JP2006148366A - データ処理方法、データ記録装置及びデータ伝送装置 - Google Patents

Abstract

【課題】 複数チャネルにわたってエラーが生じる２次元的なバーストエラーに対しても、同一の誤り訂正符号語に属するデータブロックの数を低減する。
【解決手段】 誤り訂正符号により符号化された１６の誤り訂正符号語（ＲＳ積符号語）のいずれかに属するデータブロック（Ｃ１符号語）を１６チャネルの記録トラックに分配する際に、１６本の記録トラック上で、記録トラック内のデータ配列方向あるいはそれに交差する記録トラック並び方向において連続する１６個のデータブロックはすべて異なる誤り訂正符号語に属し、１記録トラック内で連続した３個のデータブロックが、連続した４本の記録トラックにわたって占める領域、または１記録トラック内で連続した４個のデータブロックが、連続した３本の記録トラックにわたって占める領域中に存在するデータブロックが、すべて異なる誤り訂正符号語に属するように、上記符号化データを各記録トラックに分配する。
【選択図】 図３

Description

本発明は、データ処理方法、データ記録装置及びデータ伝送装置に関し、デジタルデータを、磁気テープ記録装置や光ディスク装置等に記録またはマルチ入力−マルチ出力（multi-input,multi-output：ＭＩＭＯ）伝送システム等によって伝送する際に、複数の記録トラックまたは複数の通信路上の、ある大きさの領域にわたって発生するバーストエラーを効率良く訂正するために、インターリーブと誤り訂正符号とを組み合わせて符号化するデータ処理方法、データ記録装置及びデータ伝送装置に関する。

デジタルデータを、磁気テープ記録装置や光ディスク記録装置等により記録媒体上に並列に（例えば隣り合って）配置される複数本の記録トラックに記録したり、マルチ入力−マルチ出力（multi-input,multi-output：ＭＩＭＯ）伝送システム等によって伝送する場合に、記録された情報あるいは伝送された情報の一部が連続してエラーとなるバーストエラーが発生することがある。このようなバーストエラー発生の代表的な原因は、例えば磁気テープ記録装置や光ディスク記録装置の場合には、記録メディア上のゴミや再生ヘッドもしくは光ピックアップの不良等が挙げられ、通信装置の場合には、通信路において一時的に発生する大きな外乱ノイズ等が挙げらる。また、記録装置や通信装置にかかわらず、再生されあるいは受信された信号の同期ずれも、バーストエラー発生の大きな原因の一つとして挙げられる。

このようなバーストエラーが生じた信号を効率よく訂正する方法の一つとして、誤り訂正符号とインターリーブ（シャッフリング）とを組み合わせて入力データを符号化する手法が広く用いられている。この時使用される符号パラメータとインターリーブ方式によって、訂正可能なバーストエラーの大きさが決定される。

例えば、磁気テープ記録装置や光ディスク記録装置においては、インターリーブと組み合わせて使用される誤り訂正符号として、２つのリードソロモン（Reed Solomon：ＲＳ）符号を組み合わせたＲＳ積符号を用いた例が多い。ＲＳ符号とはガロア体（Galois Field：ＧＦ）上において定義される符号で、（ｎ，ｋ，ｄ）というパラメータで表され、ｎは符号語長、ｋは情報語長、ｄは符号語間の最小距離を示し、符号語内で最大（ｄ−１）／２個のシンボルエラーを訂正することができることを特徴とする符号である。また、入力データの消失情報が得られる場合には、消失訂正と言われる復号を行うことにより、ｄ−１シンボルまでのエラーを訂正することができる。

ＲＳ積符号としてＣ１（ｎ_１，ｋ_１，ｄ_１），Ｃ２（ｎ_２，ｋ_２，ｄ_２）の二種類のＲＳ符号を組み合わせた積符号語の構成の一例を図２９に示す。この積符号語を得るには、ｋ_１×ｋ_２シンボルの入力データ（積符号情報語）｛Ｄ_０，Ｄ_１，・・・，Ｄ_{ｋ１×ｋ２−１}｝に対して、例えば、まず図２９の０，１，・・・，（ｋ_１−１）列の各列をＣ２符号により符号化を行い、ｎ_２−ｋ_２シンボルのパリティを付加し、その後各行のデータをＣ１符号により符号化し、ｎ_１−ｋ_１シンボルのＣ１パリティを付加することによって行われる。この積符号語に対し、各行についてＣ１符号を先に復号する場合、誤り検出されたＣ１符号語に含まれるデータを消失データとして扱い、Ｃ２符号で消失訂正を行うことができる。例えば、複数のＣ１符号語が、発生したエラーにより訂正不可能であったとしても、各列においてＣ２復号をする際には訂正不可能であったＣ１符号語に含まれるシンボルのみがエラーとなるので、積符号語中の、最大でｄ_２−１個までのＣ１符号語のエラーを訂正することができる。

特許文献１には、８個のＲＳ積符号語を、Ｃ１符号語をデータブロックとして、記録メディア上の８トラックに記録する際の記録方式が記載されている。

特許文献１に記載されているインターリーブの手法を説明する。例えば積符号として、ＧＦ（２^８）上のＣ１（240，234，7），Ｃ２（64，54，11）のＲＳ符号を用いて、１０１０８８バイトの入力データに対し、先頭バイトより１２６３６バイト毎に積符号化する。これにより、図３０のような積符号語（１５３６０バイト）を８つ得る。８つの積符号語を構成する５１２個のＣ１符号語（２４０バイト）の全てに、図３０の順番で０〜５１１の番号を与える。インターリーブを行って、これらのＣ１符号語を、８トラックにわたり図３１の形に配置する。ただし、図３１中で隣接する記録トラックは、必ずしも記録メディア上で物理的に隣接しているとは限らず、図３１中の隣接する記録トラック間には、記録メディア上では他の記録トラックが存在していてもよい。図３１中の斜線（ハッチング）を付した区画は、１つ目の積符号語に属するＣ１符号語であり、同じ積符号語に属するＣ１符号語は斜め方向に繰り返す形で配置されていることがわかる。これにより、ある１トラックすべてがエラーになるというバーストエラーが発生した場合においても、残りの７トラックのデータが正しく読み取れた場合には、それぞれの積符号語ではバーストエラーの発生したトラックに含まれる８つのＣ１符号語を除く５６個のＣ１符号語は正しく読み取れているので、Ｃ２符号の復号時に消失訂正を行うことにより、正しく復号することができる。

一方、Ｌ×Ｌ（Ｌは２以上の自然数）の方陣に、０からＬ−１までの数字をそれぞれＬ個ずつ配置するパターンとして、ラテン方陣とよばれるものがある。このラテン方陣においては、方陣の各列、各行について同じ数字が２回以上現れない配置になっている。

特許文献１のインターリーブ方法においては、それぞれの積符号語は先頭の８×８の配置パターンを繰り返す形になっており、この配置パターンがインターリーブを決定している。この８×８の領域を取り出し（図３２のＡ）、Ｃ１符号語に対して、そのＣ１符号語が属する積符号語によって分類し、８つの積符号語毎に０〜７の番号を与えると（図３２のＢ）、８×８のラテン方陣になっている。この図３２でも、１つ目（０番）の積符号語に属するＣ１符号語の区画に斜線（ハッチング）を付している。

また、ラテン方陣の特殊なものとして、非特許文献１に、完全ラテン方陣という配置が紹介されている。

完全ラテン方陣とは、Ｍ^２×Ｍ^２（Ｍは２以上の自然数）の方陣の各行各列に加え、対角線上にも同じ数字が２回以上現れないという性質を持ち、さらに方陣を図３３のような形でＭ×Ｍという領域に分割した場合に、分割した各領域に同じ数字が２回以上現れないという特徴を持つラテン方陣である。図３３に９×９（Ｍ＝３）の完全ラテン方陣の例を示す。非特許文献１中では、２つのＭ×Ｍの互いに直交するラテン方陣を用いた完全ラテン方陣の生成方法が記されている。この様な配置を元に符号語のインターリーブを行うと、上記特許文献１で示されたインターリーブに比べ、平面的な広がりを持つバーストエラーが起こった場合に、一つの符号語にエラーの集中する確率が低減されると考えられる。

米国特許第６５３９５１４号明細書 K. Kim and V. K. P. Kumar, "Perfect Latin Squares and Parallel Array Access", Computer Architecture, 1989, The 16th Annual International Symposium on 28 May - 1 June, pp.372-379, 1989.

ところで、今後、情報記録装置や通信装置において、より高スループットの記録レートや伝送速度を実現するために、記録トラックや通信路の多チャネル化が有効である。例えば、記録媒体上に並列に複数本の記録トラックを有するようなマルチトラック記録方式において、平面的な広がりを持ったバーストエラーがどのように影響を及ぼすかについて考察する。

ここでは、符号化されたデータを一定の長さの最小記録単位（データブロック）に分割して記録または送信する。例えば、上記図３０の例では、１つのＣ１符号語（２４０バイト）を１データブロックとしている。

上記特許文献１で開示された上記図３１と同様の図３４に示すようなインターリーブを使用した場合、例えば図３４の太線の枠に示すように、３トラックにわたり３つのデータブロック（Ｃ１符号語）を含む３×３のサイズの領域ＥＲがエラーになると、３つのデータブロックがエラーになる符号語（積符号語）が存在することになる。図３４の例では、太線の枠内で、斜線（ハッチング）を施した上記０番の積符号語に属する３つのデータブロック（Ｃ１符号語）がエラーになっていることがわかる。

一方、上記非特許文献１で示されたインターリーブを使用した場合においては、特許文献１に記載の技術に比べて平面的な広がりを持つエラーに対する訂正能力は高くなるが、その性能は十分とは言えない。例えば、図３５は、上記図３３の９×９の完全ラテン方陣を再び示しているが、この図３５中の３×３以下の大きさである太線の枠に示す２×３のサイズの領域ＥＲにも、０が２つ含まれてしまっており、この領域がエラーになった場合には、２つのデータブロックにエラーとなる符号語（積符号語）が存在することになる。また、非特許文献１の方法を用いるには、Ｍを自然数とした場合、伝送路の数が、Ｍ^２で表される場合に限られるという問題もある。

このように、ある大きさの領域を考えた場合、そこに含まれるデータブロックのうち、同一の誤り訂正符号語（例えば上記積符号語）に属するものが複数存在する場合、この領域がエラーになった場合には、誤り訂正符号語の中で、複数のデータブロックエラーを含むものが存在することになり、エラー訂正ができなくなる可能性が高くなる。

よって、平面的な領域がエラーになった場合においても、エラーを効率よく訂正するために、その領域に含まれる、同一の誤り訂正符号語に属するデータブロックの数を低減する符号化及びインターリーブ方法が望まれている。これは、複数の伝送路を介してデータ通信を行う場合に、略々同時に複数のチャネルにわたってエラーが生じるような２次元的なバーストエラーが発生した場合にも同様にいえることである。

本発明は、このような従来の実情に鑑みて提案されたものであり、記録媒体の複数トラックあるいは複数本の伝送路のような複数チャネルにわたってエラーが生じる２次元的なバーストエラーに対しても、同一の誤り訂正符号語に属するデータブロックの数を低減することができるようなデータ処理方法、データ記録装置及びデータ伝送装置を提供することを目的とする。

上述の課題を解決するために、本発明は、デジタルデータを所定の誤り訂正符号により符号化し、一定の長さのデータブロックを単位として複数のチャネルに分配する際に、上記チャネル数をＮ（ただし、Ｎ＝ａ×ｂであり、ａ，ｂはいずれも２以上の整数）とするとき、Ｎ本のチャネル上で、チャネル内のデータ配列方向あるいはそれに交差するチャネル並び方向において連続するＮ個のデータブロックはすべて異なる誤り訂正符号語に属し、１チャネル内で連続したａ−１個のデータブロックが、連続したｂ本のチャネルにわたって占める領域、または１チャネル内で連続したａ個のデータブロックが、連続したｂ−１本のチャネルにわたって占める領域中に存在するデータブロックが、すべて異なる誤り訂正符号語に属するように、上記符号化データを各チャネルに分配することを特徴とする。

ここで、上記誤り訂正符号は、リード−ソロモン積符号であり、上記データブロックは、該リード−ソロモン積符号の一方の符号系列の符号語であることが好ましい。

また、上記Ｎチャネルの各チャネルにそれぞれＮ個のデータブロックを分配する際のデータ配列を示すＮ×Ｎの分配マトリクスは、チャネル内のデータ配列方向に連続するａ個のデータブロックが、チャネル並び方向に連続するｂ本のチャネルにわたって占めるａ×ｂのサイズの領域を単位として、チャネル内のデータ配列方向に隣り合う２つの上記領域の間では、一方の領域内の任意のデータブロックに対して、隣の領域内の同じ誤り訂正符号語に属するデータブロックが上記領域内のチャネル並び方向に１チャネル分だけｂチャネル内で巡回的にずれた位置に配置され、チャネル並び方向に隣り合う２つの上記領域の間では、一方の領域内の任意のデータブロックに対して、隣の領域内の同じ誤り訂正符号語に属するデータブロックが上記領域内のチャネル内のデータ配列方向に１データブロック分だけａデータブロック内で巡回的にずれた位置に配置されるものであることが好ましい。

上記分配されたＮチャネルの符号化データを記録媒体の並列配置されたＮ本の記録トラックに記録することが挙げられ、また、上記分配されたＮチャネルの符号化データをＮ本の並列伝送路を介して伝送することが挙げられる。

上記Ｎは６以上であることが好ましく、さらに、上記Ｎは、８，９，１６，２４のいずれかであることが好ましい。

本発明によれば、Ｎチャネルの各チャネルにそれぞれＮ個のデータブロックを分配するためのデータ配列を示すＮ×Ｎの方陣において、互いに異なる誤り訂正符号語を示す０からＮ−１までの数字を各Ｎ個ずつ配置する際に、各行各列に同じ数字が２回以上現れないという、ラテン方陣の性質を保ちつつ、素数でない自然数Ｎについては、Ｎの任意の１でない約数ａと、ａ×ｂ＝Ｎとなるｂについて、いかなる（ａ−１）×ｂ、またはａ×（ｂ−１）の大きさの領域は、すべて異なる数字から構成されるという特徴を持つ。この配置を利用したインターリーブと誤り訂正符号とを組み合わせることにより、直線的なバーストエラーに対しては従来と同等の誤り訂正能力を持ち、また平面的な広がりを持つバーストエラーに対しては従来よりも高い訂正能力を得ることができる。

以下、本発明に係るデータ処理方法、データ記録装置及びデータ伝送装置を適用した具体的な実施の形態について、図面を参照しながら詳細に説明する。

図１は、本発明の実施の形態としてのデータ記録再生装置を概略的に示すブロック図である。この図１を参照しながら、与えられたデジタルデータを符号化してインターリーブ（あるいはシャッフリング）を含むデータ処理を行い、記録媒体上に並列に形成される複数の記録トラックに記録し再生する方法の一例について説明する。

図１に示すデータ記録再生装置において、入力端子１１を介して供給されたデジタルデータを符号化部１２に送り、誤り訂正符号化及びインターリーブ（シャッフリング）を施し、得られた出力（記録符号）を記録再生部１３に送って、記録媒体上に並列に形成される複数の記録トラックに記録し、再生する。記録再生部１３からの出力（再生波）は、アナログ等化部１４に送られてアナログ等化され、その出力（等化波）がＡ／Ｄ変換部１５に送られてデジタルデータ（等化信号）に変換され、符号検出部１６に送られる。符号検出部１６では、Ａ／Ｄ変換部１５からのデジタルデータ（等化信号）が符号系列として検出され、得られた検出符号が復号部１７にてデータとして復号される。復号部１７からの出力（検出情報）は出力端子１８より取り出される。

ここで、本発明の実施の形態の具体例として、磁気テープ等のテープ状記録媒体の長手方向に平行な複数本（Ｎ本）の記録トラックに対して記録再生を行うようなマルチヘッドリニアテープ記録再生装置の構成を想定する。この場合、符号化部１２は、入力端子１１からの入力デジタルデータを所定の誤り訂正符号により符号化し、得られた符号化データを一定の長さのデータブロックに分割し、記録媒体上に並列に配置されるＮ本の記録トラックに対応するＮチャネルに振り分ける。なお上記チャネル数Ｎは、それぞれが２以上の整数ａ，ｂにより、Ｎ＝ａ×ｂと表すことができるものである。

図２は、上記マルチヘッドリニアテープ記録再生装置における記録再生部１３の記録再生ヘッド部及び記録媒体上の記録トラックの一例を示す説明図である。記録再生部１３では、図２に示すように、磁気テープ等のテープ状記録媒体２１に対して、Ｎ個、例えば１６個の記録ヘッドＨ０〜Ｈ１５を有するマルチヘッド部２２を用いて１６本の記録トラック２３を形成するように１６チャネルのデータが並列に記録し、また１６本の記録トラック２３から１６チャネルのデータを並列的に再生する。マルチヘッド部２２の各記録ヘッドＨ０〜Ｈ１５は、例えば１００μｍ程度の間隔を有し、テープ状記録媒体２１上でもその間隔を持って各記録トラック２３が並列に配置される。これらの記録トラック２３は、必ずしもテープ状記録媒体２１上で物理的に隣接していなくともよく、記録トラック２３の隣のトラックとの間に他の記録トラックが存在していてもよい。また、このようなマルチヘッドリニアテープ記録再生装置のみならず、ヘリカルテープ記録再生装置にも本発明の実施の形態を適用可能であり、この場合、テープ状記録媒体上では斜めの記録トラックが隣接して並列に記録形成され、これらの記録トラックの複数本、例えば１６本に対して１６チャネルのデータが並列に記録再生される。また、光ディスク等のディスク状記録媒体の場合にも同様に適用でき、ディスク径方向に隣接する複数本、例えば１６本の並列配置される記録トラックに対して１６チャネルのデータが記録再生される。

図１の符号化部１２についてさらに説明する。入力端子１１を介して符号化部１２に供給された入力デジタルデータ（情報語）は、Ｎ個の積符号情報語単位に分割され、分割されたデータがそれぞれ符号化され、各積符号情報語単位は、前記図２９と共に説明したようなＲＳ積符号のパリティが付加された積符号語となる。ここで、前記図２９のＲＳ積符号語の各行がそれぞれ一つのＣ１符号語に相当し、これを記録単位としてのデータブロックとする。すなわち、一つのＣ１符号語は一つのチャネル（記録トラック）の連続した領域に一つのデータブロックとして記録される。積符号として符号化する際には、同一のＲＳ積符号語に属するＣ１符号語（データブロック）が、記録メディア上で離れた位置に記録されるように、インターリーブ（シャッフリング）を含む符号化を行う。このように符号化されて得られた符号化データの各Ｃ１符号語（データブロック）にヘッダ情報が付加され、ランダマイズを施され、チャネル符号化を経て記録メディアへと記録される。なお、本明細書において、積符号情報語やＣ１情報語等の情報語とは、符号語からパリティを除いたものを意味している。

本発明の実施の形態では、デジタルデータを所定の誤り訂正符号、例えばＲＳ積符号により符号化し、一定の長さのデータブロック（Ｃ１符号語）を単位としてＮチャネル（例えば１６チャネル）に分配して、Ｎ本の並列配置された記録トラックに記録する。このとき、Ｎ本のチャネル上で、チャネル内のデータ配列方向あるいはそれに交差するチャネル並び方向において連続するＮ個のデータブロックはすべて異なる誤り訂正符号語（ＲＳ積符号語）に属し、１チャネル内で連続したａ−１個のデータブロックが、連続したｂ本のチャネルにわたって占める領域、または１チャネル内で連続したａ個のデータブロックが、連続したｂ−１本のチャネルにわたって占める領域中に存在するデータブロックが、すべて異なる誤り訂正符号語に属するように、上記符号化データを各チャネルに分配する。この場合、ＮチャネルにそれぞれＮ個のデータブロックを分配するためのＮ×Ｎのサイズの分配マトリクス（あるいはインターリーブマトリクス、シャッフリングマトリクス）としては、チャネル内のデータ配列方向に連続するａ個のデータブロックが、チャネル並び方向に連続するｂ本のチャネルにわたって占めるａ×ｂのサイズの領域を単位として、チャネル内のデータ配列方向に隣り合う２つの上記領域の間では、一方の領域内の任意のデータブロックに対して、隣の領域内の同じ誤り訂正符号語に属するデータブロックが上記領域内のチャネル並び方向に１チャネル分だけｂチャネル内で巡回的にずれた位置に配置され、チャネル並び方向に隣り合う２つの上記領域の間では、一方の領域内の任意のデータブロックに対して、隣の領域内の同じ誤り訂正符号語に属するデータブロックが上記領域内のチャネル内のデータ配列方向に１データブロック分だけａデータブロック内で巡回的にずれた位置に配置されるものである。

ここで、上記チャネル数Ｎをａ×ｂで表すときのａ，ｂについて、ａ＝ｂ＝Ｍとするときの分配マトリクスについて説明する。この場合のＭは、１より大きい自然数（２以上の整数）であり、分配マトリクスとなるＭ^２×Ｍ^２のサイズの方陣に従って上記符号化データの各データブロック（Ｃ１符号語）を分配（あるいはインターリーブ、シャッフリング）することになる。本発明の実施の形態として、上記図２に示すような１６個の記録ヘッドＨ０〜Ｈ１５を有するマルチヘッド部２２を用いるマルチヘッドリニアテープ記録再生装置の場合には、Ｎ＝１６よりＭ＝４となり、分配マトリクスは、例えば図３に示すような１６×１６のサイズの方陣となる。この図３に示すような方陣に従って、１６の積符号語に属する各データブロック（Ｃ１符号語）を、１６チャネルの各記録トラックtrack0〜track15 へ分配することになる。図３において、１６×１６のサイズの方陣内の記号０〜ｆは、その位置に配置されるデータブロック（Ｃ１符号語）が属する１６の積符号語の番号を示しており、ａ〜ｆは１０〜１５を表す。例えば、この図３中の斜線（ハッチング）を付した区画は、上記１６の積符号語の内の最初の０番の積符号語に属するデータブロックが配置されることを示している。

この図３の分配マトリクスとなる１６×１６（Ｍ^２×Ｍ^２）のサイズの方陣から明らかなように、１６チャネル（Ｎチャネル）上で、チャネル内のデータ配列方向あるいはそれに交差するチャネル並び方向において連続する１６個（Ｎ個）のデータブロックはすべて異なる誤り訂正符号語に属し、１チャネル内で連続した３個（ａ−１個）のデータブロックが、連続した４本（ｂ本）のチャネルにわたって占める領域、または１チャネル内で連続した４個（ａ個）のデータブロックが、連続した３本（ｂ−１本）のチャネルにわたって占める領域中に存在するデータブロックが、すべて異なる誤り訂正符号語に属するように、上記符号化データを各チャネルに分配している。このような分配マトリクスを得るためには、チャネル内のデータ配列方向に連続する４個（ａ個）のデータブロックが、チャネル並び方向に連続する４本（ｂ本）のチャネルにわたって占める４×４（ａ×ｂ）のサイズの領域を単位として、チャネル内のデータ配列方向に隣り合う２つの上記４×４領域の間では、一方の領域内の任意のデータブロックに対して、隣の領域内の同じ誤り訂正符号語に属するデータブロックが上記領域内のチャネル並び方向に１チャネル分だけ４チャネル（ｂチャネル）内で巡回的にずれた位置に配置され、チャネル並び方向に隣り合う２つの上記領域の間では、一方の領域内の任意のデータブロックに対して、隣の領域内の同じ誤り訂正符号語に属するデータブロックが上記領域内のチャネル内のデータ配列方向に１データブロック分だけ４データブロック（ａデータブロック）内で巡回的にずれた位置に配置されるような関係を持たせればよい。すなわち、図３の斜線（ハッチング）を付した０番の積符号語に属する区画に着目すると、左上の４×４領域の左上の０番の積符号語に属するデータブロックに対して、右隣の４×４領域では１チャネル分だけ下にずれた位置のデータブロックが同じ０番の積符号語に属しており、さらに右隣の４×４の領域ではさらに１チャネル分だけ下にずれるような位置関係となっている。この１チャネル分のずれは、４×４領域内である４チャネル内で巡回的に生じており、例えば４番の積符号に属するデータブロックの位置については、左上の４×４領域の左下の位置から、右隣の４×４領域の左上の位置にずれている。また、左上の４×４領域の左上の０番の積符号語に属するデータブロックに対して、下隣の４×４領域では１データブロック分だけ右にずれた位置のデータブロックが同じ０番の積符号語に属しており、以下同様に、下隣の４×４領域では１データブロック分だけ右側に４データブロック内で巡回的にずれるような位置関係となっている。

このような本発明の実施の形態の分配マトリクスとなるＮ×Ｎ（例えば１６×１６）の方陣において、互いに異なる誤り訂正符号語を示す０からＮ−１までの数字を各Ｎ個（１６個）ずつ配置する際に、各行各列に同じ数字が２回以上現れないという、ラテン方陣の性質を保ちつつ、いかなる（ａ−１）×ｂまたはａ×（ｂ−１）の大きさ（３×４または４×３の大きさ）の領域においても、すべて異なる数字から構成されるという特徴を持つ。従って、この配置を利用したインターリーブと誤り訂正符号とを組み合わせることにより、すなわち、本発明の実施の形態となる分配マトリクスに従ってデータブロックの各チャネルへの分配を行うことにより、直線的なバーストエラーに対しては従来と同等の誤り訂正能力を持ち、また平面的な広がりを持つバーストエラーに対しては従来よりも高い訂正能力を得ることができる。

ここで、比較例として、図４は、上記特許文献１に記載の技術における１６×１６の分配マトリクスを示し、図５は、上記非特許文献１に記載の技術における１６×１６の分配マトリクスを示している。

一般に、Ｍ^２×Ｍ^２のサイズの方陣を上記分配マトリクスとして用いる場合に、エラーイベントとして、あるα×βの大きさの領域に含まれるＣ１符号語（データブロック）がすべてエラーとなる場合を考え、そのエラーイベントが記録メディア上のどの位置に起こった場合においても、訂正保証できる最大エラーイベント数を、表１に示す。

この表１において、Ａは特許文献１に記載の技術を用いた場合、Ｂは非特許文献１に記載の技術を用いた場合、Ｃは本願発明の実施の形態を用いた場合をそれぞれ示し、ｄ_２は、前述したＲＳ積符号のＣ２（ｎ_２，ｋ_２，ｄ_２）符号の最小距離を示す。ただし、各エラーイベントについて、α×βの大きさの領域は重ならないものとする。この表１から、本発明の実施の形態によるインターリーブ方法は、平面的な広がりをもつバーストエラーを、従来の方式よりも効率よく訂正することを可能とすることがわかる。Ｍ≧５の場合についても同様の効果が得られる。また、上記非特許文献１の完全ラテン方陣を利用した比較例にくらべ、本発明の実施の形態によるインターリーブ方法を採用した例は、Ｍが３以上である場合に、平面的なバーストエラーをより効率よく訂正することができる。

次に、図６は、上記図１の符号化部１２の概略構成例を示すブロック図であり、図７は、この符号化部１２での処理の概略を示すフローチャートである。

図６において、上記図１の入力端子１１からの入力データは、符号化部１２のバッファ３１に送られる。図７のステップＳ１０１では、情報語のバッファへの格納として、バッファ３１に入力されたデータをバイト単位で順次格納し、その際のバッファへの書き込みのアドレスはアドレス生成器３２により生成する。次に、図７のステップＳ１０２では、Ｃ２パリティ付加として、まずアドレス生成器３２からバッファ３１の読み出しアドレスが生成され、そのアドレスに従って、バッファ３１からＣ２エンコーダ３３へ入力データがバイト単位で送られ、Ｃ２情報語がすべて入力された後に、Ｃ２エンコーダ３３からバイト単位でＣ２パリティが出力され、アドレス生成器３２が生成する書き込みアドレスの示すバッファ３１内の位置に格納される。図７のステップＳ１０３では、インターリーブおよびＣ１パリティ付加として、バッファ３１内に格納された入力データとＣ２パリティを、Ｃ１エンコーダ３４へバイト単位で入力し、このときにアドレス生成器３２は、記録メディア上にＣ１符号語単位でインターリーブして記録されるようにバッファ３１からの読み出しアドレスを生成する。Ｃ１エンコーダ３４は、入力されたデータに対し、Ｃ１パリティを計算し、Ｃ１パリティバッファ３５に格納する。Ｃ１パリティバッファ３５は「インターリーブされるＲＳ積符号語の数×Ｃ１パリティ数」のデータを格納するレジスタにて構成される。Ｃ１情報語に相当する部分が入力されている間は、Ｃ１情報語がバイト単位でそのまま出力され、Ｃ１パリティの計算が完了した後に、Ｃ１パリティバッファ３５の内容が１バイトずつ出力される。

以下に、Ｃ１符号としてＧＦ（２^８）上のＲＳ（240，234，7）符号、Ｃ２符号としてＧＦ（２^８）上のＲＳ（128，108，21）符号を各々採用し、１６個のＲＳ積符号語を、１６トラックに記録する場合について説明する。

上記図７のステップＳ１０１では、以下のような動作を行う。すなわち、上記図１の入力端子１１をバイトの入力データ（data[0,1,・・・・・・,404351]）を、ＲＳ積介して図６の符号化部１２に送られてきた４０４３５２符号語内の情報語（ＲＳ積符号語から、パリティを除いたもの）に相当する２５２７２バイト毎に、１６個に分割する。２５２７２バイトの情報語は、１０８個のＣ１符号語に含まれる情報語に相当する。１６個の積符号情報語をバッファ３１（buf[0,1,・・・・・・,479231]）に格納する。

図８は、上記ステップＳ１０１のより具体的な動作を説明するためのフローチャートである。この図８において、変数C2_framesは積符号語の数、変数C1_blocksは一つの積符号語に含まれる入力データを含むＣ１符号語の数、変数C1_infはＣ１情報語長をそれぞれ示し、変数out_ptr，in_ptrはそれぞれバッファの入出力位置を記憶するポインタである。ステップＳ１１１では、これらの変数C2_frames，C1_blocks，C1_inf，out_ptr，in_ptrにそれぞれ初期値を格納し、ステップＳ１１２からＳ１１８までのｆｏｒループで、ループ変数ｉをインクリメントしながら、ステップＳ１１２での条件式が満たされている間、ステップＳ１１３からＳ１１７までの処理を繰り返し行う。ステップＳ１１３からＳ１１６までのｆｏｒループでは、ループ変数ｊをインクリメントしながら、ステップＳ１１３での条件式が満たされている間、ステップＳ１１４からＳ１１５までの処理を繰り返し行う。ステップＳ１１４におけるbuf[k]はｋバイト目のバッファ、data[k]はｋバイト目の入力データを示す。この図８に示す処理においては、まず１つの積符号情報語に相当する入力データを、１０８個のＣ１符号語としてバイト単位でバッファに格納する。その後に２３４×２０バイトの領域を空け、続く入力データを同じ方法で格納するという手順を１６回繰り返している。これらの操作の後、図６のバッファ３１内のデータ（情報語）は、図９の斜線（ハッチング）を付した部分のようになる。この図９の矢印Ａが入力データの書き込み方向を示し、領域Ｂは８つの積符号語の内の１つ目（０番）の積符号情報語領域及びＣ２パリティ領域を示す。

次に、図１０に示すように、２３４バイト×１０８ブロックの領域に対して、矢印Ｃで示す縦方向に１０８バイト読み出し、バイト単位で図６のＣ２エンコーダ３３に入力する。Ｃ２エンコーダ３３は上記ＲＳ（128，108，21）符号のＣ２パリティを生成するようになっており、そのパリティ生成多項式は、以下の式（１）で与えられる。

このときのα２は、ｐ２（ｘ）を以下で与えられる式（２）とした場合の、ｐ２（ｘ）＝０を満たすｘの解である。

図６のＣ２エンコーダ３３に対して１０８バイトのＣ２情報語をバイト単位で入力すると、Ｃ２エンコーダ３３から２０バイトのＣ２パリティ（C2_par[0,1,・・・・・・,19]）がバイト単位に順次出力される。このＣ２パリティを、バッファ３１の入力されたＣ２情報語が書き込まれている列と同じ列の領域（Ｃ２パリティ用の領域）に、図１０の矢印Ｄで示される方向に書き込む。これを１つの積符号情報語当たりの２３４列全てに行い、続けて、残る１５個の積符号情報語に対して同じ処理を適用する。この処理は、上記図７のステップＳ１０２に相当し、このステップＳ１０２の具体的なアルゴリズムを、図１１のフローチャートに示す。

この図１１において、変数C2_framesは積符号語の数、変数C1_blocksは一つの積符号語に含まれるＣ１符号語の数、変数C1_infはＣ１情報語長をそれぞれ示し、変数C1_all_blocksは、積符号語に含まれるＣ１符号語の総数を示す。図１１の最初のステップＳ１２１では、これらの変数C2_frames、C1_blocks、C1_inf、C1_all_blocksにそれぞれ初期値を格納する。ステップＳ１２５，Ｓ１２８のbuf[j]はｊバイト目のバッファデータ、C2_par[j]はｊバイト目のパリティをそれぞれ示す。ステップＳ１２２からＳ１３１までのｆｏｒループでは、ループ変数ｉをインクリメントしながら、ステップＳ１２２での条件式が満たされている間、ステップＳ１２３からＳ１３０までの処理を繰り返し行う。ステップＳ１２３からＳ１３０までのｆｏｒループでは、ループ変数ｊをインクリメントしながら、ステップＳ１２３での条件式が満たされている間、ステップＳ１２４からＳ１２９までの処理を繰り返し行う。ステップＳ１２４からＳ１２６までのｆｏｒループでは、ループ変数ｋをインクリメントしながら、ステップＳ１２４での条件式が満たされている間、ステップＳ１２５の処理を繰り返し行う。ステップＳ１２７からＳ１２９までのｆｏｒループでは、ループ変数ｋをインクリメントしながら、ステップＳ１２７での条件式が満たされている間、ステップＳ１２８の処理を繰り返し行う。

このような処理が行われた後の図６のバッファ３１内のデータは、図１２のような状態になり、Ｃ２パリティが付加された１６個の積符号情報語をバッファ内に得ることができる。

次に、図６のバッファ３１からデータを読み出してＣ１エンコーダ３４に送り、Ｃ１パリティを付加してＣ１符号語とし、図１の記録再生部１３（の記録符号化器及び記録ヘッド）に送って記録する工程について説明する。テープ状記録媒体に記録する際には、上記図２に示したように、１６個の記録ヘッドＨ０〜Ｈ１５を用いて１６個のＣ１符号語（データブロック）が１６本の記録トラック２３に並列に記録される。

図１３は、上記図６のＣ１エンコーダ３４の要部の構成例を示すブロック図であり、図１３中の乗算器ＭＬはガロア体上の乗算を行うものであり、加算器ＸＲは排他的加算（ＸＯＲ）を行うものである。このＣ１エンコーダは、上述したＲＳ（240，234，7）符号をＣ１符号として生成するようになっており、そのＣ１パリティ生成多項式は、次の式（３）で与えられる。

このときのα１は、ｐ１（ｘ）を以下で与えられる式（４）とした場合の、ｐ１（ｘ）＝０を満たすｘの解である。

ここで、図６のバッファ３１に、図１２に示すようなＣ２パリティ付きの１６個のＲＳ積符号情報語が蓄積されると、各ＲＳ積符号情報語（２３４バイト×１２８ブロック）からそれぞれ１つのＣ１情報語（２３４バイト）が選択され、バイト単位で読み出される。バッファ３１から読み出されたＣ１情報語中の１バイトのデータがＣ１エンコーダ３４に入力されると、Ｃ１エンコーダ３４では、そのバッファデータが属するＣ１符号語の計算途中のパリティ値を示す４８ビットをＣ１パリティバッファ３５から読み込み、入力された１バイトのバッファデータによりそのパリティ値が更新され、Ｃ１パリティバッファ３５に送られる。このようにしてＣ１情報語に対するＣ１パリティが求められる。１６個のＲＳ積符号情報語の各ＲＳ積符号情報語（２３４バイト×１２８ブロック）からそれぞれ１つのＣ１情報語（２３４バイト）、全部で１６個のＣ１情報語分のデータが読み出されてマルチプレクサ（あるいは切換器）３６を介して出力された後に、Ｃ１パリティバッファ３５内に蓄えられた、それぞれの情報語に対応するＣ１パリティがバイト単位でマルチプレクサ３６を介して出力され、図１の記録再生部１３に送られて記録メディア（例えばテープ状記録媒体）上の１６本の記録トラックに記録される。このとき、アドレス生成器３２からヘッド選択（チャネル選択）信号が出力され、例えば上記図３に示したような分配マトリクスに従って各Ｃ１符号語（データブロック）の各記録トラック（チャネル）への分配（インターリーブ、シャッフリング）が行われる。

図１４は、上記図３に示した分配マトリクスに従ってインターリーブ及び符号化を施した結果として得られる記録トラック上でのＲＳ積符号語の配置を図示するものである。図１４中の１区画（１マス）が１つのＣ１符号語（データブロック）に対応し、同一の積符号語に属するＣ１符号語は同じ記号（０〜ｆ）で示されている。例えば０番のＲＳ積符号語に属する図中の斜線（ハッチング）を付されたＣ１符号語は、矢印に示す順番に配置される。図１５は、記録トラック上の各データブロック（Ｃ１符号語）の配置の一部を、バッファ上でのＣ１情報語の並び順の番号で示した図である。

一般的に、入力データを本発明の実施の形態のように積符号情報語単位で分割し、パリティを付加した複数の積符号語を記録する場合に、あるデータブロック（Ｃ１符号語）の属する誤り訂正符号（ＲＳ積符号）の番号がｉで、その符号語内でのデータブロック番号をｊとすると、そのデータブロックが記録されるトラック番号ｙと、書き込み方向のデータブロック単位での先頭からの位置ｘは、以下の計算式（５）、（６）により導出することができる。

これらの式中で、C2_frames は同時に記録されるＲＳ積符号の個数、C1_blocksは積符号語中のＣ１符号語の数、Ｎは記録されるトラック数をそれぞれ示す。本発明の実施の形態の例では、C2_flames＝１６、C1_blocks＝１２８、Ｎ＝１６、ａ＝ｂ＝４となる。

この配置を実現するための、図６のバッファ３１、３５からのデータの読み出し順序と、符号化された積符号語のバイトデータの記録先となる記録トラック（チャネル）の番号は、例えば、図１６で示されるフローチャートに従った方法で決定することができる。これは、上記図７のステップＳ１０３の処理に相当し、図１６のフローチャートは、このステップＳ１０３の具体的なアルゴリズムを示すものである。

図１６において、変数C2_framesは記録する積符号語の数、変数C1_all_blocksは一つの積符号語中のＣ１符号語の数、変数C1_bytesはＣ１符号語長、変数C1_infはＣ１情報語長、変数C1_parはＣ１パリティ数をそれぞれ示す。ステップＳ１４１では、これらのＲＳ符号のパラメータ（変数C2_frames、C1_all_blocks、C1_bytes、C1_inf、C1_par）がセット（初期化）される。ステップＳ１４２からＳ１５３までのｆｏｒループでは、ループ変数ｉをインクリメントしながら、ステップＳ１４２での条件式が満たされている間、ステップＳ１４３からＳ１５２までの処理を繰り返し行う。ステップＳ１４３からＳ１５２までのｆｏｒループでは、ループ変数ｊをインクリメントしながら、ステップＳ１４３での条件式が満たされている間、ステップＳ１４４からＳ１５１までの処理を繰り返し行う。ステップＳ１４４からＳ１５１までのｆｏｒループでは、ループ変数ｋをインクリメントしながら、ステップＳ１４４での条件式が満たされている間、ステップＳ１４５からＳ１４９又はＳ１５０までの処理を繰り返し行う。ステップＳ１４５では、読み出すＲＳ積符号の番号が変数ｒｆにセットされる。ステップＳ１４６において、書き込みトラック番号（記録ヘッド番号）が変数ｏｈにセットされる。ステップＳ１４７において、Ｃ１情報語の出力か、Ｃ１パリティデータの出力かが選択される。図６のバッファ３１からのデータ（Ｃ１情報語）の出力選択時には、ステップＳ１４８に進む。このステップＳ１４８の変数buf は１次元のメモリを表す。Ｃ１パリティデータの出力が選択されるときは、ステップＳ１５０に進み、図６のＣ１パリティバッファ３５からのデータ（Ｃ１パリティ）を読み出す。ステップＳ１５０の変数par_buf［ｉ］［ｊ］は、ｉ番目のＲＳ積符号語の、ｊ番目のパリティを格納しているレジスタを示す。

このようにして図６の構成の符号化部１２から出力され、記録部（図１の記録再生部１３）に送られたデータは、図１７のブロック図で示されるような記録符号化部にて、ヘッダが付加され、ランダマイズ及び記録符号化が行われ、記録ヘッドを用いて記録メディア上に記録される。この図１７において、上述した符号化部から端子４１を介して入力されたデータは、ヘッダ生成部４２及び切換器４３に送られ、切換器４３にてヘッダ生成部４２で生成されたヘッダが入力データに付加され、ランダマイザ４４に送られてランダマイズ処理され、記録符号化器４５に送られて変調等の記録符号化がなされ、端子４６より取り出されて記録ヘッド（例えば図２のマルチヘッド部２２）の各チャネルに送られて、複数（例えば１６本）の記録トラックに並列に記録形成される。

以上説明したような本発明の実施の形態によれば、分配マトリクスとなるＮ×Ｎ（例えば１６×１６）の方陣において、互いに異なる誤り訂正符号語を示す０からＮ−１までの数字を各Ｎ個ずつ配置する際に、各行各列に同じ数字が２回以上現れないという、ラテン方陣の性質を保ちつつ、Ｎ＝Ｍ^２となるＭ（例えばＭ＝４）について、いかなる（Ｍ−１）×Ｍ又はＭ×（Ｍ−１）の大きさ（例えばいかなる３×４又は４×３の大きさ）の領域でも、すべて異なる数字から構成されるという特徴を持つ。この配置を利用したインターリーブと誤り訂正符号とを組み合わせることにより、直線的なバーストエラーに対しては従来と同等の誤り訂正能力を持ち、また平面的な広がりを持つバーストエラーに対しては従来よりも高い訂正能力を得ることができる。

上記実施の形態においては、上記分配マトリクスとなるＭ^２×Ｍ^２のサイズの方陣として、Ｍ＝４の場合（１６×１６のサイズ）について説明したが、これに限定されるものではなく、Ｍは２，３，５，・・・等の２以上の任意の整数の値を取り得るものである。すなわち、Ｍ＝２の場合の４×４のサイズの分配マトリクスとしては、例えば図１８に示すようなものを用いることができ、Ｍ＝３の場合の９×９のサイズの分配マトリクスとしては、例えば図１９に示すようなものを用いることができ、Ｍ＝５の場合の２５×２５のサイズの分配マトリクスとしては、例えば図２０に示すようなものを用いることができる。ただし、Ｍ＝２の場合における例では、平面的なバーストエラーに対する訂正能力は、上記非特許文献１のような完全ラテン方陣を利用した比較例に等しくなる。

また、上記非特許文献１に示すような完全ラテン方陣の配列は、Ｍを２以上の自然数とした場合にＭ^２×Ｍ^２で表される方陣のみにしか適用することができないが、本発明の実施の形態の配列では、Ｎが素数でない自然数であるならば、Ｎ×Ｎで表される方陣すべてに適用することができる。

ここで、上記非特許文献１に示すような完全ラテン方陣が適用できない場合の例となる８×８のサイズの分配マトリクスとして、図２１に、上記特許文献１におけるラテン方陣を元にした比較例を示し、図２２に、Ｎ＝８、ａ＝４、ｂ＝２とした場合の本発明の実施の形態の例を示す。これらの図２１、図２２に示すような分配マトリクスを用いる場合の訂正保証できる最大エラーイベント数を表２に示す。

この表２は、上記表１と同様に、Ｎ＝８の場合に、ｄ２をＣ２符号の最小距離とした場合の、各エラーイベントに対する訂正保証できる最大エラーイベント数を示しており、Ａは図２１に示す上記特許文献１に記載の技術を用いた場合、Ｂは図２２に示すような本発明の実施の形態の技術を用いる場合をそれぞれ示すものである。この表２により、Ｎ＝８の場合に、発明の実施の形態の技術が、上記特許文献１に記載の技術に比べ、バーストエラーを効率よく訂正できることがわかる。

次に、図２３は、本発明の他の実施の形態として、Ｎ＝２４、ａ＝４、ｂ＝６とした場合の分配マトリクスを示す図である。この図２３は、２４の誤り訂正符号語（積符号語）の番号を０〜２３としたときの２４チャネルへの分配を示しており、斜線（ハッチング）を付した区画には、１つ目（０番）の誤り訂正符号語（積符号語）に属するデータブロック（Ｃ１符号語）が配置されることを示している。

一般的に、Ｎが素数でない自然数であるならば、Ｎ×Ｎで表される方陣が与えられた場合、これにＮ種の異なる誤り訂正符号語に属する、それぞれＮ個のデータブロック（Ｃ１符号語）を配置する規則について説明する。Ｎ×Ｎの領域を、まずＮの任意の１でない約数ａと、ａ×ｂ＝Ｎとなるｂとをもって、横ａ×縦ｂの領域複数個に分割する。例えば、Ｎ×Ｎの領域に対して、図２４のように、ａ×ｂの領域を縦にｂ個、横にａ個並べた場合、左上のＣ１符号語の座標を（０，０）、右下のＣ１符号語の座標を（Ｎ−１，Ｎ−１）とした場合、（ｉ，ｊ）で表されるＣ１符号語の属するＣ２符号語がｋ番目であるとした場合の関係は以下の式（７）で表すことができる。

また、このようなＮ×Ｎのサイズの分配マトリクスは、Ｎチャネルの各チャネルにそれぞれＮ個のデータブロックを分配する際のデータ配列を示すものであり、Ｎをそれぞれ２以上の整数ａ，ｂの積（Ｎ＝ａ×ｂ）で表すとき、チャネル内のデータ配列方向に連続するａ個のデータブロックが、チャネル並び方向に連続するｂ本のチャネルにわたって占めるａ×ｂのサイズの領域を単位として、チャネル内のデータ配列方向に隣り合う２つの上記領域の間では、一方の領域内の任意のデータブロックに対して、隣の領域内の同じ誤り訂正符号語に属するデータブロックが上記領域内のチャネル並び方向に１チャネル分だけｂチャネル内で巡回的にずれた位置に配置され、チャネル並び方向に隣り合う２つの上記領域の間では、一方の領域内の任意のデータブロックに対して、隣の領域内の同じ誤り訂正符号語に属するデータブロックが上記領域内のチャネル内のデータ配列方向に１データブロック分だけａデータブロック内で巡回的にずれた位置に配置されるように構成すればよい。

例えば、上記図２３に示すＮ＝２４、ａ＝４、ｂ＝６の例では、チャネル内のデータ配列方向が横方向、チャネル並び方向が縦方向であり、横方向に隣り合う２つの４×６の領域の間で、一方の領域内の任意のデータブロックに対して、隣の領域内の同じ誤り訂正符号語に属するデータブロックが上記領域内の縦方向に１チャネル分だけ６チャネル内で巡回的にずれた位置に配置され、縦方向に隣り合う２つの上記領域の間では、一方の領域内の任意のデータブロックに対して、隣の領域内の同じ誤り訂正符号語に属するデータブロックが上記領域内の横方向に１データブロック分だけ４データブロック内で巡回的にずれた位置に配置されるように構成すればよい。

以上の説明からも明らかなように、Ｎ×Ｎの方陣を分配マトリクスとしてデータブロックを配置する場合に、本発明の実施の形態における方陣を用いると、Ｎが素数でない自然数であるならば、上記特許文献１に記載の技術よりもエラーを効率よく訂正することがき、Ｎが６以上であると言う条件の元では、上記非特許文献１に記載の技術よりもエラーを効率よく訂正することができる。

また、２次の積符号に限らず、１次元の符号や、３次以上の高次の積符号を用いる場合においても、本発明によるインターリーブ方法を上記実施の形態と同様に適用することができる。

ところで、上述した本発明の実施の形態においては、入力データの先頭バイトから順番に、積符号情報語に相当する領域毎に分割して積符号化を行い、得られた積符号語をインターリーブして記録する方法を用いているため、符号化部の構成は、上記図６に示したように、積符号情報語とＣ２パリティとを格納するバッファを持つ構成になっている。しかしながら、本発明を実現するためには、図２５の２次元データ配列における積符号情報語に相当する領域に入力データを記録し、それぞれの領域にある情報語を、本発明における方陣を利用して各積符号語に分類し、Ｃ２パリティを付加するようにしてもよいため、積符号情報語とＣ２パリティを蓄えるバッファは必ずしも必要ではない。

本発明の実施の形態に用いられた図６に示す符号化部の構成の別案として、図２６に示す符号化部のように、積符号情報語とＣ２パリティとを蓄えるバッファを持たない構成を用いることができる。

この図２６に示す構成も、上記図１の符号化部１２として用いることができ、入力端子１１からの入力データ（情報語）が図２６に示す符号化部１２のＣ２エンコーダ５１に送られる。この図２６の符号化部１２においても、上述した実施の形態の同様に、Ｃ１符号としてＧＦ（２^８）上のＲＳ（240，234，7）符号、Ｃ２符号としてＧＦ（２^８）上のＲＳ（128，108，21）符号を各々採用し、１６個のＲＳ積符号語を、１６チャネルに分配して記録あるいは伝送するものとする。

図２６のＣ２エンコーダ５１には、上記入力端子１１からの入力データがバイト単位で順次送られ、入力データと同じＣ２符号語に属する計算途中のＣ２パリティ（２０バイト＝１６０ビット）がＣ２パリティバッファ５２から読み込まれて、入力された１バイトのデータによりそのパリティ値が更新され、Ｃ２パリティバッファ５２に書き戻される。Ｃ２エンコーダ５１からの入力データ（Ｃ１情報語）と、Ｃ２パリティバッファ５２からのＣ２パリティとが、バイト単位でマルチプレクサ（あるいは切換器）５３に送られる。このマルチプレクサ５３は制御部５４により切換制御される。ここでのＣ２パリティ付加処理の動作の具体例を、図２７のフローチャートに示す。

図２７において、変数C2_framesは積符号語の数、変数C1_blocksは一つの積符号語に含まれるＣ１符号語の数、変数C1_infはＣ１情報語長をそれぞれ示し、変数C1_all_blocksは、積符号語に含まれるＣ１符号語の総数を示す。図２７の最初のステップＳ１６１では、これらの変数C2_frames、C1_blocks、C1_inf、C1_all_blocksにそれぞれ初期値を格納する。ステップＳ１６９のC2_par[x]はｘバイト目のパリティをそれぞれ示す。ステップＳ１６２からＳ１７２までのｆｏｒループでは、ループ変数ｉをインクリメントしながら、ステップＳ１７２での条件式が満たされている間、ステップＳ１６３からＳ１７１までの処理を繰り返し行う。ステップＳ１６３からＳ１７１までのｆｏｒループでは、ループ変数ｊをインクリメントしながら、ステップＳ１６３での条件式が満たされている間、ステップＳ１６４からＳ１７０までの処理を繰り返し行う。ステップＳ１６４からＳ１６７までのｆｏｒループでは、ループ変数ｋをインクリメントしながら、ステップＳ１６４での条件式が満たされている間、ステップＳ１６５、Ｓ１６６の処理を繰り返し行う。ステップＳ１６８からＳ１７０までのｆｏｒループでは、ループ変数ｋをインクリメントしながら、ステップＳ１６８での条件式が満たされている間、ステップＳ１６９の処理を繰り返し行う。

このような処理によって、マルチプレクサ５３からバイト単位で出力されたＣ１情報語は、Ｃ１エンコーダ５５に送られる。Ｃ１エンコーダ５５は、入力されたデータに対し、Ｃ１パリティを計算し、Ｃ１パリティバッファ５６に格納し、これらのＣ１エンコーダ５５からのデータ（Ｃ１情報語）とＣ１パリティバッファ５６からのＣ１パリティとがマルチプレクサ５７に送られてＣ１符号語とされる。マルチプレクサ５７は制御部５４により切換制御されており、マルチプレクサ５７からの出力は符号化部１２の出力として、上記図１の記録再生部１３に送られる。このときのインターリーブ及びＣ１パリティ付加処理の動作の具体例を、図２８のフローチャートに示す。

図２８において、変数C2_framesは記録する積符号語の数、変数C1_all_blocksは一つの積符号語中のＣ１符号語の数、変数C1_bytesはＣ１符号語長、変数C1_infはＣ１情報語長、変数C1_parはＣ１パリティ数をそれぞれ示す。ステップＳ１８１では、これらのＲＳ符号のパラメータ（変数C2_frames、C1_all_blocks、C1_bytes、C1_inf、C1_par）がセットされる。ステップＳ１８２からＳ１９３までのｆｏｒループでは、ループ変数ｉをインクリメントしながら、ステップＳ１８２での条件式が満たされている間、ステップＳ１８３からＳ１９２までの処理を繰り返し行う。ステップＳ１８３からＳ１９２までのｆｏｒループでは、ループ変数ｊをインクリメントしながら、ステップＳ１８３での条件式が満たされている間、ステップＳ１８４からＳ１９１までの処理を繰り返し行う。ステップＳ１８４からＳ１９１までのｆｏｒループでは、ループ変数ｋをインクリメントしながら、ステップＳ１８４での条件式が満たされている間、ステップＳ１８５からＳ１８９又はＳ１９０までの処理を繰り返し行う。ステップＳ１８５では、読み出すＲＳ積符号の番号が変数ｒｆにセットされる。ステップＳ１８６において、書き込みトラック番号（記録ヘッド番号）が変数ｏｈにセットされる。ステップＳ１８７において、Ｃ１情報語の出力か、Ｃ１パリティデータの出力かが選択される。Ｃ１情報語の出力選択時には、ステップＳ１８８に進み、ｏｈ番目の記録ヘッドにＣ１情報語を送る。Ｃ１パリティの出力が選択されるときは、ステップＳ１９０に進み、図２６のＣ１パリティバッファ５６からのデータ（Ｃ１パリティ）を読み出し、ｏｈ番目の記録ヘッドにＣ１パリティを送る。

ここで、前述した図６に示すような符号化部を用いる場合には、バッファとして４７９２３２バイトが必要になるが、図２６の構成を用いる場合には、Ｃ２パリティバッファは７４８８０バイトとなる。

なお、本発明は上述した実施の形態のみに限定されるものではなく、本発明の要旨を逸脱しない範囲において種々の変更が可能であることは勿論である。

本発明の実施の形態となるデータ記録再生装置の概略構成を示すブロック図である。 本発明の実施の形態に用いられるマルチヘッドリニアテープ記録再生装置における記録再生ヘッド部及び記録媒体上の記録トラックの一例を示す説明図である。 本発明の実施の形態における分配マトリクスとして用いられる１６×１６のサイズの方陣の例を示す図である。 特許文献１に記載の技術において分配マトリクスとして用いられる１６×１６のサイズの方陣の例を示す図である。 非特許文献１に記載の技術において分配マトリクスとして用いられる１６×１６のサイズの方陣の例を示す図である。 本発明の実施の形態に用いられる符号化部の概略構成例を示すブロック図である。 本発明の実施の形態に用いられる符号化部での処理の概略を示すフローチャートである。 符号化部における情報語のバッファへの格納処理の具体的な動作を説明するためのフローチャートである。 符号化部のバッファの情報語の格納位置を示す図である。 符号化部のバッファにおけるＣ２パリティ付加処理の際の読み出し及び書き込み方向を示す図である。 符号化部におけるＣ２パリティ付加処理の具体的な動作の一例を説明するためのフローチャートである。 符号化部のバッファにおけるＣ２パリティが付加された状態を示す図である。 符号化部のＣ１エンコーダの要部の構成例を示すブロック図である。 テープ状記録媒体の各記録トラック上での各ＲＳ積符号語に属するデータブロックの配置の一例を示す図である。 図１４に示す各記録トラック上の各データブロック（Ｃ１符号語）の配置の一部をバッファ上でのＣ１情報語の並び順の番号で示した図である。 符号化部でのインターリーブ及びＣ１パリティ付加の具体的な動作の一例を説明するためのフローチャートである。 符号化データを記録媒体に記録するための記録符号化処理部の概略構成の一例を示すブロック図である。 分配マトリクスとしてＭ^２×Ｍ^２のサイズの方陣を用いる実施の形態におけるＭ＝２の場合の例を示す図である。 分配マトリクスとしてＭ^２×Ｍ^２のサイズの方陣を用いる実施の形態におけるＭ＝３の場合の例を示す図である。 分配マトリクスとしてＭ^２×Ｍ^２のサイズの方陣を用いる実施の形態におけるＭ＝５の場合の例を示す図である。 ８×８のサイズの分配マトリクスの比較例を示す図である。 本発明の実施の形態の一例となる８×８のサイズの分配マトリクスを示す図である。 本発明の実施の形態の一例となる２４×２４のサイズの分配マトリクスを示す図である。 Ｎ×Ｎで表される方陣を分配マトリクスとするときの規則を説明するための図である。 複数の記録トラックにデータを配置する際の２次元データ配列における積符号情報語とＣ１パリティ、Ｃ２パリティとの関係を示す図である。 符号化部の構成の他の例を示すブロック図である。 図２６の符号化部におけるＣ２パリティ付加処理の具体的な動作の一例を説明するためのフローチャートである。 図２６の符号化部におけるインターリーブ及びＣ１パリティ付加処理の具体的な動作の一例を説明するためのフローチャートである。 Ｃ１符号とＣ２符号とを組み合わせた積符号語の構成の一例を示す図である。 複数の積符号語とＣ１符号語とを示す図である。 複数の積符号語のＣ１符号語を複数の記録トラックに分配する例を示す図である。 複数の積符号語のＣ１符号語を複数の記録トラックに分配する分配マトリクスとラテン方陣とを示す図である。 ９×９のサイズの完全ラテン方陣の例を示す図である。 図３１に従って分配され記録された複数の記録トラック上で平面的なエラーが生じた場合を説明するための図である。 図３３に従って分配され記録された記録パターン上で平面的なエラーが生じた場合を説明するための図である。

符号の説明

１２ 符号化部、 １３ 記録再生部、 ２１ テープ状記録媒体、 ２２ マルチヘッド部、 ２３ 記録トラック、 ３１ バッファ、 ３２ アドレス生成器、 ３３，５１ Ｃ２エンコーダ、 ３４，５５ Ｃ１エンコーダ、 ３５，５６ Ｃ１パリティバッファ、 ５２ Ｃ２パリティバッファ、 ５４ 制御部

Claims (9)

1. デジタルデータを所定の誤り訂正符号により符号化し、一定の長さのデータブロックを単位として複数のチャネルに分配するデータ処理方法において、
   上記チャネル数をＮ（ただし、Ｎ＝ａ×ｂであり、ａ，ｂはいずれも２以上の整数）とするとき、Ｎ本のチャネル上で、チャネル内のデータ配列方向あるいはそれに交差するチャネル並び方向において連続するＮ個のデータブロックはすべて異なる誤り訂正符号語に属し、１チャネル内で連続したａ−１個のデータブロックが、連続したｂ本のチャネルにわたって占める領域、または１チャネル内で連続したａ個のデータブロックが、連続したｂ−１本のチャネルにわたって占める領域中に存在するデータブロックが、すべて異なる誤り訂正符号語に属するように、上記符号化データを各チャネルに分配することを特徴とするデータ処理方法。
2. 上記誤り訂正符号は、リード−ソロモン積符号であり、上記データブロックは、該リード−ソロモン積符号の一方の符号系列の符号語であることを特徴とする請求項１記載のデータ処理方法。
3. 上記Ｎチャネルの各チャネルにそれぞれＮ個のデータブロックを分配する際のデータ配列を示すＮ×Ｎの分配マトリクスは、チャネル内のデータ配列方向に連続するａ個のデータブロックが、チャネル並び方向に連続するｂ本のチャネルにわたって占めるａ×ｂのサイズの領域を単位として、チャネル内のデータ配列方向に隣り合う２つの上記領域の間では、一方の領域内の任意のデータブロックに対して、隣の領域内の同じ誤り訂正符号語に属するデータブロックが上記領域内のチャネル並び方向に１チャネル分だけｂチャネル内で巡回的にずれた位置に配置され、チャネル並び方向に隣り合う２つの上記領域の間では、一方の領域内の任意のデータブロックに対して、隣の領域内の同じ誤り訂正符号語に属するデータブロックが上記領域内のチャネル内のデータ配列方向に１データブロック分だけａデータブロック内で巡回的にずれた位置に配置されるものであることを特徴とする請求項１記載のデータ処理方法。
4. 上記分配されたＮチャネルの符号化データを記録媒体の並列配置されたＮ本の記録トラックに記録することを特徴とする請求項１記載のデータ処理方法。
5. 上記分配されたＮチャネルの符号化データをＮ本の並列伝送路を介して伝送することを特徴とする請求項１記載のデータ処理方法。
6. 上記Ｎは６以上であることを特徴とする請求項１記載のデータ処理方法。
7. 上記Ｎは、８，９，１６，２４のいずれかであることを特徴とする請求項６記載のデータ処理方法。
8. デジタルデータを所定の誤り訂正符号により符号化し、得られた符号化データを一定の長さのデータブロックに分割し、記録媒体上に並列に配置される複数本の記録トラックに振り分ける符号化手段と、
   この符号化手段からの符号化データを上記記録媒体の上記複数本の記録トラックに記録する記録手段と
   を有するデータ記録装置において、
   上記記録媒体上に並列に配置される記録トラック数をＮ（ただし、Ｎ＝ａ×ｂであり、ａ，ｂはいずれも２以上の整数）とするとき、
   上記符号化手段は、上記記録媒体の上記Ｎ本のトラック上で、トラック内のデータ配列方向あるいはそれに交差するトラック並び方向において連続するＮ個のデータブロックはすべて異なる誤り訂正符号語に属し、１トラック内で連続したａ−１個のデータブロックが、連続したｂ本のトラックにわたって占める領域、または１トラック内で連続したａ個のデータブロックが、連続したｂ−１本のトラックにわたって占める領域中に存在するデータブロックが、すべて異なる誤り訂正符号語に属するように、上記符号化データを各トラックに分配すること
   を特徴とするデータ記録装置。
9. デジタルデータを所定の誤り訂正符号により符号化し、得られた符号化データを一定の長さのデータブロックに分割し、複数の伝送路に振り分ける符号化手段と、
   この符号化手段からの符号化データを上記複数の伝送路を通じて伝送する伝送手段と
   を有するデータ伝送装置において、
   上記複数の伝送路のチャネル数をＮ（ただし、Ｎ＝ａ×ｂであり、ａ，ｂはいずれも２以上の整数）とするとき、
   上記Ｎ本のチャネル上で、チャネル内のデータ配列方向あるいはそれに交差するチャネル並び方向において連続するＮ個のデータブロックはすべて異なる誤り訂正符号語に属し、１チャネル内で連続したａ−１個のデータブロックが、連続したｂ本のチャネルにわたって占める領域、または１チャネル内で連続したａ個のデータブロックが、連続したｂ−１本のチャネルにわたって占める領域中に存在するデータブロックが、すべて異なる誤り訂正符号語に属するように、上記符号化データを各チャネルに分配すること
   を特徴とするデータ伝送装置。

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