JPS62234426A - エラ−訂正方法 - Google Patents
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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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
以下の順序でこの発明を説明する。
A 産業上の利用分野
B 発明の1既要
C従来の技術
D 発明が解決しようとする問題点
E 問題点を解決するための手段
F 作用(第3図)
G 実施例
G1光磁気ディスク及びそのデータフォーマットの説明
(第1図、第2図) G2エラー訂正方法の説明(第1図) 11 発明の効果 A 産業上の利用分野 この発明は所定数のデータをマトリクス配列し、このマ
トリクス配列データにエラー訂正用信号を付加してブロ
ック完結型エラー訂正符号の構成として伝送されるデー
タのエラー訂正方法に関する。
(第1図、第2図) G2エラー訂正方法の説明(第1図) 11 発明の効果 A 産業上の利用分野 この発明は所定数のデータをマトリクス配列し、このマ
トリクス配列データにエラー訂正用信号を付加してブロ
ック完結型エラー訂正符号の構成として伝送されるデー
タのエラー訂正方法に関する。
B 発明の概要
この発明はブロック完結型エラー訂正符号の構成として
伝送され”ζくるデータを、メモリに元のマトリクス配
列のデータを復元する形で順次メモリ上を所定の方向に
書き込んでエラー訂正を行うものにおいて、伝送データ
にバーストエラーが発生したとき、マトリクス配列上で
書き込み方向に並ぶエラーパターンの特徴に鑑み、その
バーストエラー発生部分のうらでエラー検出訂正が可能
な部分があるときその位置を検出してエラー検出訂正し
、そのエラー検出訂正した部分を境としてバーストエラ
一部分の他の部分は消失訂正をすることにより、訂正で
きるエラー数を向上させ、バーストエラー訂正長の飛躍
的増大を図ることができるものである。
伝送され”ζくるデータを、メモリに元のマトリクス配
列のデータを復元する形で順次メモリ上を所定の方向に
書き込んでエラー訂正を行うものにおいて、伝送データ
にバーストエラーが発生したとき、マトリクス配列上で
書き込み方向に並ぶエラーパターンの特徴に鑑み、その
バーストエラー発生部分のうらでエラー検出訂正が可能
な部分があるときその位置を検出してエラー検出訂正し
、そのエラー検出訂正した部分を境としてバーストエラ
一部分の他の部分は消失訂正をすることにより、訂正で
きるエラー数を向上させ、バーストエラー訂正長の飛躍
的増大を図ることができるものである。
C従来の技術
デジタルデータを伝送(記録再生を含む)する場合に、
伝送路で発生するエラーを検出して訂正できる符号を構
成して伝送するのが一般的である。
伝送路で発生するエラーを検出して訂正できる符号を構
成して伝送するのが一般的である。
そして、通常、所定数の情報サンプルデータについてエ
ラー訂正符号を形成するブロック完結型のものを用いる
場合が多い。
ラー訂正符号を形成するブロック完結型のものを用いる
場合が多い。
この場合に例えば第3図に示すように情報サンプルデー
タはメモリ上において行方向にmバイト、列方向にnバ
イトとして行方向に順次メモリに書き込むことによりマ
トリクス状に配し、この書き込み方向に交叉する例えば
列方向の各1列ずつについてエラー訂正符号を生成して
にバイトのパリティシンボルを列方向の延長部に付加す
る構造をとるものがある。
タはメモリ上において行方向にmバイト、列方向にnバ
イトとして行方向に順次メモリに書き込むことによりマ
トリクス状に配し、この書き込み方向に交叉する例えば
列方向の各1列ずつについてエラー訂正符号を生成して
にバイトのパリティシンボルを列方向の延長部に付加す
る構造をとるものがある。
この列方向の延長部のパリティCを生成するエラー訂正
符号の最小距離がd(バイト)であれば、このIα小距
離dが、 d≧2 Lx + t2+ 1 ”(a)を満
たずならば、この符号はどのようなtJ以下の誤りも訂
正し、また、t1+1からti +t2重までの誤りを
検出することができる(定理)。
符号の最小距離がd(バイト)であれば、このIα小距
離dが、 d≧2 Lx + t2+ 1 ”(a)を満
たずならば、この符号はどのようなtJ以下の誤りも訂
正し、また、t1+1からti +t2重までの誤りを
検出することができる(定理)。
したがって、第3図の符号の最小距離がd=3の場合、
単−誤り訂正及び2重誤り検出が可能である。
単−誤り訂正及び2重誤り検出が可能である。
D 発明が解決しようとする問題点
ところで、データの受信側でのデコード時(再生時)、
デコーダのメモリへのデータの書き込み方向は行方向で
、第3図の上の行から順次下の行にデータが書き込まれ
るので、入力(再生)データにバーストエラーが発生す
ると、そのエラーデータはメモリのマトリクス配列デー
タ上では第3図においてX印で示すように行方向に並ぶ
。
デコーダのメモリへのデータの書き込み方向は行方向で
、第3図の上の行から順次下の行にデータが書き込まれ
るので、入力(再生)データにバーストエラーが発生す
ると、そのエラーデータはメモリのマトリクス配列デー
タ上では第3図においてX印で示すように行方向に並ぶ
。
パリティCが前記のように最小距Md=3の符号のもの
であるときは1バイト誤りは訂正可能であるが、バース
トエラーが図のように1行以上にわたると、列方向に2
バイトの誤りが生じるため、この部分ではエラー検出は
できてもエラー訂正はできない。そして、エラー検出は
できても、どのバイト位置にエラーが生じているかは検
出できず、消失訂正もできない。
であるときは1バイト誤りは訂正可能であるが、バース
トエラーが図のように1行以上にわたると、列方向に2
バイトの誤りが生じるため、この部分ではエラー検出は
できてもエラー訂正はできない。そして、エラー検出は
できても、どのバイト位置にエラーが生じているかは検
出できず、消失訂正もできない。
したがって、この第3図例の場合の最大バーストエラー
訂正長は1行分のmバイトであり、これを越えると訂正
できなかった。
訂正長は1行分のmバイトであり、これを越えると訂正
できなかった。
この発明は最大バーストエラー訂正長をさらに約1行分
のバイト数分長くできるようにすることを目的とする。
のバイト数分長くできるようにすることを目的とする。
E 問題点を解決するための手段
この発明においては、上記目的を達成するため、所定数
のデータで構成されるマトリクス配列データの行方向又
は列方向の少なくとも一方の延長部に上記マトリクス配
列上で所定の方向を系列としn個までのデータのエラー
検出訂正が可能なr1m゛エラー訂正符号のパリティデ
ータが付加された状態のブロック完結型エラー訂正符号
の構成とされて伝送されてくる入力データを、メモリに
上記マトリクス配列の上記パリティ系列の方向とは交叉
する方向に順次書き込んで上記マトリクス配列データを
メモリ上で復元してエラー訂正を行なう方法において、
上記マI・リクス配列データ中において、バーストエラ
ーの発生とみなす位置を検出し、このバーストエラー検
出位置において上記バリティデータを用いてエラー検出
訂正できる位置を検出し、この検出位置を境にし゛C上
記符号を用いて上記バーストエラーのうちエラー検出訂
正できなかったものを消失訂正するようにする。
のデータで構成されるマトリクス配列データの行方向又
は列方向の少なくとも一方の延長部に上記マトリクス配
列上で所定の方向を系列としn個までのデータのエラー
検出訂正が可能なr1m゛エラー訂正符号のパリティデ
ータが付加された状態のブロック完結型エラー訂正符号
の構成とされて伝送されてくる入力データを、メモリに
上記マトリクス配列の上記パリティ系列の方向とは交叉
する方向に順次書き込んで上記マトリクス配列データを
メモリ上で復元してエラー訂正を行なう方法において、
上記マI・リクス配列データ中において、バーストエラ
ーの発生とみなす位置を検出し、このバーストエラー検
出位置において上記バリティデータを用いてエラー検出
訂正できる位置を検出し、この検出位置を境にし゛C上
記符号を用いて上記バーストエラーのうちエラー検出訂
正できなかったものを消失訂正するようにする。
F 作用
バーストエラーが発生したとき、マトリクス配列上では
、誤ったバイトデータはメモリの書き込み方向に並び、
しかも、一般に、第3図のようにある行iの終わりのa
個のバ・イトからエラーが始まり、この行より後のある
行jの始めからbtlN日のバイトまで続くことになる
。そして、a+b<(1行分のバイト数)であれば、2
行にわたるバーストエラーがあったとき、その行方向の
中はどの部分の列方向の誤りバイト数が(1−2)ll
&lになる部分が生じる。そしてi−j行の他の行にエ
ラーがない(他の行に訂正可能なエラーがあって、これ
がすべてパリティCで訂正される場合を含む)とし、こ
のB−2)(固のエラーバイトがパリティCによりエラ
ー検出訂正が可能な場合を考える。
、誤ったバイトデータはメモリの書き込み方向に並び、
しかも、一般に、第3図のようにある行iの終わりのa
個のバ・イトからエラーが始まり、この行より後のある
行jの始めからbtlN日のバイトまで続くことになる
。そして、a+b<(1行分のバイト数)であれば、2
行にわたるバーストエラーがあったとき、その行方向の
中はどの部分の列方向の誤りバイト数が(1−2)ll
&lになる部分が生じる。そしてi−j行の他の行にエ
ラーがない(他の行に訂正可能なエラーがあって、これ
がすべてパリティCで訂正される場合を含む)とし、こ
のB−2)(固のエラーバイトがパリティCによりエラ
ー検出訂正が可能な場合を考える。
この場合に、前述の(81式からエラー検出バイト数は
エラー訂正バイト数の約2倍となるから、パリティCに
より訂正されたバイトを境に訂正できなかった列方向の
パイ!・数を考えると(7!−1)個であり、エラー検
出は必ず可能になる。
エラー訂正バイト数の約2倍となるから、パリティCに
より訂正されたバイトを境に訂正できなかった列方向の
パイ!・数を考えると(7!−1)個であり、エラー検
出は必ず可能になる。
よって、バーストエラーがi行からj行までにわたって
いることを検出する手段によりこれを検出すれば、パリ
ティCで訂正できなかったエラーとしてi行〜(j−i
)行までの図の右側の部分の列方向の(J−1)個の誤
りと、i + 1行〜j行までの図の左側の部分の列方
向の(1−1)([ljの誤りのバイトの位置を知るこ
とができ、パリティCを用いて消失訂正すればそのパリ
ティCで検出訂正できなかったバイトを訂正することが
できるものである。
いることを検出する手段によりこれを検出すれば、パリ
ティCで訂正できなかったエラーとしてi行〜(j−i
)行までの図の右側の部分の列方向の(J−1)個の誤
りと、i + 1行〜j行までの図の左側の部分の列方
向の(1−1)([ljの誤りのバイトの位置を知るこ
とができ、パリティCを用いて消失訂正すればそのパリ
ティCで検出訂正できなかったバイトを訂正することが
できるものである。
すなわち、バーストエラーの位置がわかっており、その
うちパリティCでエラー検出訂正できるバイト部分があ
れば、その部分を境にして消失訂正をすることにより、
従来訂正できなかったエラーを訂正することができるも
のである。
うちパリティCでエラー検出訂正できるバイト部分があ
れば、その部分を境にして消失訂正をすることにより、
従来訂正できなかったエラーを訂正することができるも
のである。
G 実施例
以下、この発明の一実施例を、記録再生可能な光磁気デ
ィスクにデータを記録再生する場合を例にとって説明し
よう。
ィスクにデータを記録再生する場合を例にとって説明し
よう。
G1光磁気ディスク及びそのデータフォーマットの説明
この発明の説明に先立ってこの光磁気ディスク及びその
データフォーマットの一例について説明する。
データフォーマットの一例について説明する。
コンピュータのデータストレージ用の記憶装ととしては
1回だけ記録が可能なライトワンス(Write 0n
ce;讐O)と呼ばれる光ディスクの他に、常時記録再
生が可能な光磁気ディスクがある。
1回だけ記録が可能なライトワンス(Write 0n
ce;讐O)と呼ばれる光ディスクの他に、常時記録再
生が可能な光磁気ディスクがある。
この光磁気ディスクはディスク+11が例えば角速度一
定で回転させられて第2図に示すようにデータが1回転
当たりlトラック(2)として、同志円状あるいはスパ
イラル状にトラックが形成されて記録され、これより再
生されるようにされるやごの光磁気ディスク(11の1
トラツク(2)は円周方向に等分割された複数のセクタ
ーからなっており、各セクターに、定められた所定数の
データが記録されている。
定で回転させられて第2図に示すようにデータが1回転
当たりlトラック(2)として、同志円状あるいはスパ
イラル状にトラックが形成されて記録され、これより再
生されるようにされるやごの光磁気ディスク(11の1
トラツク(2)は円周方向に等分割された複数のセクタ
ーからなっており、各セクターに、定められた所定数の
データが記録されている。
第2図の場合、1トラツクは(n+1)セクターからな
り、1セクターに記録されるデータのフォーマットは例
えば同図のようになされている。
り、1セクターに記録されるデータのフォーマットは例
えば同図のようになされている。
すなわち、1セクタ一分は、ヘッダ部とデータ部と、ヘ
ッダ部の後とデータ部の後にそれぞれ設けられるギャッ
プ部GAPとからなる。
ッダ部の後とデータ部の後にそれぞれ設けられるギャッ
プ部GAPとからなる。
ヘッダ部にはその先頭にプリアンプル信号が記録される
とともに、トラックアドレスTAとセクターアドレスS
Aからなるアドレス信号ADDに対してエラー訂正符号
ECCが付加されたものにアドレス用同期信号^5YN
Cが付加されたものが2回くり返して記録されている。
とともに、トラックアドレスTAとセクターアドレスS
Aからなるアドレス信号ADDに対してエラー訂正符号
ECCが付加されたものにアドレス用同期信号^5YN
Cが付加されたものが2回くり返して記録されている。
また、データ部にはその先頭にプリアンプル18号が記
録されるとともに、その後に情報信号及びその情報信号
に対するエラー訂正用パリティその他が付加されたもの
が記録される。
録されるとともに、その後に情報信号及びその情報信号
に対するエラー訂正用パリティその他が付加されたもの
が記録される。
とごろで、1セクターのデータ部に記録する単位データ
量は、コンピュータの記憶装置として用いる場合には、
通常、512バイトであるが、これを拡張してその倍の
IKバイトさらに倍の2にバイト、4にバイト等とする
場合もある。
量は、コンピュータの記憶装置として用いる場合には、
通常、512バイトであるが、これを拡張してその倍の
IKバイトさらに倍の2にバイト、4にバイト等とする
場合もある。
ディスク<11の回転数及びビットクロック周波数が変
わらないとしたとき、 512バイトでは1トラツクは
32セクターからなるとすると、1トラツク当たりlK
バイ1−ではその1/2の16セクター、2にバイトで
はその1/2の8セクターからなるものとなる。
わらないとしたとき、 512バイトでは1トラツクは
32セクターからなるとすると、1トラツク当たりlK
バイ1−ではその1/2の16セクター、2にバイトで
はその1/2の8セクターからなるものとなる。
この場合に、1セクターのデータについてエラー訂正を
行えるようにする場合には、1セクターのデータ部の構
造は例えば次のようなものとされる。
行えるようにする場合には、1セクターのデータ部の構
造は例えば次のようなものとされる。
ずなわら、単位データ量例えば512バイト。
I Kバイl−,2にバイ]−等からなるユーザーズ・
データをマトリクス状に配し、その行方向にエラー訂正
用の第1のパリティC1を、その列方向にエラー訂正用
の第2のパリティC2を付加してセクタ一単位のデータ
としてブロック完結型のエラー訂正符号を構成するよう
にする。
データをマトリクス状に配し、その行方向にエラー訂正
用の第1のパリティC1を、その列方向にエラー訂正用
の第2のパリティC2を付加してセクタ一単位のデータ
としてブロック完結型のエラー訂正符号を構成するよう
にする。
このブロック完結型のエラー訂正符号の一例として次の
ような積符号が考えられている。
ような積符号が考えられている。
tなわち、第1図は上述の光磁気ディスクの1セクター
のデータ部として記録する場合のデータ構造の例を示す
もので、この例は情報信号が512バイトの場合である
。
のデータ部として記録する場合のデータ構造の例を示す
もので、この例は情報信号が512バイトの場合である
。
図に示すように、データ部の構成は512バイトのデー
タDo〜D51五の前にトランクNo、セクターNo、
やブロックNo等を含む12バイトの付加情報が付加さ
れ、そしてこの合計524バイトの5’ −タに対して
生成されたエラー検出用のCRCコードが4バイト分付
加され、同図のように48x 11= 528バイトと
してマトリクス状にデータが配列される。
タDo〜D51五の前にトランクNo、セクターNo、
やブロックNo等を含む12バイトの付加情報が付加さ
れ、そしてこの合計524バイトの5’ −タに対して
生成されたエラー検出用のCRCコードが4バイト分付
加され、同図のように48x 11= 528バイトと
してマトリクス状にデータが配列される。
そして、このCRCコードの4バイト分を含めた528
バイトのマトリクス配列のデータの行方向の各1行の4
8バイトの情報信号について第1のエラー訂正用パリテ
ィC1として例えば(52,48)リード・ソロモン符
号により生成された4個の検査シンボル(4バイト)が
付加されている。
バイトのマトリクス配列のデータの行方向の各1行の4
8バイトの情報信号について第1のエラー訂正用パリテ
ィC1として例えば(52,48)リード・ソロモン符
号により生成された4個の検査シンボル(4バイト)が
付加されている。
つまり、行方向の冗長度が4バイトとしてパリティC1
がユーザーズデータの行方向の延長部に付加される。
がユーザーズデータの行方向の延長部に付加される。
なお、図において各行の先頭には、行の先頭を示す同期
信号(リシンクと呼ぶ)がこの例では付加されている。
信号(リシンクと呼ぶ)がこの例では付加されている。
また、マトリクス配列のデータの列方向の各1行の11
バイトの情報信号について第2のエラー訂正用パリティ
C2として例えば(13,11)リード・ソロモン符号
により生成された2個の検査シンボル(2バイト)が付
加されている。つまり、列方向の冗長度が2バイトとし
てパリティC2がユーザーズ・データの列方向の延長部
に付加される。
バイトの情報信号について第2のエラー訂正用パリティ
C2として例えば(13,11)リード・ソロモン符号
により生成された2個の検査シンボル(2バイト)が付
加されている。つまり、列方向の冗長度が2バイトとし
てパリティC2がユーザーズ・データの列方向の延長部
に付加される。
こうして、この例の場合、1セクターのデータは積符号
を構成して記録されている。
を構成して記録されている。
そして、この積符号のデータのエンコーダ及びデコーダ
のメモリへの書き込み及び読め出しは図に示すように行
方向に行なわれ、これが図の上方の行から順次下方の行
に移るように行なわれるものである。
のメモリへの書き込み及び読め出しは図に示すように行
方向に行なわれ、これが図の上方の行から順次下方の行
に移るように行なわれるものである。
この例の場合、情報信号を48X 11 (バイト)と
行方向に長くし、列方向にパリティC2を付加したこと
によりバーストエラーに対し強くなる。
行方向に長くし、列方向にパリティC2を付加したこと
によりバーストエラーに対し強くなる。
この例の場合、パリティC1は最小距離5のリード・ソ
ロモン符号であるから、ta1式から、行方向に2バイ
トのエラー検出訂正ができ、また4バイトのエラー検出
ができる。一方、パリティC2は最小距離3のリード・
ソロモン符号であるから列方向に1バイトのエラー検出
訂正ができ、2バイトのエラー検出ができろ。
ロモン符号であるから、ta1式から、行方向に2バイ
トのエラー検出訂正ができ、また4バイトのエラー検出
ができる。一方、パリティC2は最小距離3のリード・
ソロモン符号であるから列方向に1バイトのエラー検出
訂正ができ、2バイトのエラー検出ができろ。
G2エラー訂正方法の説明
次に、この発明方法について説明する。
デコード時、デコーダのメモリへのデータの書き込みは
行方向であるから、ディスク上の傷等によりディスクよ
りのデータにバーストエラーが発生ずると、そのエラー
データはメモリのマトリクス配列データ上では第1図に
おいてX印で示すように行方向に並ぶ。
行方向であるから、ディスク上の傷等によりディスクよ
りのデータにバーストエラーが発生ずると、そのエラー
データはメモリのマトリクス配列データ上では第1図に
おいてX印で示すように行方向に並ぶ。
今、パリティC1により先ず行方向にエラー訂正した後
にパリティC2により列方向にエラー訂正する復号方法
をとる場合において、エラーデータが第1図に示すよう
に(i−1)行から始まり、(l i−1’)行まで続
くバーストエラーが発生し、他にエラーがない(他の行
に訂正可能なエラーがあって、これがすべてパリティC
2で訂正される場合も含む)場合を考える。
にパリティC2により列方向にエラー訂正する復号方法
をとる場合において、エラーデータが第1図に示すよう
に(i−1)行から始まり、(l i−1’)行まで続
くバーストエラーが発生し、他にエラーがない(他の行
に訂正可能なエラーがあって、これがすべてパリティC
2で訂正される場合も含む)場合を考える。
先ず、パリティC1による訂正を行なうと、パリティC
1では3ハイド以上のエラーは訂正できないので(i−
1)行、i行、(1−)4)行にエラーフラグが付く。
1では3ハイド以上のエラーは訂正できないので(i−
1)行、i行、(1−)4)行にエラーフラグが付く。
このように連続する行の各行について3バイト以上のエ
ラーが発生ずるときはパース!・エラーの発生とみなす
ことができる。
ラーが発生ずるときはパース!・エラーの発生とみなす
ことができる。
なお、データをディスクに記録する際にいわゆる8−1
0変換等の変調を行なうものであれば、再生時に10−
8変換によりバイI−ffi位のデータに戻す処理を行
なうとき、10−8変換の変換マツプにないいわゆるア
ウトオブルールの10ビットのデータが続くとき、その
期間をバーストエラー発生位置としてもよい。さらに、
この10−8変換のアウトオブルールによるバーストエ
ラー発生とみなす位置の検出と前記のパリティC1によ
るバーストエラー発生とみなす位置の検出とを併用して
メモリ上のマトリクス配列データにおけるバーストエラ
ー発生位置検出を行なってもよい。
0変換等の変調を行なうものであれば、再生時に10−
8変換によりバイI−ffi位のデータに戻す処理を行
なうとき、10−8変換の変換マツプにないいわゆるア
ウトオブルールの10ビットのデータが続くとき、その
期間をバーストエラー発生位置としてもよい。さらに、
この10−8変換のアウトオブルールによるバーストエ
ラー発生とみなす位置の検出と前記のパリティC1によ
るバーストエラー発生とみなす位置の検出とを併用して
メモリ上のマトリクス配列データにおけるバーストエラ
ー発生位置検出を行なってもよい。
次にパリティC2による訂正を行なうと、i行の中央部
は1バイ1〜エラーであるので、これらは訂正されるが
、(i−・1)行とi行と(++1)行の両端部は、フ
ラグが3個立っており、このパリティC2による検出訂
正はできない。
は1バイ1〜エラーであるので、これらは訂正されるが
、(i−・1)行とi行と(++1)行の両端部は、フ
ラグが3個立っており、このパリティC2による検出訂
正はできない。
すなわち、この第1図例でパリティC1と02によるエ
ラー検出訂正のみを行なった場合の最大バーストエラー
訂正長は、(パリティC2で検出訂正できるバイト数×
1行分のバイト数)に(パーリティC1で検出訂正可能
なバイト数X2+1)を加えたバイト長であり、第1図
例では57バイトになる。
ラー検出訂正のみを行なった場合の最大バーストエラー
訂正長は、(パリティC2で検出訂正できるバイト数×
1行分のバイト数)に(パーリティC1で検出訂正可能
なバイト数X2+1)を加えたバイト長であり、第1図
例では57バイトになる。
しかし、この発明によれば以下のように最大バーストエ
ラー訂正長は長くなる。
ラー訂正長は長くなる。
すなわち、パリティC2により1行の中央部の列方向の
1バイトエラーを検出訂正するとともにその位置を記憶
しておく。この場合、パリティC2により検出訂正可能
なi行のバイトデータがa個(例えば10個)以上連続
することを検出し、これも前述したバーストエラーの発
生とみなすための情報として用いるようにしてもよい。
1バイトエラーを検出訂正するとともにその位置を記憶
しておく。この場合、パリティC2により検出訂正可能
なi行のバイトデータがa個(例えば10個)以上連続
することを検出し、これも前述したバーストエラーの発
生とみなすための情報として用いるようにしてもよい。
そして、このi行の訂正できたa個のバイトの一番初め
のバイトデータよりも行方向に前のi行と++1行のエ
ラーデータについては、パリティC2による消失訂正を
行なう。同様に1行の訂正できたバイトの最後のものよ
りも行方向に後のi−1行とi行のエラーデータについ
ても、パリティC2による消失訂正を行なう。
のバイトデータよりも行方向に前のi行と++1行のエ
ラーデータについては、パリティC2による消失訂正を
行なう。同様に1行の訂正できたバイトの最後のものよ
りも行方向に後のi−1行とi行のエラーデータについ
ても、パリティC2による消失訂正を行なう。
この場合、バーストエラーはl−1行からt+を行まで
にわたることが検出され、また、パリティC2によりエ
ラー検出訂正されたデータ位置もわかっており、残りの
エラーバイトは図の右側の1−1行とi行にわたるバイ
トデータと、図の左側のi行と++1行にわたるバイト
データであることがわかる。つまり、検出訂正できなか
ったエラーパイ1−の位置がわかるので、パリティC2
によって2バイトまでの消失訂正ができることから前記
のエラー検出訂正できなかったバイトデータが訂正され
、すべてのデータが回復する。
にわたることが検出され、また、パリティC2によりエ
ラー検出訂正されたデータ位置もわかっており、残りの
エラーバイトは図の右側の1−1行とi行にわたるバイ
トデータと、図の左側のi行と++1行にわたるバイト
データであることがわかる。つまり、検出訂正できなか
ったエラーパイ1−の位置がわかるので、パリティC2
によって2バイトまでの消失訂正ができることから前記
のエラー検出訂正できなかったバイトデータが訂正され
、すべてのデータが回復する。
この場合、バーストエラー発生部分においてパリティC
2により検出訂正できるデータがa (11続さ、その
訂正位置を境にして、その行方向の前後の2行以上にわ
たるエラーデータを消失訂正できる。したがって、最大
バーストエラー訂正長は、従来のパリティC1,C2に
より検出訂正する場合に比べて約1行分のバイt−i分
だけ長くなる。
2により検出訂正できるデータがa (11続さ、その
訂正位置を境にして、その行方向の前後の2行以上にわ
たるエラーデータを消失訂正できる。したがって、最大
バーストエラー訂正長は、従来のパリティC1,C2に
より検出訂正する場合に比べて約1行分のバイt−i分
だけ長くなる。
上記の例では従来57バイトであった最大バーストエラ
ー訂正長は103バイトまで増加し、パリティC2によ
るエラー検出訂正できるバイト数がa fl&であれば
バース1−エラー訂正圏は(104−a)バイトとなる
。
ー訂正長は103バイトまで増加し、パリティC2によ
るエラー検出訂正できるバイト数がa fl&であれば
バース1−エラー訂正圏は(104−a)バイトとなる
。
なお、以上の例ではデータのメモリへの書き込み方向と
、パリティC2の生成方向とが直交する場合であるが、
両方向が斜めに交叉するつまり書き込み方向が斜めの場
合にもこの発明は通用できる。
、パリティC2の生成方向とが直交する場合であるが、
両方向が斜めに交叉するつまり書き込み方向が斜めの場
合にもこの発明は通用できる。
また、この発明は列方向のパリティC2のみが付加され
る場合、行方向のパリティC1のみが付加される場合の
いずれの場合にも通用可能である。
る場合、行方向のパリティC1のみが付加される場合の
いずれの場合にも通用可能である。
ただし、行方向のパリティC1の場合には、書き込み方
向は列方向あるいは斜め方向とする。
向は列方向あるいは斜め方向とする。
なお、データがコンピュータデータ等の場合において、
消失訂正をしたセクターについては、訂正終了後にCR
Cコードによりエラー検出を行ない、エラーがないかど
うか判定し、エラーが残留しているときは、そのセクタ
ーのデータを使用しないようにしてもよい。
消失訂正をしたセクターについては、訂正終了後にCR
Cコードによりエラー検出を行ない、エラーがないかど
うか判定し、エラーが残留しているときは、そのセクタ
ーのデータを使用しないようにしてもよい。
H発明の効果
この発明によれば、バーストエラーのマトリクス配列デ
ータ上での特徴をとらえて、エラー検出訂正だけでなく
、消失訂正をも用いることによりバーストエラー訂正長
を従来に比べ、飛曜的に増大させることができる。
ータ上での特徴をとらえて、エラー検出訂正だけでなく
、消失訂正をも用いることによりバーストエラー訂正長
を従来に比べ、飛曜的に増大させることができる。
第1図はこの発明方法を通用するデータブロック構造の
一例を示す図、第2図は光磁気ディスクのデータフォー
マットの一例を示す図、第3図はこの発明方法が通用可
能なデータブロック構造の一例を示す図である。 C及びC1,C2はエラー訂正用のパリティである。
一例を示す図、第2図は光磁気ディスクのデータフォー
マットの一例を示す図、第3図はこの発明方法が通用可
能なデータブロック構造の一例を示す図である。 C及びC1,C2はエラー訂正用のパリティである。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 所定数のデータで構成されるマトリクス配列データの行
方向又は列方向の少なくとも一方の延長部に上記マトリ
クス配列上で所定の方向を系列としn個までのデータの
エラー検出訂正が可能なn重エラー訂正符号のパリティ
データが付加された状態のブロック完結型エラー訂正符
号の構成とされて伝送されてくる入力データを、メモリ
に上記マトリクス配列の上記パリティ系列の方向とは交
叉する方向に順次書き込んで上記マトリクス配列データ
をメモリ上で復元してエラー訂正を行なう方法において
、 上記マトリクス配列データ中において、バーストエラー
の発生とみなす位置を検出し、このバーストエラー検出
位置において上記パリティデータを用いてエラー検出訂
正できる位置を検出し、この検出位置を境にして上記符
号を用いて上記バーストエラーのうちエラー検出訂正で
きなかったものを消失訂正するようにしたエラー訂正方
法。
Priority Applications (8)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP61077696A JPS62234426A (ja) | 1986-04-04 | 1986-04-04 | エラ−訂正方法 |
US07/032,178 US4760576A (en) | 1986-04-04 | 1987-03-30 | Error correction method |
CA000533313A CA1275739C (en) | 1986-04-04 | 1987-03-30 | Error correction method |
AU70940/87A AU581363B2 (en) | 1986-04-04 | 1987-04-01 | Error correction method |
KR1019870003172A KR0163566B1 (ko) | 1986-04-04 | 1987-04-03 | 에러 정정 방법 |
DE8787302935T DE3783253T2 (de) | 1986-04-04 | 1987-04-03 | Fehlerkorrekturverfahren. |
EP87302935A EP0240363B1 (en) | 1986-04-04 | 1987-04-03 | Error correction methods |
AT87302935T ATE84176T1 (de) | 1986-04-04 | 1987-04-03 | Fehlerkorrekturverfahren. |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP61077696A JPS62234426A (ja) | 1986-04-04 | 1986-04-04 | エラ−訂正方法 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS62234426A true JPS62234426A (ja) | 1987-10-14 |
Family
ID=13641053
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP61077696A Pending JPS62234426A (ja) | 1986-04-04 | 1986-04-04 | エラ−訂正方法 |
Country Status (8)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US4760576A (ja) |
EP (1) | EP0240363B1 (ja) |
JP (1) | JPS62234426A (ja) |
KR (1) | KR0163566B1 (ja) |
AT (1) | ATE84176T1 (ja) |
AU (1) | AU581363B2 (ja) |
CA (1) | CA1275739C (ja) |
DE (1) | DE3783253T2 (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2005531212A (ja) * | 2002-06-21 | 2005-10-13 | トムソン ライセンシング | 順方向誤り訂正方法 |
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- 1986-04-04 JP JP61077696A patent/JPS62234426A/ja active Pending
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1987
- 1987-03-30 US US07/032,178 patent/US4760576A/en not_active Expired - Lifetime
- 1987-03-30 CA CA000533313A patent/CA1275739C/en not_active Expired - Lifetime
- 1987-04-01 AU AU70940/87A patent/AU581363B2/en not_active Expired
- 1987-04-03 EP EP87302935A patent/EP0240363B1/en not_active Expired - Lifetime
- 1987-04-03 DE DE8787302935T patent/DE3783253T2/de not_active Expired - Lifetime
- 1987-04-03 KR KR1019870003172A patent/KR0163566B1/ko not_active IP Right Cessation
- 1987-04-03 AT AT87302935T patent/ATE84176T1/de not_active IP Right Cessation
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AU581363B2 (en) | 1989-02-16 |
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CA1275739C (en) | 1990-10-30 |
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DE3783253D1 (de) | 1993-02-11 |
KR0163566B1 (ko) | 1998-12-15 |
AU7094087A (en) | 1987-10-08 |
KR870010699A (ko) | 1987-11-30 |
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