JPS60217568A - 誤り訂正方式 - 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】 ［技術分野］ 本発明は、光磁気ディスク、フロッピーディスク等、デ
ータを１つのまとまった単位（以後、セクタと呼ぶ）で
記録、再生する記憶システムの誤り訂正方式、特に光デ
イスクメモリを用いた記録システムに好適な誤り訂正方
式に関する。

［従来技術］ 光デイスクメモリを例にとって説明すると、光デイスク
メモリは、光反応記録材料を用いてディスクを形成し、
そのディスクを回転させておいて、これにレーザ光を直
径約１μｍの微小径に絞って照射する。信号に対応して
レーザ光の照射を制御し、光ディスクにおける皿中、穴
状、あるいは濃淡等の変化として信号を高密度に記録し
、再生することができる。信号記録再生時のトラックピ
ッチは約１．５μｍ１１、ピッ］−径は約１μｍ１１と
非常に小さい。したがって、ディスク形成時の欠陥、あ
るいはごみやほこり等により再生信号にランダム性の誤
りが生じやすい。また、記録後につけられた傷などによ
り長大なバースト誤りが発生する可能性が大きい。

これらの誤りの対策として、ディスク形成時の欠陥につ
いては、ディスク形成後に検査して欠陥のあるセクタは
使用しないようにする方法により、また、データ記録後
、すぐに再生して誤りのあるときは、他のセクタに再記
録するという方法により再生データの信頼性を上げるこ
とができる。

しかしながら、ディスク自体のビット誤り率は１０−４
〜１０−５と高率であるため、１ビツトでも誤りのある
セクタを除くようにすると、記録効率が低下することに
なる。さらに、記録時に誤りがなくても、ｉｉ！録後に
ごみやほこりがイ」いたり、傷がついたりして、再生デ
ータに誤りを発生させる。

したがって、データの信頼性を上げるためには、誤り訂
正を行なうことが必要となる。

バースト誤りに対してもランダム誤りに対しても高い訂
正能力を有する誤り訂正方式として、同一出願人により
２重のインタリーブを施した誤り訂正方式が提案されて
いる。（特願昭５８−２４７４３１号参照）。この誤り
訂正方式は、記録媒体にセクタ単位で記録、再生するデ
ータのセクタを情報ワードと２組のパリティを有するフ
レームに分割して配列し、フレームに交錯する方向で、
かつ、セクタ内で完結するようにインタリーブして第１
の訂正系列を形成し、この第１の訂正系列に対する１組
のパリティを付加する一方、前記第１の訂正系列とは異
なる方向で、かつ、セクタ内で完結するようにインタリ
ーブして第２の訂正系列を形成し、この第２の訂正系列
に対する１組のパリティを付加することによりデータに
生じたランダムおよびバースト誤りを訂正するようにし
たものである。

この誤り訂正方式は、訂正前のワード誤り率を１０−４
とすると、訂正後は例えばランダム誤りに対しては約１
ｏ−１３程度までワード誤り率を低下させることができ
る。

しかしながら、この誤り訂正方式は、第１および第２の
訂正系列についてそれぞれ単−誤り訂正を行なうもので
あるので、１系列に２ワ一ド以上の誤りが存在するもの
に対しては誤り訂正を行なうことができなかった。

［目的］ 本発明は、光ディスク、光磁気ディスク、フロッピーデ
ィスク等、データをセクタ単位で記録、再生する記憶シ
ステムにおいて、誤り訂正符号単独の訂正能力以上の誤
り訂正能力を持たせ、バースＩ−誤りに対してもランダ
ム誤りに対してもより高い訂正能力を有する誤り訂正方
式を提供することを目的とする。

［構成］ 本発明は、第１の訂正系列（以下、０１訂正系列と言う
）では単−誤り訂正によって１ワード誤りの訂正を行な
い、２ワ一ド以上の誤りが生じている場合で、誤りの検
出が可能な場合には、Ｃ１訂正系列の各ワードにエラー
フラグを付加し、第２の訂正系列（以下、Ｃ２訂正系列
と言う）では、このエラーフラグをもとに、イレージヤ
訂正を行なうことにより、ランダム誤りおよびバースト
誤りに対し誤り訂正能力を向上させるようにしたもので
ある。

以下、本発明の実施例を図面に基づいて説明する。最初
に、本発明に用いられる「２重のインタリーブ方式」、
「隣接符号」および「イレージヤ（Ｅｒａｓｕｒｅ）訂
正」について説明する。

Ａ、２重のインタリーブ方式 本発明に用いられる２重のインタリーブ方式を第１図に
よって説明する。この２重のインタリーブ方式は、前述
の特願昭５８−２４７４３１号に用いられているものと
同じである。゛ セクタ内のフレームは、例えばバッファメモリに第１図
に示すように、第１フレームから順に列方向に配列され
る。

図には、第１２７フレームまでが示されている。

ディスクへのデータの記録および再生は、第１フレーム
から順番に行方向の順序で行なわれる。各フレームの８
ワード（１〜８）にはデータが、残りの４ワードに２組
のパリティ（Ｐ２．Ｑ２）および（Ｐｔ、（１＋）が付
加される。

まず、記録時には、行方向と交錯する方向に以下のよう
にデータがバッファメモリ上に配列される。すなわち、
第１フレームのＷｌから始まり、１４フレーム目毎にワ
ードｖ１〜す８がインタリーブされ、さらにこの０２訂
正系列に対する２ワードのパリティＰ２，０２がインタ
リーブにより付加されてＣ２訂正系列が形成される。次
に、第２フレームのＷｌから始まり、１４フレーム目毎
に別のワード１１１１〜ｖ８がインタリーブされ、さら
にパリティＰ２゜Ｑ２が付加されて同様にＣ２訂正系列
が形成される（図示せず）。以下、同様にして、第２５
６フレームのＷｌから始まる０２訂正系列が形成される
。ところで、このようにＣ２訂正系列を形成してゆくと
、インタリーブの途中で２５６フレーム目を越えるよう
になる。このときは、第２図に示すように、第１フレー
ムに戻ってインタリーブを続ける。このようにすると、
第２５６フレームのＷｌから始まる０２訂正系列が形成
されたとき、（２１８口１）のパリティ部を残して各フ
レームのデータ部および（Ｐ　２　、Ｑ　２　）のパリ
ティ部は、いずれかのＣ２訂正系列のデータおよびパリ
ティ（Ｐ２．Ｑ２）で埋めつくされる。

この状態で、行方向と交錯する方向で第１フレームの１
１１１から始まり、０２訂正系列とは異なる方向で、１
１フレーム目毎の情報ワード（Ｗ　Ｉｐ　Ｗ　２ｒ・旧
・・。

ｗ８）およびパリティ（Ｐ　２　、Ｑ　２　）からなる
Ｃ１訂正系列が形成される。なお、０１訂正系列を構成
するデータは、既に配列されたＣ２訂正系列の８ワード
のワードｖ１〜ｗ８とパリティＰ２およびｏ２よりなる
。この０１訂正系列にさらにパリティＰ１およびＱ＋が
１１フレーム毎に付加される。以下、Ｃ２訂正系列の場
合と同様に、第２５６フレームのｖｌがら始まるＣ１訂
正系列が形成される。インタリーブの途中で第２５６フ
レーム目に達したときは、第２図に示すように、第１フ
レームに戻ってインタリーブを続けることも、Ｃ２訂正
系列の場合と同じである。このようにすると、第２５６
フレームのｖｌがら始まるＣ１訂正系列が形成されたと
き、各フレームのデータ部およびパリティ部は、いずれ
かのＣ１訂正系列のデータおよびパリティで埋めつくさ
れることになる。

なお、各訂正系列が何フレーム目毎にインタリーブを１
４なうかは、第１フレームのｖｌから始まる０２訂正系
列のパリティＱ２が第２５６フレーム目を越えない範囲
で、後述するように、バースト誤りやランダム誤りをで
きるだけ小さくする値に適宜選択されるもので、第１図
の値に限定されるものではない。さらに、Ｃ１とＣ２の
インタリーブ距離は図示のものとは逆にＣ１＞Ｃ２であ
ってもよい。このようにして、セクタ内で完結する２重
のインタリーブを構成することができる。したがって、
セクタ単位でデータを記録するのに適したフォーマット
を得ることができる。これにより、次に説明するように
バースト誤りに対して極めて高い訂正能力を実現するこ
とができる。

Ｂ、ｂ隣接符号（ｂ−ａｄｊａｃｅｎｔ　ｃｏｄｅ）１
１ｂ隣接符号は、Ｐ、Ｑの２ワードのパリティにより符
号ブロック中の１ワード（本例では８ピツ１〜）の隣接
誤りを訂正できる符号であり、Ｐ、Ｑパリティは、次の
式により生成される。

ｌ）＝υＮ■すＮ−１■・・・・・・■ｖ２■ｖ１　・
・・・・・（１）Ｑ＝ＴＷＮ■Ｔ　ＷＮ−＋■・曲・■
Ｔｌｌ１４ｗ＋　＝聞（２）ここで、■はワードの各ビ
ット毎の２を法とする加算を表わしている。また、Ｔは
補正マトリクスであり、　ＧＦ（２）における原始多項
式をｂ−ｓ ｇ（ｘ）＝ｘ＋Ａｄ−ｓ・ｘ　＋−＋Ａｔ・ｘ＋１とし
たとき、次の式で表わされる。

情報ワードＷＮＪＮ−ｓｐ・・・・・・、ｌｌ＋とパリ
ティワードＰ、Ｑをディスク上に記録し、再生時にそれ
ぞれ対応すル１’、　Ｎ　、Ｗ’　Ｎ　−ｔ　、−−、
Ｗ’　ｒ　、Ｐ’　、Ｑ’　を得たとする。ここで、情
報ワードＷｋに誤り［ＥＲがあって、す’に＝−Ｗｋ■
ＥＲ（誤りＥＲ≠０）のように誤ったとすると、Ｐあシ
ンドロームＳｐおよび０のシンドロームＳｏは、それぞ
れ下式のようになる。

次に、Ｓｐに順次Ｔを掛けてＳｏと比較すると、Ｔをに
−１回掛けたときに に−１ Ｔ　５ｐ＝Ｓｏ　・・・・・（６） が成立するので、Ｗｋに誤りがあったことを知ることが
できる。誤りパターンは、そのときＳｐと等しくなる。

したがって、この（６）式により、隣接符号内の１ワー
ドの誤り位ＷＫがまり、下式（７）により、１ワードの
誤りを訂正することができる。

Ｗｋ＝Ｗ’　ｋ■Ｓｐ　・・・・・・（７）以上述べた
ように、ｂ隣接符号では訂正系列内の１つの誤りワード
は必ず訂正可能である。しかしながら、２ワ一ド以上の
誤りが生じた場合には、誤りを検出できない場合や、正
しいデータを誤らせる訂正動作すなわち誤り訂正が生じ
る場合があるが、次に示すような場合には、訂正系列内
に誤りが生じていることを検出できる。

Ｓｐ≠０　・・・・・・（８） ＳＱ≠０　・・・・・・（９） 次に、ｂ隣接符号による誤り訂正方式の−っであるイレ
ージヤ訂正について説明する。

Ｃ，イレージヤ訂正 イレージヤ訂正は、予め誤りワードの位置がわかってい
る場合には、訂正系列内の２ワードまでの誤りが訂正で
きるものである。いま、情報ワードＷｍ　、　ｕｎの２
ワードに誤りが生じていることがわがっており、そして
、Ｅｍ　、　Ｅｎがそれぞれ再生ワードＷ’　ｍ、Ｗ’
　ｎの誤りパターンであるとする。このとき、シンドロ
ームＳＰ、ＳＱは、それぞれ下式で与えられる。

５ｐ＝ｂ■霜　・・曲（１１） ＳＱ＝Ｔ　Ｅｌｌｌ■Ｔ、Ｅｎ　・曲・（１２）これに
より、Ｖｍ　、　ｕｎの誤りパターンは、それぞれ下式
でめられる。

Ｅｎ＝Ｓｐ■”　−曲−（１４） したがって、 １重１ｍ＝Ｗ’　ｍ■Ｅｌｌｌ　・−−−−−（１５）
Ｗｎ＝：Ｗ’　ｎ■Ｅｎ　・＝−（１６）となって、２
ワードの誤りを訂正することができる。

また、２つの誤りワードのうちの１つがパリティワード
中にあった場合も、２つの誤りワードがともにパリティ
ワードであった場合も、それぞれＳｐ、Ｓｏより訂正が
可能である。

次に、本発明の誤り訂正方式を第１図により説明する。

前記Ａ（２重のインタリーブ方式）項で述べた方法で形
成された０１訂正系列は、第１図に示すように、ｆｉｌ
ｌ〜ｌｌａの情報ワードと２個のパリティＰ２およびＱ
２の計１０ワードをデータとし、これに対しＰｒおよび
０１をパリティとして訂正を行なう。

このパリティＰ１およびＱｌにより、前記Ｂ項で述べた
ように、（７）式により単−誤り訂正を行なって１ワー
ドの誤りを訂正することができる。同様に、他の０１訂
正系列に対しても、ｌワードの誤りに対しては単−誤り
訂正を行なって正しいワードに訂正する。

２ワ一ド以上の誤りが発生すると誤り訂正かできないが
、前記Ｂ項で説明したように、前記（８）。

（９）および（１０）式によりこのＣ１訂正系列に誤り
ワードがあることを検出することができる。ＣＩ訂正系
列中に誤りワードがあることが検出されたときは。

０１訂正系列を構成するり＋　−’ｌ　ａ　ｙＰ　２　
Ｉｏ　２のおのおののワードにエラーフラグを付加する
。同様に、他の０１訂正系列に２ワ一ド以上の誤りが存
在する　−ことが検出されたときは、その０１訂正系列
のＶ】〜１ｇ、Ｐ２．Ｑ２の各ワードにエラーフラグを
付加する。

各０１訂正系列に対して以上の各処理が終了すると、次
にＣ２訂正系列における誤り訂正が実行される。

Ｃ２訂正系列において−は、０１訂正系列で付加された
エラーフラグの数をカウントする。エラーフラグの数が
２つであったならば、パリティＰｉおよびＱｌを用いて
、前記Ｃで説明したイレージヤ訂正により２ワードの誤
り訂正を行なう。

また、エラーフラグの数が２以外の場合は、Ｃ１訂正系
列と同様に単−誤り訂正を行なう。

このようにして、０１訂正系列に対しては単−誤り訂正
により１ワードの誤りが、Ｃ２訂正系列に対しては２ワ
ードまでの誤りが訂正される。２重のインタリーブと前
記二者の誤り訂正の相乗作用によりランダム誤りとバー
スト誤りの両者の訂正能力を、次に述べるように向上さ
せることができる。

■　ランダム誤りの訂正能力 いま、ワード誤り率をＰｗ、訂正後のワード誤り率をＰ
ｗｃ、（８）　、（９）、　（１０）式によるランダム
の２ワード誤りに対する誤り検出能力をＫとすると、訂
正後のワード誤り率Ｐｗｃは下式で与えられる。

Ｒｉｃ＝Ｋ”　ＸｅＣＩＸ（ｔ　ＩＣ＋）”　ＸｇＣｉ
：に＋　２Ｃ２ＸｐＨ’＋（１−♂）ＸａＣＩＸ（ｔ　
＋Ｃ＋）２ＸＰ−・・・・・・（１７）第１図の場合で
はに＝０．８０であるので、Ｐｖｃ：ｉ：３．７１Ｘ１
０’　ＸＰｗ’　＋３．８７Ｘ１０”　ＸＰｗ４となる
。ここで、Ｐｗ＝ＩＸ１０−’　とすると、Ｐｗｃ　＝
３．８７Ｘ１０−１４となる。

これに対して、前述の単−誤り訂正を２段繰り返すもの
では、Ｐｗｃ＝（＋　ｔｃ＋　）”　Ｘ　ａｃｔ　ＸＰ
ｗ４である。ここで、Ｐａｌ　＝　Ｉ　Ｘ　１０　’と
すると、Ｐｗｃ：１．０９Ｘ１０−１３となる。すなわ
ち、本発明の誤り訂正方式によるときは、単−誤り訂正
を２段繰り返す誤り訂正方式に対し、誤り率を約１７３
に低下させることができる。

■　バースト誤り訂正能力 Ｃ１訂正系列において、１１フレーム目毎に各ワードが
インタリーブされるので、１１フレ一ム以内の連続した
バースト誤りがあっても、その誤りはインタリーブ系列
から見れば１ワードの誤りとしてしか表われないので、
Ｐｌ、Ｑ＋パリティにより全て訂正することができる。

炉えば、第１〜第１１フレームのＩＪ＋に列方向に連続
したバースト誤りがあっても、第１〜第１１フレームの
各ｗ１から始まるそれぞれのＣ１訂正系列では１個のワ
ードＶｌだけが誤ったものとして表われるにすぎないか
ら各Ｃ１訂正系列のＰＩ、０１パリテイにより訂正され
る。したがって、第１〜第１１フレームの１１に発生し
たバースト畝りは全て訂正することができる。すなわち
、前後８８フレームに誤りがなければ、０１訂正系列の
Ｐｌ、Ｑ＋パリティで全て訂正することができる。

以上説明した本発明の誤り訂正方式において、Ｃ１およ
びＣ２の各訂正系列における各データのフレーム間隔は
１１および１４に限定されるものではないことは、既に
述べた通りである。ただし、両者の間隔が等しい場合は
除外される。

例えば、ＣＩ訂正系列のワード数を１０ワードとし、０
２訂正系列を１２ワードとしてもよい。その逆に０１訂
正系列を１２ワード、Ｃ２訂正系列を１０ワードとして
もよい。そして、情報ワード数も８ワードに限定される
ものでなく、また、パリティ符号は隣接符号であれば、
ｂ隣接符号に限定されるものではなく、リードソロモン
符号等であってもよい。

また、本発明は光デイスクメモリに限定されるものでは
なく、光磁気ディスク、フロッピーディスク等、データ
を１．つのまとまった単位で記録、再生する記憶システ
ムの誤り訂正方式に用い〜る、ことができる。さらに、
誤り訂正を必要とするディジタル装置に一般に適用する
ことができる。

以上述べたことは、次に説明する各実施例についても同
様である。

第３図は、再生データに対する本発明の誤り訂正方式を
実施する具体的な装置の一実施例を示したものである。

第３図において、１１は再生データを第１図に示すよう
な配列で格納するＣ！デインタリーブメモリ、１２は再
生データを０１デインタリーブメモリ１１内に書き込む
ためのアドレスを発生するメモリ書き込みアドレスカウ
ンタ、１３はＣｌデインタリーブメモリ１１からＣ１訂
正系列を読み出すメモリ読み出しアドレスカウンタ、１
４はＣ１訂正系列に対して単−誤り訂正を行なうＣ１デ
コーダ、１５は単−誤り訂正の終ったＣ１訂正系列を格
納するＣ２デインタリーブメモリ、１６はＣ１訂正系列
のＷｔ〜Ｖａ、Ｐｚ。

Ｃ２の各ワードに対応するエラーフラグを格納するエラ
ーフラグメモリ、１７はＣ２デインタリーブメモリ１５
にＣ１訂正系列を、エラーフラグメモリ１６に０１訂正
系列に対応するエラーフラグを書き込むアドレスを発生
するメモリ書き込みアドレスカウンタ、１８はＣ２デイ
ンタリーブメモリ１５およびエラーフラグメモリ１６か
らＣ２訂正系列を読み出すメモリ読み出しアドレスカウ
ンタ、１９は０２訂正系列に対しイレージヤ訂正を行な
うＣ２デコーダ、２０はエラーフラグメモリ１６から読
み出された０２訂正系列のエラーフラグ数をカウントす
るエラ７フラグカウンタである。

次に、第３図の動作について説明する。

図示しない光ディスク等の記録媒体から再生されたデー
タは、メモリ書き込みアドレスカウンタ１２から与えら
れたアドレスにより、Ｃ１デインタリーブメモリ１１内
に第１図に示すような配列で第１フレームから順次書き
込まれる。データの書き込みを終了したところで、メモ
リ読み出しアドレスカウンタ１３から与えられるアドレ
スにより０１訂正系列の順序でデータを読み出し、Ｃ１
デコーダ１４に入力する。

Ｃ１デコーダ１４は、前述（４）　、　（５）式のシン
ドロームを生成し、そのシンドローム−の値により、０
１訂正系列中の１ワードの誤りがあれば、（６）式によ
り誤りのあるワード位置を検出して（７）式により訂正
を行なう。

ここで、Ｃ１訂正系列中２ワード以上の誤りがあって、
さらに（８）　、　（９）　、　（１０）式により誤り
が検出されたときは、そのＣ１訂正系列の讐１〜Ｗａ、
Ｐ２．Ｑ２の各ワードに対応するエラーフラグをエラー
フラグメモリ１６に書き込む。

一方、Ｃ１デコーダ１４から出力された誤り訂正された
データは、さらに、メモリ書き込みアドレスカウンタ１
７から与えられるアドレス値によりＣ２デインタリーブ
メモリ１５に書き込まれる。

このようにして、ＣＩデインタリーブメモリ１１に格納
された再生データの全０１訂正系列に対する前記誤り訂
正処理が終了すると、次の０２訂正系列に対するイレー
ジヤ訂正が行なわれる。

Ｃ２デインタリーブメモリ１５に格納されたデータは、
メモリ読み出しアドレスカウンタ１８により。

第１図の０２訂正系列の順序で読み出されてＣ２デコー
ダ１９に書き込まれる。Ｃ２デコーダ１９は、Ｃ１デコ
ーダ１４と同様にシンドロームＳｐとＳＱを生成する。

また同時に、エラーフラグカウンタ２０によりエラーフ
ラグメモリ１６に書き込まれたこのＣ２訂正系列内にあ
るエラーフラグの数をカウントする。

エラーフラグの数が２であったときは、Ｃ２デコーダ１
９は先に説明したイレージヤ訂正により、２ワードの誤
り訂正を行なう。エラーフラグの数が２に等しくないと
きには、Ｃ１訂正系列に対して行なったと同様に、単−
誤り訂正を行なう。

以上の各訂正動作の制御は、図示しない制御用プロセッ
サによって行なわ九る。第４図は前述のＣ１訂正系列お
よびＣ２訂正系列の訂正動作をフローチャートにして示
したものである。その内容は第３図に関する前述の説明
からあきらかであるので省略する。

本実施例では、ＣＩデインタリーブメモリ１１に書き込
み後Ｃ１訂正系列の誤り訂正を行ない、その後Ｃ２訂正
系列に対する誤り訂正を行なう場合について説明したが
、Ｃ＋デインタリーブメモリ１１に再生データをＣＩ訂
正系列のインタリーブのフレーム数以上（本実施例では
１２２フレ一ム以上）書き込んだ所でＣＩ訂正系列の訂
正動作を行ない、この訂正動作を０２訂正系列と０１訂
正系列のインタリーブの差のフレーム数以上（本実施例
では２８フレ一ム以上）行なった所で０２訂正系列の訂
正動作を行ない、両者の訂正動作を交互に行なうことに
よって全体の訂正動作を短縮することができる。

このような訂正動作を１個のデインタリーブメモリを用
いて行なったものが、次の第５図に示す実施例である。

第５図において、メモリ書き込みアドレスカウンタ１２
、メモリ読み出しアドレスカウンタ１３、Ｃ１デコーダ
１４、エラーフラグメモリ１６、Ｃ２デコーダ１９は第
１図と共通する。２１は第１図のＣＩデインタリーブメ
モリ１１およびＣ２デインタリーブメモリ１５と同じ構
成のデインタリーブメモリ、２２は再生データに対する
入力レジスタ、２３はデインタリーブメモリ２１に格納
された再生データから０１訂正系列を読み出してＣ１デ
コーダ１４に書き込むアドレスを発生するＣ１デコード
アドレスカウンタ、２４はデインタリーブメモリ２１か
らＣ２訂正系列を読み出してＣ２デコーダ１９に書き込
むアドレスを発生するｃ２デコードアドレスカウンタ、
２５は誤り訂正の終了したデータをデインタリーブメモ
リ２１から取り出すときの出力レジスタである。

次に第５図の動作について説明する。図示しない記録媒
体から入力された再生データは、入力レジスタ２２を介
してメモリ書き込みアドレスカウンタ１２によりデイン
タリーブメモリ２１に、第１図に示すように第１フレー
ムから順次書き込まれる。

再生データをＣＩ訂正系列のインタリーブのフレーム数
（第１図の場合は１２２フレ一ム以上）書き込んだとこ
ろで、Ｃ１デコードアドレスカウンタ２３によりＣ１訂
正系列を読み出して０１デコーダ１４に入力する。

Ｃ１デコーダ１４は、前述の（４）　、　（５）式によ
りシンドロームＳｐおよびＳｏを生成し、第３図の実施
例と同様に誤りのあるワードの位置を検出し、対応する
デインタリーブメモリ２１のアドレスをめ誤りパターン
をめる。次に、このアドレスによってデインタリーブメ
モリ２１のデータを読み出し。

前述の（７）式により１ワードの誤り訂正を行ない、訂
正されたデータを０１デコードアドレスカウンタ２３に
より再びデインタリーブメモリ２１の元のアドレスの所
に書き込まれる。また、ＣＩデコーダ１４は、誤り検出
が行なわれたＣＩ訂正系列に対しては、エラーフラグメ
モリ１６の各ワードに対応する位置にエラーフラグをセ
ットする。

各０１訂正系列に対する誤り訂正処理を、Ｃ２訂正系列
のインタリーブと０１訂正系列のインタリーブとの差（
第１図の場合では２８フレーム）以上管なったところで
、デインタリーブメモリ２１かに０２デコードアドレス
カウンタ２４により、０２訂正系列を順次Ｃ２デコーダ
１９に入力する。このとき、エラーフラグメモリ１６よ
り０２デコーダ１９に、その０２訂正系列に対応するワ
ードのエラーフラグも読み込まれる。Ｃ２デコーダ１９
はこのエラーフラグをカウントし、その数が２のときは
、エラーフラグをもとにより、前述のイレージヤ訂正を
行なう。もし、エラーフラグの数が２以外の数であれば
、Ｃ２デコーダ１９はＣ＋デコーダ１４と同様に単−誤
り訂正を行なう。これらの誤り訂正の行なわれたデータ
はＣ２デコードアドレスカウンタ２４により再びデイン
タリーブメモリ２１の元のアドレスの所に書き込まれる
。

以上の０１訂正系列および０２訂正系列に対する誤り訂
正処理が施されてデインタリーブメモリ２１に再格納さ
れた誤りの訂正されたデータは、メモリ読み出しアドレ
スカウンタ１３のアドレスにより出力レジスタ２５を経
由して外部の利用装置に送出される。

このようにすると、再生データのデインタリーブメモリ
２１への書き込み、Ｃ１訂正系列の誤り訂正、Ｃ２訂正
系列の誤り訂正、誤り訂正されたデータのデインタリー
ブメモリ２１からの読み出し操作が順次行なわれるよう
になる。したがって、全体の誤り訂正動作を短縮するこ
とができる。

勿論、１セクタ分のデータをディシタリーブメモリ２１
上に書き込んでから、全ての０１訂正系列に対する誤り
訂正処理を行ない、その後Ｃ２訂正系列に対する誤り訂
正処理を行ない、全ての０２訂正系列の誤り訂正処理終
了後にデータを出力することも可能であり、さらに、こ
れらを組み合せて誤り訂正を実現することも可能である
。

なお、以上の各実施例では、各デインタリーブメモリの
ほか、エラーフラグメモリを設けて説明したが、各デイ
ンタリーブメモリの１ワード当りのビット数を１つ増加
し、この１ビツトをエラーフラグメモリとして使用する
ようにしてもよい。

［効果］ 以上説明したように、本発明によれば、セクタ内で完結
する２重のインタリーブを施した誤り訂正で、単−誤り
訂正と、単−誤り訂正時に検出した誤りのある系列にエ
ラーフラグを立てイレージヤ訂正を行なうことにより、
誤り訂正能力を大きく向上させることができる。また、
゛セクタ内で完結するインタリーブによって、セクタ単
位でデー　タを記録するのに適したフォーマットが得ら
れ、バースト族りに対しても極めて高い訂正能力を得る
ことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図および第２図は本発明において用いられる２重イ
ンタリーブ方式の説明図、第３図は本発明の訂正方式を
実施する装置の１つの実施例の説明図、第４図は第３図
の装置の動作を示すフローチャート、第５図は本発明の
訂正方式を実施する装置の他の実施例の説明図である。 １１　・・・Ｃ＋デインタリーブメモリ、１２．１７・
・・　メモリ書き込みアドレスカウンタ、１３．１８・
・・メモリ読み出しアドレスカウンタ、１４・・・Ｃ１
デコーダ、１５・・・Ｃ２デインタリーブメモリ、１６
・・・エラーフラグメモリ、１９・・・Ｃ２デコーダ、
２０・・・エラーフラグカウンタ、２１・・・デインタ
リーブメモリ、２２・・・入力レジスタ、２３・・・Ｃ
Ｉデコードア・ドレスカウンタ、２４・・・Ｃ２デコー
ドアドレスカウンタ、２５・・・出力レジスタ。 第７図 テ°−タｔ！ａ方向□ 第４図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 レームに交錯する方向でインタリーブして形成された第
   １および第２の訂正系列を用いた記録媒体にデータを記
   録再生するシステムの誤り訂正方式において、第１の訂
   正系列に関して誤り訂正を行ない、訂正不能な誤りを検
   出したときには情報ワードの各ワードにエラーフラグを
   付加し、第２の訂正系列では、この系列内の第１の訂正
   系列のエラーフラグ数をカラン１へし、その値がイレー
   ジヤ訂正可能な値のときはイレージヤ訂正を行ない、そ
   の他のときは通常の誤り訂正を行なうことを特徴とする
   誤り訂正方式。 （２、特許請求の範囲第１項記載において、パリティに
   単−誤り訂正能力をもつ符号を使用し、第１の訂正系列
   では単−誤り訂正を行ない、第２の訂正系列では、エラ
   ーフラグ数が２のときはフラグを使用したイレージヤ訂
   正を行ない、そうでないときは単−誤り訂正を行なうよ
   うにしたことを特徴とする誤り訂正方式。 （３）特許請求の範囲第２項記載において、インタリー
   ブをセクタ内で折り返して完結するようにしたことを特
   徴とする誤り訂正方式。