(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
マルチワードグループの第二のエラー保護を有するターゲットコードワード中のエラーの位置の導出を可能にするよう構成された第一のエラー保護を有するエラー位置手がかりコードワードを提供するために、ワード式インターリービング及びワード式エラー保護コードワードを提供すると共に、媒体に関して相対的に接するマルチビットシンボルを基にしたマルチワード情報を符号化する方法であって、前記第一のエラー保護は、前記第二のエラー保護よりも多くのエラーを補正することができ、
前記手がかりコードワードは第一の均一サイズを有し、前記手がかりコードワードは、前記第一の均一サイズとは異なる第二の均一サイズを有し、第二の均一様式で散在されるターゲットコードワードに関して第一の均一様式で散在され、
前記第二の均一サイズは前記第一の均一サイズの倍数である方法。
【請求項２】
前記手がかりコードワードは、第二の均一様式で散在されるターゲットコードワードに関して第一の均一様式で散在される請求項１に記載の方法。
【請求項３】
光学媒体の格納に通用される請求項１に記載の方法。
【請求項４】
マルチワードグループのワード中のエラーの位置に関するエラー位置手がかりを評価し、ワード式デインターリービング及びエラー保護コードワードの復号化を達成すると共に、媒体に関して相対的に接する所で提供されたマルチビットシンボルに基づいた受信したマルチワード情報を復号化する方法において、
第二のエラー保護を有するターゲットコードワードに関する第一のエラー保護を有する手がかりコードワードから手がかりを導出し、前記第一のエラー保護は前記第二のエラー保護よりも多くのエラーを補正することができ、
前記手がかりコードワードは第一の均一サイズを有し、前記手がかりコードワードは第一の均一様式で散在され、前記ターゲットコードワードは前記第一の均一サイズとは異なる第二の均一サイズを有し、第二の均一様式で散在され、
前記第二の均一サイズは前記第一の均一サイズの倍数である方法。
【請求項５】
第一の均一様式で散在される手がかりコードワードと、第二の均一様式で散在されるターゲットコードワードとを基にした請求項４に記載の方法。
【請求項６】
前記情報は一連のブロックとしての前記媒体から得られ、前記各ブロックは前記コードワード及び追加エラー保護層を含み、また複数のセクタを有しており、該複数のセクタは前記媒体から連続的に得られ且つそれぞれ自己のヘッダー情報を有する請求項４に記載の方法。
【請求項７】
同時に、更なる冗長度を有する同期情報において、セクタ当たりにエラー保護を行う請求項４に記載の方法。
【請求項８】
ワードインターリービングをブロック内に提供するインターリーブ手段と、ワード式エラー保護コードワードを提供する符号化手段と、マルチワードグループの第二のエラー保護を有するターゲットコードワード中のエラーの位置の導出を可能にするよう構成された第一のエラー保護を有するエラー位置手がかりコードワードを提供する割当手段とを有し、前記第一のエラー保護が前記第二のエラー保護よりも多くのエラーを補正することができる、媒体に関して相対的に接するマルチビットシンボルに基づいたマルチワード情報を符号化する装置であって、
前記インターリーブ手段は、前記第１の均一サイズとは異なる第二の均一サイズを有するターゲットコードワードに関して第一の均一様式で散在される第一の均一サイズを有する手がかりコードワードをインタリーブするよう構成され、
前記第二の均一サイズは前記第一の均一サイズの倍数である装置。
【請求項９】
前記インターリーブ手段は、第二の均一様式で散在されるターゲットコードワードに関して、第一の均一様式で散在される前記手がかりコードワードをインターリーブするよう構成された請求項８に記載の装置。
【請求項１０】
前記情報はブロックとして提供されており、前記各ブロックは、前記コードワード及び追加エラー保護層を含み、また複数のセクタを有しており、前記複数のセクタは、前記媒体に連続的に提供され且つそれぞれ自己のヘッダー情報を有する請求項８に記載の装置。
【請求項１１】
前記各セクタの追加エラー保護層を同期情報に提供する請求項８に記載の装置。
【請求項１２】
格納された情報ブロック内にワード式デインターリービングを行うためのデインターリーブ手段と、エラー保護コードワードを復号化する復号化手段と、マルチワードグループのワード中のエラー位置手がかりを評価する評価手段とを有する、媒体に関して相対的に隣接する所で提供されたマルチビットシンボルに基づいた受信されたマルチワード情報を復号化する装置において、
第二のエラー保護を有するターゲットコードワードに関する第一のエラー保護を有する手がかりコードワードから手がかりを導出し、前記第一のエラー保護が前記第二のエラー保護よりも多くのエラーを補正することができ、
前記手がかりコードワードは第一の均一サイズを有し、前記手がかりコードワードは第一の均一様式で散在され、前記ターゲットコードワードは、前記第一の均一サイズとは異なる第二の均一サイズを有し、第二の均一様式で散在され、
前記第二の均一サイズは前記第一の均一サイズの倍数である装置。
【請求項１３】
第一の均一様式で散在される手がかりコードワードと、第二の均一様式で散在されるターゲットコードワードとを基にした請求項１２に記載の装置。
【請求項１４】
格納されたブロックからマルチプル連続セクタを受信し、且つヘッダー及び／又は同期情報冗長度を介してセクタ毎のエラー保護を行うよう構成された請求項１２に記載の装置。
【請求項１５】
インターリーブされた手がかりコードワードとターゲットコードワードとの配列を有し、前記手がかりコードワードとターゲットコードワードは、共にエラー保護コードワードを含んでおり、前記エラー保護コードワードは、マルチワードグループのワード中のエラー手がかり情報を提供し、前記手がかりコードワードは第一のエラー保護を有し、前記ターゲットコードワードは第二のエラー保護を有し、前記第一のエラー保護は、前記第二のエラー保護よりも多くのエラーを補正することができ、前記手がかりコードワードは第一の均一サイズを有し、前記手がかりコードワードは、前記第一の均一サイズとは異なる第二の均一サイズを有し、第二の均一様式で散在されるターゲットコードワードに関して第一の均一様式で散在され、
前記第二の均一サイズは前記第一の均一サイズの倍数である、請求項１に記載の方法を用いることによって作られた物理的な担体。
【請求項１６】
前記手がかりコードワードはターゲットコードワードに関して、第一の均一様式で散在され、前記ターゲットコードワードは第二の均一様式で散在される請求項１５に記載の担体。
【請求項１７】
光学格納を基にし、且つ基板入射読出しと共に使用される請求項１５に記載の担体。
【請求項１８】
前記配列は、複数の連続して提供可能な物理的なセクタを含む情報ブロック内に形成され、前記セクタは、それぞれヘッダー情報を含み、また前記コードワードの外に追加エラー保護層を有する請求項１５に記載の担体。
【発明の詳細な説明】
発明の背景
本発明は請求項１の前文に記載されたような方法に関するものである。米国特許4,559,625 Berlekamp et al及び5,299,208 Blaum et alは、インタリーブされ且つエラー保護された情報の復号化を開示している。その復号化では、第一ワードで発見されたエラーパターンが、同ワードグループに他のワードのエラー位置を決定する手がかりを提供できる。指摘されたエラーは、その手がかりを発生するワードの他のシンボルより、相対的に近いか又は隣接している。上記引例は、標準化されたフォーマットと、様々なワードに亘るマルチシンボルエラーバーストが備わる故障モデル（fault model）を用いる。一つの特定ワードにおける一個のエラーの発生は、次の一つ又は複数のワードに示されたシンボル位置において発生するエラーに対して、強い確率を与える。その手順は、しばしば、補正されたエラーの数を増加させる。
本願発明者たちは、この方法の問題を認識している。その問題は、手がかりが、その手がかりワードが完全に補正されたときに実体化するのみである。発明者たちは更なる問題を認識している。その問題は、エラーがブロックのごく小さい部分にあっても、復号化を完成するのは、ブロック全体を必要としている。これを機械的に駆動される担体と組み合わせることは、かなりのレーテンシ（latency）をもたらす。そのレーテンシは、ディスクの平均一回の回転時間に略相当する。
発明の概要
従って、特に、本発明の目的は、手がかりワードがターゲットワードより高い確度で正しく符号化される符号フォーマットを提供することにある。本発明の請求項１の特徴部分によれば、手がかり又は手がかりの組合せが一旦発見されれば、一つ以上の信頼できないシンボルを識別することを引き起こす。かかる識別に伴って、消去シンボル等によって、エラー補正はより有力となる。たくさんのコードは、エラー位置が知られないときに多くてtエラーを補正する。ひつと以上の消去位置を与えられれば、一般に多数e>tの消去は補正される。消去シンボル以外の他の識別タイプは適合である。バーストとランダムエラーとの組合せ保護も改善される。また、消去位置の提供は、少数のシンドロームシンボルのみの使用を必要とするので、計算を簡略化する。本発明は送信環境だけでなく、格納環境にも用いられる。
本発明のもう一つの目的は、エラーが少ない幾分共通の状態に対して上記レーテンシを減らすことにある。その解決法によれば、レーテンシは、しばしば、約一つの単一セクタまでに減少する。
また、本発明はこのように復号化された情報を復号化する方法と、当該方法を使用する符号化及び／又は復号化装置と、かかる符号化及び／又は復号化にインターフェースする情報を提供される担体に関するものである。更に、本発明の他の利点は従属請求項に記載されている。
【図面の簡単な説明】
図１は、エンコーダと、担体と、デコーダとを備えるシステムを示す図である。
図２は、コードフォーマット原理を示す図である。
図３は、プロダクトコードフォーマットを示す図である。
図４は、バースト検出が備わる長距離コードを示す図である。
図５は、ピケットコードとバースト表示サブコードを示す図である。
図６は、バースト表示サブコードフォーマットを示す図である。
図７は、ピケットコード及びそのプロダクトサブコードを示す図である。
図８は、その様々な更なる面を示す図である。
図９は、代替案のフォーマットを示す図である。
図１０は、インターリーブに関する詳細を説明する図である。
図１１は、ローカル冗長の位置を示す図である。
図１２は、ローカル冗長によるプロテクティビティを示す図である。
図１３、１４は、可能なセクタフォーマットを示す図である。
好ましい実施例の詳細な説明
図１は、本発明に係るエンコーダと、担体と、デコーダとを有する広範囲なシステムを示す。本発明の実施例は、オーディオ又はビデオ信号から、或いは、データから得られた一連のマルチビットシンボルに対して、符号化、格納、そして最後に復号化を行うことに用いられる。ターミナル２０が、例えば、８ビットサイズを有する連続シンボルを受信する。スプリッタ２２が、手がかりワードとなるシンボルをエンコーダ２４に反復的且つ周期的に転送し、その他の全てのシンボルをエンコーダ２６に転送する。
そのエンコーダ２４において、手がかりワードは、第一マルチシンボルエラー補正コードのコードワードにそのデータを符号化することによって形成される。このコードは、リードソロモンコード、プロダクトコード、インタリーブされたコード、又はそれらの組み合わせであってもよい。エンコーダ２６において、ターゲットワードは、第二マルチ−シンボルエラー補正コードのコードワードに符号化することによって形成される。
この実施例において、全てのコードワードは、同一長さを有するが、これは、必ずしも必要であるとは限りない。好ましくは、両方のコードは、その第一コードが第二コードのサブコードであるリードソロモンコードである。図２に示すように、手がかりワードは、より高い確度のエラー保護を有する。更に、各セクタが、後述する暫定プロテクティビティ（provisional protectivity）の追加量を得られる。
ブロック２８において、コードワードは、指摘された任意数の一つ以上の出力に転送され、これによって、後述する媒体における分配が同一となる。
ブロック３０が、例えば、その符号化されたデータを受信するテープ又はディスク等のユニタリ媒体自身を示す。これは、書き込み機構プラス媒体の組合せに対する直接書き込みを意味する。また、その媒体は、スタンプ等のマスタ符号化された媒体からのコピーとして実現されうる。
ブロック３２において、様々なワードは再度その媒体から読み出される。その後、第一コードの手がかりワードは、デコーダ３４に送られ、それらの固有冗長に基づいて復号化される。更に、図２に関する後述において明らかになるように、かかる復号化は、これらの手がかりワード以外のワードにエラーの位置において手がかりを提供する。
ボックス３５が、これらの手がかりと、場合によっては矢印３３で示す他の指示とを受信し、信頼できないシンボルを識別するために、一つ以上異なる方策を用いて、手がかりを消去位置又は他の指示に翻訳する保存されたプログラムに基づいて作動する。
ターゲットワードは、デコーダ３６において復号化される。かかる消去位置又は他の識別のお陰で、そのターゲットワードのエラー保護は、より高いレベルに改善される。最後に、全て復号化されたワードは、オリジナルフォーマットに従って要素３８によってデマルチプレクスされて出力４０に送られる。簡略のため、様々なサブシステムの機械的なインターフェースが省略される。
図２は、相対的に簡単なコードフォーマットを示す。図示のように、そのコード化の情報は、16行、32列のシンボルからなるブロックに概念的に配置され、即ち、512シンボルである。媒体における格納は、最左端の列からスタートする連続の列対列となっている。ハッチングを付けられた領域がチェックシンボルを含んでおり、手がかりワード０、４、８、及び12がそれぞれ８チェックシンボルを有する。その他のワードはそれぞれ４チェックシンボルを含み、ターゲットワードを構成する。その全体のブロックは、432情報シンボルと80チェックシンボルを含む。その後者は、それらのそれぞれのワードに亘ってより分割された方式で位置付けられる。その情報シンボルの一部は、ダミーシンボルであってもよい。
そのリードソロモンコードは、各手がかりワードにおいて四つまでのシンボルエラーを補正することを許可する。実際のシンボルエラーは、バツ印（x）で示されている。従って、全ての手がかりワードは正確に復号化されうるので、四つを超えるエラーを有しない。しかし、注意すべきことは、ワード２及び３が、それら自身の冗長シンボルのみに基づいて復号化されないことである。
図２において、全てのエラーは、62、66、68を除いて、エラー列を代表している。しかし、少なくとも三つ連続の手がかりワードをクロスする列52及び58のみは、エラーバーストとして考えられ、且つ全ての中間シンボル位置において消去フラッグを引き起こす。また、そのバーストの第一手がかりワードエラー前の一つ以上ターゲットワード、及びそのバーストの最後手がかりシンボル直後の一つ以上ターゲットワードは、そのフォローされた方策に頼って消去フラッグを得られる。列54が、短すぎるのでバーストとして考えられない。
従って、ワード４におけるエラーのうちの二つが、関連列において一つの消去フラッグを生成する。これはワード２及び３を補正可能にさせ、しかもそれぞれは一つの単一エラーシンボルと二つの消去シンボルを備える。しかし、ランダムエラー６２、６８、列５４は、それぞれに一つの単一手がかりワードを含むので、ワード５，６、７に対する手がかりを構成する。場合によっては、一つの消去は、８ビットシンボルにおける任意エラーが補正シンボルを再度引き起こす1/256の確率を有するので、ゼロエラーバターンをもたらすことが可能である。同様に、特定の手がかりワードをクロスするバーストは、そこに補正シンボルを発生することが可能である。同一バーストの前後手がかりシンボルの間のブリッジ方策は、この補正シンボルをバーストに合体させ、しかもエラー手がかりシンボルと同じ方法で、適切なターゲットシンボルに対してその補正シンボルを消去値に翻訳する。
実際のフォーマットの説明
以下に、実際のフォーマットを説明する。図３は一つのプロダクトコードフォーマットを示す。ワードが水平的及び垂直的であり、パリティがハッチングを付けられている。図４は、より多くのパリティを有する少数の上位ワードにおける特定のバースト検出が備わる所謂長距離コードを示す。本発明は、図３及び図４の原理の組合せとして構成されうる所謂ピケットコード（Picket Code）を提供する。書き込みは、いつも、図３、４に示す矢印に沿って連続して起こる。
本発明の実施は、デジタル光学格納に対するより新しい方法によって行われる。特に、基板入射（incident）読み出しに対して、上位送信層が薄くも１００ミクロンとなりうる。チャンネルビットのサイズが、およそ０．１４ミクロンであり、２／３のチャネルレートにおけるデータバイトが、僅か１．７ミクロンの長さを有する。最上表面において、ビームがおよそ１２５ミクロンの直径を有する。ディスクのキャディ又はエンベロープが、大きいバーストの確率を減少する。しかし、50ミクロン未満の非適合な粒子がショートフォルト（short faults）をもたらす。本願発明者は、特に、エラー繁殖を介するフォルトがおよそ１２０バイトに対応する２００ミクロのバーストを引き起こせるフォルトモデルを用いた。そのフォルトモデルは、バイト当たり２．６＊１０-5の確率で又は３２kBブロック当たり平均一つバーストでランダムにスタートする１２０Ｂ固定サイズのバーストを申し込む。本発明は、光ディスクにおける連続的な格納に対して提案されたものであるが、マルチトラックテープのような構造、また磁気と光磁気等のような他の技術にも適合する。
図５は、ピケットコード及びバースト表示サブコードを示す。一つのピケットコードは、二つのサブコードＡ及びＢからなる。そのバースト表示サブコード（BIS）は、手がかりワードを含んでおり、マルチバーストエラーの位置を決定させる非常に深くインターリーブされた長距離コードとしてフォーマットされる。このように発見されたエラーパターンは、この実施例にプロダクトサブコード（PS）として構成されたターゲットワードに対して消去情報を得るために、処理される。そのプロダクトサブコードは、そのバースト表示サブコードから得られた消去フラッグを用いることによって、マルチプルバーストとランダムエラーとの組合せを補正する。
下記のフォーマットは提案される。
・‘３２kB’のブロックは、１６DVD-互換セクタを含む。
・かかる各セクタは、2064＝2048＋16バイトのデータを含む。
・ECC符号化後の各セクタは、2368バイトを含む。
・従って、コーディングレートが0.872である。
・そのブロックにおいて、２５６シンクブロックが以下のようにフォーマットされる。
・各セクタは１６シンクブロックを含む。
・各シンクブロックは、四つ３７Ｂのグループからなる。
・各３７Ｂのグループは、１Ｂの深くインターリーブされたバースト表示サブコードと、３６Ｂのプロダクトサブコードとを含む。
図５において、行が連続して読み出され、前のシンクパターンでスタートする。各行は、４バイトのBISを含む。それらのBISは、グレーで、連続に番号を付けられ、しかも３６他のバイトによって等間隔で置かれている。16行は一つのセクタを形成し、２５６行は一つのシンクブロックを形成する。全部の冗長はハッチングを付けられる。また、同期バイトは、メインコードファシリティの外にある冗長を介して、手がかりを生み出すためにも用いられうる。図１のと同様なハードウェア配置は、予備操作段階におけるデータバイトと異なるフォーマットのワードを構成する同期バイトの処理を行うことができる。更なる情報は、ディスクから得られた信号の質、復調エラー、及びその他を介して、信頼できない一定のワード又はシンボルを指摘することができる。
図６は、図５に示すのと同様に、セクタ当たりに64バイトのバースト表示サブコードフォーマットを示す。その構成は、以下の通りである。
・１６行があり、各行は、ｔ＝16での［64、32、33］RSコードが備わる。
・矢印で示すように連続的な列がディスクから得られ、しかも、速いアドレス指定のために、４列からなるグループが一つの単一セクタから得られる。
・BISは、各５９２Ｂ（〜１mm）の少なくとも１６バーストを表示できる。
・BISは、セクタ当たりに３２バイトのデータを含む。即ち、４列がそのBISを、特に１６バイトがDVDヘッダーを、５バイトが速いアドレス読出しのためにそのヘッダーにおけるパリティを、11バイトがユーザーデータをそれぞれに示す。
図７は、ピケットコード及びその自己の、ターゲットワードから作られたプロダクトサブコードを示す。プロダクトサブコードのバイトは、BISバイトを無視しながら、ディスクから読み出された順番で番号をつけられる。
図８は、［256、228、29］＊［144、143、２］リードソロモンコードのプロダクトコードであるプロダクトサブコードの更なる面を示す。データのバイト数が、228＊143＝32604であり、即ち、16＊（2048＋11）ユーザーバイトプラス12スペアバイトである。
図９は、図８の一つの代わりとして、水平のリードソロモンコードを省略する図である。示されたフォーマットが水平方向に４回繰り返す。その水平ブロックは、36バイト（図７の４分の１）であり、［256、224、33］リードソロモンコードを用いる。各セクタは2368バイトを有する。ダミーバイトはない。
第一列におけるコードは、二段階で形成される。各セクタから、16ヘッダーバイトは、速いアドレス検索のために、最初に［20、16、５］コードに符号化される。その結果20バイトにセクタ当たりの更なる32ユーザーバイトをプラスことは、データバイトを形成し、且つ更に集合的に符号化される。一つの2Kセクタのデータシンボルは、次の通りに一つの物理的なセクタのみに入る。［256、224、33］コードの各列は、2Kセクタ当たりに８パリティを含む。更に、各［256、208、49］コードは、48冗長バイトが備わる［256、208、49］を得るために、2Kセクタ当たりに12パリティと、［20、16、５］コードの４パリティシンボルとを有する。
図１０は、詳細にこのインターリービング（interleaving）を示す。ここに、“x”がヘッダーバイトを、“□”が［20、16］コードのパリティを、“・”が［256、208］コードに対して32“更なる”データバイト及び12パリティバイトを代表する。
図１１は、三つの水平周期のみが備わる、図５におけるローカル冗長の関連位置を示す。最右端において、バツ印（x）はローカル冗長の位置を与える。ハッチングを付けられた冗長は、全てのセクタが読み出された際のみに有用である。
図１２は、図１１の影部分が取られた、ローカル冗長のプロテクティビティ（protectivity）を示す。そのローカルプロテクティビティの範囲は、そのメインエラー保護コードファシリティの冗長度を引いて、ちょうど一つのセクタである。その暫定プロテクティビティは、そのメインコードファシリティの外にある。
図１３、１４は、図１２に対応して、2068バイトセクタの二つの可能なフォーマットを示す。図１３において、様々な領域は、４バイトの識別子、その識別子専用の６パリティバイト、６バイトのCPR−MAI（CoPyRight Management Information）、2048バイトのメインデータ、及び巡回冗長コードCRC領域のような４バイトのエラー検出領域を連続して有する。ここに、その識別子は、相対的に厳しく保護されている。図１４において、その識別子の保護は、２バイトまでに減少される。その残りのバイトは、そのセクタ中のエクストラ単一バーストエラー補正コードを形成する。これは、任意ビット列に位置される16ビットまでのバーストを補正することができる。
本発明の様々な更なる進歩性は、以下の通りである。
・ローカルコードは、所謂サブスペースサブコードである。かかるコードは、有限領域におけるコードワードのシンボルが備わるマルチシンボルコードを最初に定義することによって形成される。次に、そのコードは、二つ最も重要ではないビット位置における“00”のような、所定の同一パリティパターンを全てのそれらのノン冗長シンボルにおいて有するワードに限定される。この部分は、処理の目的を考慮に入れても、保存される必要がないので、ユーザ情報を含んでいない。実際に、コードワードは、明かに、より短いシンボルを基にしたものである。しかし、更なる考慮がなしに、その冗長シンボルはこれらのビット位置における“00”と異なるパターンを有するので、それの長さは減少されない。その解決法は、冗長シンボルにおける所定のビット位置の十分な数量（少なくとも２）をゼロに等しくさせる擬似情報に対して、多数のユーザシンボル位置を取っておく。これらのゼロを抑圧し、且つより短いシンボル長さに対応する位置における全ての他のビットを再配置することは、より短いフォーマットにおいてその冗長シンボルを固定する。当該分野の熟練者は、上記部分パターンに対して、他のコンテンツ及び他の位置をどのように用いるかを知っている。コードワードの長さは論理上の境界線に近づけば、小数の非冗長シンボルを抑圧する必要がある。
・ローカルコードは、ビットバースト補正コードである。４シンボルは、一般に16ビットバーストを補正することに用いられる。もう一つのビットバースト補正コードは、ファイヤコードとして知られている。また、ローカルコードは、ビット対からなる四元バーストを補正することを許可する。ローカルコードは、復号化を開始するために、暫定プロテクティビティとして用いられる。失敗する場合において、ローカルコードは先行され、メインコードは主なエラーパターンを補正することに用いられる。そのメインコードの復号化の後に、小数のエラーが戻る可能性がある。そうすれば、そのローカルコードは、第三層コードとして再度呼び出される。
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４】
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【図５】
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【図６】
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【図７】
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【図８】
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【図９】
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【図１０】
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【図１１】
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【図１２】
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【図１３】
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【図１４】
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