JPS61281722A - デジタル情報ワ−ドのブロツク伝送方法 - 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） この発明の目的は、デジタル情報ワードをブロック単位
で伝送する方法に関し、詳しくは、デジタル情報ワード
と冗長度ワードとの結合系列からなる伝送ブロックを作
り出す符合化と複合化方法に関するものである。この冗
長度ワードは、受信時に磁気テープにデジタル記録する
とき等に突発する長い誤りのバーストを検出し訂正する
ためものである。

（従来の技術） 従来、磁気テープにデジタル記録する分野では、記録す
べき情報は、それぞれ同期ワード、識別ワード、１個又
は複数個の情報ワード、誤り検出コー・ドからなるフレ
ーム構造とされていた。しかし、この誤り検出コードで
は誤りの全てを検出することはできない。

誤り検出訂正能力を改良するために、フレームをフレー
ムの集合として再グループ化し、同一集合体のフレーム
の関係が相同の情報（すなわち同一オーダのビット）を
、単純な数学的関係によって相同ビットのパリティの合
計としてのようにして結びつ番づることが知られている
。同様に、同一集合のフレームに誤りが生ずる可能性が
互いに独立するようにして、数個の連結集合のフレーム
の系列を織り混ぜることによって伝送ブロックを形成す
ることも知られている。

１９７９年〕１月にニューヨークで行なわれた第６４回
オーディオ技術協会会議で発表されたＫ・タナカ氏他の
論文「業務用２チヤンネルＰＣＭ（パルス符号変調）テ
ープレコーダの改良」においては、こうしたデジタル情
報ワードのブロック単位での伝送方法が述べられている
。記録は８トラツクの磁気テープに行われ、６個のトラ
ックは情報ワードに割り当てられ、残りの２個のトラッ
クは同一集合に属するフレームの相同情報を結び付けて
いる冗長度ワードに割り当てられていた。これらの冗長
度ワードは、リード・ソロモンの助力によって得られた
。

この既知の方法は、リード・ソロモンのコード（符号）
が複雑なために充分満足のいくものではない。このコー
ド手段による誤りの検出と訂正には、長くかつ複雑な演
算が必要である。また、彼の論文の中で述べられた方法
の訂正能力、すなわち訂正できない誤りを有する確率は
、誤り確率がＰと等しいときにはＰ３に比例する。この
訂正能力はたいして高くはない。すなわち、複雑比（コ
ンプレクシティレシオ）は非常にありふれた水準に留ま
っている。

訂正できない確率が所に比例するような伝送方法が存在
することも知られている。こうした方法の一個が「デジ
タル情報ワード系列の伝送方法と装置」と題するフラン
ス特許出願第２４６７５１０号の中で述べられている。

この方法では、情報ワードが偶数情報ワードの系列と奇
数情報ワードの系列とに分けられており、これらの系列
は符合化され遅延されて伝送される。

この方法は伝送チャンネル又は記録媒体上の欠陥が２個
の連続する情報ワードにおいて１個の誤りを導き出さな
いようにすることを確保することを可能にする。誤りで
あると認められたワードは結局訂正されるが、それがで
きない場合には、先行する情報ワードから後に来る情報
ワードまで書き改められ補間される。この補間は、一連
の情報ワードが相関している場合以外には意味がない。

相関は音声信号のデジタル記録の場合にあてはまる。

この方法では、伝送、記録のフォーマットが過ちを犯し
やすいという意味でのすベリ構造を有している。すなわ
ち、フレームの織り込みが、上述の論文の場合のような
独立したブロックを定義することが不可能な様に構成さ
れているのである。

その結果、音声プログラムを電子的に組み立てる場合に
障害が生・しることになる。特に、電子的に組み立てる
際に据え付は点において、滑り易い構造が破壊されて、
訂正能力の消失を招くことになる。

（発明の目的） この発明は、特にこれまでの伝送方法の問題点を取り除
くことを目的とする。また、この発明は、とりわけ、電
子的組立てを容易にすることができるように独立ブロッ
ク単位の伝送方法を導くことにある。

同様に、この発明の他の目的は、記録が並行して数個の
磁気トラックで行われる場合に、約５〜１０ｍｎ＋の長
さにわたる磁気テープの全幅にねたっての情報の消失に
耐えられる伝送方法の提供にある。

この発明の他の目的は、情報が、例えば４個の磁気トラ
ックに振り分けられたときに、ある磁気トラックの完全
消失を避けることのできる伝送方法を提供することにあ
る。

この発明の更に他の目的は、少なくとも３個の誤り−す
なわち、誤り確率がＰに等しいとき、訂正されない誤り
確率が戸に比例する伝送方法を比例することが可能な伝
送方法を提供することにある。

この発明の最後の目的は、情報ワードと冗長度ワードを
保護しつつ、誤り検出コードによって検出されない誤り
を検出訂正する伝送方法を提供することにある。

更に詳しくは、この発明は、デジタル情報ワードをブロ
ック単位で伝送する方法に関する。各情報ワードがｎエ
ビットの長さを有しｍｎＬ→よ整数であり、伝送される
べき情報ワードに誤り訂正コードのワードと誤り検出コ
ードのワードとを連続的に加える方法であって、この方
法は、以下のことを特徴とするものである。

誤り訂正コードは、ｎｚ　−ｋ　（ｎ、＞　ｋ）個の連
続する情報ワードの各系列にに個の冗長度ワードを加え
るという手段に基づくヘミングコードであり、この１２
−に個の情報ワードはに個の冗長度ワードと共に連結集
合と呼ばれるワードの集合を形成し、各冗長度ワードは
ｎ□ビットを有し、各ｉ列（１≦ｉ≦ｎ□）に対して、
各冗長度ワードのｉ列のにビットは、ｎ２−に個の情報
ワードのｉ列のｎ、−にビットの冗長度ビットであり、
誤り検出コードは、ハミング行列によって形成され、そ
のハミング行列の列ベクトルは同様な方法で与えられた
可能な誤りの訂正を許可するように選択され、情報ワー
ドの系列あるいは冗長ワードの系列に当てはめられ、同
じ列のワードは別々の連結された集合に属しており、そ
れぞれの伝送されたブロックはｎ、　−に個の１情報ワ
ードの一連の複数性と結び付けられた誤り検出と訂正符
号のワードを含んでいる。

誤り検出コードは、異なる連結集合に属している同一の
系列に又は冗長ワードの系列のロードに適合され、各伝
送ブロックは多数のｎ、−に情報ワードの系列と結合誤
り検出訂正ワードとからなる。

冗長度ワードは、好ましくは、拡張ハミングコードによ
って得られ、すなわち、ｌ形式（２″、２２−　ｍ　−
１）であり１ｍは整数である。また、形式％式％コ ードを用いることもできる。両方共、コードを短縮する
ことができ、それは、それぞれ形式（２＠Ｐ＋２’−ｍ
−１−ｐ）あるいは（２″−１−Ｐ、２″″’−ｍ−１
−ｐ）である。

この短縮は、各情報のワードのＰビットの値を特殊な２
進数値、一般的には数値１１０１ｊに強制することによ
り成っている。

好ましくは、１個の伝送されたブロックは数個の織り込
まれた連結集合からなる。各集合の相同ワードは一個の
グループを形成する。これらの相同のワードは１個又は
数個のフレームに分散され、各フレームには、誤り検出
コードが与えられる。

誤り検出コードは１例えばＣＲＣコード（巡回符号）の
ワードを１個ずつ有する。

さらに、ｎ、−に情報ビットに結合されたに冗長度ビッ
トを作り出すためには、全ての列ベクトルが奇数パリテ
ィである０２列に行のハミング行列を用いるのが有利で
ある。

ハミングコードは、一般に用いられているリード、ソロ
モンのコードと違って、あらゆる誤りを訂正することは
できない。しかしながら、ハミングコードにはリードソ
ロモンのコードよりも復号化が簡単であるという利点が
ある。これは、復号化がリアルタイムで行なわなければ
ならない時に重要である。

ハミング行列は、訂正できることが望まれる誤りの関数
として選択される。１次元信号の長い誤りを訂正するた
めには、連続するに列ベクトルのいかなる系列も線形独
立システムを形成するハミング行列が選択される。ここ
で、１／ｐは一次元信号の中に存在する誤りの周波数で
ある。

１次元信号の周期的誤りの訂正のためには、その周期的
な誤りは、Ｐトラックを有する磁気テープに信号が記録
されるとき、Ｐトラックの中のあるトラックに影響を及
ぼしている長い誤りに対応するが、ｉが整数であるとし
て、指数ｉ、ｉ＋ｐ。

ｉ＋２ｐ＋・・・ｉ＋（ｋ−１）Ｐの列ベクトルのいか
゛　なる系列も線形独立システムを形成するハミングマ
シリックスが選択される。

（実施例） 以下にこの発明に係るデジタル情報ワードのブロック伝
送方法の実施例を図面を参照しつつ説明する。

第１図を参照してこの発明の方法によって与えられる伝
送ブロックの構造を述べる。

１個ブロックは独立の存在である。その１個のブロック
は０２個のグループＧ１１Ｇ２１・・・Ｇｌｔ２の系列
から構成されている。各グループ全体〜Ｇ、Ｉ□は一定
数のワードを有している。このワードは情報ワード又は
、冗長ワードである。誤りの危険性を少なくするために
、これらのグループ６１〜Ｇｈ２はフレーム構造とされ
ている。例えば、第１図において、各グループ６１〜Ｇ
Ｎｍは８個のフレームＴ□、Ｔ２．・・・Ｔ８の系列に
よって構成されている。各フレームＴ１〜Ｔ、は１個の
同期ワードＳＹ、ブロック内でのグループの個数とその
グループのフレーム個数とを識別する識別ワードＩＤ、
１６個のワードＭｉ１Ｍ２１ｔ・・・に１Ｇの系列、１
個の誤り検出コードとからなる。この識別ワードＩＤは
、随意に、そのフレームのワード町〜阿、６に関連付け
られる各種情報を担うために拡張されることができる。

このブロックは８個の連結集合を含んでいる。

この８個の連結結合の各々は１６個の情報ワードから成
るＮ、−に個のフレームと１６個の冗長度ワードから成
るに個のフレームとの系列によって形成される。ビット
、ワードあるいはフレームとしての連結集合の要素はグ
ループについて１個の要素の比で分散され、その要素は
各グループ内では同じ位置を占有している。例えば、始
めのＮ、−に個の各グループは各連結集合のＮ、−に個
の情報ワードを含み、終りのに個のグループは結合冗長
ワードを含んでいる。

フレーム毎のワードの個数、グループ毎のフレームの個
数、ブロック毎のグループの個数は使用する伝送チャン
ネルあるいは記録媒体の関数である。伝送が束（パケッ
ト）によって行なわれる場合、フレームとパケットとを
対応させることが有利である。

磁気テープ上に記録する場合、主に２つのタイプの誤り
が生じることがある。すなわち、重大なメカニック上の
支障によってテープ上に約５〜ｌＯｍの長さにわたって
生じる長い誤りと、はこりや磁気欠陥の影響によって生
じるＬ／１０＋＋ｎ＋程の長さの短い誤りとがある。

各フレームは、短い誤りが生じた場合にグループ全体が
消失するのを防ぐために、ｌ／１０＋ｍ程度の長さを持
つようにすることが好ましい。グループ毎のフレームの
個数は期待される訂正能力に依存する。例えば、ｎ＝１
６のとき、ｋ＝５とする。これは、拡張ハミングコード
（１６，１１）である。それは、連続する５個のグルー
プにわたって延びる長い誤りの訂正を可能にする。この
ことについては。

後述する。この場合、各グループは１〜２ｆｆＩ１１の
長さを有していなければならず、グループ毎に約１０個
のフレームがあることを意味している。

前述のフランス特許出願番号２４６７５１０号の明細書
で述べられていたように、音声信号に対応する情報ワー
ドを記録する場合、偶数情報ワードと奇数情報ワードと
を位置的に分離して使うことが有利である。これは、こ
の発明の方法においても、ブロックの中央の冗長度フレ
ームを、偶数情報ワードフレームと奇数情報ワードフレ
ー・ムとの間に置くことによって実現できる。

第２図は、この発明の方法を達成するための伝送装置の
実施例を示している。この装置は、１１個の情報ワード
の各系列を有する５個の冗長度ワードを結合させるため
に、拡張ハミングコード（１６゜１１）を使用している
。

この装置は、直列に接続されたｎビットのシフトレジス
タ２１，２□・・・２１□の１１個の集合、１１個の入
力側がそれぞれ２１，２□・・・２１□の送りレジスタ
ーの出力側の一つに接続されかつ５個の出力側を有する
符号回路４．最初の１１個の入力側がそれぞれ送りしに
接続され７残りの５個の入力側が同様にそれぞれ符号化
回路４の５個の出力側と接続されている先頭出力タイプ
の１６個のレジスター６１，６□、・・・、６□６の集
合、それぞれがレジスター６１，６□、・・・、６１．
の一つに接続されている１６個のフレーム化手段８１，
８□。

・・、８１６の集合、伝送機能を複数チャンネルに分割
する１個の多重化混合回路１０からなる。

この装置はシフトレジスター２□への入力で１１ＸＮビ
ットの系列を受信する。これらの１１×Ｎビットは各々
Ｎビットを有するシフトレジスター２□、２□。

・・・２１１にロードする（取り入れられる）。好まし
くは、Ｎは情報ワードのＮ工の長さの倍数である。

従って、各々のレジスターはロードの終りの際には、例
えば、Ｎ　＝　２５６、ｎ□＝１６であるところのワー
ドの全数（インテグラルナンバ）を含むことになる。

ローディングオペレーションの後では、各レジスター２
１１２１＋・・・、２１．の出力からのものである１１
ビットは並列して処理可能となる。これらの１１ビット
は相同（ホモロガス）、すなわち、１１個の異なる情報
ワードと同じランク（列）又はオーダ（階級）である。

符号化回路４は複数個の排他的論理和ゲート手段によっ
て、１１個の情報ビットを有するハミングコードによっ
て結合された５個の冗長度ビットを演算する。

これらの５個の冗長度ビットと１１個の情報ビットは、
１６連結ビットの集合を形成する。この１６ビットの組
は各レジスター６１，６□、・・・、６，５にレジスタ
ー毎に１ビットずつ記憶される。１１情報ビットのハミ
ングコードは１６列、５行のハミング行列を意味する。

この行列は、ブロック伝送フォーマット関数としである
いはブロック記録フォーマットの関数として選択される
。ベクトル列が奇数のパリティである行列を選択するこ
とによって、任意のベクトル列のトリプレット（３個１
組）が線形独立系を形成することが確かめられる。この
系は、もしフレームの誤り検出コードが３個の誤ったフ
レームを検出したならば、あらゆる場合に少なくとも３
個の誤りを訂正する事を可能にする。

フレームの誤り検出コードが全ての誤リフレームを検出
する場合、行列は連続する連結要素に関係する５個の誤
りまで訂正することができるように構成することができ
る（Ｋを冗長ワードの個数として、一般にに個まで）。

また、行列の列ベクトルは記録媒体上のブロックの記録
フォーマットに応じて、あるいは伝送チャンネルのブロ
ックの伝送フォーマットの関数として選択される。例え
ば、並列なＰトラックを有する磁気テープにブロック毎
に記録する場合には、指数ｉ、ｉ＋ｐ、ｉ＋２ｐ・・・
のベクトルが線形独立系（ここで、１≦ｉ≦ｐ）を形成
する様に列ベクトルを選択することが有利である。

この線形独立系は、２個のトラックの中のあるトラック
の修正を確保することを可能にし、ｐは十分に大きな値
である。

拡張ハミングコード（１６，１１）の場合、・ハミング
の行列は次の様に取ることができる。

この行列は以下に説明する性質を有している。

列ベクトルのいかなる３個１組も線形独立システムを形
成する。これは、各フレームの誤り検出コードによって
誤りであるとして認められたフレームのいかなる３個１
組も訂正することを可能にする。

連続する列ベクトルのいかなる５個１組も線形独立シス
テムを形成する。これは、各フレームの誤り検出コード
によって隔りであるとして認められた５個の連結フレー
ムの消失を訂正することを可能にする。ランク（列）又
はオーダ（階級）（１，５，９゜１．３）、　（２，６
，１０，１４）、（３，７，１１，１５）、（４，８，
１２，１６）のベクトルの組からなる列ベクトルも線形
独立システムを形成しており、もし１個のあるブロック
の連続する連結フレームが４個の磁気トラックに周期的
に記録されているとすれば、それは、４個のトラックの
うちのあるトラックの消失の訂正をすることを可能にす
る。

第２図に戻って、コーディングオペレーションはシフト
レジスター２１，２□、・・・２，１の中に並列に含ま
れている１１ビットのＮ個の集合の各々に対してＮ回繰
返される。レジスター６１，６□、・・・、６□６はこ
の場合にＮビットを含んでいる。Ｎビットの各集合は、
フレーム化手段に伝送される。このフレーム化手段は、
同期ワード、Ｎ個の情報ビット又は冗長度識別固定ワー
ド、誤り検出コードを含む一個のフレームを手段１０に
供給する。ここで、誤り・検出コードは例えばＣＲＣタ
イプのコードワードなどであり、ＣＲＣタイプとは巡回
符号タイプのことである。

フレーム化手段によって供給された１６個のフレームの
集合は一個の連結集合を構成する。多重化混合手段１０
はこれらのフレームを単に多重化することによって伝送
ブロックを形成することができる。この時、ブロックは
ただ一個の連結集合からなり、そのブロックの１６個の
グループの各々はただ一個のフレームを有する。

好ましくは、手段１０は数個の連結集合を記憶するため
の記憶手段と、各グループが数個のフレームからなる一
個のブロックを提供するために連結集合のフレームを織
り混むための混合（スクランプリング）織り混み手段を
有する。この織り込みの目的は、同一の連結集合の数個
のフレームが消失する確率が大きくなるのを制限するよ
うにして、同一の連結集合のフレームを位置的に離れさ
せることにある。これらの織り混みの方法は当業者に非
常によく知られている。

第２図に示されている装置によって生成されかつその構
造が第１図に参照的に示されているブロックは、伝送チ
ャンネルに伝送されるか、あるいは記録媒体に記録され
る。記録媒体は一個あるいは数個の並列トラックからな
ることができる。

記録媒体がただ一個のトラックからなる場合には、伝送
チャンネルと同じとみなしてよい。そのブロックは第１
図のフォーマットに従って一次元的に記録される。記録
媒体が磁気テープである場合、その磁気テープは一般に
数個のトラックを並列に有している。そのブロックの各
連結集合は。

好ましくは、磁気テープの数個のトラックに分散される
。

第３図は、グループＧ１〜ａｔｓｔｏｉ〜Ｈ，，、Ｊ、
〜Ｊ１６゜Ｋ工〜に□６を有する４個のブロックＧ、Ｈ
１Ｊ、　Ｋの記録フォーマットを示している。同一ブロ
ック内での一連のグループはテープの長手方向に系列的
に配列されるとともに、１トラツクについての１周期と
いう意味で１トラツクずつシフトされてテープの幅方向
に配列される。

このようにして、１１個の情報ワードによって形成され
た連結集合に対して、５個の冗長度ワードが１個のブロ
ックの１６グループにわたって分散されるため、各トラ
ックに４個のワードが現われる。

これらのワードは、もし各ブロックのコードが前述のＨ
行列として得られるなら、独立した列ベクトルで結合さ
れる。

この場合、同一のトラックに記録されたある１個の連結
集合の４個のワードは、誤り訂正能力を越えることなく
（訂正能力が低くなることなしに）同時に消滅すること
が可能である。すなわち、これらの４個のワードは他の
３個のトラックに分散された連結集合の１２個のワード
によって訂正されることができる。

ブロックＧ、　Ｈ，Ｊ、　Ｋは独立しているので、この
発明による符号化は全ての情報が消失してしまったトラ
ックの訂正をすることができる。４個のブロックＧ、　
Ｈ，Ｊ、　Ｋのグループは、記録媒体上で定義された範
囲を持っている。このグループはそれ自身一つのブロッ
クを構成している。記録媒体上での独立して連続するブ
ロックシステムはその結果として保存される。このこと
は電子的な組立て（セットアツプ）を容易にすることを
可能にする。

訂正特性は、同一のトラックに記録されたある１個の連
結集合のワードがハミング行列の線形独立ベクトルで結
合されているという事実に関連する。この特性は、他の
方法で得ることもできる。

例えば、他の可能性はただ一個のブロックを使用するこ
とからなるものであり、そのただ−個のブロックの各グ
ループは、磁気テープのトラックの個数に応じて数個の
フレームＰに分割され、かつ、各グループはテープの幅
方向に連続フレームを記録している。

このようなフォーマットは、第４図において。

４個のトラックの磁気テープに記録された３個のフレー
ムＴ□１Ｔ２１Ｔ３からそれぞれなる１６個のグループ
６１〜ａｔＳからなる１個のブロックとして図示されて
いる。１６個のワードは１個の連結集合を形成し、その
１６個のワードはグループ毎に１ワードの比率で１６個
のグループ中に分散される。各グループ中で相同の位置
を占める各ワードは同一指数のフレーム内に含まれる。

選択された８行列を用いると、ランク（列）（１，５，
９，１３）の列ベクトルは線形に独立している。これは
、他のグループのフレームＴ、を基準として、とりわけ
、Ｇ工Ｔ□、Ｇ、　Ｔ１、Ｇ。

Ｔ１、Ｇｉ　３　ｒｌを訂正することを可能にする。さ
らに詳細には、選択された行列と第４図に示す記録フォ
ーマットは他の３個のトラックを基準としである１個の
トラックの情報を完全に訂正することを可能にする。

以下に、ブロックの読取りの誤りの検出と訂正の段階に
ついて述べる。この伝送あるいは記録された情報ワード
の復元は、主として誤り検出コードにより達成される有
効なフレームの認識の段階と、各ビットが異なるｎ、−
にフレーム内で相同の位置を占めているｎ、−に個の連
結ビットの各組に結合されたシンドロームの計算の段階
と、誤り検出訂正コードによって検出されない誤りを検
出してシンドロームの結果の機能として情報ワードを訂
正する段階との３つの段階からなっている。

これら３段階は、復号化装置を構成する３個の回路で達
成される。これらの回路は、第５図〜第７図の実施例に
示されている。

この発明の理解のために、まず可能な限りの異なる誤り
の場合を考慮しつつ本発明の手順を述べる。この説明は
、以下の値を有する８行列によって定義された拡張ハミ
ングコード（１６，１１）によって行われる。

本発明の復号化方法は少なくとも次の誤りを訂正するこ
とが可能である。

すなわち、各フレームの誤り検出コードによって無効で
あると認識された連結ビットの集合の３個のランダムビ
ットに関する３個の誤りと、各フレームの誤り検出コー
ドによって無効であると認識された連結ビットの１個の
集合の連続する５個の連結ビット（すなわち、８行列の
連続する５個の列ベクトルに結合された）に関する５個
の誤りと、 その連結集合のいずれのビットも誤り検出コードによっ
て無効であるとされなかったときの連結集合のあるビッ
トの１個の誤りと、 誤り検出コードによってその集合の他の一個のビットの
みが無効とされたときの連結集合の１ビットについての
１個の誤りと、を訂正することができる。

選択されたＨ行列を用いれば、この方法は、同様に連結
集合の（連続、不連続のいずれにせよ）ランダムな４個
あるいは５個のビットが誤り検出コードによって無効と
される様な多くの配列を訂正することを可能にする。

訂正可能な誤りの配列の比率はそれぞれ４個と５個の誤
りの場合９３％と６６％である。

符号ａ□、ａ２．・・・ａ１□は連結集合の情報ワード
、あるいは連結集合の情報ワードの相同ビットである。

伝送値ａａｔ　ａ４ｔ　ａ５９　ａｓｓ　ａｔがフレー
ムの誤り検出コードによっては有効でないと仮定する。

すなわち、それらは誤っていることが有り得るとする。

又、受信値をａ３’　＃８４’　ｅａ＆’　＊ａ％　ｓ
ａｔ’　＊誤すベクトルをｅａｔ　”４．”５１　ｅａ
ｔ　ｅ７と表記すると。

以下の行列が得られる。

Ｈ行列の３．４，５，６．７列（オーダ）の列ベクトル
によってなるＨ′行列を考えてみると。

次の関係式を得る。

゛ここで、　（ｓ□ｔｌｈｔ５！３１８４ｔｓ５）は、
の式によって定義されるシンドロームで、ある。

これによって、以下の式が導き出される。

伝送されたベクトル（ａ３１ａ４１８ｓ＃８６ｔ８７）
を得るための受信ベクトル（ａ３’　ｔａ４’　１８％
　＋ａｓ’　ｔａ’ｌ’　）の訂正は、Ｈ′行列の逆算
に帰着する。この逆行列は列ベクトルＨが線形に独立し
ている時のみに存在する。選択例では、Ｈ′行列は可逆
であり次の式％式％ すなわち、受信ベクトルの中に含まれる検出された５個
の検出誤りを訂正することができる。訂正能力はそれま
でである。フレームの誤り検出コードによって検出され
ない誤りを訂正することは不可能である。

Ｈ′行列が可逆でない時、欠陥（消失）ビットは連続す
る情報ワードの間に差し込むこと（インターポーレイシ
ュン）により行なうというよく知られたマスキング方法
によって推定することが可能である。

連結集合の４個のビットがフレームの誤り検出コードに
よって有効とされない場合に、前記列と同様な方法で訂
正が実質的に行われる。８，９゜１０、１１列のビット
が無効とされたと仮定すると。

Ｈ行列の８．９．１０．１１列からなるＨ′行列が考え
られる。それは１次のものである。

そして、以下の関係式を得る。

以下に示すＨ′を探すと、 演算により、次の式を蒋る。

最終的な系の方程式、つまり、Ｑ　＝　Ｓ１＋　Ｓａ　
＋　Ｓｓは５両立適合条件式（コンパビリテイイクウエ
ション）である。この両立適合条件式が検算されないと
きがある。それは、フレームの誤り検出コードが誤りの
全てを検出していないからである。この場合、受信ワー
ドを訂正するのは不可能である。

それで誤りビットはマスキング方法によって推定できる
。

このマスキング方法はＨ′行列が存在しない場合にも同
様に使用される。

連結集合の３．２又は１個のビットが無効となった場合
は、連結集合となっている４個のビットが無効となって
いる場合と同様の仕方で処理される。唯一の違いは３ビ
ット、２ビット、又は１ビットに対してそれぞれ２個、
３個、４個の満たされなくてはならない両立適合条件式
があることである。

この発明の方法は、又、いかなる誤りもこれらのフレー
ム誤り検出コードによって検出されなかった場合、連結
ビットの集合においての誤り検出コードによっては検出
されない誤りの訂正も修正できる。この情況は、ある連
結集合の全てのビットが有効であり、かつ結合されるシ
ンドロームが０でない場合に生じる。

連結集合のビット内での誤り個所はシンドロームの値に
よって決定される。未検出の誤りが一つの場合、これが
最もよくあるケースであるが、シンドロームは誤ってい
るビットと同じ列の行列の列ベクトルに等しい。この発
明の方法は、結局、連結ビットの集合の中での１ビット
が無効となった時、フレーム誤り検出コードによっては
検出されなかった誤りを訂正可能にする。

その無効となったビットが真又は偽かによって。

２つの場合が生じる。それらの場合はシンドロームのパ
リティによって区別される。もしシンドローム“１”に
ついてのビットの個数が奇数である場合は、その無効と
なったビットは真であって、シンドロームは未検出の間
違っているビットと同じ列のＨ行列の列ベクトルに等し
い、シンドローム“１”についてのビットの個数が偶数
である場合には、無効となったビットは偽であり、その
シンドロームは無効となったビット及び未検出の誤って
いるビットに結合される列ベクトルの合計に等しい。例
えば、シンドロームが（１，１，０，０，０，）であり
、もし、２列のビットが有効でなくて誤っていれば、検
出されない誤ったビットに結合されたＨ行列の列ベクト
ルは である。未検出の誤ったビットは、つまり１１列のビッ
トである。

以下にこの発明の符合解読の方法を用いた符号解読装置
の実施例を示す。この装置は、第５図から第７図に示さ
れた３個の回路からなる。

第５図に示す回路は受信フレームの中の有効フレームを
識別するものであり、周知の構成である。

それは、入力について、１個のブロックの異なるフレー
ムを連続して受信する同期復調抽出手段１２の装置の集
合からなっている。復調操作は、符号妨害によって伝送
された場合にフレームの同期ワードを検出することを可
能にする。

そのような方法は、例えば、欠陥が磁気テープに影響を
及ぼすような場合において生じる受信信号の長い中断に
対して著しい効果がある。何故なら、その方法は受信フ
レームに手段１２の再同期を非常に速く可能にするから
である。この手段１２は指数識別手段１４にフレーム識
別ワードを供給し、テスト手段１６にはフレーム誤りの
検出に必要な情報を供給し、そしてバッファメモリ１８
に情報ワード又は冗長ワードのＮビットを供給する。手
段１４゜１６、バッファメモリ１８へのデータの記入（
エントリ）は手段１２によって公知の方法で生成された
クロック信号で刻時される。

フレームの有用情報ビットは、もしも識別ワードが手段
１４により認識され、かつ、誤り検出符号が誤りの不存
在を示しているなら、確認手段２０によって有効となる
。

この確認手段２０は手段１２によって供給される他の情
報の機能として、異常なフレームの長さ、有用な情報ビ
ットに対する符号妨害などによるフレームの無効を決定
できる。

この回路において、フレームはその有効性に関して分割
できない単位と考えられる。もし、フレームの誤り検出
コードが誤りを検出するなら、フレームは無効と考えら
れ、このフレームの全部のビットはマークされる。

構造上の変形によれば、誤り検出コードは誤りであると
考えられるフレームビットだけを無効にする。冗長度ワ
ードの手段による誤りの検出・訂正の方法は、−ビット
ずつ処理する方法、すなわち、この方法は連結するｎ２
個のフレームから抽出　　　　　　）された情報・２−
にと冗長度にとからなる・２ピツ　　　　　　　ｉトの
集合に作用する。そして、この方法は、前記フレーム内
で一定の列を占有する０２個のビットの各集合のために
繰り返される。

この方法が特に行列の転換を含むことを前に述べている
。フレームのビットを一つづつ処理する方法は時間のか
かることが明らかである。フレームの全てのビットを同
時に有効にしたり無効にしたりすることが一般的かつ必
然的に望ましい。したがって、同一の行列が０２ビット
の各集合に使用される。つまり、この場合、連結フレー
ムの集合毎に単一の逆行列の演算が存在する。その結果
、より速く処理できることになる。さらに、フレームに
よるこの処理は、記録媒体上に存在する誤りの可能性に
充分適合することに注目すべきである。

というのは、既に述べたように、フレームの長さは、記
録媒体上の短い誤り欠陥（約１１１１ｍの１　／１０）
と同じ大きさのオーダー列によって形成されるからであ
る。

第５図に戻って、フレームが有効であるとき、そのフレ
ームは１６個のメモリ２２１．２２□・・・２２□６の
一つに記憶される。これらのメモリはよく理解できるよ
うに分離して示されているが、実際は、それは同一の作
業メモリの領域である。これらのメモリは有効性確認手
段２０を用いてアドレスバス２４によってアドレスされ
る。データライン２６はバッファメモリ１８のデータの
出力とメモリ２２１〜２２□６の入力とを接続している
。

このデータライン上での直列データの伝送は確認手段２
０とバッファ１８とを接続する接続線２８を介して制御
される。メモリ２２□〜２２□６の番地付けは、第２図
の伝送装置のフレーム化手段と同じ列（オーダー）の連
結フレームを記憶するような方法をとる。

つまり、第５図の回路は、アドレスバス２４に接続され
た１個のレジスター３０を有する。このレジスター３０
は回路が１個のブロックを受信する前に無効となる。こ
れは、確認手段２０がら接続線３２を介して伝送される
制御信号によって実現される。

つまり、各受信フレームに対して、確認手段２０はレジ
スター３０へ、有効受信フレームをマークするためのデ
ータ項目を伝送する。

有効でないフレームに結合（関連）されたメモリーの内
容は、もし訂正能力が限度を越えていないならば、訂正
のためには必要でない。このほか、メモリの読込み（ロ
ード）段階は、伝送情報に適用されるマスキング方法に
結合される。　（束の）パケット伝送の場合には、誤り
があるか又は消失があるパケットは無効のフレームと考
えられる。

第５図に示されている回路は、ただ−個の伝送チャンネ
ルからあるいはただ一個のトラックを有する記録媒体か
らやってくる受信信号の場合に対応する。例えば、数個
のトラックを有する記録媒体の場合には、各トラックに
対して手段１２．１４．１６．１８．２０からなるシス
テムを準備しなければならない。

メモ「１２２□〜２２□６は、第５図のフレーム識別回
路による書込みのために呼び出される。それらのメモリ
２２□〜２２１６は、また第６図のシンドロームの演算
回路による読取りのために呼び出されるのである。

既知の数個の解決法が、この二重の呼び出しを得るため
に存在する。第１の解決法はメモリ２２１〜２２２Ｇの
２個の集合と２個のレジスター３０を用意することから
なるものであり、ある集合が読取りの際に呼び出されて
いる場合に、他の集合はブロックの受入れの間中、書込
みの際に呼び出され、この２個の集合の役割は次に続く
各ブロックで置換される。他の解決法はページ形式で組
織された数個のボートを有するメモリを使用することか
らなるものであり、各ページは１個のブロックのフレー
ムに割り当てられる。この解決法は、連結フレームが他
のフレームと織り混まれた時に、第１図に示すフォーマ
ットの場合のように、織り混まれたものを元に戻す機能
を可能にする。

第６図に示されている回路は、１６個の連結受信ビット
の集合に関連付けられている（結合されている）シンド
ロームを演算する。回路はこれらのシンドロームをゼロ
と比較し、２個のシンドロームを記憶することができる
。

異なる２個のシンドロームを記憶する可能性は。

全ての場合をカバーしていない、この記憶できる２個の
シンドロームの特別な値（固有値）がここでは選択され
ている。というのは、この特別な値はフレーム誤り検出
コードによって検出されなかった誤りを検出するのに充
分であるからであり、かつ、誤り検出コードによって検
出されなかった２個の誤りを有する可能性はまずありえ
ないからである。

第６図の回路には、呼び出しを第５図の有効フレーム識
別回路に共有するメモリ２２１〜２２□６が再現して示
されている。各メモリは、入力端子Ｅ□。

Ｅａｔ・・・Ｅｔｓを有するシンドローム演算手段３４
のその入力端子と接続されている単一のデータ出力端子
を有する。

この手段３４は、１６個の連結受信ビ゛ットのベクトル
との積によって定義されるシンドロームとしての５個の
出力ｓｔｙ　ｓｚ＊　ｓ３ｅ　８４１８．を提供する。

ハミング行列Ｈと入力端子が手段３４の出力端子に接続
されているオアゲート３６は、シンドロームがゼロであ
るか否かを検出することを可能にする。この回路は２個
の直列に接続されたＤ−タイプのフリップ・フロップ３
８．４０を有している。各フリップ・フロップに５ビッ
トを含んでおり、フリップ・フロップ３８はデータバス
４２によって、手段３４の出力端子に接続されている。

２個のフリップ・フロップは同時に１個のアンドゲート
４４の出力信号によりロードされる。そのアンドゲート
の一入力端子はオアゲート３６の出力端子に接続されて
おり、他の入力端子は比較手段４６に接続され、比較手
段４６は手段３４によって生成されたシンドロームとフ
リップフロップ３８のデータとが異なっているときにＨ
レベルの信号を供給する。

このシステムは、これらのフリップフロップが、ブロッ
クの最初でゼロに初期化されることによって、バランス
回路３８に１個のブロックのゼロでない第１番目のシン
ドロームの記憶を可能にし、ゼロでない第２番目のシン
ドロームが探知されたときにはフリップフロップ３８が
第１番目のシンドロームをシフトし、フリップフロップ
３８に第２番目のシンドロームを記憶するのである。も
しも、ゼロでない第３番目のシンドロームが検出された
ならば、フリップフロップ４０の内容のシフトが新たに
生じ、第１番目のシンドロームは失われる。一般的にい
って、フリップフロップ３８．４０は１個のフレームの
ゼロではない値を有する２個の最後のシンドロームを記
憶する。

全ての演算されたシンドロームは、ゼロであってもなく
ても、対応する冗長度ビットに入れ替って、メモリ２２
１□〜２２□６に再導入される。。

このことはデータバス４２の手段によって達成され、そ
の各データラインはメモリ２２１２〜２２１．のデータ
入力端子に接続されている。

連結ワードの集合のシンドロームの演算の結果、３個の
ケースがある。

この３個のケースとは、全てのシンドロームがゼロであ
って、ブリップフロップ３８．４０がゼロ値を含んでい
る場合と。

１個のシンドロームがゼロでない場合であって、フリッ
ププロップ３８にゼロでない値が含まれる場合と、 少なくとも異なる２個のシンドロームがゼロでない場合
であって、その２個がフリップフロップ３８．４０に含
まれている場合とである。

前に述べたように、連結ビットの集合に関係付けられた
シンドロームの値とその連結ビットの１個をそれぞれ含
んでいるフレームの有効状態とは、伝送連結ビットの集
合を見出すために受信連結ビットの集合の訂正を可能に
する。この訂正は、第７図に示す実施例の訂正回路によ
って実施される。

後者の第７図では、各連結フレームの集合、フレーム有
効ビット、万一の場合に非ゼロのシンドロームを含んで
いる、メモリ２２１〜２２□６、レジスター３０、フリ
ップフロップ３８．４０を示している。

第７図に示された回路は、マルチプレクサ−４８を有す
る。そのマルチプレクサ−４８の入力端子は情報ビット
を有するメモリ２２□〜２２４の出力端子に接続されて
いる。マルチプレクサ−４８の出力端子は論理和タイプ
のパリティ演算回路５０の入力端子に接続されている。

シンドロームのビットを含む各メモリ２２１ｔ〜２２□
６について、そのデータ出力端子はアンドゲート５２１
□〜５２□６の一入力端子に接続されており、そのアン
ドゲート５２□２〜５２１．、の出力はパリティ演算回
路５０の対応する入力端子に入力される。各アンドゲー
ト５２．２〜５２□６の他°入力端子には、ランダムア
クセスメモリ５４に含まれている５ビットからなるマス
クの１ビットが供給される。

その回路は、レジスタ３０、フリップフロップ３８．４
０の内容に応じてこのマスクを演算するための演算手段
としてのマイクロプロセッサ５６を有する。

マイクロプロセッサ５６は、マルチプレクサ４８の入力
端子におけるデータの選択、ランダムアクセスメモリ５
４に含まれているデータの選択を確保するだめのシーケ
ンス回路５８によって同期される。

マイクロプロセッサ５６によって行われる処理は、連結
フレームの完全集合に関係し、連続する２段階からなっ
ている。

この２段階は、誤り検出コードによって検出されない誤
りフレームの探索とアンドゲート５１．、〜５１１６の
他入力端子に印加されたマスクを形成する訂正係数の演
算とからなる。第１段階において、マイクロプロセッサ
−５６は、検出された無効フレームの個数、即ち連結集
合の１６ビットのなかから無効な連結ビットの個数を決
定するためにレジスター３０の内容を読み取る。もし、
この無効フレームの個数が５（冗長度ビットの数）個を
越えてしまうと、訂正は不可能となり、連結ビットの集
合の１１個の情報ビットはマスキング方法によって推定
される。

レジスター３０によって無効であると宣言されたフレー
ムの個数が０か１に等しい場合、マイクロプロセッサ−
は誤り検出コードによって無効とされなかった可能性の
誤りフレームを検出するために、フリップフロップ３８
．４０に含まれるシンドロームに８、Ｋ２を吟味する。

シンドロームに□、Ｋ２の観測は、場合によっては、誤
り検出コードによって無効とされなかった２個の誤りフ
レームを検出することを可能とする。この事態が起きる
事は非常に稀であり、ここでは問題としない。

もし、いかなる誤りも、誤り検出コードによって発見さ
れなかった場合には以下に示す事態が考えられる。

ａ）　シンドロームに工、に２が零であり、かつ、いか
なるフレームも誤っていない場合。５個の“０″からな
るマスクを各フレームに対するランダムアクセスメモリ
ー５４に書き込む。このマスクは、アンドゲート５２１
□〜５２□６の入力端子に印加される。

パリティ演算回路５０は、マルチプレクサ４８によって
引き渡される直列ワードに対して透過性（トランスパラ
ント）である。

ｂ）　シンドロームに□は“１”の個数が奇数であり。

シンドロームに２が０である場合。誤り検出コードによ
って発見されない無効フレームがそのとき存在する。こ
のフレームはシンドロームに１に等しい列ベクトルに関
係付けられている。

Ｃ）　シンドロームに□は偶数個の１１１”を有してい
るか、又はシンドロームに２がゼロでない場合。そのと
き、誤り検出コードによって検出されない無効フレーム
はもはや存在していない。この訂正はされない（こうし
た事例は、ありそうもない。）誤りが誤り検出コードに
よって検出された場合を裏付けるための考察を以下に行
なう。それには、４つの場合がある。

ａ）　シンドロームに１とに２がゼロである。それから
。

誤り検出コードによって検出された誤りが、連結ビット
とは別のもの、むしろ、例えば、誤り検出コードのビッ
トであるような、フレームのビット関係すると考える。

ｂ）　シンドロームに１が奇数個の“１”を有し、シン
ドロームに２がゼロである。もし、シンドロームに１が
誤り検出コ・−ドによってすでに検出されたフレームに
対応するならば、即ちシンドロームに□がハミング行列
の列ベクトルに同じならば（そのハミング行列のオーダ
が、連結フレームの集合の中で無効フレームの横列と同
じものである）、補充の誤りがない。しかしながら、シ
ンドロームに、が別のフレームに対応するならば、この
他のフレームは無効と考える。

Ｃ）　シンドロームに□、Ｋ２がゼロでない場合。

ｃ−１）　　もし、各シンドロームが奇数ならば、それ
らは２個の互いに異なった無効フレームに対応する。こ
れらの２個の無効フレームのうちの１個が誤り検出コー
ドによって検出されたときにのみ訂正が行なわれる。

ｃ−２）　　もし、各シンドロームが異なるパリティを
有するときは、連結フレームの誤りによって奇数個の“
１′″を有するシンドロームが生じる。その連結フレー
ムの横列は、シンドロームに等しい行列のベクトルに対
応する。そして、偶数個の“１″を有するシンドローム
が２個の相異なるフレーム上で１つの誤りから生じる。

第２の無効フレームはに１＋に、に等しい列ベクトルに
関係付けられている。訂正は、シンドロームに１、Ｋ２
によって発見された無効な２個のフレームの１個が誤り
検出コートによって見い出された無効の２フレームと等
しい場合にしか行な力れない。

ｄ）その他の場合として、誤り検出コードによって検出
されない１個よりも多くの誤りがあるが、訂正は行われ
ない。これは特殊な手順であることに注目すべきである
。この特殊な手順は、誤り検出コードによって検出され
ない２個の誤りの確率が非常に小さいという事実に関係
している。しかしながら、数学的な立場から、この場合
においても、若干の誤りの系列においては、その訂正の
余地がある。

このように、シンドロームに１、Ｋ２の観測は、必要で
あるならば、各フレームの有効状態を桁送りするレジス
タ３０の内容を修正することを可能にする。

次の段階は、マイクロプロセッサ５６に対して、増加す
るランク又はオーダによって分類された０個の無効フレ
ームに結合されている０個の列ベクトルによって構成さ
れる０列５行の行列Ｈ’を形成することからなっている
。ただし、Ｃ５０である。

この行列Ｈ′は、周知の方法で、たとえば、（対角を境
に）三角形に分割することによって５行５列の行列Ｈ′
−１を生成するために変形される。

もしも、４個又は５個の誤りがあるために、この演算が
可能でないならば、訂正はされない。演算が可能である
場合には、０個の誤りフレームの誤りをシンドロームの
５フレームに結び付ける１個の関係が得られる。

この関係は、行列Ｈ′−１又はＨ’の１個の列からなる
５バイナリ訂正係数の集合によって表現される。有効フ
レームに対しては、訂正係数が１１０　Ｉ＋である。

シーケンス回路５８は、演算回路５０に関係訂正ワード
とあるフレームの１個のビットとを供給するために同時
にマルチプレクサ４８とランダムメモリ５４とを制御す
る。この関係訂正ワードは、５個の２進訂正係数によっ
て形成されるマスクが乗算されたシンドロームに等しい
。

【図面の簡単な説明】

第１図は、この発明の伝送方法によって得られた伝送ブ
ロックのフォーマットを示す図、第２図はこの発明の方
法を達成するための符号化装置の実施例を示す図、第３
図および第４図は、４トラック記録媒体上の１ブロツク
のグループの列の２個の順序方法を示す図、第５図はこ
の発明の方法を達成する復号化装置の有効フレームの識
別段階実施例を示す図、第６図はこの発明の方法に関係
する復号化装置のシンドロームの演算段階の実施例を示
す図、第７図はこの発明の方法に関連する復号化装置の
誤り訂正段階の実施例を示す図である。 ４・・・アドレス　　　　５・・・データ１４・・・指
数確認手段　１２・・・同期復調抽出手段１８・・・バ
ッファメモリ３０・・・レジスタ５０・・・パリティ演
算回路 ５４・・・訂正糸数用ランダムメモリ ５６・・・マイクロプロセッサ ５８・・・シーケンス回路

Claims (15)

【特許請求の範囲】
1. （１）各情報ワードがｎ＿１ビットの長さを有し、ｎ＿
   １は整数であり、伝送されるべき情報ワードに連続的に
   誤り訂正コードのワードと誤り検出コードのワードとを
   付加し、誤り訂正コードはｋ個の冗長ワードがｎ＿２−
   ｋ（ｎ＿２＞ｋ）個の情報ワードの各系列に付加される
   手段に基づくハミングコードであり、前記ｎ＿２−ｋ個
   の情報ワードは、冗長度ワードと共に連結集合と呼ばれ
   るワードの集合を形成し、各冗長度ワードはｎ＿１ビッ
   トを有し、各列ｉは１≦ｉ≦ｎ＿１であり、冗長度ワー
   ドの中の列ｉのｋビットは、ｎ＿２−ｋ個の情報ワード
   のｉ列のｎ＿２−ｋビットの冗長度ビットであり、前記
   コードはハミングの行列によって実現され、そのハミン
   グ行列の列ベクトルは、起り得る誤りの一定数の副集合
   の訂正を許容するように選択され、誤り検出コードは情
   報ワードの系列又は冗長度ワードの系列に割り当てられ
   、同一系列のワードは異なる連結集合に属し、各伝送ブ
   ロックは、多くのｎ＿２−ｋ個の情報ワードの系列と結
   合誤り検出訂正コードのワードからなるデジタル情報ワ
   ードのブロック伝送方法。
2. （２）拡張されたハミングコードを用いることを特徴と
   する特許請求の範囲第１項に記載のデジタル情報ワード
   のブロック伝送方法。
3. （３）ｎ＿２−ｋ個の情報ビットに結合されるｋ個の冗
   長度ビットを生成するためにｎ＿２列ｋ行のハミング行
   列を使用し、そのすべての列ベクトルが奇数個のパリテ
   イであることを特徴とする特許請求の範囲第１項に記載
   のデジタル情報ワードのブロック伝送方法。
4. （４）ｎ＿−ｋ個の情報ビットに結合されるｋ個の冗長
   度ビットを生成するために、ｎ＿２列ｋ行のハミング行
   列を使用し、そのいかなる連続的なｋベクトルの系列も
   互いに独立線形系を形成していることを特徴とする特許
   請求の範囲第１項に記載のデジタル情報ワードのブロッ
   ク伝送方法。
5. （５）ｎ＿２−ｋ個の情報ビットと結合されたｋ個の冗
   長度ビットを生成するために、ｎ＿２列に行のハミング
   行列が用いられ、その指数ｉ、ｉ＋ｐ、ｉ＋２ｐ、…、
   ｉ＋（Ｋ−１）ｐのｋ個のベクトルのいかなる系列も線
   形独立系を形成し、ｉ、ｐは整数であり、かつ、ｉ、ｐ
   は式ｉ＋（ｋ−１）ｐ≦ｎ＿２の関係にあることを特徴
   とする特許請求の範囲第１項に記載のデジタル情報ワー
   ドのブロック伝送方法。
6. （６）ｐ個の並列記録トラックからなる情報媒体にブロ
   ックを記録するために、連結集合のｎ＿２個のワードが
   、同一トラックに記録されるワードが独立線形系を形成
   するハミング行列の列ベクトルに結合されるように、ｐ
   個のトラックにわたって分散されることを特徴とする特
   許請求の範囲第５項に記載のデジタル情報ワードのブロ
   ック伝送方法。
7. （７）連結ワードの集合を形成するためのｎ＿２−ｋ個
   の情報ワードにに冗長度ワードを結合させた後に、ｎ＿
   ３個の連結集合のワードがｎ＿２個のグループで構成さ
   れる伝送ブロックを形成させるために織り込まれ、各グ
   ループは各連結集合の１個のワードと少なくとも１個の
   誤り検出コードとを含んでいることを特徴とする特許請
   求の範囲第１項に記載のデジタル情報ワードのブロック
   伝送方法。
8. （８）それらのグループは、奇数情報ワードを含むグル
   ープと偶数情報ワードを含むグループとの間で冗長度ワ
   ードを含むグループがそれらのブロックの中央におかれ
   ていることを特徴とする特許請求の範囲第７項に記載の
   デジタル情報ワードのブロック伝送方法。
9. （９）連結集合の各ワードが１個のフレームに含まれ、
   各フレームは同期ワードと少なくとも情報ワードあるい
   は冗長度ワードと、誤り検出コードとを含んでいること
   を特徴とする特許請求の範囲第８項に記載のデジタル情
   報ワードのブロック伝送方法。
10. （１０）ｐ個の並列トラックからなる情報媒体上にブロ
    ック記録するため、前記ブロックの各グループがｐフレ
    ームからなり、ｐは１からｐまでのトラック数であり、
    １個の連結集合のｎ＿２個のワードは、ｐトラックにわ
    たって分散され、その結果、同一トラックに記録された
    ワードは、線形独立システムを形成するハミング行列の
    列ベクトルと結合され、前記ブロックはフレームずつ記
    録され、そのブロックの連続的なｐ個のフレームの各集
    合のフレームがｐトラック上で平列に配置されることを
    特徴とする特許請求の範囲第９項に記載のデジタル情報
    ワードのブロック伝送方法。
11. （１１）随意に、受信時に、決定が情報ワード又は冗長
    度ワードに結合された誤り検出コードに連結された各情
    報ビット又は冗長度ビットの有効性のためとｎ＿２連結
    ビットの各集合のためとに行なわれ、前記集合と結合さ
    れたシンドロームが演算され、各ビットに関係する有効
    情報が前記シンドロームから演算され、使用するハミン
    グコードに関係する誤りベクトルを演算し、この誤りベ
    クトルによってｎ＿２−ｋ個の各受信ベクトルを訂正す
    ることを特徴とする特許請求の範囲第１項に記載のデジ
    タル情報ワードのブロック伝送方法。
12. （１２）ｎ＿２−ｋ個の連結ビットからなる１個のベク
    トルの誤りベクトルを演算するため、伝送に使用された
    ハミング行列Ｈの列ベクトルによって構成される小型の
    行列ｈ′を定義し、このハミング行列の列は誤り検出コ
    ードによって無効とされた連結ビットの列に等しく、そ
    れらよって、シンドロームによる前記他のマトリックス
    の生成が誤りベクトルに等しくなるように、その他の行
    列（Ｈ′＾−＾１、Ｈ″）が導き出されることを特徴と
    する特許請求の範囲第１１項に記載のデジタル情報ワー
    ドのブロック伝送方法。
13. （１３）連結ビットの各集合に対して、誤り検出符号に
    よって無効とされない誤りビットを検出するため、それ
    が零でないときにシンドロームを用いることを特徴とす
    る特許請求の範囲第１１項に記載のデジタル情報ワード
    のブロック伝送方法。
14. （１４）情報ワードと冗長度ワードとがフレームとして
    伝送され、その誤り検出コードに関係する受信フレーム
    の有効性を検出し、連結フレームの各集合のためにハミ
    ング行列（Ｈ）の列ベクトルによって構成される小型行
    列（Ｈ′）を定義し、そのハミング行列の列が誤り検出
    コードによって無効とされた連結フレームの行列と等し
    く、かつ、それによって、シンドロームによるこの他の
    行列が誤りベクトルに等しくなるように、連結フレーム
    の各集合に対して他の一個の小型行列（Ｈ′−１１、Ｈ
    ″）が導き出されることを特徴とする特許請求の範囲第
    １１項に記載のデジタル情報ワードのブロック伝送方法
    。
15. （１５）少なくとも、連結フレームの連結ビットの集合
    に結合された非ゼロの１個のシンドロームが記憶され、
    誤り検出コードによって無効ではないとされた誤りフレ
    ームを検知するため、前記非ゼロのシンドロームが使用
    されていることを特徴とする特許請求の範囲第１４項に
    記載のデジタル情報ワードのブロック伝送方法。