JP2002509331A - エラー訂正コードを含む磁気媒体上へのデータの格納のための方法及び装置 - Google Patents
エラー訂正コードを含む磁気媒体上へのデータの格納のための方法及び装置Info
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Abstract
(57)【要約】
２レベル以上のインタリーブ式リードソロモンエラー訂正コーディング並びにトラックチェックサムを提供するディジタルデータ記憶システム。該トラックチェックサムは、リードソロモンコードワード生成ルールとの相関性を有さないアルゴリズムに従って計算される。これにより、C2訂正レベルでの誤訂正を高い信頼性で決定し、これにより訂正率を向上させることが可能となる。また、C2誤訂正を識別するための向上した能力を用いてC2誤訂正を第３レベルのエラー訂正に対してマークすることにより第３レベルでのダブルエラー訂正を可能にするシステムも開示されている。
Description
【０００１】
本発明は、磁気媒体上へのデータ格納のための方法装置及び方法に関し、特に
少なくとも２レベルのエラー訂正を実施するかかる方法及び装置に関する。
少なくとも２レベルのエラー訂正を実施するかかる方法及び装置に関する。
【０００２】
DDS（Digital Data Storage）フォーマットによる磁気テープ上のコンピュー タデータ等の大量のディジタルデータを格納することが可能な磁気データ記憶装
置に関する要求が絶えず増大している。該フォーマットを用いるDDSリード／ラ イト機構では、データは、磁気媒体がコーティングされたテープからなる細長い
記録媒体上に、１つ又は２つ以上の電磁ヘッドを支持する回転ドラムにより、ヘ
リカルスキャン方式で記録される。該テープは、２つのスプール又はリール間に
延びる経路に沿ってモータ駆動式キャプスタンにより移動され、及び部分的に前
記ドラムの周囲に巻き付けられる。該ドラムのヘッドの回転面は、テープの移動
平面に対して所定角をなすよう配置され、これにより、テープの中心線に対して
所定角をなして該テープの幅方向に横切って延びる連続する複数のトラックに沿
って該テープを各ヘッドが横切るようになっている。該機構は、テープ上への記
録に適した信号（エラー検出及び訂正コードを含む）へとデータをエンコードし
、及びかかる信号を調整して記録媒体の特性に最適に適合する形式にするための
、適当な回路を備えている。データ読み出しのために、更に別の回路が配設され
る。該回路は、テープ上に格納されている磁界の変動を導出し、それに対応する
信号を導出し、かかる信号を調整して後続の処理のための形式にし、エンコード
されたデータをデコードし、及びエラーの検出及び訂正を行うものである。
置に関する要求が絶えず増大している。該フォーマットを用いるDDSリード／ラ イト機構では、データは、磁気媒体がコーティングされたテープからなる細長い
記録媒体上に、１つ又は２つ以上の電磁ヘッドを支持する回転ドラムにより、ヘ
リカルスキャン方式で記録される。該テープは、２つのスプール又はリール間に
延びる経路に沿ってモータ駆動式キャプスタンにより移動され、及び部分的に前
記ドラムの周囲に巻き付けられる。該ドラムのヘッドの回転面は、テープの移動
平面に対して所定角をなすよう配置され、これにより、テープの中心線に対して
所定角をなして該テープの幅方向に横切って延びる連続する複数のトラックに沿
って該テープを各ヘッドが横切るようになっている。該機構は、テープ上への記
録に適した信号（エラー検出及び訂正コードを含む）へとデータをエンコードし
、及びかかる信号を調整して記録媒体の特性に最適に適合する形式にするための
、適当な回路を備えている。データ読み出しのために、更に別の回路が配設され
る。該回路は、テープ上に格納されている磁界の変動を導出し、それに対応する
信号を導出し、かかる信号を調整して後続の処理のための形式にし、エンコード
されたデータをデコードし、及びエラーの検出及び訂正を行うものである。
【０００３】 最近開発されたものにDDS3フォーマットがある（1996年6月にECMA規格ECMA-23
6で規定されたもの、「3.81mm Wide Magnetic Tape Cartridge for Information
Interchange - Helical Scan Recording - DDS-3 Format using 125mm Length
Tapes（情報交換用3.81mmワイド磁気テープカートリッジ - ヘリカルスキャン記
録 - 125m長のテープを用いたDDS-3フォーマット）」）。なお、該引用をもって
その内容全体を本書中に包含させたものとする。
6で規定されたもの、「3.81mm Wide Magnetic Tape Cartridge for Information
Interchange - Helical Scan Recording - DDS-3 Format using 125mm Length
Tapes（情報交換用3.81mmワイド磁気テープカートリッジ - ヘリカルスキャン記
録 - 125m長のテープを用いたDDS-3フォーマット）」）。なお、該引用をもって
その内容全体を本書中に包含させたものとする。
【０００４】 DDS3では、少なくとも２レベル（C1,C2）及び随意選択的な第３レベル（C3） のエラー訂正コーディング（ECC）を提供するマルチレベルインタリーブ式リー ドソロモンコード(multilevel interleaved Reed-Solomon code)を用いることに
より、エラーチェック及び検出が達成される。更に、読み出し時の最終的なデー
タチェックを提供するために、トラックチェックサムが、テープ上に書き込むべ
き各データトラックに対応して生成されてフラグメントヘッダ中に格納され、そ
の幾つかが各トラックに組み込まれる。このため、読み出し時には、このトラッ
クチェックサムアルゴリズムが、テープから読み出されるデータバイトに適用さ
れ、その際のトラックチェックサムが該テープへの書き込み時に計算されて格納
されたトラックチェックサムと一致しない場合には当該トラックが拒絶される。
より、エラーチェック及び検出が達成される。更に、読み出し時の最終的なデー
タチェックを提供するために、トラックチェックサムが、テープ上に書き込むべ
き各データトラックに対応して生成されてフラグメントヘッダ中に格納され、そ
の幾つかが各トラックに組み込まれる。このため、読み出し時には、このトラッ
クチェックサムアルゴリズムが、テープから読み出されるデータバイトに適用さ
れ、その際のトラックチェックサムが該テープへの書き込み時に計算されて格納
されたトラックチェックサムと一致しない場合には当該トラックが拒絶される。
【０００５】
トラックチェックサムは、可能な限り大きな割合で不良トラック（訂正不能な
コードワード(codeword)又は誤って訂正されたコードワードを含むもの（以下で
説明する））を拒絶するよう機能することが望ましい。既存のトラックチェック
サムは十分良好に機能するが、このシステムには意外でありかつ重要な欠点が存
在することを本出願人は発見した。即ち、かかるトラックチェックサムは、大部
分の誤修正を識別しないものである。本出願人の分析により、データバイト中の
「修正」が生じた誤修正されたコードワードは該コードワードのみからなり、ト
ラックチェックサムはこの障害を明らかにするものとはならないことが判明した
。この現象が生じる理由は、全バイト（データ及びパリティ）のＸＯＲ演算の結
果がゼロになるという固有の特性を有するように該コードワードが構成されるこ
とにある。DDS3の場合にも、トラックチェックサムは、関連するトラックのデー
タバイトのＸＯＲ演算を行うことにより計算される。
コードワード(codeword)又は誤って訂正されたコードワードを含むもの（以下で
説明する））を拒絶するよう機能することが望ましい。既存のトラックチェック
サムは十分良好に機能するが、このシステムには意外でありかつ重要な欠点が存
在することを本出願人は発見した。即ち、かかるトラックチェックサムは、大部
分の誤修正を識別しないものである。本出願人の分析により、データバイト中の
「修正」が生じた誤修正されたコードワードは該コードワードのみからなり、ト
ラックチェックサムはこの障害を明らかにするものとはならないことが判明した
。この現象が生じる理由は、全バイト（データ及びパリティ）のＸＯＲ演算の結
果がゼロになるという固有の特性を有するように該コードワードが構成されるこ
とにある。DDS3の場合にも、トラックチェックサムは、関連するトラックのデー
タバイトのＸＯＲ演算を行うことにより計算される。
【０００６】 良好な（又は誤修正された）コードワードのバイトのＸＯＲ演算の結果がゼロ
であると仮定すると、特定の良好な又は誤修正されたコードワードのパリティバ
イトのＸＯＲ演算結果が例えば二進値Ａとなる場合には、データバイトのＸＯＲ
演算結果もまた二進値Ａとならなければならない（これによりデータバイトとパ
リティバイトとのＸＯＲ演算結果がゼロとなる）。この特定のコードワードを誤
修正した場合には、該「修正」はデータバイト中にしか含まれず、パリティバイ
トが変更されないため、該パリティバイトのＸＯＲ演算結果は依然と同様に二進
値Ａとなる。データバイトが変更された場合であっても、誤修正のＸＯＲ演算結
果はゼロであるという要件を見たすために、該データバイトのＸＯＲ演算結果は
二進値Ａになる。しかし、該データバイトは同一のチェックサム（並びにＸＯＲ
演算の結果）に全て寄与し、トラックチェックサムは無変更のままとなり、よっ
て、この種の誤修正の場合には、コードワードの固有のＸＯＲ特性とチェックサ
ムの計算に用いられる演算との間の相関関係に起因して、トラックチェックサム
は、「修正」の全てがデータバイト中に現れる誤修正されたコードワードを明ら
かにするものとはならない。
であると仮定すると、特定の良好な又は誤修正されたコードワードのパリティバ
イトのＸＯＲ演算結果が例えば二進値Ａとなる場合には、データバイトのＸＯＲ
演算結果もまた二進値Ａとならなければならない（これによりデータバイトとパ
リティバイトとのＸＯＲ演算結果がゼロとなる）。この特定のコードワードを誤
修正した場合には、該「修正」はデータバイト中にしか含まれず、パリティバイ
トが変更されないため、該パリティバイトのＸＯＲ演算結果は依然と同様に二進
値Ａとなる。データバイトが変更された場合であっても、誤修正のＸＯＲ演算結
果はゼロであるという要件を見たすために、該データバイトのＸＯＲ演算結果は
二進値Ａになる。しかし、該データバイトは同一のチェックサム（並びにＸＯＲ
演算の結果）に全て寄与し、トラックチェックサムは無変更のままとなり、よっ
て、この種の誤修正の場合には、コードワードの固有のＸＯＲ特性とチェックサ
ムの計算に用いられる演算との間の相関関係に起因して、トラックチェックサム
は、「修正」の全てがデータバイト中に現れる誤修正されたコードワードを明ら
かにするものとはならない。
【０００７】 本出願人は、ＸＯＲ演算と相互に関係しないようにトラックチェックサムアル
ゴリズムを修正することにより以前のコードワードにおける誤修正を検出するた
めの信頼性の高い方法を提供することを決定した。この誤修正を高い信頼性で検
出する能力はまた、第３レベルC3訂正が実施される場合に重要かつ有利な結果を
提供するものとなる。
ゴリズムを修正することにより以前のコードワードにおける誤修正を検出するた
めの信頼性の高い方法を提供することを決定した。この誤修正を高い信頼性で検
出する能力はまた、第３レベルC3訂正が実施される場合に重要かつ有利な結果を
提供するものとなる。
【０００８】 これまで、本出願人は、トラックチェックサムを用いてC2コードワードの障害
を識別し、及びそれに従ってかかるコードワードにマークを行おうとしてきた。
エラー訂正コーディングのインタリーブ及びマルチレベル構造のため、コードワ
ードが（３レベルシステムにおいて）C1及びC2レベルで失敗した場合には、配列
中のコードワードの位置を知ることにより、次のレベルのコードワードにおける
疑わしい複数バイトの位置を識別する。エラー訂正コーディングの構造は、特定
のコードワード中のバイトが既知のマッピングに従って後続のコードワード中の
位置へとマップすることを意味している。このため、C2ステージで失敗したコー
ドワードをフラグとして使用してC3コードワード中の特定のバイトをC3訂正アル
ゴリズムに知らせ、これによりそれらがエラーではなく「消跡(erasure)」とし て扱われるようにすることができる。
を識別し、及びそれに従ってかかるコードワードにマークを行おうとしてきた。
エラー訂正コーディングのインタリーブ及びマルチレベル構造のため、コードワ
ードが（３レベルシステムにおいて）C1及びC2レベルで失敗した場合には、配列
中のコードワードの位置を知ることにより、次のレベルのコードワードにおける
疑わしい複数バイトの位置を識別する。エラー訂正コーディングの構造は、特定
のコードワード中のバイトが既知のマッピングに従って後続のコードワード中の
位置へとマップすることを意味している。このため、C2ステージで失敗したコー
ドワードをフラグとして使用してC3コードワード中の特定のバイトをC3訂正アル
ゴリズムに知らせ、これによりそれらがエラーではなく「消跡(erasure)」とし て扱われるようにすることができる。
【０００９】 したがって、完全なC2コードワードが失敗としてマークされる場合には、それ
に対応する（該コードワードを構成する）データバイト位置を決定して、次のC3
レベルに対してエラーの位置が既知となるようにすることが可能である。N個の パリティバイトを有するリードソロモンコードは、「e」エラー及び「v」消跡を
訂正することが可能なものである（ここで、2e+v≦N であり、消跡は既知の位置
における不良バイトである）。典型的なC3訂正コードワードは２つのパリティバ
イト（即ちN=2）を有しており、このため、C3訂正アルゴリズムは単一のエラー （e=1）又は２つの消跡（v=2）を訂正することができる。２つの訂正が行われる
場合、これはダブルエラー訂正と呼ばれる。したがって、誤修正されたC2コード
ワードを消跡として高い信頼性でマークする能力は、C3アルゴリズムがダブルエ
ラー訂正を実行できることを意味するものとなる。これまで、高信頼性の誤訂正
検出方法の欠如は、C3ステージでのダブルエラー訂正の試行が現実的でないこと
を意味してきた。
に対応する（該コードワードを構成する）データバイト位置を決定して、次のC3
レベルに対してエラーの位置が既知となるようにすることが可能である。N個の パリティバイトを有するリードソロモンコードは、「e」エラー及び「v」消跡を
訂正することが可能なものである（ここで、2e+v≦N であり、消跡は既知の位置
における不良バイトである）。典型的なC3訂正コードワードは２つのパリティバ
イト（即ちN=2）を有しており、このため、C3訂正アルゴリズムは単一のエラー （e=1）又は２つの消跡（v=2）を訂正することができる。２つの訂正が行われる
場合、これはダブルエラー訂正と呼ばれる。したがって、誤修正されたC2コード
ワードを消跡として高い信頼性でマークする能力は、C3アルゴリズムがダブルエ
ラー訂正を実行できることを意味するものとなる。これまで、高信頼性の誤訂正
検出方法の欠如は、C3ステージでのダブルエラー訂正の試行が現実的でないこと
を意味してきた。
【００１０】 したがって、本出願人は、トラックチェックサムにより大幅に増大した信頼性
を有する誤修正チェックが提供される方法及び装置を提供する。
を有する誤修正チェックが提供される方法及び装置を提供する。
【００１１】 一態様では、本発明は、磁気媒体上に複数のデータレコードからなるストリー
ムを格納するための装置を提供する。該装置は、 前記複数のデータレコードを複数のデータバイトからなる複数のグループへと
グループ化するグループフォーマット手段と、 前記複数のグループの各々を複数のサブグループへと分割するサブグループ処
理手段であって、その各サブグループが、１つ又は複数のデータトラックに対応
するデータバイトからなる、サブグループ処理手段と、 前記１つのデータトラックについて又は前記複数のデータトラックの各々毎に
１つ又は２つ以上のチェックサムを計算するトラックチェックサム計算手段と、 前記各サブグループを少なくとも１つの別個の配列へと変換する変換手段であ
って、その１つの配列又は複数の配列の各々がデータトラックに１つずつ対応す
るものである、変換手段と、 前記１つの配列又は複数の配列の各々の列をエンコードしてデータバイト及び
パリティバイトからなる第１の（C1）ECCコードワードを提供する、第１のエラ ー訂正コードエンコード手段と、 前記１つの配列又は複数の配列の各々の行をエンコードしてデータバイト及び
パリティバイトからなる第２の（C2）ECCコードワードを提供する、第２のエラ ー訂正コードエンコード手段とを備えており、 前記トラックチェックサム計算手段が、前記１つのトラック又は複数のトラッ
クの各々毎に別個のトラックチェックサムを計算し、これにより、前記ECCコー ドワードのデコード時に、データバイト中に誤訂正が存在する誤訂正コードワー
ドが、対応するオリジナルのコードワードと同じ寄与を対応するトラックチェッ
クサムに与えるという実質的にランダムな（無作為の）蓋然性しか有さないよう
にする、というものである。
ムを格納するための装置を提供する。該装置は、 前記複数のデータレコードを複数のデータバイトからなる複数のグループへと
グループ化するグループフォーマット手段と、 前記複数のグループの各々を複数のサブグループへと分割するサブグループ処
理手段であって、その各サブグループが、１つ又は複数のデータトラックに対応
するデータバイトからなる、サブグループ処理手段と、 前記１つのデータトラックについて又は前記複数のデータトラックの各々毎に
１つ又は２つ以上のチェックサムを計算するトラックチェックサム計算手段と、 前記各サブグループを少なくとも１つの別個の配列へと変換する変換手段であ
って、その１つの配列又は複数の配列の各々がデータトラックに１つずつ対応す
るものである、変換手段と、 前記１つの配列又は複数の配列の各々の列をエンコードしてデータバイト及び
パリティバイトからなる第１の（C1）ECCコードワードを提供する、第１のエラ ー訂正コードエンコード手段と、 前記１つの配列又は複数の配列の各々の行をエンコードしてデータバイト及び
パリティバイトからなる第２の（C2）ECCコードワードを提供する、第２のエラ ー訂正コードエンコード手段とを備えており、 前記トラックチェックサム計算手段が、前記１つのトラック又は複数のトラッ
クの各々毎に別個のトラックチェックサムを計算し、これにより、前記ECCコー ドワードのデコード時に、データバイト中に誤訂正が存在する誤訂正コードワー
ドが、対応するオリジナルのコードワードと同じ寄与を対応するトラックチェッ
クサムに与えるという実質的にランダムな（無作為の）蓋然性しか有さないよう
にする、というものである。
【００１２】 なお、用語「第１」及び「第２」は、第１のエラー訂正コードエンコード手段
が第２のエラー訂正コードエンコード手段の前に動作する必要があることを意図
したものではないことを強調しておく。
が第２のエラー訂正コードエンコード手段の前に動作する必要があることを意図
したものではないことを強調しておく。
【００１３】 このように、コードワード生成ルールと相関しないトラックチェックサムアル
ゴリズムを選択することは、トラックチェックサムが誤訂正の検出に関して従来
の訂正アルゴリズムよりも一層信頼性の高いものであることを意味している。こ
れはまた、トラックチェックサムを使用して大幅に向上した訂正率で誤訂正コー
ドワードをマークすることを可能にする。
ゴリズムを選択することは、トラックチェックサムが誤訂正の検出に関して従来
の訂正アルゴリズムよりも一層信頼性の高いものであることを意味している。こ
れはまた、トラックチェックサムを使用して大幅に向上した訂正率で誤訂正コー
ドワードをマークすることを可能にする。
【００１４】 好適には、前記第１及び第２のエラー訂正コードエンコード手段は、それぞれ
のリードソロモンコードアルゴリズムを適用する。
のリードソロモンコードアルゴリズムを適用する。
【００１５】 トラックチェックサムの生成に使用することが可能なアルゴリズムは多数存在
する。α0にルートを有するリードソロモンコードワードが使用される特定の一 例では、トラックチェックサムは、関連するトラックにおけるデータバイトの算
術加算をベースとして計算することが可能である。
する。α0にルートを有するリードソロモンコードワードが使用される特定の一 例では、トラックチェックサムは、関連するトラックにおけるデータバイトの算
術加算をベースとして計算することが可能である。
【００１６】 コードワード及びチェックサムは、テープへの書き込みに先立って様々な方法
で処理することが可能であるが、前記磁気媒体上に書き込むための複数のデータ
フラグメントを各トラック毎に提供するよう前記エンコードされた配列を変換す
る手段と、前記データフラグメントの各々毎にフラグメントヘッダを提供するフ
ラグメントヘッダ手段とを備えており、前記フラグメントヘッダの内の少なくと
も幾つかが、現在のトラックに関する対応するトラックチェックサムを識別する
データバイトを含んでいることが装置にとって好ましい。
で処理することが可能であるが、前記磁気媒体上に書き込むための複数のデータ
フラグメントを各トラック毎に提供するよう前記エンコードされた配列を変換す
る手段と、前記データフラグメントの各々毎にフラグメントヘッダを提供するフ
ラグメントヘッダ手段とを備えており、前記フラグメントヘッダの内の少なくと
も幾つかが、現在のトラックに関する対応するトラックチェックサムを識別する
データバイトを含んでいることが装置にとって好ましい。
【００１７】 誤訂正の検出のための一層信頼性の高いトラックチェックサム方式を提供する
ことにより、第３レベルでのダブルエラー訂正が容易化される。したがって、本
装置は、好適には、１グループを形成するトラックの各々にまたがるそれぞれの
対応するバイト位置からコードワードを計算する第３のエラー訂正コードエンコ
ード手段を備えるものとなる。
ことにより、第３レベルでのダブルエラー訂正が容易化される。したがって、本
装置は、好適には、１グループを形成するトラックの各々にまたがるそれぞれの
対応するバイト位置からコードワードを計算する第３のエラー訂正コードエンコ
ード手段を備えるものとなる。
【００１８】 本発明はまた、データレコードストリームを磁気媒体上に格納するための方法
へと拡張される。該方法は、 前記データレコードを複数のデータバイトからなる複数のグループへとグルー
プ化し、 前記複数のグループの各々を複数のデータバイトからなる複数のサブグループ
へと分割し、該サブグループの各々が１つ又は複数のデータトラックに対応する
ものであり、 前記１つのデータトラックについて又は前記複数のデータトラックの各々毎に
１つ又は複数のトラックチェックサムを計算して格納し、 前記サブグループの各々を少なくとも１つの個々の配列へと変換し、該配列の
各々がデータトラックに１つずつ対応するものであり、 前記１つの配列又は複数の配列の各々の列をエンコードしてデータバイト及び
パリティバイトからなる第１のエラー訂正コードワードを形成し、 前記１つの配列又は複数の配列の各々の行をエンコードしてデータバイト及び
パリティバイトからなる第２のエラー訂正コードワードを形成し、 前記トラックチェックサムを計算するステップが、前記１つのトラックについ
て又は複数のトラックの各々について個々のトラックチェックサムを計算して、
前記エラー訂正コードワードのデコード時に、データバイト中に誤訂正が存在す
る誤訂正コードワードが、対応するオリジナルのコードワードと同じ寄与を対応
するトラックチェックサムに与えるという実質的にランダムな（無作為の）蓋然
性しか有さないようにする、というものである。
へと拡張される。該方法は、 前記データレコードを複数のデータバイトからなる複数のグループへとグルー
プ化し、 前記複数のグループの各々を複数のデータバイトからなる複数のサブグループ
へと分割し、該サブグループの各々が１つ又は複数のデータトラックに対応する
ものであり、 前記１つのデータトラックについて又は前記複数のデータトラックの各々毎に
１つ又は複数のトラックチェックサムを計算して格納し、 前記サブグループの各々を少なくとも１つの個々の配列へと変換し、該配列の
各々がデータトラックに１つずつ対応するものであり、 前記１つの配列又は複数の配列の各々の列をエンコードしてデータバイト及び
パリティバイトからなる第１のエラー訂正コードワードを形成し、 前記１つの配列又は複数の配列の各々の行をエンコードしてデータバイト及び
パリティバイトからなる第２のエラー訂正コードワードを形成し、 前記トラックチェックサムを計算するステップが、前記１つのトラックについ
て又は複数のトラックの各々について個々のトラックチェックサムを計算して、
前記エラー訂正コードワードのデコード時に、データバイト中に誤訂正が存在す
る誤訂正コードワードが、対応するオリジナルのコードワードと同じ寄与を対応
するトラックチェックサムに与えるという実質的にランダムな（無作為の）蓋然
性しか有さないようにする、というものである。
【００１９】 本発明はまた、上記方法に従って格納されたデータを読み出すための方法へと
拡張されるものである。該方法は、テープからデータを取り出し、該データから
前記トラックチェックサムを抽出し、コードワードをデコードして各トラック毎
のデータバイトを獲得し、該デコードされたデータバイトについてトラックチェ
ックサムを計算し、それらチェックサムが一致しない場合に障害の発生を知らせ
る、という各ステップを有するものである。
拡張されるものである。該方法は、テープからデータを取り出し、該データから
前記トラックチェックサムを抽出し、コードワードをデコードして各トラック毎
のデータバイトを獲得し、該デコードされたデータバイトについてトラックチェ
ックサムを計算し、それらチェックサムが一致しない場合に障害の発生を知らせ
る、という各ステップを有するものである。
【００２０】 好適には、前記データは、３レベルのエラー訂正を含み、前記トラックチェッ
クサムが第２レベルのエラー訂正の後に使用されて第２のコードワード障害が知
らされ、これにより、第２レベルのコードワード障害に対応する第３レベルのコ
ードワード中のあらゆるバイトが識別され及び第３レベルのエラー訂正アルゴリ
ズムに対して消跡としてマークされる。
クサムが第２レベルのエラー訂正の後に使用されて第２のコードワード障害が知
らされ、これにより、第２レベルのコードワード障害に対応する第３レベルのコ
ードワード中のあらゆるバイトが識別され及び第３レベルのエラー訂正アルゴリ
ズムに対して消跡としてマークされる。
【００２１】 本発明について上述してきたが、それらは、上記の本発明の特徴の組み合わせ
又は以下で説明するように拡張することが可能である。
又は以下で説明するように拡張することが可能である。
【００２２】 本発明は、様々な態様で実施することが可能なものであり、ここで図面を参照
してかかる実施例を詳細に説明することとする。
してかかる実施例を詳細に説明することとする。
【００２３】
【００２４】
【００２５】
以下に示すテープ記憶システムの実施例は、DDS3規格（ECMA236に大要が説明 されている）をベースとするものであり、第３レベル(C3)訂正アルゴリズムと、
修正されたトラックチェックサムアルゴリズムとを含むものである。該修正され
たトラックチェックサムアルゴリズムは、より信頼性の高いC2誤訂正標識である
チェックサムを提供するものである。該修正されたアルゴリズムに従って決定さ
れるトラックチェックサムは、C2誤訂正（C3誤訂正が使用されない場合）の後、
又はC3誤訂正の後に基本データの最終チェックとして使用することが可能なもの
である。以下でより詳細に説明するように、C3誤訂正が使用されない場合には、
該修正されたトラックチェックサムアルゴリズムを使用することにより、最終チ
ェックとしてC2誤訂正を検出するための遙かに信頼性の高い方法が提供される。
またC3誤訂正が使用される場合には、C2誤訂正のチェック及びマークを高い信頼
性で実行する能力は、C2修正不能コードワード及びC2誤訂正の両方をC3に対して
消跡としてマークしてC3訂正コードの全能力を使用することが可能になることを
意味するものとなる。
修正されたトラックチェックサムアルゴリズムとを含むものである。該修正され
たトラックチェックサムアルゴリズムは、より信頼性の高いC2誤訂正標識である
チェックサムを提供するものである。該修正されたアルゴリズムに従って決定さ
れるトラックチェックサムは、C2誤訂正（C3誤訂正が使用されない場合）の後、
又はC3誤訂正の後に基本データの最終チェックとして使用することが可能なもの
である。以下でより詳細に説明するように、C3誤訂正が使用されない場合には、
該修正されたトラックチェックサムアルゴリズムを使用することにより、最終チ
ェックとしてC2誤訂正を検出するための遙かに信頼性の高い方法が提供される。
またC3誤訂正が使用される場合には、C2誤訂正のチェック及びマークを高い信頼
性で実行する能力は、C2修正不能コードワード及びC2誤訂正の両方をC3に対して
消跡としてマークしてC3訂正コードの全能力を使用することが可能になることを
意味するものとなる。
【００２６】 ここで図１を参照する。テープ上に格納されるべき基本データストリームは、
基本グループモジュール10により384,296バイトの基本グループへとグループ化 される。該基本グループモジュール10に続き、C3訂正プロセッサ14及びトラック
チェックサム生成器20が配設されている。便宜上、C3訂正プロセッサ14及びトラ
ックチェックサム生成器20は、サブグループにより導入されるバイト命名法（by
te nomenclature）を用いて簡単に説明するが、かかる構成要素については以下 で一層詳細に説明することとする。
基本グループモジュール10により384,296バイトの基本グループへとグループ化 される。該基本グループモジュール10に続き、C3訂正プロセッサ14及びトラック
チェックサム生成器20が配設されている。便宜上、C3訂正プロセッサ14及びトラ
ックチェックサム生成器20は、サブグループにより導入されるバイト命名法（by
te nomenclature）を用いて簡単に説明するが、かかる構成要素については以下 で一層詳細に説明することとする。
【００２７】 基本グループが完成すると、該基本グループはG1モジュール12により、22個の
G1サブグループへと分割される。各G1サブグループは、0〜17,467まで番号付け された17,468バイトのサイズを有するものである。各G1サブグループはまた、1 〜22（図２参照）の範囲の実行番号を１つずつ有している。エラー訂正コード(E
CC3)プロセッサ14は、22個のG1サブグループの各々からデータを導出して23番目
のG1サブグループを形成する。エラー訂正コードC3はGF(28)リードソロモンコー
ド(46,44,3)である。GF(28)での計算は次のように規定されるべきである。 G(x)=x8+x4+x2+1 GF(28)における基本要素(primitive element)αは00000010である。
G1サブグループへと分割される。各G1サブグループは、0〜17,467まで番号付け された17,468バイトのサイズを有するものである。各G1サブグループはまた、1 〜22（図２参照）の範囲の実行番号を１つずつ有している。エラー訂正コード(E
CC3)プロセッサ14は、22個のG1サブグループの各々からデータを導出して23番目
のG1サブグループを形成する。エラー訂正コードC3はGF(28)リードソロモンコー
ド(46,44,3)である。GF(28)での計算は次のように規定されるべきである。 G(x)=x8+x4+x2+1 GF(28)における基本要素(primitive element)αは00000010である。
【００２８】 ECC3のインタリーブ深さ(interleave depth)は１トラックである。ECCバイト は次式を満たす。 HR×VR=0 前記トラックチェックサム生成器の多項式は次の通りである。
【００２９】
【数１】
【００３０】 ここで、 n = 0,1,2,...,8733 Dx,yx = G1サブグループにおけるユーザデータバイト番号 y = G1サブグループ番号 Rx,23 x = ECC2 G2 サブグループにおけるパリティバイト番号 である。
【００３１】 エラー訂正コードC3は、記録されているデータグループにおける任意の２つの
不良トラックを訂正することができるものである。
不良トラックを訂正することができるものである。
【００３２】 次いで、各G1サブグループのバイトがG2モジュール16によりランダム化(rando
mise)されてG2サブグループが形成される。該G2サブグループにおいては、全て のバイトは依然としてD0〜D17467に番号付けされている。それらの順番はG1サブ
グループの場合と同じである。次いで、G3モジュール18がG2サブグループを操作
して、17468バイトの各G2サブグループが、（図３に示すように）G3サブグルー プのトラックAにおいてG2サブグループのグループバイトD0〜D8733、G3サブグル
ープのトラックBにおいてG2サブグループのグループバイトD8734〜D17467、と配
列されるようにする。各トラックにおいてバイトがワードへと割り当てられる。
偶数番号が付されたバイトが下位バイトに割り当てられる一方、奇数番号が付さ
れたバイトが上位バイトに割り当てられる。各トラックの最初のワード（ワード
番号0）は、論理フレーム識別子（LFID）及びデータフォーマット識別子（DFID ）として知られる２バイトを含む。
mise)されてG2サブグループが形成される。該G2サブグループにおいては、全て のバイトは依然としてD0〜D17467に番号付けされている。それらの順番はG1サブ
グループの場合と同じである。次いで、G3モジュール18がG2サブグループを操作
して、17468バイトの各G2サブグループが、（図３に示すように）G3サブグルー プのトラックAにおいてG2サブグループのグループバイトD0〜D8733、G3サブグル
ープのトラックBにおいてG2サブグループのグループバイトD8734〜D17467、と配
列されるようにする。各トラックにおいてバイトがワードへと割り当てられる。
偶数番号が付されたバイトが下位バイトに割り当てられる一方、奇数番号が付さ
れたバイトが上位バイトに割り当てられる。各トラックの最初のワード（ワード
番号0）は、論理フレーム識別子（LFID）及びデータフォーマット識別子（DFID ）として知られる２バイトを含む。
【００３３】 DFIDは、DDSフォーマットを示すものである。LFIDは、フレーム番号と23番目 のフレーム（C3フレーム）の有無とを示すものである。
【００３４】 次いで、G3サブグループの各バイトが、 そのトラック（A又はB）、 そのバイト名（上位又は下位） そのワード番号（0〜4367） により識別される。
【００３５】 以下の説明では次の表記法を使用することとする。
【００３６】 Ailは、i番目のワードにおけるトラックAの下位バイトにより識別されるバイ トを示す。
【００３７】 Aiuは、i番目のワードにおけるトラックAの上位バイトにより識別されるバイ トを示す。
【００３８】 Bilは、i番目のワードにおけるトラックBの下位バイトにより識別されるバイ トを示す。
【００３９】 Biuは、i番目のワードにおけるトラックBの上位バイトにより識別されるバイ トを示す。
【００４０】 トラックチェックサム生成器20は、リードソロモンコードワード生成ルールと
の相関性を有さないアルゴリズムに従ってトラックチェックサムを生成する。こ
のため、該トラックチェックサムアルゴリズムは、各トラック毎にチェックサム
として算術加算を使用する。１トラック中のバイトが加算されて16ビットの結果
が形成され、この場合、16ビットを越える桁上げは却下される（即ち、該加算は
モジュロ２16で計算される）。トラックAについては、トラックチェックサム（T
CS(A)）は次式により与えられる。
の相関性を有さないアルゴリズムに従ってトラックチェックサムを生成する。こ
のため、該トラックチェックサムアルゴリズムは、各トラック毎にチェックサム
として算術加算を使用する。１トラック中のバイトが加算されて16ビットの結果
が形成され、この場合、16ビットを越える桁上げは却下される（即ち、該加算は
モジュロ２16で計算される）。トラックAについては、トラックチェックサム（T
CS(A)）は次式により与えられる。
【００４１】
【数２】
【００４２】 またトラックBについては次式の通りである。
【００４３】
【数３】
【００４４】 LFID及びDFIDは、論理フレームID及びデータフォーマットIDであり、G3サブグ
ループに関連する上述のような監視用バイトである。１トラック内のあらゆるC2
コードワードにおける基本データバイトは全て、同一のトラックチェックサムに
寄与するものである、ということに留意されたい。トラックチェックサムの計算
は、算術加算であり、それ故、C2パリティバイトの計算に使用されるXOR演算と は全く相関性がない。
ループに関連する上述のような監視用バイトである。１トラック内のあらゆるC2
コードワードにおける基本データバイトは全て、同一のトラックチェックサムに
寄与するものである、ということに留意されたい。トラックチェックサムの計算
は、算術加算であり、それ故、C2パリティバイトの計算に使用されるXOR演算と は全く相関性がない。
【００４５】 16ビットの算術チェックサムの場合、C2誤訂正が本質的にランダムであるとき
、トラックチェックサムが変化しない蓋然性（即ち１／２16）は、「1.5×10-6 」となる。
、トラックチェックサムが変化しない蓋然性（即ち１／２16）は、「1.5×10-6 」となる。
【００４６】 次いで、各G3サブグループがG4モジュール22によってG4サブグループ（C1,C2 コードワード生成を含む）へと変換される。各G4サブグループは後述するように
２つの配列対から構成される（図４参照）。符号、フラグメント番号、及びシリ
アル番号が、次式を用いて各バイトに割り当てられる。 符号 ： (-1)a フラグメント番号： i(mod78)+9 シリアル番号 ： (2(u+Integer(i/78))-(Integer(i/78))(mod2)) Integer=商の整数部分 i = 0 〜 4367 a = 0 (Aiu,Ailバイトの場合) a = 1 (Biu,Bilバイトの場合) u = 0 (Aiu,Biuバイトの場合) u = 1 (Ail,Bilバイトの場合) ここで図４を参照する。同図には、トラックA及びBに対応してプラス及びマイ
ナスという名称が付された２つの配列が示されている。各配列において、各バイ
トは、そのフラグメント番号（0〜95）とそのシリアル番号（0〜123）とで識別 される。
２つの配列対から構成される（図４参照）。符号、フラグメント番号、及びシリ
アル番号が、次式を用いて各バイトに割り当てられる。 符号 ： (-1)a フラグメント番号： i(mod78)+9 シリアル番号 ： (2(u+Integer(i/78))-(Integer(i/78))(mod2)) Integer=商の整数部分 i = 0 〜 4367 a = 0 (Aiu,Ailバイトの場合) a = 1 (Biu,Bilバイトの場合) u = 0 (Aiu,Biuバイトの場合) u = 1 (Ail,Bilバイトの場合) ここで図４を参照する。同図には、トラックA及びBに対応してプラス及びマイ
ナスという名称が付された２つの配列が示されている。各配列において、各バイ
トは、そのフラグメント番号（0〜95）とそのシリアル番号（0〜123）とで識別 される。
【００４７】 上記の式を適用することにより、図４に示す配列の非ハッチング部分にデータ
バイトが分配される。次いで、該テーブルの非ハッチング部分におけるデータバ
イトが、該配列内に既に割り当てられているバイトにわたって計算された２つの
リードソロモンエラー検出及び訂正コードC1,C2を用いてエンコードされる。C1 コードワードは列方向に延び、C2コードワードは行方向に延びる。
バイトが分配される。次いで、該テーブルの非ハッチング部分におけるデータバ
イトが、該配列内に既に割り当てられているバイトにわたって計算された２つの
リードソロモンエラー検出及び訂正コードC1,C2を用いてエンコードされる。C1 コードワードは列方向に延び、C2コードワードは行方向に延びる。
【００４８】 C2バイトは、0〜8又は87〜95の範囲のフラグメント番号を有する各フラグメン
トにおける0〜111の範囲のシリアル番号を有するバイト位置について、それ以外
のフラグメントの全てにおける同一のシリアル番号を有するバイトから計算され
る。
トにおける0〜111の範囲のシリアル番号を有するバイト位置について、それ以外
のフラグメントの全てにおける同一のシリアル番号を有するバイトから計算され
る。
【００４９】 次いで、C1バイトは、全てのフラグメントにおける112〜123の範囲のシリアル
番号を有するバイト位置について、それと同一のフラグメントにおけるそれ以外
の全てのバイトから計算される。0〜8又は87〜95の範囲のフラグメント番号を有
するフラグメントでは、C1バイトは、以前に計算されたC2バイトから計算される
。C1は、GF(28)リードソロモンコード（62,56,7）である。この表現は、コード ワードが62バイト長であり、その内の56バイトがデータバイトであり、及び７バ
イトの区切り(separation)を有していることを示している。C2は、GF(28)リード
ソロモンコード（32,26,7）である。
番号を有するバイト位置について、それと同一のフラグメントにおけるそれ以外
の全てのバイトから計算される。0〜8又は87〜95の範囲のフラグメント番号を有
するフラグメントでは、C1バイトは、以前に計算されたC2バイトから計算される
。C1は、GF(28)リードソロモンコード（62,56,7）である。この表現は、コード ワードが62バイト長であり、その内の56バイトがデータバイトであり、及び７バ
イトの区切り(separation)を有していることを示している。C2は、GF(28)リード
ソロモンコード（32,26,7）である。
【００５０】 GF(28)における計算は次式により規定される。
【００５１】 G(x)=x8+x4+x3+x2+1 GF(28)における基本要素αは、00000010である。
【００５２】 C1のインタリーブ深さは２バイトであり、このため、一配列のあらゆる列にお
いては、偶数のシリアル番号を有するデータバイトは、該列のC1コードワードの
内の１つに属し、奇数のシリアル番号を有するデータバイトは、同列における他
のC1コードワードに属する。C2のインタリーブ深さは３フラグメントであり、こ
のため、あらゆる行において第３のフラグメントは同じコードワードに属し、１
行中に３つのC2コードワードが存在する。エラー訂正コード（ECC）バイトは、 次の関係を満たす。
いては、偶数のシリアル番号を有するデータバイトは、該列のC1コードワードの
内の１つに属し、奇数のシリアル番号を有するデータバイトは、同列における他
のC1コードワードに属する。C2のインタリーブ深さは３フラグメントであり、こ
のため、あらゆる行において第３のフラグメントは同じコードワードに属し、１
行中に３つのC2コードワードが存在する。エラー訂正コード（ECC）バイトは、 次の関係を満たす。
【００５３】 HP×VP = 0 HQ×VQ = 0 生成器の多項式は次の通りである。
【００５４】
【数４】
【００５５】 （VP及びVQは以降で示す） ここで、 Pij = C1バイト Qij = C2バイト i = フラグメント番号 j = シリアル番号 であり、C1の場合、 k = 0,1,...,95 l = 0,1 であり、k = 0,1,...,8 又は k = 87,88,...,95 の場合には、VP中のDijはQijと
読まれ、 C2の場合には、 m = 0,1,2 n = 0,1,...,111 である。
読まれ、 C2の場合には、 m = 0,1,2 n = 0,1,...,111 である。
【００５６】
【数５】
【００５７】 G4サブグループの各フラグメントは、ヘッダプロセッサ24により変換されて、
８バイトのヘッダを前置することにより132バイトのメインデータフラグメント となる。該ヘッダは、図５に示すような制御及び監視データを含むものであるが
、サブコードバイト番号０〜３について言及する必要がある。該サブコードバイ
トは、16個の４バイトパックアイテムとして配列されたサブコード情報を含むも
のである。各トラックは96個のフラグメントを含み、該フラグメントの各々は、
１つのパックアイテムを組み込んだそれ自体のヘッダを有しており、各パックア
イテムが１トラックについて６回繰り返されるようになっている。該実施態様で
は、図６に示すように、トラックA,Bについてパックアイテム番号５がトラック チェックサム専用に割り当てられる。
８バイトのヘッダを前置することにより132バイトのメインデータフラグメント となる。該ヘッダは、図５に示すような制御及び監視データを含むものであるが
、サブコードバイト番号０〜３について言及する必要がある。該サブコードバイ
トは、16個の４バイトパックアイテムとして配列されたサブコード情報を含むも
のである。各トラックは96個のフラグメントを含み、該フラグメントの各々は、
１つのパックアイテムを組み込んだそれ自体のヘッダを有しており、各パックア
イテムが１トラックについて６回繰り返されるようになっている。該実施態様で
は、図６に示すように、トラックA,Bについてパックアイテム番号５がトラック チェックサム専用に割り当てられる。
【００５８】 したがって、本装置は、最初に基本データを基本グループへとグループ化し、
次いで該基本グループが22個のサブグループへと分割され、それらの各サブグル
ープが１フレームでテープ上に書き込まれる。各フレームは２トラック(A,B)か らなり、該トラックの各々は、基本データと、それ以外の当該フォーマットによ
り付与された監視及び誤差訂正用データとを含んでいる。テープ上の１グループ
は、22個のフレームと追加のエラー訂正コードフレームとから構成される（C3訂
正が実施される場合）。
次いで該基本グループが22個のサブグループへと分割され、それらの各サブグル
ープが１フレームでテープ上に書き込まれる。各フレームは２トラック(A,B)か らなり、該トラックの各々は、基本データと、それ以外の当該フォーマットによ
り付与された監視及び誤差訂正用データとを含んでいる。テープ上の１グループ
は、22個のフレームと追加のエラー訂正コードフレームとから構成される（C3訂
正が実施される場合）。
【００５９】 C3パリティバイトは、１グループ内で44トラックにわたり計算される。この場
合、各トラックから１バイトが取得されて、２つのパリティバイトを有するC3コ
ードワードが生成される。該C3パリティバイトは、テープ上の１グループに付与
される上述の23番目のフレームに格納される。C3の使用は随意選択的なものであ
る。
合、各トラックから１バイトが取得されて、２つのパリティバイトを有するC3コ
ードワードが生成される。該C3パリティバイトは、テープ上の１グループに付与
される上述の23番目のフレームに格納される。C3の使用は随意選択的なものであ
る。
【００６０】 C1,C2,C3コードについての生成器の多項式は、α0での累乗根を有しており、 このため、良好なコードワードでは、該コードワード中の全バイトのXORの結果 として常にゼロが得られることになる、ということに留意されたい。
【００６１】 したがって、各基本グループは、22個（又はC3訂正が存在する場合には23個）
のG4サブグループへと変換され、該G4サブグループの各々は、96個のフラグメン
トから各々構成される２つのトラックを備えたものとなる。
のG4サブグループへと変換され、該G4サブグループの各々は、96個のフラグメン
トから各々構成される２つのトラックを備えたものとなる。
【００６２】 次いで、（ヘッダを有する）該フラグメントが、8:10エンコーダ26において８
ビット→10ビットエンコーディングを受けた後、従来の態様でテープに書き込ま
れる。
ビット→10ビットエンコーディングを受けた後、従来の態様でテープに書き込ま
れる。
【００６３】 データの読み出し時には、マルチレベルインタリーブ式リードソロモンエラー
訂正コーディングを利用して、読み出されるデータにおけるエラーの検出及び訂
正が行われる。
訂正コーディングを利用して、読み出されるデータにおけるエラーの検出及び訂
正が行われる。
【００６４】 リードソロモンコードは、テープから読み出されるコードワード内のエラーの
訂正を可能にする。訂正の際に、N個のパリティバイトを有するリードソロモン コードワードは、2e+v≦N(eはランダムエラーの数、vはコードワード内の既知の
位置におけるエラー(消跡)の数)である場合には常に訂正される。また、2e+v＞N
である場合には、コードワードは訂正不能であり誤訂正される可能性がある。誤
訂正は、訂正中には検出することができない。
訂正を可能にする。訂正の際に、N個のパリティバイトを有するリードソロモン コードワードは、2e+v≦N(eはランダムエラーの数、vはコードワード内の既知の
位置におけるエラー(消跡)の数)である場合には常に訂正される。また、2e+v＞N
である場合には、コードワードは訂正不能であり誤訂正される可能性がある。誤
訂正は、訂正中には検出することができない。
【００６５】 リードソロモンコードワードを訂正するためのアルゴリズムは、多くの標準的
な書物、例えば、Richard E Blahut著の「Theory and Practice of Error Contr
ol Codes」(ISDN 0-201-10102-5, Addison-Wesley Publishing Company Inc.)に
記載されている。本引用をもってその開示内容を本書に取り込んだものとする。
な書物、例えば、Richard E Blahut著の「Theory and Practice of Error Contr
ol Codes」(ISDN 0-201-10102-5, Addison-Wesley Publishing Company Inc.)に
記載されている。本引用をもってその開示内容を本書に取り込んだものとする。
【００６６】 適当なアルゴリズムの例として、Euclidean Division アルゴリズムがある。
【００６７】 かかるアルゴリズムがコードワードに適用された場合、その結果は、コードワ
ードが良好であり訂正は行わないことを示す「適正(correct)」、コードワード がエラーを有しており当該アルゴリズムにより訂正されることを示す「訂正可能
」、訂正アルゴリズムがコードワードを訂正して有効ではあるが誤ったコードワ
ードが生成されたことを示す「誤訂正」、又はコードワードが不正でありアルゴ
リズムにより不正なものとして識別されたことを示す「訂正不能」となる。誤訂
正及び訂正不能は「失敗」と呼ばれる。
ードが良好であり訂正は行わないことを示す「適正(correct)」、コードワード がエラーを有しており当該アルゴリズムにより訂正されることを示す「訂正可能
」、訂正アルゴリズムがコードワードを訂正して有効ではあるが誤ったコードワ
ードが生成されたことを示す「誤訂正」、又はコードワードが不正でありアルゴ
リズムにより不正なものとして識別されたことを示す「訂正不能」となる。誤訂
正及び訂正不能は「失敗」と呼ばれる。
【００６８】 本出願人によるDDS3の実施においては、C1訂正不能コードワードはC2訂正につ
いては消跡としてマークされる。
いては消跡としてマークされる。
【００６９】 ここで図４を参照する。C1コードワードはインタリーブ深さ「２」を有し各列
内に延びるものであることが想起されよう。したがって、C2訂正アルゴリズムが
例えばフラグメント９において最初のコードワードを訂正不能なものとして識別
した場合、これは、フラグメント９中の偶数シリアル番号におけるバイトをそれ
に対応する（訂正不能が生じる）C2コードワードにおいて消跡としてマークする
ことができることを意味する。
内に延びるものであることが想起されよう。したがって、C2訂正アルゴリズムが
例えばフラグメント９において最初のコードワードを訂正不能なものとして識別
した場合、これは、フラグメント９中の偶数シリアル番号におけるバイトをそれ
に対応する（訂正不能が生じる）C2コードワードにおいて消跡としてマークする
ことができることを意味する。
【００７０】 また、誤訂正は次のレベルで検出される（及び訂正される）ことになる。この
ため、該マルチレベルインタリーブ式エラー訂正方式は、テープからのデータの
読み出し時におけるエラーに対して高い許容性を提供するものとなる。
ため、該マルチレベルインタリーブ式エラー訂正方式は、テープからのデータの
読み出し時におけるエラーに対して高い許容性を提供するものとなる。
【００７１】 トラックチェックサムは、C2（C3の不使用時）又はC3訂正の後に基本データの
最終チェックとして用いられる。テープからデータを読み出す装置により不正な
基本データが検出されることが重要である。
最終チェックとして用いられる。テープからデータを読み出す装置により不正な
基本データが検出されることが重要である。
【００７２】 C3が使用されない場合には、訂正不能なC2コードワードは、C2訂正を行う際に
容易に検出することができる。しかし、C2誤訂正は、C2訂正中に検出することが
できず、トラックチェックサムにより検出されるのが望ましい。トラックチェッ
クサムの計算に関する上述のアルゴリズムは、リードソロモンコードワード生成
ルールとは全く相関性がなく、このためC2誤訂正を検出するための信頼性の高い
方法を提供するものとなる。
容易に検出することができる。しかし、C2誤訂正は、C2訂正中に検出することが
できず、トラックチェックサムにより検出されるのが望ましい。トラックチェッ
クサムの計算に関する上述のアルゴリズムは、リードソロモンコードワード生成
ルールとは全く相関性がなく、このためC2誤訂正を検出するための信頼性の高い
方法を提供するものとなる。
【００７３】 また、C3が使用される場合には、C2訂正不能コードワード及びC2誤訂正コード
ワードをC3に対して消跡としてマークしてC3コードの全能力を訂正に利用できる
ようにすることが望ましい。この場合も、トラックチェックサムアルゴリズムが
リードソロモンコードワード生成ルールとの相関性を全く有さないため、これを
達成することが可能となる。
ワードをC3に対して消跡としてマークしてC3コードの全能力を訂正に利用できる
ようにすることが望ましい。この場合も、トラックチェックサムアルゴリズムが
リードソロモンコードワード生成ルールとの相関性を全く有さないため、これを
達成することが可能となる。
【００７４】 したがって、テープから読み出されたデータが、デコーダ28による10:8デコー
ディングを受けて、ヘッダを含むデータフラグメントが得られる。該ヘッダが再
フォーマットモジュール30により抽出され、トラックチェックサム値がトラック
チェックサムチェッカー32により読み出される。次いでデータフラグメントがG4
再フォーマッタ34によりG4サブグループフォーマットへと戻され、次いで該G4サ
ブグループがC1及びC2訂正アルゴリズムを受けて、C1及びC2コードワードにおけ
る訂正可能なエラー及びその場所が検出される。これには、上述のようにC1訂正
不能をC2アルゴリズムに対して消跡としてマークして６つのC2パリティバイトか
ら得ることができる能力を良好に利用することが含まれる。
ディングを受けて、ヘッダを含むデータフラグメントが得られる。該ヘッダが再
フォーマットモジュール30により抽出され、トラックチェックサム値がトラック
チェックサムチェッカー32により読み出される。次いでデータフラグメントがG4
再フォーマッタ34によりG4サブグループフォーマットへと戻され、次いで該G4サ
ブグループがC1及びC2訂正アルゴリズムを受けて、C1及びC2コードワードにおけ
る訂正可能なエラー及びその場所が検出される。これには、上述のようにC1訂正
不能をC2アルゴリズムに対して消跡としてマークして６つのC2パリティバイトか
ら得ることができる能力を良好に利用することが含まれる。
【００７５】 C2訂正の後、C3訂正ステージが存在しない場合には、コードワードが再フォー
マットモジュール36〜40によりG1サブグループフォーマットへと戻される。トラ
ックチェックサムが再計算され、これが、トラックチェックサムチェッカー32に
より、ヘッダから取り出されたトラックチェックサムと比較されて、C2誤訂正（
C2訂正アルゴリズムによりマークされたC2訂正不能）が識別される。
マットモジュール36〜40によりG1サブグループフォーマットへと戻される。トラ
ックチェックサムが再計算され、これが、トラックチェックサムチェッカー32に
より、ヘッダから取り出されたトラックチェックサムと比較されて、C2誤訂正（
C2訂正アルゴリズムによりマークされたC2訂正不能）が識別される。
【００７６】 C1及びC2訂正に続いてC3訂正が存在する場合には、トラックチェックサムチェ
ッカーがC2誤訂正をC3訂正アルゴリズムモジュール42に対して消跡としてマーク
し、これにより、２つの消跡がマークされている場合に、C3訂正アルゴリズムが
ダブルエラー訂正を行うのが容易となり、C3コードの全能力を訂正に用いること
が可能となる。次いで、トラックチェックサムを、最終データチェックとしてC3
訂正済データに用いることが可能となる。
ッカーがC2誤訂正をC3訂正アルゴリズムモジュール42に対して消跡としてマーク
し、これにより、２つの消跡がマークされている場合に、C3訂正アルゴリズムが
ダブルエラー訂正を行うのが容易となり、C3コードの全能力を訂正に用いること
が可能となる。次いで、トラックチェックサムを、最終データチェックとしてC3
訂正済データに用いることが可能となる。
【００７７】 エラー訂正の失敗 以下の（ランダムエラーについてのみ有効な）分析は、C2誤訂正を高い信頼性
で消跡としてマークすることでC2ダブルエラー訂正を可能にすることにより達成
される訂正率の改善を示すものである。
で消跡としてマークすることでC2ダブルエラー訂正を可能にすることにより達成
される訂正率の改善を示すものである。
【００７８】 Pは、１チャネルにおけるランダムビットエラーの確率として規定され、Pc1は
、良好なC1訂正の確率として規定されるものである。
、良好なC1訂正の確率として規定されるものである。
【００７９】
【数６】
【００８０】 C2失敗率の推定値は次式により求めることができる。
【００８１】
【数７】
【００８２】 ここで、消跡はC1訂正では使用されない（このため62バイトのC1コードワード
中の３バイトしか補正できない）ものと仮定する。表１は様々な値のPについてP
c1を示したものである。C1訂正率、即ち、C1コードワードが１つ又は２つ以上の
エラーを含む確率は、同表に示すとおりである。
中の３バイトしか補正できない）ものと仮定する。表１は様々な値のPについてP
c1を示したものである。C1訂正率、即ち、C1コードワードが１つ又は２つ以上の
エラーを含む確率は、同表に示すとおりである。
【００８３】
【表１】
【００８４】 C3シングルエラー訂正を用いる場合にはC3失敗率は次式により与えられる。
【００８５】
【数８】
【００８６】 またC3ダブルエラー訂正を用いる場合にはC3失敗率は次式により与えられる。
【００８７】
【数９】
【００８８】 前記表１の最上行の値を適用することにより、上記式からC2失敗に関する値が
次表の通り与えられる。
次表の通り与えられる。
【００８９】
【表２】
【００９０】 次いで、C3ダブルエラー訂正は、失敗率における少なくとも８桁の大きさの改
善を与え（表１の他の行はこれと同等の良好な改善を示すものとなり）、これは
明らかに重要な利益である。
善を与え（表１の他の行はこれと同等の良好な改善を示すものとなり）、これは
明らかに重要な利益である。
【００９１】 上述のアルゴリズムによる全体的な利益を計算するために、C2誤訂正の確率を
決定する必要があるが、これはチェックサムからは取り出されない。これは、C3
へ渡されるC2消跡フラグにおける「エラー率」である。上記表１は、C2失敗に関
する幾つかの望ましくない場合を与えるものであるが、そのうちの何パーセント
が誤訂正であるかを推定する必要がある。これは、計算が困難なものであるが、
誤訂正において生成されたエラー位置が0〜255の範囲にわたってランダムである
場合には、４が0〜31（32はC2コードワードの長さ）の範囲内にある可能性は、(
32/256)4=2.4×10-4となる。これに基づき、現行（従来）のトラックチェックサ
ムアルゴリズムと本書で説明するアルゴリズムとの比較を表３に示す。
決定する必要があるが、これはチェックサムからは取り出されない。これは、C3
へ渡されるC2消跡フラグにおける「エラー率」である。上記表１は、C2失敗に関
する幾つかの望ましくない場合を与えるものであるが、そのうちの何パーセント
が誤訂正であるかを推定する必要がある。これは、計算が困難なものであるが、
誤訂正において生成されたエラー位置が0〜255の範囲にわたってランダムである
場合には、４が0〜31（32はC2コードワードの長さ）の範囲内にある可能性は、(
32/256)4=2.4×10-4となる。これに基づき、現行（従来）のトラックチェックサ
ムアルゴリズムと本書で説明するアルゴリズムとの比較を表３に示す。
【００９２】
【表３】
【００９３】 したがって、上記構成は、既存の方式よりも少なくとも４桁の大きさの改善を
提供するものである。該フォーマットでは特別なバイトは必要とされない。これ
はハードウェアで容易に実施できる。16ビット加算器は多数のゲートを使用する
ことがなく、インタリーブも存在しないからである。
提供するものである。該フォーマットでは特別なバイトは必要とされない。これ
はハードウェアで容易に実施できる。16ビット加算器は多数のゲートを使用する
ことがなく、インタリーブも存在しないからである。
【図１】 本発明による修正されたDDS3フォーマットを用いた磁気テープに対する情報の
格納及び読み出しの概要を表すブロック図である。
格納及び読み出しの概要を表すブロック図である。
【図２】 DDS3フォーマットで実施されたデータフォーマットにおける基本グループから
分離されたG2サブグループを示す説明図である。
分離されたG2サブグループを示す説明図である。
【図３】 G1サブグループのランダム化及び再配置の後に得られるG3サブグループを示す
説明図である。
説明図である。
【図４】 G3サブグループから得られるG4サブグループの構造を示す説明図である。
【図５】 メインデータフラグメントの構造を示す説明図である。
【図６】 トラックチェックサムを含むパックアイテムの構造を示す説明図である。
10 基本グループモジュール 12 G1モジュール 14 C3訂正プロセッサ 16 G2モジュール 18 G3モジュール 20 トラックチェックサム生成器 22 G4モジュール 24 ヘッダプロセッサ 26 8:10エンコーダ 28 10:8デコーダ 30 再フォーマットモジュール 32 トラックチェックサムチェッカー 34 G4再フォーマッタ 36〜40 再フォーマットモジュール 42 C3訂正アルゴリズムモジュール
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ， ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，Ｌ Ｕ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ， ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，ＫＥ，ＬＳ，Ｍ Ｗ，ＳＤ，ＳＺ，ＵＧ，ＺＷ)，ＥＡ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ，ＴＪ，ＴＭ)，ＡＬ，ＡＭ ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ，ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ， ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＥ，Ｅ Ｓ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＥ，ＧＨ，ＧＭ，ＧＷ，ＨＵ，ＩＤ ，ＩＬ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ， ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＤ，Ｍ Ｇ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ，ＳＬ， ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＳ，ＵＺ，Ｖ Ｎ，ＹＵ，ＺＷ (72)発明者 ウィリアムズ，ロバート イギリス国ブリストル・ビーエス４・４ジ ェイユー，ブリスリングトン，ジーン・ロ ード・44 (72)発明者 尾崎 真也 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内 (72)発明者 ワトキンス，マーク，ロバート イギリス国ブリストル・ビーエス６・７エ スアール，ウエストバーリー・パーク，ハ ルスバーリー・ロード・12
Claims (12)
- 【請求項１】 複数のデータレコードからなるストリームを磁気媒体上に格納する装置であっ
て、 前記複数のデータレコードを複数のデータバイトからなる複数のグループへと
グループ化するグループフォーマット手段と、 前記複数のグループの各々を複数のサブグループへと分割するサブグループ処
理手段であって、その各サブグループが、１つ又は複数のデータトラックに対応
するデータバイトからなる、サブグループ処理手段と、 前記１つのデータトラックについて又は前記複数のデータトラックの各々毎に
１つ又は２つ以上のチェックサムを計算するトラックチェックサム計算手段と、 前記各サブグループを少なくとも１つの別個の配列へと変換する変換手段であ
って、その１つの配列又は複数の配列の各々がデータトラックに１つずつ対応す
るものである、変換手段と、 前記１つの配列又は複数の配列の各々の列をエンコードしてデータバイト及び
パリティバイトからなる第１の（C1）ECCコードワードを提供する、第１のエラ ー訂正コードエンコード手段と、 前記１つの配列又は複数の配列の各々の行をエンコードしてデータバイト及び
パリティバイトからなる第２の（C2）ECCコードワードを提供する、第２のエラ ー訂正コードエンコード手段とを備えており、 前記トラックチェックサム計算手段が、前記トラックについて別個のトラック
チェックサムを計算して、前記ECCコードワードのデコード時に、データバイト 中に誤訂正が存在する誤訂正コードワードが、対応するオリジナルのコードワー
ドと同じ寄与を対応するトラックチェックサムに与えるという実質的にランダム
な蓋然性しか有さないようにする、複数のデータレコードからなるストリームを
磁気媒体上に格納する装置。 - 【請求項２】 前記第１及び第２のエラー訂正コードエンコード手段が、リードソロモンコー
ディングを適用し、各トラックチェックサムが、前記トラックのデータバイトに
ついてのXOR演算又はそれと論理的に等価なものでないアルゴリズムを用いて計 算される、請求項１に記載の装置。 - 【請求項３】 各トラックチェックサムが、前記トラック中のデータバイトの算術加算に基づ
いて計算される、請求項１に記載の装置。 - 【請求項４】 前記磁気媒体上に書き込むための複数のデータフラグメントを各トラック毎に
提供するよう前記エンコードされた配列を変換する手段と、前記データフラグメ
ントの各々毎にフラグメントヘッダを提供するフラグメントヘッダ手段とを備え
ており、前記フラグメントヘッダの内の少なくとも幾つかが、現在のトラックに
関する対応するトラックチェックサムを識別するデータバイトを含んでいる、請
求項１に記載の装置。 - 【請求項５】 １グループを形成する複数のトラックの各々にわたるそれぞれの対応するバイ
ト位置からコードワードを計算する第３のエラー訂正コードエンコード手段を備
えている、請求項４に記載の装置。 - 【請求項６】 複数のデータレコードからなるストリームを磁気媒体上に格納するための方法
であって、 前記複数のデータレコードを複数のデータバイトからなる複数のグループへと
グループ化し、 前記複数のグループの各々を複数のデータバイトからなる複数のサブグループ
へと分割し、該サブグループの各々が少なくとも１つのデータトラックに対応す
るものであり、 前記１つのデータトラックについて又は前記複数のデータトラックの各々につ
いて１つ又は複数のトラックチェックサムを計算して格納し、 前記サブグループを少なくとも１つの個々の配列へと変換し、該配列の各々が
データトラックに１つずつ対応するものであり、 前記１つの配列又は複数の配列の各々の列をエンコードしてデータバイト及び
パリティバイトからなる第１のエラー訂正コードワードを形成し、 前記１つの配列又は複数の配列の各々の行をエンコードしてデータバイト及び
パリティバイトからなる第２のエラー訂正コードワードを形成し、 前記トラックチェックサムを計算するステップが、前記トラックについて個々
のトラックチェックサムを計算して、前記エラー訂正コードワードのデコード時
に、データバイト中に誤訂正が存在する誤訂正コードワードが、対応するオリジ
ナルのコードワードと同じ寄与をトラックチェックサムに与えるという実質的に
ランダムな蓋然性しか有さないようにする、 という各ステップを有する、複数のデータレコードからなるストリームを磁気媒
体上に格納するための方法。 - 【請求項７】 前記配列の前記行及び列がリードソロモンコーディングを用いてエンコードさ
れ、各トラックチェックサムが、前記トラックのデータバイトについてのXOR演 算又はそれと論理的に等価なものでないアルゴリズムを用いて計算される、請求
項６に記載の方法。 - 【請求項８】 前記トラックチェックサムが、前記トラック中のデータバイトの算術加算に基
づいて計算される、請求項７に記載の方法。 - 【請求項９】 １グループを形成する複数のトラックの各々にわたる対応するバイト位置から
コードワードを計算する第３のエラー訂正コードエンコード手段を含む、請求項
６ないし請求項８の何れか一項に記載の方法。 - 【請求項１０】 前記エラー訂正コードエンコード手段が、リードソロモンコードアルゴリズム
をそれぞれ実施する、請求項６ないし請求項９の何れか一項に記載の方法。 - 【請求項１１】 請求項６ないし請求項10の何れか一項に記載の方法に従って格納されたデータ
を読み出すための方法であって、テープからデータを取り出し、該データから前
記トラックチェックサムを抽出し、コードワードをデコードして各トラック毎の
データバイトを獲得し、該デコードされたデータバイトについてトラックチェッ
クサムを計算し、それらチェックサムが一致しない場合に失敗の発生を知らせる
、という各ステップを有する方法。 - 【請求項１２】 前記データが３レベルのエラー訂正を含み、前記トラックチェックサムが第２
レベルのエラー訂正の後に使用されて第２のコードワードの失敗が知らされ、第
２レベルのコードワードの失敗に対応する第３レベルのコードワード中のあらゆ
るバイトが識別されて該最終レベルのエラー訂正アルゴリズムに対して消跡とし
てマークされる、請求項１１に記載の方法。
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|---|---|---|---|
| PCT/GB1998/000055 WO1999036913A1 (en) | 1998-01-16 | 1998-01-16 | Methods and apparatus for data storage on magnetic media including error correction codes |
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Publications (3)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2002509331A true JP2002509331A (ja) | 2002-03-26 |
| JP2002509331A5 JP2002509331A5 (ja) | 2005-12-22 |
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Family
ID=10824780
Family Applications (1)
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|---|---|---|---|
| JP2000540540A Expired - Lifetime JP4290881B2 (ja) | 1998-01-16 | 1998-01-16 | エラー訂正コードを含む磁気媒体上へのデータの格納のための方法及び装置 |
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| KR20140071640A (ko) * | 2012-12-04 | 2014-06-12 | 에스케이하이닉스 주식회사 | 데이터 저장 장치 및 그것의 에러 정정 코드 처리 방법 |
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| JP2004288283A (ja) * | 2003-03-20 | 2004-10-14 | Hitachi Ltd | 情報記録フォーマット、情報記録再生符号化方法・回路およびこれを用いた磁気ディスク記録再生装置、情報記録再生装置、並びに情報通信装置 |
| US7376888B2 (en) * | 2004-10-19 | 2008-05-20 | International Business Machines Corporation | Interleaved recording of separated error correction encoded information |
| US8788933B2 (en) * | 2005-12-01 | 2014-07-22 | Nokia Corporation | Time-shifted presentation of media streams |
| US8468416B2 (en) * | 2007-06-26 | 2013-06-18 | International Business Machines Corporation | Combined group ECC protection and subgroup parity protection |
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| JPH06203486A (ja) | 1992-12-31 | 1994-07-22 | Sony Corp | 記録再生制御装置 |
-
1998
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- 1998-01-16 JP JP2000540540A patent/JP4290881B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1998-01-16 WO PCT/GB1998/000055 patent/WO1999036913A1/en active IP Right Grant
- 1998-01-16 EP EP98900557A patent/EP1048034B1/en not_active Expired - Lifetime
- 1998-01-16 DE DE69814465T patent/DE69814465T2/de not_active Expired - Lifetime
- 1998-01-16 US US09/600,306 patent/US6631485B1/en not_active Expired - Lifetime
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| KR102004928B1 (ko) | 2012-12-04 | 2019-07-29 | 에스케이하이닉스 주식회사 | 데이터 저장 장치 및 그것의 에러 정정 코드 처리 방법 |
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