加され、そして N列の各列が（K X (M + 1 ) ) バイトのリードソロモン符号語 C 2として形成され、さらに Nバイトの各行毎に誤り訂正用検査ワード Pバイトが付加され、（K x (M+ 1 ) ) 行の各行が（N + P) バイトのリードソロモン符号語 C 1 として形成され、全体としてブロックとしては、 K個の情報データブロック( K X M X N ) バイトを情報部とする（K x (M + 1 ) X(N + P) ) バイトのリードソロモン誤り訂正積符号プロックが構成され、 1情報データブロック（MX N) バイトとこれに付加される平均検査ヮードバイト数との合計が、一定値(M+ 1 ) (N + P) バイトになるように構成された誤り訂正積符号プロックを処理する手段を有したこと特徴とするデータ処理装置。 ( 1 2) 前記誤り訂正積符号ブロックを処理する手段は、通信装置又はディスクへのデータ記録装置または誤り訂正処理装置のいずれかに設けられていることを特徴とする請求項 1 1記載のデータ処理装置。補正 *の請求の範囲 [1 996年 7月 16日（16. 07. 96) 国際事務局受理：出頼当初の請求の範囲 9及び 10は補正された；他の請求の範囲は変更なし。（7頁） ]

( 1 )

バイト単位でデジタルデータを処理し、 1つの情報データブロックを M行 X N列の（M X N) バイトで構成し、前記情報データブロック内では、バイト単位でデータを配置し、行毎には第 0列から第（N - 1 ) 列のデータ伝送順で配置し、かつ第 0行から第（M— 1 ) 行までデータ伝送順に一致させて配置する第 1のステップと、

さらに、データ伝送順に連続する K個の情報データブロックで構成した（K X M) 行 X N列の行列ブロックを配置する第 2のステップと、

この行列ブロックの（ K X M ) バイトの各列には誤り訂正用検査ヮード Kバイトを付加し、 N列の各列を（K X (M + 1 ) ) バイトのリードソロモン符号語 C 2として形成する第

3のステップと、

さらに Nバイトの各行毎に誤り訂正用検査ヮード Pバイトを付加し、（K X (M + 1 ) ) 行の各行を（N + P ) バイトのリードソロモン符号語 C 1 として形成する第 4のステップとを有し、

全体のブロックとしては、 K個の情報データブロック（K X M X N ) バイトを情報部とする（K x (M + 1 ) X (N + P) ) バイトのリードソロモン誤り訂正積符号プロックが構成され、 1情報データブロック（M X N) バイトとこれに付加される平均検査ヮードバイト数との合計が、一定値（M + 1 ) (N + P ) バイトになるように構成された誤り訂正積

補正された用紙 (条約第 19 符号ブロックを生成することを特徴とするデータ処理方法。

(2)

バイト単位でデジタルデータを処理し、 1つの情報データブロックを M行 X N列の（MX N) バイトで構成し、前記情報データブロック内では、バイト単位でデータを配置し、行毎には第 0列から第（N— 1 ) 列のデータ伝送順で配置し、かつ第 0行から第（M— 1 ) 行までデータ伝送順に一致させて配置する第 1のステップと、

この行列ブロックの（ K X M ) バイ卜の各列には誤り訂正用検査ヮード Kバイトを付加し、 N列の各列を（K X (M + 1 ) ) バイトのリードソロモン符号語 C 2として形成する第 3のステップと、

さらに Nバイ卜の各行毎に誤り訂正用検査ヮード Pバイトを付加し、（K x (M+ l ) ) 行の各行を（N + P) バイトのリードソロモン符号語 C 1として形成する第 4のステップとを有し、

全体のブロックとしては、 K個の情報データブロック（K XM X N) バイトを情報部とする（K x (M + 1 ) X (N + P) ) バイトのリードソロモン誤り訂正積符号プロックが構成され、 1情報データブロック（MX N) バイトとこれに付加される平均検査ヮードバイト数との合計が、一定値（M + 1 ) X (N + P ) バイ卜になるように構成された誤り訂正積

補正された ffi紙 (条約第 19条) 符号ブロックを生成することを特徴とした記録媒体にデータを記録するためのデータ処理方法。

(3)

前記第 3のステップでは、（K +M) バイ卜の各列の末尾に誤り訂正用検査ヮード Kバイトを付加し、 N列の各列が、前記（K X (M+ 1 ) ) バイ卜のリードソロモン符号語 C 2 を形成するようにした後に、列毎に、 Kバイトの誤り訂正用検査ワードを情報データ Mバイト毎の位置に 1バイトずつ分散配置しなおしたことを特徴とする請求項 1又は 2のいずれかに記載のデータ処理方法。

(4)

前記第 3のステップでは、（K XM) バイ卜の各列毎に付加する誤り訂正用検査ヮード Kバイ卜の各バイト位置が、 M バイト毎に 1バイトの位置となるようにして前記（K X (M + 1 ) ) バイトのリードソロモン符号語 C 2を形成するようにしたことを特徴とする請求項 1又は 2のいずれかに記載のデータ処理方法。

(5)

前記 MX Nが 20 54以上 2064以下、前記 Kが 1 2以上の偶数、前記 Pが 1 0以上の偶数、前記 K X (M+ 1 ) が 255以下、前記 N + Pが 255以下であることを特徴とする請求項 1又は 2のいずれかに記載のデー夕処理方法。

(6)

前記 M = 1 2、 N = 1 72 > K = 1 6、 Ρ = 1 0であることを特徴とする請求項 1又は 2のいずれかに記載のデータ処

補正さねた ¾紙、条約第 19条) 理方法。

(7)

前記 Μ- 1 2、 Ν = 1 72、 Κ = 1 2、であることを特徴とする請求項 1又は 2のいずれかに記載のデータ処理方法。

(8)

前記 Μ - 1 2、 Ν = 1 72、 Κ = 18 P = 1 0であることを特徴とする請求項 1又は 2のいずれかに記載のデータ処理方法。

(9) (補正後）

バイト単位でデジタルデータを処理し、 1つの情報データブロックを M行 X N列の（M X N) バイトで構成し、前記情報データブロック内では、バイト単位でデータを配置し、行毎には第 0列から第（N— 1 ) 列のデータ伝送順で配置し、かつ第 0行から第（M— 1 ) 行までデータ伝送順に一致させて配置し、

さらに、データ伝送順に連続する K個の情報データブロックで構成した（K X M) 行 X N列の行列ブロックを配置し、この行列ブロックの（K X M) バイトの各列には誤り訂正用検査ヮ一ド Kバイトを付加し、 N列の各列を（K X (M + 1 ) ) バイ卜のリードソロモン符号語 C 2として形成し、さらに Nバイ卜の各行毎に誤り訂正用検査ヮード Pバイトを付加し、（K X (M+ 1 ) ) 行の各行を（N + P ) バイトのリードソロモン符号語 C 1 として形成し、

全体のブロックとしては、 K個の情報データブロック（K

■¾正された ft紙約第 19条) X M x N) バイトを情報部とする（K x (M+ 1 ) (N + P ) ) バイトのリードソロモン誤り訂正積符号プロックが構成され、 1情報データブロック（M X N) バイトとこれに付加される平均検査ヮードバイト数との合計が、一定値（M + 1 ) X (N + P) バイトになるように構成された誤り訂正積符号プロックを生成しており、

前記誤り訂正積符号プロックのデータが記録されていることを特徴とする記録媒体。

( 1 0) (補正後）

バイト単位でデジタルデータを処理し、 1つの情報データブロックを M行 X N列の（MX N) バイトで構成し、前記情報データブロッグ内では、バイト単位でデータを配置し、行毎には第 0列から第（N - 1 ) 列のデータ伝送順で配置し、かつ第 0行から第（M— 1 ) 行までデータ伝送順に一致させて配置し、

さらに、データ伝送順に連続する K個の情報データブロックで構成した（K XM) 行 X N列の行列ブロックを配置し、この行列ブロックの（K X M) バイトの各列には誤り訂正用検査ヮード Kバイトを付加し、 N列の各列を（K X (M + 1 ) ) バイトのリードソロモン符号語 C 2として形成し、さらに Nバイトの各行毎に誤り訂正用検査ヮード Pバイトを付加し、（K x (M+ l ) ) 行の各行を（N + P) バイトのリードソロモン符号語 C 1 として形成し、

全体のブロックとしては、 K個の情報データブロック（K XMX N) バイトを情報部とする（K x (M + 1 ) X (N +

補正された用紙 (条約第 19条) P) ) バイトのリードソロモン誤り訂正積符号プロックが構成され、 1情報データブロック（M X N ) バイトとこれに付加される平均検査ヮードバイト数との合計が、一定値（M + 1 ) X (N + P ) バイトになるように構成された誤り訂正積符号ブロックを生成しており、

前記誤り訂正積符号ブロックの前記（M X N) バイトの 1 つの情報データブロックが 1セクタに対応されて記録されていることを特徴とする記録媒体。

( 1 1 ) (補正後）

バイト単位でデジタルデータの処理が行われ、 1つの情報データブロックが M行 X N列の（Mx N) バイトで構成され- 前記情報データブロック内は、バイト単位でデータが配 S されるもので、行毎には第 0列から第（N— 1 ) 列のデータ伝送順で配置され、かつ第 0行から第（M - 1 ) 行までデータ伝送順に一致させて配置され、

さらに、データ伝送順に連铳する K個の情報データプロックで構成される（K XM) 行 X N列の行列ブロックが配置され、

この行列ブロックの（K X M) バイトの各列には誤り訂正用検查ヮ一ド Kバイトが付加され、そして N列の各列が（K X (M + 1 ) ) バイトのリードソロモン符号語 C 2として形成され、

さらに Nバイ卜の各行毎に誤り訂正用検査ヮ一ド Pバイトが付加され、（K x ( + 1 ) ) 行の各行が（N + P) バイ卜のリ一ドソロモン符号語 C 1 として形成され、

袖正された用紙 (条約第 19条) 全体としてブロックとしては、 K個の情報データブロック ( K X M X N ) バイトを情報部とする（K X (M + 1 ) X (N + P ) ) バイトのリードソロモン誤り訂正積符号プロックが構成され、 1情報データブロック（M X N) バイトとこれに付加される平均検査ヮードバイト数との合計が、一定値 (M + 1 ) X (N + P ) バイトになるように構成された誤り訂正積符号プロックを処理する手段を有したことを特徴とするデータ処理装置。

( 1 2 )

前記誤り訂正積符号ブロックを処理する手段は、通信装置又はディスクへのデータ記録装置または誤り訂正処理装置のいずれかに設けられていることを特徴とする請求項 1 1記載のデータ処理装置。

禰正された用紙 (条約第 1