JPH11282702A - Ｄｖｄ記憶装置におけるｅｃｃ誤りシンドローム及びｃｒｃ検証シンドロームの同時生成 - Google Patents
Ｄｖｄ記憶装置におけるｅｃｃ誤りシンドローム及びｃｒｃ検証シンドロームの同時生成Info
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- JPH11282702A JPH11282702A JP10325725A JP32572598A JPH11282702A JP H11282702 A JPH11282702 A JP H11282702A JP 10325725 A JP10325725 A JP 10325725A JP 32572598 A JP32572598 A JP 32572598A JP H11282702 A JPH11282702 A JP H11282702A
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- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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- G11B20/10—Digital recording or reproducing
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Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【課題】 検証シンボルがランダム化の前に生成され、
ＥＣＣシンボルがランダム化の後に生成されるときの、
ＣＤ／ＤＶＤ積符号などの多次元符号に対する訂正の有
効性および完全性の証明に関連する待ち時間を避ける。 【解決手段】 複数のデータセクタを含み、各データセ
クタに別々のＣＲＣ記号がアペンドされたＤＶＤ積符号
の場合、ＣＤモードでＣ１およびＣ２符号化／復号化に
使用されるバッファを用いて各データセクタの部分的デ
ータおよび誤りＣＲＣシンドロームを格納する。ＤＶＤ
積符号に対する垂直（Ｐ）および水平（Ｑ）パスの間
に、データおよび誤りＣＲＣシンドロームレジスタに、
Ｐ／Ｑ復号化器によって処理されている現データ記号に
応じた適切な部分的ＣＲＣシンドロームをロードする。
各データセクタを処理した後、各データセクタのデータ
および誤りＣＲＣシンドロームを組合せて、定数と比較
し、これにより、そのデータセクタに対する訂正が有効
且つ完全であるかどうかを決定する。
ＥＣＣシンボルがランダム化の後に生成されるときの、
ＣＤ／ＤＶＤ積符号などの多次元符号に対する訂正の有
効性および完全性の証明に関連する待ち時間を避ける。 【解決手段】 複数のデータセクタを含み、各データセ
クタに別々のＣＲＣ記号がアペンドされたＤＶＤ積符号
の場合、ＣＤモードでＣ１およびＣ２符号化／復号化に
使用されるバッファを用いて各データセクタの部分的デ
ータおよび誤りＣＲＣシンドロームを格納する。ＤＶＤ
積符号に対する垂直（Ｐ）および水平（Ｑ）パスの間
に、データおよび誤りＣＲＣシンドロームレジスタに、
Ｐ／Ｑ復号化器によって処理されている現データ記号に
応じた適切な部分的ＣＲＣシンドロームをロードする。
各データセクタを処理した後、各データセクタのデータ
および誤りＣＲＣシンドロームを組合せて、定数と比較
し、これにより、そのデータセクタに対する訂正が有効
且つ完全であるかどうかを決定する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータ記憶
装置のための誤り訂正システムに関し、特に、ＤＶＤ積
符号について垂直及び水平パスの間に、リード−ソロモ
ン符号のＥＣＣ誤りシンドロームを生成すると同時に、
ＣＲＣ検証シンドロームを生成することに関する。
装置のための誤り訂正システムに関し、特に、ＤＶＤ積
符号について垂直及び水平パスの間に、リード−ソロモ
ン符号のＥＣＣ誤りシンドロームを生成すると同時に、
ＣＲＣ検証シンドロームを生成することに関する。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータ記憶装置（磁気ディスクド
ライブおよび光ディスクドライブ）において、記録チャ
ネルの帯域幅は、信号パワーと同様に限定される。性能
利得を成し遂げるために、様々な符号化技術を用いてシ
ステムのノイズに対する免疫を高めることによって効果
的な信号対ノイズ比（ＳＮＲ）を増加させている。この
ため、任意の低ビット誤り率を維持しながら記憶密度を
増加させることによって、記憶容量を増加させることが
可能となる。
ライブおよび光ディスクドライブ）において、記録チャ
ネルの帯域幅は、信号パワーと同様に限定される。性能
利得を成し遂げるために、様々な符号化技術を用いてシ
ステムのノイズに対する免疫を高めることによって効果
的な信号対ノイズ比（ＳＮＲ）を増加させている。この
ため、任意の低ビット誤り率を維持しながら記憶密度を
増加させることによって、記憶容量を増加させることが
可能となる。
【０００３】現在、記録装置において用いられている符
号には一般に２つのタイプがある。チャネル符号および
誤り訂正符号（ＥＣＣ）である。チャネル符号は、記録
チャネルの特定の特徴によって引き起こされるノイズに
対するものである。例えば、ランレングス限定（ＲＬ
Ｌ）符号は、アナログ搬送波信号におけるデータシンボ
ルを示すパルス間の最小スペーシングを限定することに
よって、ノイズをシンボル間干渉に減衰するように設計
されたチャネル符号である。記録されるデータのスペク
トル内容は、読返し時にデータを正確に検出するシステ
ムの能力にも悪影響を与え得る。この結果、いくつかの
データシーケンスは、他のデータシーケンスよりも検出
が困難となり得る。この現象を考慮するために、通常、
データをランダム化するためのチャネル符号が、記録装
置において用いられている。このような記録装置は、デ
ータをディスク記憶媒体に書き込む前にランダム化する
ことによってデータを効果的に「不透明にする（white
n）」する。読み返し時に、記録チャネルは、データが
ランダム化されない場合よりも低いビット誤り率でラン
ダムデータを検出することができる。記憶媒体から読み
出されたデータは、ホストに転送される前に非ランダム
化される。
号には一般に２つのタイプがある。チャネル符号および
誤り訂正符号（ＥＣＣ）である。チャネル符号は、記録
チャネルの特定の特徴によって引き起こされるノイズに
対するものである。例えば、ランレングス限定（ＲＬ
Ｌ）符号は、アナログ搬送波信号におけるデータシンボ
ルを示すパルス間の最小スペーシングを限定することに
よって、ノイズをシンボル間干渉に減衰するように設計
されたチャネル符号である。記録されるデータのスペク
トル内容は、読返し時にデータを正確に検出するシステ
ムの能力にも悪影響を与え得る。この結果、いくつかの
データシーケンスは、他のデータシーケンスよりも検出
が困難となり得る。この現象を考慮するために、通常、
データをランダム化するためのチャネル符号が、記録装
置において用いられている。このような記録装置は、デ
ータをディスク記憶媒体に書き込む前にランダム化する
ことによってデータを効果的に「不透明にする（white
n）」する。読み返し時に、記録チャネルは、データが
ランダム化されない場合よりも低いビット誤り率でラン
ダムデータを検出することができる。記憶媒体から読み
出されたデータは、ホストに転送される前に非ランダム
化される。
【０００４】誤り訂正コーディング（ＥＣＣ）におい
て、記録されるバイナリデータは、数学的に処理され、
データに追加される冗長シンボルを生成し、ディスク記
憶媒体に書き込まれる符号語を形成する。読み返し時に
は、記録された符号ワードは、読出し信号から評価（検
出）され、冗長シンボルは、評価された符号ワードを最
初に記録されたユーザデータに復号化するために用いら
れる。実際、冗長シンボルは、符号ワードが記録チャネ
ルを通過するときに、符号ワードをノイズから保護する
バッファを提供する。十分なノイズがこのバッファに
「浸透（penetrate）」すると、ノイズは、書き込まれ
た符号ワードを異なる受信符号ワードに変化させ、この
結果、ユーザデータに復号化されるときに誤りを生じ
る。
て、記録されるバイナリデータは、数学的に処理され、
データに追加される冗長シンボルを生成し、ディスク記
憶媒体に書き込まれる符号語を形成する。読み返し時に
は、記録された符号ワードは、読出し信号から評価（検
出）され、冗長シンボルは、評価された符号ワードを最
初に記録されたユーザデータに復号化するために用いら
れる。実際、冗長シンボルは、符号ワードが記録チャネ
ルを通過するときに、符号ワードをノイズから保護する
バッファを提供する。十分なノイズがこのバッファに
「浸透（penetrate）」すると、ノイズは、書き込まれ
た符号ワードを異なる受信符号ワードに変化させ、この
結果、ユーザデータに復号化されるときに誤りを生じ
る。
【０００５】誤り訂正符号においてより多くの冗長シン
ボルが用いられるほど、符号語の周囲のバッファは大き
くなり、復号化誤りが発生する前に耐えられ得るノイズ
が多くなる。しかし、任意の低ビット誤り率を維持しな
がら所定のチャネルに対して達成可能な最大ユーザデー
タ転送率（または記録密度）を指す「チャネル容量」と
して公知の任意の所定の記録チャネルの性能には上限が
ある。最終的には、チャネル容量は、チャネル帯域幅お
よび信号対ノイズ（ＳＮＲ）比の関数である。上記のよ
うに、チャネル符号および誤り訂正符号は、効果的なＳ
ＮＲを増加させることによって性能を向上させる手段で
ある。
ボルが用いられるほど、符号語の周囲のバッファは大き
くなり、復号化誤りが発生する前に耐えられ得るノイズ
が多くなる。しかし、任意の低ビット誤り率を維持しな
がら所定のチャネルに対して達成可能な最大ユーザデー
タ転送率（または記録密度）を指す「チャネル容量」と
して公知の任意の所定の記録チャネルの性能には上限が
ある。最終的には、チャネル容量は、チャネル帯域幅お
よび信号対ノイズ（ＳＮＲ）比の関数である。上記のよ
うに、チャネル符号および誤り訂正符号は、効果的なＳ
ＮＲを増加させることによって性能を向上させる手段で
ある。
【０００６】記録チャネルの信頼性および効率を最大に
するために、ユーザデータを符号化／復号化するための
解決法が多数ある。最終目標は、実現を簡単にし、コス
トを下げると共に、チャネル容量に近づくシステムを設
計することである。ブロック誤り訂正符号、特に、リー
ド−ソロモンブロック符号は、その優れた誤り訂正特性
および実現コストおよび複雑性が低いことにより、通
常、ディスク記憶システムにおいて用いられる。
するために、ユーザデータを符号化／復号化するための
解決法が多数ある。最終目標は、実現を簡単にし、コス
トを下げると共に、チャネル容量に近づくシステムを設
計することである。ブロック誤り訂正符号、特に、リー
ド−ソロモンブロック符号は、その優れた誤り訂正特性
および実現コストおよび複雑性が低いことにより、通
常、ディスク記憶システムにおいて用いられる。
【０００７】ブロック符号は、ソースデータストリーム
のｋシンボル入力ブロックを、ｎシンボル出力ブロック
または符号語に符号化する。ここで、ｎ−ｋは、冗長シ
ンボルの数である、ｋ／ｎは、符号率と呼ぶ。次に、符
号語は、通信媒体を通して転送され（通信媒体に記憶さ
れ）、受信器によって復号化される。符号化プロセス
は、入力ブロックに対して数学演算を行い、出力符号語
は、符号ｄminの最小距離として参照されるパラメータ
によって他の符号語とは異なったものにされる。符号語
間の最小距離ｄminは、システムが、受信された符号語
が誤って復号化される前の耐え得るノイズの量を決定す
る。
のｋシンボル入力ブロックを、ｎシンボル出力ブロック
または符号語に符号化する。ここで、ｎ−ｋは、冗長シ
ンボルの数である、ｋ／ｎは、符号率と呼ぶ。次に、符
号語は、通信媒体を通して転送され（通信媒体に記憶さ
れ）、受信器によって復号化される。符号化プロセス
は、入力ブロックに対して数学演算を行い、出力符号語
は、符号ｄminの最小距離として参照されるパラメータ
によって他の符号語とは異なったものにされる。符号語
間の最小距離ｄminは、システムが、受信された符号語
が誤って復号化される前の耐え得るノイズの量を決定す
る。
【０００８】リード−ソロモン符号では、データストリ
ームは、シンボルのシーケンスとして処理され、シンボ
ルは、典型的には、有限フィールドＧＦ（２w）から選
択される。パラメータｗは、シンボル当たりのバイナリ
データビットの数を示す。ｋシンボル入力ブロックの各
シンボルは、データ多項式Ｄ（ｘ）の係数を示す。次
に、冗長シンボル（多項式Ｗ（ｘ）とも呼ぶ）は、生成
器多項式Ｇ（ｘ）によって除算される入力データ多項式
Ｄ（ｘ）の剰余除算として計算される。
ームは、シンボルのシーケンスとして処理され、シンボ
ルは、典型的には、有限フィールドＧＦ（２w）から選
択される。パラメータｗは、シンボル当たりのバイナリ
データビットの数を示す。ｋシンボル入力ブロックの各
シンボルは、データ多項式Ｄ（ｘ）の係数を示す。次
に、冗長シンボル（多項式Ｗ（ｘ）とも呼ぶ）は、生成
器多項式Ｇ（ｘ）によって除算される入力データ多項式
Ｄ（ｘ）の剰余除算として計算される。
【０００９】
【数１】 ここで、ｍは、冗長シンボルの数と等しい生成器多項式
の次数である。次に、冗長多項式Ｗ（ｘ）は、データ多
項式Ｄ（ｘ）に加えられ、符号語多項式Ｃ（ｘ）を生成
する。
の次数である。次に、冗長多項式Ｗ（ｘ）は、データ多
項式Ｄ（ｘ）に加えられ、符号語多項式Ｃ（ｘ）を生成
する。
【００１０】
【数２】 当業者には言うまでもなく、上記の動作を行う符号化器
回路は、リニアフィードバックシフトレジスタ（ＬＦＳ
Ｒ）を用いて最小のコストで実現され得る。
回路は、リニアフィードバックシフトレジスタ（ＬＦＳ
Ｒ）を用いて最小のコストで実現され得る。
【００１１】符号化の後、符号語Ｃ（ｘ）は、ノイズ通
信チャネルを通して転送され、受信された符号語Ｃ’
（ｘ）は、転送された符号語Ｃ（ｘ）に誤り多項式Ｅ
（ｘ）を加えたものと等しくなる。受信された符号語
Ｃ’（ｘ）は、以下のステップに従って訂正される。
（１）誤りシンドロームＳiを計算する。（２）誤りシ
ンドロームＳｉを用いて誤りロケータ多項式の係数を計
算する。（３）誤りロケータ多項式のルートを計算す
る。ルートの対数は、誤り位置Ｌiである。（４）誤り
シンドロームＳiおよび誤りロケータ多項式のルートを
用いて誤り値を計算する。
信チャネルを通して転送され、受信された符号語Ｃ’
（ｘ）は、転送された符号語Ｃ（ｘ）に誤り多項式Ｅ
（ｘ）を加えたものと等しくなる。受信された符号語
Ｃ’（ｘ）は、以下のステップに従って訂正される。
（１）誤りシンドロームＳiを計算する。（２）誤りシ
ンドロームＳｉを用いて誤りロケータ多項式の係数を計
算する。（３）誤りロケータ多項式のルートを計算す
る。ルートの対数は、誤り位置Ｌiである。（４）誤り
シンドロームＳiおよび誤りロケータ多項式のルートを
用いて誤り値を計算する。
【００１２】誤りシンドロームＳｉは、生成器多項式Ｇ
（ｘ）の因数によって除算される受信符号語多項式Ｃ’
（ｘ）の剰余除算として計算される。
（ｘ）の因数によって除算される受信符号語多項式Ｃ’
（ｘ）の剰余除算として計算される。
【００１３】
【数３】 このとき
【００１４】
【数４】 であり、ここで、αは、有限フィールドＧＦ（２w）の
基本要素である。復号化プロセスの他のステップを実施
し、誤りロケータ多項式を計算し、誤りロケータ多項式
のルートを計算し、誤り値を計算する技術は、当業者に
より周知であり、本発明を理解するために必要ではな
い。例えば、「COEFFICIENT UPDATING METHOD AND APPA
RATUS FOR REED-SOLOMON DECODER」という名称の下記で
参照する米国特許第５，４４６，７４３号を参照のこ
と。
基本要素である。復号化プロセスの他のステップを実施
し、誤りロケータ多項式を計算し、誤りロケータ多項式
のルートを計算し、誤り値を計算する技術は、当業者に
より周知であり、本発明を理解するために必要ではな
い。例えば、「COEFFICIENT UPDATING METHOD AND APPA
RATUS FOR REED-SOLOMON DECODER」という名称の下記で
参照する米国特許第５，４４６，７４３号を参照のこ
と。
【００１５】誤り許容度をさらに増加させるための当該
技術分野で公知の他の技術としては、符号語を、多次元
または積符号として知られるものに改作することが挙げ
られる。ディジタルビデオディスク（ＤＶＤ）記憶シス
テムは、例えば、一般に、図３Ａに示す二次元積符号を
用いる。符号語は、交差する水平（行またはＱ）および
垂直（列またはＰ）符号語に改作され、復号化プロセス
は、反復パスにおいて実行される。まず、水平符号語に
対してパスが行われ、できるだけ多くの誤りが訂正され
る。訂正不可能な水平符号語はすべて、変更されずに残
される。次に、垂直符号語に対してパスが行われ、でき
るだけ多くの誤りが訂正される。ここで、垂直符号語に
おいて訂正されるシンボルもまた、交差する水平符号語
に対する対応のシンボルを訂正する。この結果、水平符
号語は、次の水平パスにおいて訂正可能となり得る。同
様に、水平パスにおいて訂正されるシンボルは、前回訂
正不可能であった垂直符号語を、次の垂直パスにおいて
訂正可能にし得る。この反復プロセスは、全積符号が訂
正されるか、または訂正不可能になるまで続行される。
技術分野で公知の他の技術としては、符号語を、多次元
または積符号として知られるものに改作することが挙げ
られる。ディジタルビデオディスク（ＤＶＤ）記憶シス
テムは、例えば、一般に、図３Ａに示す二次元積符号を
用いる。符号語は、交差する水平（行またはＱ）および
垂直（列またはＰ）符号語に改作され、復号化プロセス
は、反復パスにおいて実行される。まず、水平符号語に
対してパスが行われ、できるだけ多くの誤りが訂正され
る。訂正不可能な水平符号語はすべて、変更されずに残
される。次に、垂直符号語に対してパスが行われ、でき
るだけ多くの誤りが訂正される。ここで、垂直符号語に
おいて訂正されるシンボルもまた、交差する水平符号語
に対する対応のシンボルを訂正する。この結果、水平符
号語は、次の水平パスにおいて訂正可能となり得る。同
様に、水平パスにおいて訂正されるシンボルは、前回訂
正不可能であった垂直符号語を、次の垂直パスにおいて
訂正可能にし得る。この反復プロセスは、全積符号が訂
正されるか、または訂正不可能になるまで続行される。
【００１６】図３Ａの二次元積符号はさらに、行および
列符号語に対する訂正の有効性を検査するのに用いられ
るＣＲＣ冗長シンボルを有する。ＣＲＣ冗長は、典型的
には、以下の式に従ってユーザデータを処理することに
よって生成される。
列符号語に対する訂正の有効性を検査するのに用いられ
るＣＲＣ冗長シンボルを有する。ＣＲＣ冗長は、典型的
には、以下の式に従ってユーザデータを処理することに
よって生成される。
【００１７】
【数５】 ここで、Ｐ（ｘ）は、有限フィールドＧＦ（２m）にお
ける係数を有する多項式として示されるユーザデータで
あり、ｎ−ｋは、ＣＲＣ冗長シンボルの数であり、Ｇ
（ｘ）は、生成器多項式である。次に、ＣＲＣ冗長は、
得られる符号語Ｃ（ｘ）がディスクに書き込まれる前に
ユーザデータに追加される。読出し動作中、ディスクか
ら読み出されたデータは、以下の式に従って処理され、
ＣＲＣシンドロームＳCRCを生成する。
ける係数を有する多項式として示されるユーザデータで
あり、ｎ−ｋは、ＣＲＣ冗長シンボルの数であり、Ｇ
（ｘ）は、生成器多項式である。次に、ＣＲＣ冗長は、
得られる符号語Ｃ（ｘ）がディスクに書き込まれる前に
ユーザデータに追加される。読出し動作中、ディスクか
ら読み出されたデータは、以下の式に従って処理され、
ＣＲＣシンドロームＳCRCを生成する。
【００１８】
【数６】 ここで、Ｃ’（ｘ）は、ディスクから読み出された（Ｃ
ＲＣ冗長を含む）受信符号語多項式である。符号語Ｃ’
（ｘ）に誤りがない場合、シンドロームＳCRCはゼロに
なる。
ＲＣ冗長を含む）受信符号語多項式である。符号語Ｃ’
（ｘ）に誤りがない場合、シンドロームＳCRCはゼロに
なる。
【００１９】ＣＲＣ冗長は、典型的には、ＥＣＣ冗長シ
ンボルを符号化する前に書込み動作中にデータに対して
生成され、ＣＲＣシンドロームは、ＥＣＣ冗長が積符号
を訂正するために用いられた後、読出し動作中に生成さ
れる。このように、ＣＲＣシンドロームは、訂正を検証
し、訂正ミスを検出するように動作する。これは、非常
に重要な機能である。なぜなら、この機能によって、誤
り訂正システムが、「悪いデータ」がホストシステムを
通過することを防止するためである。
ンボルを符号化する前に書込み動作中にデータに対して
生成され、ＣＲＣシンドロームは、ＥＣＣ冗長が積符号
を訂正するために用いられた後、読出し動作中に生成さ
れる。このように、ＣＲＣシンドロームは、訂正を検証
し、訂正ミスを検出するように動作する。これは、非常
に重要な機能である。なぜなら、この機能によって、誤
り訂正システムが、「悪いデータ」がホストシステムを
通過することを防止するためである。
【００２０】図１は、ＣＤ／ＤＶＤ光ディスク記憶シス
テムにおいて典型的に見いだされる従来の誤り訂正シス
テムの概観を示す。書込み動作中（装置は読出し専用で
ないと仮定する）、ホストシステムから受信されたユー
ザデータは、データバッファ１に記憶される。次に、Ｃ
ＲＣ生成器および訂正検証器２は、ユーザデータをバッ
ファからライン３を介して読み出し、ＣＲＣ冗長シンボ
ルを生成し、冗長シンボルが追加されたユーザデータを
データバッファ１に再び記憶する。その後、データ（Ｃ
ＲＣ冗長を含む）は、データバッファ１から再び読み出
され、データランダム化器４によってランダム化にさ
れ、ランダムデータは、データバッファ１に再び記憶さ
れる。次に、Ｐ／Ｑ符号化器／復号化器５は、データバ
ッファ１からランダムデータを読み出し、ＥＣＣ／シン
ドローム生成器１２は、ＰおよびＱ符号語に対してＥＣ
Ｃ冗長シンボルを生成し、図３Ａに示す二次元積符号を
形成する。個別のＰおよびＱ符号語は、ＥＣＣ冗長シン
ボルを追加した後、データバッファ１に再び記憶され
る。全積符号が生成されると、全積符号は、データバッ
ファ１から読み出され、光記憶媒体６に書き込まれる。
テムにおいて典型的に見いだされる従来の誤り訂正シス
テムの概観を示す。書込み動作中（装置は読出し専用で
ないと仮定する）、ホストシステムから受信されたユー
ザデータは、データバッファ１に記憶される。次に、Ｃ
ＲＣ生成器および訂正検証器２は、ユーザデータをバッ
ファからライン３を介して読み出し、ＣＲＣ冗長シンボ
ルを生成し、冗長シンボルが追加されたユーザデータを
データバッファ１に再び記憶する。その後、データ（Ｃ
ＲＣ冗長を含む）は、データバッファ１から再び読み出
され、データランダム化器４によってランダム化にさ
れ、ランダムデータは、データバッファ１に再び記憶さ
れる。次に、Ｐ／Ｑ符号化器／復号化器５は、データバ
ッファ１からランダムデータを読み出し、ＥＣＣ／シン
ドローム生成器１２は、ＰおよびＱ符号語に対してＥＣ
Ｃ冗長シンボルを生成し、図３Ａに示す二次元積符号を
形成する。個別のＰおよびＱ符号語は、ＥＣＣ冗長シン
ボルを追加した後、データバッファ１に再び記憶され
る。全積符号が生成されると、全積符号は、データバッ
ファ１から読み出され、光記憶媒体６に書き込まれる。
【００２１】システムが、コンパクトディスク（ＣＤ）
データフォーマット用に構成される場合、Ｃ１およびＣ
２として参照されるさらなる冗長が生成され、データが
ディスクに書き込まれる前に、データに追加される。従
って、ＣＤ記録フォーマットを容易にするために、誤り
訂正システムは、Ｃ１符号化器／復号化器７、Ｃ２符号
化器／復号化器８、および周知のクロスインターリーブ
リード−ソロモン符号（ＣＩＲＣ）を実現するためのイ
ンターリーブ器／非インターリーブ器９を有する。典型
的には、スタティックＲＡＭ（ＳＲＡＭ）１０は、ＣＩ
ＲＣコーディングプロセスを実現するために用いられ、
ＳＲＡＭは、ダイナミックＲＡＭ（ＤＲＡＭ）よりもは
るかに速く、後者は、データバッファ１を実現するため
に用いられる。
データフォーマット用に構成される場合、Ｃ１およびＣ
２として参照されるさらなる冗長が生成され、データが
ディスクに書き込まれる前に、データに追加される。従
って、ＣＤ記録フォーマットを容易にするために、誤り
訂正システムは、Ｃ１符号化器／復号化器７、Ｃ２符号
化器／復号化器８、および周知のクロスインターリーブ
リード−ソロモン符号（ＣＩＲＣ）を実現するためのイ
ンターリーブ器／非インターリーブ器９を有する。典型
的には、スタティックＲＡＭ（ＳＲＡＭ）１０は、ＣＩ
ＲＣコーディングプロセスを実現するために用いられ、
ＳＲＡＭは、ダイナミックＲＡＭ（ＤＲＡＭ）よりもは
るかに速く、後者は、データバッファ１を実現するため
に用いられる。
【００２２】読出し動作中、プロセスは逆に進行する。
ＣＤフォーマット用に構成する場合、Ｃ１およびＣ２復
号化器は、ランダムデータが光ディスク６から読み出さ
れ、データバッファ１に記憶されるときに、ランダムデ
ータに予め訂正を行う。完全な積符号が、データバッフ
ァ１で利用できるようになると、Ｐ／Ｑ復号化器５は、
ＰおよびＱ符号語に対して反復パスを開始し、さらなる
訂正を行う。ＥＣＣ／シンドローム生成器は、ライン１
３を介して誤り訂正器１４に転送されるＥＣＣシンドロ
ームを生成する。誤り訂正器は、ＥＣＣシンドロームを
用いて、上記のように、個々の符号語における誤りを訂
正する。ＰまたはＱパスの終わりには、ＥＣＣ誤りシン
ドロームはすべてゼロになり、これは、積符号が、（訂
正ミスがなければ）誤りを含まないことを意味し、ラン
ダムデータは、データバッファ１から読み出され、非ラ
ンダム化器４よって非ランダム化される。データが非ラ
ンダム化される間、ＣＲＣ生成器および訂正検証器２に
よって処理され、ＣＲＣシンドロームを生成する。ＣＲ
Ｃシンドロームがゼロである場合、これは、ＰおよびＱ
符号語に対する訂正は有効かつ完了していることを意味
し、データは、再び、データバッファ１から読み出さ
れ、非ランダム化され、非ランダム化されたデータは、
ホストシステムに転送される。ＣＲＣシンドロームがゼ
ロでない場合、これは、積符号の訂正ミスがあったこと
を示し、ＣＲＣ生成器および訂正検証器２は、誤りメッ
セージをライン１１を介してホストシステムに転送し、
ホストシステムは、再試行動作（即ち、ディスクからデ
ータを再び読み出す試み）を開始する。
ＣＤフォーマット用に構成する場合、Ｃ１およびＣ２復
号化器は、ランダムデータが光ディスク６から読み出さ
れ、データバッファ１に記憶されるときに、ランダムデ
ータに予め訂正を行う。完全な積符号が、データバッフ
ァ１で利用できるようになると、Ｐ／Ｑ復号化器５は、
ＰおよびＱ符号語に対して反復パスを開始し、さらなる
訂正を行う。ＥＣＣ／シンドローム生成器は、ライン１
３を介して誤り訂正器１４に転送されるＥＣＣシンドロ
ームを生成する。誤り訂正器は、ＥＣＣシンドロームを
用いて、上記のように、個々の符号語における誤りを訂
正する。ＰまたはＱパスの終わりには、ＥＣＣ誤りシン
ドロームはすべてゼロになり、これは、積符号が、（訂
正ミスがなければ）誤りを含まないことを意味し、ラン
ダムデータは、データバッファ１から読み出され、非ラ
ンダム化器４よって非ランダム化される。データが非ラ
ンダム化される間、ＣＲＣ生成器および訂正検証器２に
よって処理され、ＣＲＣシンドロームを生成する。ＣＲ
Ｃシンドロームがゼロである場合、これは、ＰおよびＱ
符号語に対する訂正は有効かつ完了していることを意味
し、データは、再び、データバッファ１から読み出さ
れ、非ランダム化され、非ランダム化されたデータは、
ホストシステムに転送される。ＣＲＣシンドロームがゼ
ロでない場合、これは、積符号の訂正ミスがあったこと
を示し、ＣＲＣ生成器および訂正検証器２は、誤りメッ
セージをライン１１を介してホストシステムに転送し、
ホストシステムは、再試行動作（即ち、ディスクからデ
ータを再び読み出す試み）を開始する。
【００２３】
【発明が解決しようとする課題】図１に示す従来の誤り
訂正システムの基本的な欠点は、データが、ＣＲＣ検証
ステップを実施する前に、非ランダム化されなければな
らないことである。このためには、上記のように全積符
号を読み出し、データを非ランダム化し、ＣＲＣシンド
ロームを生成するためにさらにバッファにアクセスしな
ければならない。明らかに、これは、記憶システムの待
ち時間を増加させ、特に、円滑で中断されない性能を成
し遂げるために、音声／映像データの大きなブロック
が、連続したストリームにおいて記憶システムから読み
出されなければならないマルチメディアアプリケーショ
ンにはあまり望ましくない。
訂正システムの基本的な欠点は、データが、ＣＲＣ検証
ステップを実施する前に、非ランダム化されなければな
らないことである。このためには、上記のように全積符
号を読み出し、データを非ランダム化し、ＣＲＣシンド
ロームを生成するためにさらにバッファにアクセスしな
ければならない。明らかに、これは、記憶システムの待
ち時間を増加させ、特に、円滑で中断されない性能を成
し遂げるために、音声／映像データの大きなブロック
が、連続したストリームにおいて記憶システムから読み
出されなければならないマルチメディアアプリケーショ
ンにはあまり望ましくない。
【００２４】従って、検証シンボルがランダム化の前に
生成され、ＥＣＣシンボルがランダム化の後に生成され
るときの、ＣＤ／ＤＶＤ積符号などの多次元符号に対す
る訂正の有効性および完全性の証明に関連する待ち時間
を避けるコンピュータ記憶装置における誤り訂正システ
ムが求められている。
生成され、ＥＣＣシンボルがランダム化の後に生成され
るときの、ＣＤ／ＤＶＤ積符号などの多次元符号に対す
る訂正の有効性および完全性の証明に関連する待ち時間
を避けるコンピュータ記憶装置における誤り訂正システ
ムが求められている。
【００２５】
【課題を解決するための手段】本発明による誤り訂正プ
ロセッサは、ディスク記憶媒体から読み出したバイナリ
データ内の誤りを訂正する誤り訂正プロセッサであっ
て、該バイナリデータは複数の交差多次元符号語のＥＣ
Ｃ符号語を含み、該多次元符号語はＥＣＣ冗長記号、検
証冗長記号および複数のデータセクタを含み、（ａ）該
ディスク記憶媒体から読み出した該ＥＣＣ符号語を格納
するデータバッファと、（ｂ）各データセクタに検証シ
ンドロームを生成するのに使用される複数の中間値を格
納するシンドロームバッファと、（ｃ）該データバッフ
ァ内に格納されたＥＣＣ符号語に応じて、該ＥＣＣ符号
語内の誤りを訂正するための誤りシンドロームを生成す
るＥＣＣ復号化器と、（ｄ）該検証冗長記号に応じて、
該ＥＣＣ復号化器によって該ＥＣＣ符号語に対して行わ
れた訂正を検証するための該検証シンドロームを生成す
る誤り訂正検証器と、を備えており、これにより上記目
的が達成される。
ロセッサは、ディスク記憶媒体から読み出したバイナリ
データ内の誤りを訂正する誤り訂正プロセッサであっ
て、該バイナリデータは複数の交差多次元符号語のＥＣ
Ｃ符号語を含み、該多次元符号語はＥＣＣ冗長記号、検
証冗長記号および複数のデータセクタを含み、（ａ）該
ディスク記憶媒体から読み出した該ＥＣＣ符号語を格納
するデータバッファと、（ｂ）各データセクタに検証シ
ンドロームを生成するのに使用される複数の中間値を格
納するシンドロームバッファと、（ｃ）該データバッフ
ァ内に格納されたＥＣＣ符号語に応じて、該ＥＣＣ符号
語内の誤りを訂正するための誤りシンドロームを生成す
るＥＣＣ復号化器と、（ｄ）該検証冗長記号に応じて、
該ＥＣＣ復号化器によって該ＥＣＣ符号語に対して行わ
れた訂正を検証するための該検証シンドロームを生成す
る誤り訂正検証器と、を備えており、これにより上記目
的が達成される。
【００２６】（ａ）前記多次元符号語は第１および第２
の交差ＥＣＣ符号語組を含み、（ｂ）前記ＥＣＣ復号化
器は、該第１のＥＣＣ符号語組および該第２のＥＣＣ符
号語組をシーケンシャルなパスで処理することによって
前記バイナリデータ内の誤りを訂正してもよい。
の交差ＥＣＣ符号語組を含み、（ｂ）前記ＥＣＣ復号化
器は、該第１のＥＣＣ符号語組および該第２のＥＣＣ符
号語組をシーケンシャルなパスで処理することによって
前記バイナリデータ内の誤りを訂正してもよい。
【００２７】（ａ）前記誤り訂正検証器は、前記第１の
ＥＣＣ符号語組に対する第１のパスの間に前記データセ
クタのそれぞれに対してデータ検証シンドロームを生成
し、（ｂ）該データ検証シンドロームは前記シンドロー
ムバッファに格納され、（ｃ）該誤り訂正検証器は、該
第１および第２のＥＣＣ符号語組に対するパスの間に該
ＥＣＣ符号語を訂正するために前記ＥＣＣ復号化器によ
って生成された訂正値を用いて各データセクタに対して
誤り検証シンドロームを生成し、（ｄ）該誤り検証シン
ドロームは、該シンドロームバッファ内に格納され、
（ｅ）該誤り訂正検証器は、該データ検証シンドローム
を、該シンドロームバッファ内に格納された対応する該
誤り検証シンドロームと組み合わせて、これにより、所
定の値と比較される最終検証シンドロームを生成しても
よい。
ＥＣＣ符号語組に対する第１のパスの間に前記データセ
クタのそれぞれに対してデータ検証シンドロームを生成
し、（ｂ）該データ検証シンドロームは前記シンドロー
ムバッファに格納され、（ｃ）該誤り訂正検証器は、該
第１および第２のＥＣＣ符号語組に対するパスの間に該
ＥＣＣ符号語を訂正するために前記ＥＣＣ復号化器によ
って生成された訂正値を用いて各データセクタに対して
誤り検証シンドロームを生成し、（ｄ）該誤り検証シン
ドロームは、該シンドロームバッファ内に格納され、
（ｅ）該誤り訂正検証器は、該データ検証シンドローム
を、該シンドロームバッファ内に格納された対応する該
誤り検証シンドロームと組み合わせて、これにより、所
定の値と比較される最終検証シンドロームを生成しても
よい。
【００２８】（ａ）前記検証冗長記号は、有限領域の生
成多項式に従って生成され、（ｂ）前記所定の値は該生
成多項式に基づいていてもよい。
成多項式に従って生成され、（ｂ）前記所定の値は該生
成多項式に基づいていてもよい。
【００２９】（ａ）前記誤り訂正検証器は、前記ＥＣＣ
符号語を処理する前記ＥＣＣ復号化器と同時に、前記デ
ータセクタのそれぞれに対して部分的検証シンドローム
を生成し、（ｂ）該誤り訂正検証器は、該ＥＣＣ復号化
器によって処理されている特定の符号語記号の位置に従
って現部分的検証シンドロームを調節するオフセットコ
ントローラを含んでいてもよい。
符号語を処理する前記ＥＣＣ復号化器と同時に、前記デ
ータセクタのそれぞれに対して部分的検証シンドローム
を生成し、（ｂ）該誤り訂正検証器は、該ＥＣＣ復号化
器によって処理されている特定の符号語記号の位置に従
って現部分的検証シンドロームを調節するオフセットコ
ントローラを含んでいてもよい。
【００３０】前記ＥＣＣ復号化器が前記データセクタの
１つのデータ記号を訂正するための訂正値を生成すると
きに、（ａ）前記オフセットコントローラが、訂正され
ている該データ記号の位置に従って対応する前記部分的
検証シンドロームを調節し、（ｂ）前記誤り訂正検証器
が、該訂正値を用いて該部分的検証シンドロームを更新
してもよい。
１つのデータ記号を訂正するための訂正値を生成すると
きに、（ａ）前記オフセットコントローラが、訂正され
ている該データ記号の位置に従って対応する前記部分的
検証シンドロームを調節し、（ｂ）前記誤り訂正検証器
が、該訂正値を用いて該部分的検証シンドロームを更新
してもよい。
【００３１】（ａ）前記データセクタのそれぞれは検証
冗長記号を含み、（ｂ）各データセクタに対する該検証
冗長記号は、有限領域の生成多項式Ｇ（ｘ）に従って生
成され、（ｃ）前記オフセットコントローラは、前記部
分的検証シンドロームに、ＸKｍｏｄＧ（ｘ）（但し、
Ｋはオフセット値であり、ｍｏｄ演算子は剰余演算を示
す）を掛けることによって、データセクタの該部分的検
証シンドロームを調節してもよい。
冗長記号を含み、（ｂ）各データセクタに対する該検証
冗長記号は、有限領域の生成多項式Ｇ（ｘ）に従って生
成され、（ｃ）前記オフセットコントローラは、前記部
分的検証シンドロームに、ＸKｍｏｄＧ（ｘ）（但し、
Ｋはオフセット値であり、ｍｏｄ演算子は剰余演算を示
す）を掛けることによって、データセクタの該部分的検
証シンドロームを調節してもよい。
【００３２】前記検証冗長記号は、循環冗長符号（ＣＲ
Ｃ）に従って生成されてもよい。
Ｃ）に従って生成されてもよい。
【００３３】本発明による別の誤り訂正プロセッサは、
ディスク記憶媒体から読み出したバイナリデータ内の誤
りを訂正する誤り訂正プロセッサであって、該バイナリ
データは複数の交差多次元符号語のＥＣＣ符号語を含
み、該多次元符号語はＥＣＣ冗長記号、検証冗長記号お
よび複数のデータセクタを含み、該誤り訂正プロセッサ
は、（ａ）該ディスク記憶媒体から読み出した該ＥＣＣ
符号語を格納するデータバッファと、（ｂ）各データセ
クタに検証シンドロームを生成するのに使用される複数
の中間値を格納するシンドロームバッファと、（ｃ）該
データバッファ内に格納されたＥＣＣ符号語に応じて、
該ＥＣＣ符号語内の誤りを訂正するための誤りシンドロ
ームを生成するＥＣＣ復号化器と、（ｄ）該検証冗長記
号に応じて、該ＥＣＣ復号化器によって該ＥＣＣ符号語
に対して行われた訂正を検証するための該検証シンドロ
ームを生成する誤り訂正検証器とを備えており、該誤り
訂正検証器は、（ｉ）該複数のデータセクタに対応する
該シンドロームバッファ内に格納された複数のデータ検
証値の１つを受け取るように接続されるデータ検証レジ
スタと、（ii）該複数のデータセクタに対応する該シン
ドロームバッファ内に格納された複数の誤り検証値の１
つを受け取るように接続される誤り検証レジスタと、
（iii）１つのデータ検証値を対応する１つの誤り検証
値と組み合わせて、これにより、該検証シンドロームの
１つを生成する検証シンドロームジェネレータと、（i
v）該検証シンドロームを所定の値と比較して、これに
より、該ＥＣＣ復号化器によって行われた該訂正が有効
且つ完全であるかどうかを決定する比較器とを備えてお
り、これにより上記目的が達成される。
ディスク記憶媒体から読み出したバイナリデータ内の誤
りを訂正する誤り訂正プロセッサであって、該バイナリ
データは複数の交差多次元符号語のＥＣＣ符号語を含
み、該多次元符号語はＥＣＣ冗長記号、検証冗長記号お
よび複数のデータセクタを含み、該誤り訂正プロセッサ
は、（ａ）該ディスク記憶媒体から読み出した該ＥＣＣ
符号語を格納するデータバッファと、（ｂ）各データセ
クタに検証シンドロームを生成するのに使用される複数
の中間値を格納するシンドロームバッファと、（ｃ）該
データバッファ内に格納されたＥＣＣ符号語に応じて、
該ＥＣＣ符号語内の誤りを訂正するための誤りシンドロ
ームを生成するＥＣＣ復号化器と、（ｄ）該検証冗長記
号に応じて、該ＥＣＣ復号化器によって該ＥＣＣ符号語
に対して行われた訂正を検証するための該検証シンドロ
ームを生成する誤り訂正検証器とを備えており、該誤り
訂正検証器は、（ｉ）該複数のデータセクタに対応する
該シンドロームバッファ内に格納された複数のデータ検
証値の１つを受け取るように接続されるデータ検証レジ
スタと、（ii）該複数のデータセクタに対応する該シン
ドロームバッファ内に格納された複数の誤り検証値の１
つを受け取るように接続される誤り検証レジスタと、
（iii）１つのデータ検証値を対応する１つの誤り検証
値と組み合わせて、これにより、該検証シンドロームの
１つを生成する検証シンドロームジェネレータと、（i
v）該検証シンドロームを所定の値と比較して、これに
より、該ＥＣＣ復号化器によって行われた該訂正が有効
且つ完全であるかどうかを決定する比較器とを備えてお
り、これにより上記目的が達成される。
【００３４】（ａ）前記多次元符号語は水平ＥＣＣ符号
語および垂直ＥＣＣ符号語を含み、（ｂ）前記ＥＣＣ復
号化器は、該水平ＥＣＣ符号語および該垂直ＥＣＣ符号
語をシーケンシャルなパスで処理することによって前記
バイナリデータ内の誤りを訂正してもよい。
語および垂直ＥＣＣ符号語を含み、（ｂ）前記ＥＣＣ復
号化器は、該水平ＥＣＣ符号語および該垂直ＥＣＣ符号
語をシーケンシャルなパスで処理することによって前記
バイナリデータ内の誤りを訂正してもよい。
【００３５】（ａ）前記誤り訂正検証器は、前記水平符
号語に対する第１のパスの間に前記データセクタのそれ
ぞれに対して前記データ検証値を生成し、（ｂ）該誤り
訂正検証器は、該水平および垂直ＥＣＣ符号語に対する
パスの間に該ＥＣＣ符号語を訂正するために前記ＥＣＣ
復号化器によって生成された訂正値を用いて該データセ
クタのそれぞれに対して前記誤り検証値を生成してもよ
い。
号語に対する第１のパスの間に前記データセクタのそれ
ぞれに対して前記データ検証値を生成し、（ｂ）該誤り
訂正検証器は、該水平および垂直ＥＣＣ符号語に対する
パスの間に該ＥＣＣ符号語を訂正するために前記ＥＣＣ
復号化器によって生成された訂正値を用いて該データセ
クタのそれぞれに対して前記誤り検証値を生成してもよ
い。
【００３６】（ａ）垂直符号語は、前記データセクタの
少なくとも２つにおけるデータ記号を含み、（ｂ）前記
誤り訂正検証器は、前記ＥＣＣ復号化器が該垂直符号語
を処理する際に適切なデータセクタに対応する前記シン
ドロームバッファ内に格納された前記データ検証値を前
記データ検証レジスタにロードし、（ｃ）該誤り訂正検
証器は、該ＥＣＣ復号化器が該垂直符号語を処理する際
に適切なデータセクタに対応する該シンドロームバッフ
ァ内に格納された前記誤り検証値を前記誤り検証レジス
タにロードしてもよい。
少なくとも２つにおけるデータ記号を含み、（ｂ）前記
誤り訂正検証器は、前記ＥＣＣ復号化器が該垂直符号語
を処理する際に適切なデータセクタに対応する前記シン
ドロームバッファ内に格納された前記データ検証値を前
記データ検証レジスタにロードし、（ｃ）該誤り訂正検
証器は、該ＥＣＣ復号化器が該垂直符号語を処理する際
に適切なデータセクタに対応する該シンドロームバッフ
ァ内に格納された前記誤り検証値を前記誤り検証レジス
タにロードしてもよい。
【００３７】（ａ）前記検証冗長記号は、有限領域の生
成多項式に従って生成され、（ｂ）前記所定の値は該生
成多項式に基づいていてもよい。
成多項式に従って生成され、（ｂ）前記所定の値は該生
成多項式に基づいていてもよい。
【００３８】（ａ）前記誤り訂正検証器は、前記ＥＣＣ
符号語を処理する前記ＥＣＣ復号化器と同時に、前記デ
ータセクタのそれぞれに対して前記シンドロームバッフ
ァ内に格納された前記データ検証値および前記誤り検証
値を更新し、（ｂ）該誤り訂正検証器は、該ＥＣＣ復号
化器によって処理されている特定の符号語記号の位置に
従って現データ検証値または誤り検証値を調節するオフ
セットコントローラを含んでいてもよい。
符号語を処理する前記ＥＣＣ復号化器と同時に、前記デ
ータセクタのそれぞれに対して前記シンドロームバッフ
ァ内に格納された前記データ検証値および前記誤り検証
値を更新し、（ｂ）該誤り訂正検証器は、該ＥＣＣ復号
化器によって処理されている特定の符号語記号の位置に
従って現データ検証値または誤り検証値を調節するオフ
セットコントローラを含んでいてもよい。
【００３９】前記ＥＣＣ復号化器が前記データセクタの
１つのデータ記号を訂正するための訂正値を生成すると
きに、（ａ）前記オフセットコントローラが、訂正され
ている該データ記号の位置に従って対応する前記誤り検
証値を調節し、（ｂ）前記誤り訂正検証器が、該訂正値
を用いて該誤り検証値を更新してもよい。
１つのデータ記号を訂正するための訂正値を生成すると
きに、（ａ）前記オフセットコントローラが、訂正され
ている該データ記号の位置に従って対応する前記誤り検
証値を調節し、（ｂ）前記誤り訂正検証器が、該訂正値
を用いて該誤り検証値を更新してもよい。
【００４０】（ａ）前記データセクタのそれぞれは検証
冗長記号を含み、（ｂ）各データセクタの該検証冗長記
号は、有限領域の生成多項式Ｇ（ｘ）に従って生成さ
れ、（ｃ）前記オフセットコントローラは、前記データ
検証値または前記誤り検証値に、 ＸKｍｏｄＧ（ｘ） （但し、Ｋはオフセット値であり、ｍｏｄ演算子は剰余
演算を示す）を掛けることによって、データセクタの該
データ検証値または該誤り検証値を調節してもよい。
冗長記号を含み、（ｂ）各データセクタの該検証冗長記
号は、有限領域の生成多項式Ｇ（ｘ）に従って生成さ
れ、（ｃ）前記オフセットコントローラは、前記データ
検証値または前記誤り検証値に、 ＸKｍｏｄＧ（ｘ） （但し、Ｋはオフセット値であり、ｍｏｄ演算子は剰余
演算を示す）を掛けることによって、データセクタの該
データ検証値または該誤り検証値を調節してもよい。
【００４１】前記検証冗長記号は、循環冗長符号（ＣＲ
Ｃ）に従って生成されてもよい。
Ｃ）に従って生成されてもよい。
【００４２】本発明による方法は、ディスク記憶媒体か
ら読み出したバイナリデータ内の誤りを訂正する方法で
あって、該バイナリデータは複数の交差多次元符号語の
ＥＣＣ符号語を含み、該多次元符号語はＥＣＣ冗長記
号、検証冗長記号および複数のデータセクタを含み、
（ａ）データバッファ内に、該ディスク記憶媒体から読
み出した該ＥＣＣ符号語を格納するステップと、（ｂ）
シンドロームバッファ内に、各データセクタに検証シン
ドロームを生成するのに使用される複数の中間値を格納
するステップと、（ｃ）ＥＣＣ復号化器によって、該デ
ータバッファ内に格納されたＥＣＣ符号語に応じて、該
ＥＣＣ符号語内の誤りを訂正するための誤りシンドロー
ムを生成するステップと、（ｄ）該検証冗長記号に応じ
て、該ＥＣＣ復号化器によって該ＥＣＣ符号語に対して
行われた訂正を検証するための該検証シンドロームを生
成するステップとを包含しており、これにより上記目的
が達成される。
ら読み出したバイナリデータ内の誤りを訂正する方法で
あって、該バイナリデータは複数の交差多次元符号語の
ＥＣＣ符号語を含み、該多次元符号語はＥＣＣ冗長記
号、検証冗長記号および複数のデータセクタを含み、
（ａ）データバッファ内に、該ディスク記憶媒体から読
み出した該ＥＣＣ符号語を格納するステップと、（ｂ）
シンドロームバッファ内に、各データセクタに検証シン
ドロームを生成するのに使用される複数の中間値を格納
するステップと、（ｃ）ＥＣＣ復号化器によって、該デ
ータバッファ内に格納されたＥＣＣ符号語に応じて、該
ＥＣＣ符号語内の誤りを訂正するための誤りシンドロー
ムを生成するステップと、（ｄ）該検証冗長記号に応じ
て、該ＥＣＣ復号化器によって該ＥＣＣ符号語に対して
行われた訂正を検証するための該検証シンドロームを生
成するステップとを包含しており、これにより上記目的
が達成される。
【００４３】多次元符号に対する訂正の有効性および完
全性の証明に関連する待ち時間を避けるコンピュータ記
憶装置のための誤り訂正システムが開示される。好まし
い実施態様において、検証は、巡回冗長検査（ＣＲＣ）
を用いて実施される。書込み動作中、ＣＲＣ冗長シンボ
ルは、ホストシステムから受信したユーザデータに対し
て計算され、ＣＲＣシンボルを追加した後、データは、
疑似ランダムデータパターンで排他的論理和計算するこ
とによってランダム化される。次に、ＥＣＣシンボル
は、ランダム化データに対して（好ましくは、リードソ
ロモン符号を用いて）生成され、行（Ｑ）および列
（Ｐ）符号語の積符号を形成する。次に、この積符号
は、ディスクに書き込まれる。読み返し時、積符号は、
データバッファに記憶され、Ｐ／Ｑ復号化器によって復
号化される。Ｑ符号語に対する第１パスの間、データＣ
ＲＣシンドロームは、訂正されていないランダム化デー
タに対して生成され、データＣＲＣシンドロームは、デ
ータＣＲＣレジスタに記憶される。さらに、第１パスお
よび次のパスにおいては、ＰまたはＱ符号語に訂正がな
されるとき、訂正値は、誤りＣＲＣレジスタに適用され
る。完全なＣＲＣ符号語を処理した後、データＣＲＣレ
ジスタと誤りＣＲＣレジスタとは組み合わされ、最終Ｃ
ＲＣシンドロームが生成される。最終ＣＲＣシンドロー
ムは、定数と比較され、積符号に対する訂正が有効かつ
完了しているかどうかを決定する。このとき、定数は、
ランダムデータパターンに対するＣＲＣと等しい。この
ように、ＣＲＣ検査は、ランダム化データに対して行わ
れ得る。これによって、ＣＲＣシンドロームを生成する
前にデータを非ランダム化するためのデータバッファへ
のアクセスに関連する待ち時間が避けられる。
全性の証明に関連する待ち時間を避けるコンピュータ記
憶装置のための誤り訂正システムが開示される。好まし
い実施態様において、検証は、巡回冗長検査（ＣＲＣ）
を用いて実施される。書込み動作中、ＣＲＣ冗長シンボ
ルは、ホストシステムから受信したユーザデータに対し
て計算され、ＣＲＣシンボルを追加した後、データは、
疑似ランダムデータパターンで排他的論理和計算するこ
とによってランダム化される。次に、ＥＣＣシンボル
は、ランダム化データに対して（好ましくは、リードソ
ロモン符号を用いて）生成され、行（Ｑ）および列
（Ｐ）符号語の積符号を形成する。次に、この積符号
は、ディスクに書き込まれる。読み返し時、積符号は、
データバッファに記憶され、Ｐ／Ｑ復号化器によって復
号化される。Ｑ符号語に対する第１パスの間、データＣ
ＲＣシンドロームは、訂正されていないランダム化デー
タに対して生成され、データＣＲＣシンドロームは、デ
ータＣＲＣレジスタに記憶される。さらに、第１パスお
よび次のパスにおいては、ＰまたはＱ符号語に訂正がな
されるとき、訂正値は、誤りＣＲＣレジスタに適用され
る。完全なＣＲＣ符号語を処理した後、データＣＲＣレ
ジスタと誤りＣＲＣレジスタとは組み合わされ、最終Ｃ
ＲＣシンドロームが生成される。最終ＣＲＣシンドロー
ムは、定数と比較され、積符号に対する訂正が有効かつ
完了しているかどうかを決定する。このとき、定数は、
ランダムデータパターンに対するＣＲＣと等しい。この
ように、ＣＲＣ検査は、ランダム化データに対して行わ
れ得る。これによって、ＣＲＣシンドロームを生成する
前にデータを非ランダム化するためのデータバッファへ
のアクセスに関連する待ち時間が避けられる。
【００４４】本発明によって提供される他の利点は、Ｐ
およびＱ符号語の訂正と同時に実行中にＣＲＣシンドロ
ームを生成する能力である。従って、ＣＲＣ符号語を処
理した直後に、ＣＲＣシンドロームは、訂正の有効性お
よび完全性を検査するために利用可能である。つまり、
ＣＲＣシンドロームを生成するためにデータバッファに
アクセスする必要はないのである。
およびＱ符号語の訂正と同時に実行中にＣＲＣシンドロ
ームを生成する能力である。従って、ＣＲＣ符号語を処
理した直後に、ＣＲＣシンドロームは、訂正の有効性お
よび完全性を検査するために利用可能である。つまり、
ＣＲＣシンドロームを生成するためにデータバッファに
アクセスする必要はないのである。
【００４５】本発明の実施可能性局面は、ＰおよびＱパ
ス中にデータおよび誤りＣＲＣシンドロームを調節し、
ＣＲＣ符号語シンボル内のオフセットを補うことであ
る。例えば、垂直（即ち、Ｐ）符号語を処理する場合、
処理される各垂直シンボルに対して、１行のデータシン
ボルによって誤りＣＲＣシンドロームを調節する必要が
ある。これは、以下の式によってデータおよび誤りＣＲ
Ｃシンドロームを乗算する特殊な乗算器回路を用いて実
行される。
ス中にデータおよび誤りＣＲＣシンドロームを調節し、
ＣＲＣ符号語シンボル内のオフセットを補うことであ
る。例えば、垂直（即ち、Ｐ）符号語を処理する場合、
処理される各垂直シンボルに対して、１行のデータシン
ボルによって誤りＣＲＣシンドロームを調節する必要が
ある。これは、以下の式によってデータおよび誤りＣＲ
Ｃシンドロームを乗算する特殊な乗算器回路を用いて実
行される。
【００４６】
【数７】 ここで、ｋは、オフセット（例えば、１行のシンボ
ル）、およびＧ（ｘ）は、ＣＲＣ生成器多項式である。
ル）、およびＧ（ｘ）は、ＣＲＣ生成器多項式である。
【００４７】各データセクタに追加された個別のＣＲＣ
シンボルを有する多数のデータセクタを備えたＤＶＤ積
符号については、ＣＤモードにおいてＣ１およびＣ２符
号化／復号化に用いられるＳＲＡＭが、各データセクタ
に対する部分データおよび誤りＣＲＣシンドロームを記
憶するために用いられる。ＰおよびＱパスの間、データ
および誤りＣＲＣシンドロームレジスタは、Ｐ／Ｑ復号
化器によって処理される現在のデータシンボルに応じ
て、適切な部分ＣＲＣシンドロームでロードされる。各
データセクタを処理した後、各データセクタに対するデ
ータＣＲＣシンドロームと誤りＣＲＣシンドロームとは
組み合わされ、疑似ランダムデータパターンに対するＣ
ＲＣと等しい定数と比較される。
シンボルを有する多数のデータセクタを備えたＤＶＤ積
符号については、ＣＤモードにおいてＣ１およびＣ２符
号化／復号化に用いられるＳＲＡＭが、各データセクタ
に対する部分データおよび誤りＣＲＣシンドロームを記
憶するために用いられる。ＰおよびＱパスの間、データ
および誤りＣＲＣシンドロームレジスタは、Ｐ／Ｑ復号
化器によって処理される現在のデータシンボルに応じ
て、適切な部分ＣＲＣシンドロームでロードされる。各
データセクタを処理した後、各データセクタに対するデ
ータＣＲＣシンドロームと誤りＣＲＣシンドロームとは
組み合わされ、疑似ランダムデータパターンに対するＣ
ＲＣと等しい定数と比較される。
【００４８】本発明の上記ならびに他の局面および利点
は、以下の本発明の詳細な説明を図面を参照しながら読
むことによってより明確に理解される。
は、以下の本発明の詳細な説明を図面を参照しながら読
むことによってより明確に理解される。
【００４９】
【発明の実施の形態】なお本発明の優先権主張の基礎と
なる米国出願は、「AN ECC SYSTEM FOR GENERATING A C
RC SYNDROME OVER RANDOMIZED DATA IN A COMPUTER STO
RAGE DEVICE」という名称の同時に出願された米国特許
出願第０８／９７０，９１８号、ならびに「AN ECC SYS
TEM EMPLOYING A DATA BUFFER FOR STORING CODEWORD D
ATA AND A SYNDROME BUFFER FOR STORING ERROR SYNDOR
OMES」という名称の同時に出願された米国特許出願第０
８／９７０，７３０号および「COEFFICIENT UPDATING M
ETHOD AND APPARATUS FOR REED-SOLOMON DECODER」とい
う名称の米国特許第５，４４６，７４３号である。上記
の米国特許出願および米国特許は、本願では、参考のた
めに援用する。
なる米国出願は、「AN ECC SYSTEM FOR GENERATING A C
RC SYNDROME OVER RANDOMIZED DATA IN A COMPUTER STO
RAGE DEVICE」という名称の同時に出願された米国特許
出願第０８／９７０，９１８号、ならびに「AN ECC SYS
TEM EMPLOYING A DATA BUFFER FOR STORING CODEWORD D
ATA AND A SYNDROME BUFFER FOR STORING ERROR SYNDOR
OMES」という名称の同時に出願された米国特許出願第０
８／９７０，７３０号および「COEFFICIENT UPDATING M
ETHOD AND APPARATUS FOR REED-SOLOMON DECODER」とい
う名称の米国特許第５，４４６，７４３号である。上記
の米国特許出願および米国特許は、本願では、参考のた
めに援用する。
【００５０】[システムの概観]図２は、本発明の誤り訂
正システムの概観を示す。このシステムの動作は、以下
の変更を除いて、図１を参照しながら上述した従来のシ
ステムと同様である。読出し動作中、ＥＣＣ誤りシンド
ロームは、第１水平パスにおいて、積符号の水平符号語
および垂直符号語の両方に対して同時に生成される。Ｅ
ＣＣ誤りシンドロームは、ＳＲＡＭ１５内に記憶され、
ＳＲＡＭ１５はＣＤ積符号を復号化するときにＣＩＲＣ
誤り訂正用にも用いられる。これにより、記憶装置の待
ち時間が大幅に減少する。なぜなら、次の水平または垂
直パスの間にＥＣＣ誤りシンドロームを再生するために
データバッファ１にアクセスする必要がないからであ
る。本発明の他の重要な変更は、積符号の訂正と同時に
ＣＲＣシンドロームを生成すること、およびデータバッ
ファに記憶されたデータを非ランダム化する前にＣＲＣ
シンドロームを検査することである。これにより、ＣＲ
Ｃシンドロームを生成するために、データバッファ１か
ら積符号全体を読み出す必要がなくなり、記憶システム
の待ち時間はさらに減少する。
正システムの概観を示す。このシステムの動作は、以下
の変更を除いて、図１を参照しながら上述した従来のシ
ステムと同様である。読出し動作中、ＥＣＣ誤りシンド
ロームは、第１水平パスにおいて、積符号の水平符号語
および垂直符号語の両方に対して同時に生成される。Ｅ
ＣＣ誤りシンドロームは、ＳＲＡＭ１５内に記憶され、
ＳＲＡＭ１５はＣＤ積符号を復号化するときにＣＩＲＣ
誤り訂正用にも用いられる。これにより、記憶装置の待
ち時間が大幅に減少する。なぜなら、次の水平または垂
直パスの間にＥＣＣ誤りシンドロームを再生するために
データバッファ１にアクセスする必要がないからであ
る。本発明の他の重要な変更は、積符号の訂正と同時に
ＣＲＣシンドロームを生成すること、およびデータバッ
ファに記憶されたデータを非ランダム化する前にＣＲＣ
シンドロームを検査することである。これにより、ＣＲ
Ｃシンドロームを生成するために、データバッファ１か
ら積符号全体を読み出す必要がなくなり、記憶システム
の待ち時間はさらに減少する。
【００５１】図１の従来の誤り訂正システムと異なる構
成要素は、ＳＲＡＭ１５、Ｐ／Ｑ復号化器１６（ＥＣＣ
／シンドローム生成器１７および誤り訂正器１８を含
む）、およびＣＲＣ生成器および訂正検証器１９であ
る。ＥＣＣ／シンドローム生成器１７は、ライン２０を
介して誤り訂正器に転送されるＥＣＣシンドロームを生
成および記憶する際にＳＲＡＭ１５を用いる。データバ
ッファ１に記憶される符号語を訂正するための誤り訂正
器１８によって生成される訂正値は、ＥＣＣシンドロー
ムを更新する際に使用されるＥＣＣ／シンドローム生成
器１７にもライン２１を介して通信される。ＣＲＣ生成
器および訂正検証器１９はまた、ＳＲＡＭ１５を用い
て、ＤＶＤ積符号の１６個のデータセクタに対する１６
個の部分ＣＲＣシンドロームを記憶する。ＳＲＡＭ１５
内に記憶される部分ＣＲＣシンドロームは、誤り訂正器
１８によって生成される訂正値を用いて更新される。訂
正値は、ライン２１を介して、ＣＲＣ生成器および訂正
検証器１９と通信される。
成要素は、ＳＲＡＭ１５、Ｐ／Ｑ復号化器１６（ＥＣＣ
／シンドローム生成器１７および誤り訂正器１８を含
む）、およびＣＲＣ生成器および訂正検証器１９であ
る。ＥＣＣ／シンドローム生成器１７は、ライン２０を
介して誤り訂正器に転送されるＥＣＣシンドロームを生
成および記憶する際にＳＲＡＭ１５を用いる。データバ
ッファ１に記憶される符号語を訂正するための誤り訂正
器１８によって生成される訂正値は、ＥＣＣシンドロー
ムを更新する際に使用されるＥＣＣ／シンドローム生成
器１７にもライン２１を介して通信される。ＣＲＣ生成
器および訂正検証器１９はまた、ＳＲＡＭ１５を用い
て、ＤＶＤ積符号の１６個のデータセクタに対する１６
個の部分ＣＲＣシンドロームを記憶する。ＳＲＡＭ１５
内に記憶される部分ＣＲＣシンドロームは、誤り訂正器
１８によって生成される訂正値を用いて更新される。訂
正値は、ライン２１を介して、ＣＲＣ生成器および訂正
検証器１９と通信される。
【００５２】[データフォーマット]図３Ａは、ＤＶＤ記
憶装置において典型的に用いられる２次元積符号のデー
タフォーマットを示す。積符号は、１６個のデータセク
タを有し、各データセクタは、１２個の水平符号語（Ｑ
符号語）を有する。各水平符号語は、好ましくはリード
−ソロモン符号に従って生成される１０個のＥＣＣ冗長
シンボルを有する。１８２個の垂直符号語（Ｐ符号語）
があり、それぞれ、図示するように、１６個の冗長シン
ボルを有する。ＥＣＣ冗長シンボルは、ＥＣＣ符号語も
形成する。即ち、ＥＣＣ冗長シンボルは、ユーザデータ
と同様に訂正可能である。従って、右側には、１０個の
ＥＣＣ符号語を含む全部で１８２個の垂直符号語があ
り、下側には、１６個の水平ＥＣＣ符号語を含む２０８
個の水平符号語がある。
憶装置において典型的に用いられる２次元積符号のデー
タフォーマットを示す。積符号は、１６個のデータセク
タを有し、各データセクタは、１２個の水平符号語（Ｑ
符号語）を有する。各水平符号語は、好ましくはリード
−ソロモン符号に従って生成される１０個のＥＣＣ冗長
シンボルを有する。１８２個の垂直符号語（Ｐ符号語）
があり、それぞれ、図示するように、１６個の冗長シン
ボルを有する。ＥＣＣ冗長シンボルは、ＥＣＣ符号語も
形成する。即ち、ＥＣＣ冗長シンボルは、ユーザデータ
と同様に訂正可能である。従って、右側には、１０個の
ＥＣＣ符号語を含む全部で１８２個の垂直符号語があ
り、下側には、１６個の水平ＥＣＣ符号語を含む２０８
個の水平符号語がある。
【００５３】１６個のデータセクタのそれぞれの端部に
は、ＥＣＣ冗長シンボルを使用して符号語に対する訂正
の有効性および完全性を証明するのに用いられる４個の
ＣＲＣシンボルがある。上記のように、書込み動作中、
ＣＲＣシンボルは、通常、データがランダム化される前
およびＥＣＣ冗長シンボルを加える前に、ユーザデータ
に対して生成される。従って、ＣＲＣシンボルは、ＥＣ
Ｃシンボルをカバーしない。さらに、従来の誤り訂正シ
ステムは、ＣＲＣ検査を行う前にデータを非ランダム化
しなければならない。
は、ＥＣＣ冗長シンボルを使用して符号語に対する訂正
の有効性および完全性を証明するのに用いられる４個の
ＣＲＣシンボルがある。上記のように、書込み動作中、
ＣＲＣシンボルは、通常、データがランダム化される前
およびＥＣＣ冗長シンボルを加える前に、ユーザデータ
に対して生成される。従って、ＣＲＣシンボルは、ＥＣ
Ｃシンボルをカバーしない。さらに、従来の誤り訂正シ
ステムは、ＣＲＣ検査を行う前にデータを非ランダム化
しなければならない。
【００５４】図３Ｂは、図３Ａの積符号の最初の２個の
データセクタのさらなる詳細を示す。ＥＣＣ符号語の訂
正と同時にＣＲＣシンドロームを生成する本発明の技術
について、図３Ｂを参照しながら以下に説明する。
データセクタのさらなる詳細を示す。ＥＣＣ符号語の訂
正と同時にＣＲＣシンドロームを生成する本発明の技術
について、図３Ｂを参照しながら以下に説明する。
【００５５】[データランダム化器／非ランダム化器]本
発明の誤り訂正システムは、ユーザデータを不透明に
し、検出するのが困難なデータシーケンスがディスクに
記録されるのを防止する。図２を参照しながら上述した
ように、データバッファ１に記憶されるユーザデータ
は、ＣＲＣシンボルが生成された後にランダム化され
る。次に、ＥＣＣ／シンドローム生成器１２は、ランダ
ム化データを処理し、図３Ａに示す積符号のＰおよびＱ
符号語に対するＥＣＣ冗長を生成する。読み返し時に、
積符号は訂正され、訂正が確認される。訂正が有効かつ
完了している場合、データは非ランダム化され、ホスト
システムに転送される。
発明の誤り訂正システムは、ユーザデータを不透明に
し、検出するのが困難なデータシーケンスがディスクに
記録されるのを防止する。図２を参照しながら上述した
ように、データバッファ１に記憶されるユーザデータ
は、ＣＲＣシンボルが生成された後にランダム化され
る。次に、ＥＣＣ／シンドローム生成器１２は、ランダ
ム化データを処理し、図３Ａに示す積符号のＰおよびＱ
符号語に対するＥＣＣ冗長を生成する。読み返し時に、
積符号は訂正され、訂正が確認される。訂正が有効かつ
完了している場合、データは非ランダム化され、ホスト
システムに転送される。
【００５６】データをランダム化／非ランダム化するた
めの回路は当業者に周知であり、図３Ｃおよび図３Ｄ
は、この回路を示す。回路は、ライン２３に与えられる
疑似ランダムデータシーケンスを生成するためのランダ
ムパターン生成器を有する。読出し動作中、データバッ
ファ１に記憶されるユーザデータおよびＣＲＣシンボル
は、加算器２４においてランダムデータシーケンスに加
えられ（排他的論理和計算）、それによって、データが
ディスクに書き込まれる前にデータをランダム化する。
読み返し時に、ランダムパターン生成器２２は、加算器
２５において、ディスクから読み出されたデータに加え
られ（排他的論理和計算）、それによって、データをホ
ストシステムに転送する前にデータを非ランダム化す
る。
めの回路は当業者に周知であり、図３Ｃおよび図３Ｄ
は、この回路を示す。回路は、ライン２３に与えられる
疑似ランダムデータシーケンスを生成するためのランダ
ムパターン生成器を有する。読出し動作中、データバッ
ファ１に記憶されるユーザデータおよびＣＲＣシンボル
は、加算器２４においてランダムデータシーケンスに加
えられ（排他的論理和計算）、それによって、データが
ディスクに書き込まれる前にデータをランダム化する。
読み返し時に、ランダムパターン生成器２２は、加算器
２５において、ディスクから読み出されたデータに加え
られ（排他的論理和計算）、それによって、データをホ
ストシステムに転送する前にデータを非ランダム化す
る。
【００５７】好ましくは、疑似ランダムデータシーケン
スは、８ビットシンボル（ＥＣＣ符号のシンボルサイ
ズ）を用いて生成される。疑似ランダムデータシーケン
スを生成するための好ましい実施態様は、図３Ｄに示す
ように、リニアフィードバックシフトレジスタ（ＬＦＳ
Ｒ）を用いることである。ＬＦＳＲ回路は、ライン２６
を介してシード値で初期化され、疑似ランダムデータシ
ーケンスは、シード値に応じて異なる。異なるシード値
は、図３Ａに示す各ＤＶＤ積符号に対して用いられる。
スは、８ビットシンボル（ＥＣＣ符号のシンボルサイ
ズ）を用いて生成される。疑似ランダムデータシーケン
スを生成するための好ましい実施態様は、図３Ｄに示す
ように、リニアフィードバックシフトレジスタ（ＬＦＳ
Ｒ）を用いることである。ＬＦＳＲ回路は、ライン２６
を介してシード値で初期化され、疑似ランダムデータシ
ーケンスは、シード値に応じて異なる。異なるシード値
は、図３Ａに示す各ＤＶＤ積符号に対して用いられる。
【００５８】[水平および垂直ＥＣＣシンドロームの同
時生成]ＥＣＣおよびＣＲＣシンドロームを同時に生成
し、訂正値を用いてＥＣＣおよびＣＲＣシンドロームを
更新する回路および流れ図を以下に開示する。本発明の
ＥＣＣシンドローム生成器１７について２つの実施態様
がある。第１の実施態様では、水平パスの間に水平符号
語に対してシンドロームが生成されるのと同時に、ＥＣ
Ｃシンドロームが、垂直符号パスに対して生成される。
以下にさらに詳細に記載するように、ＳＲＡＭ１５は、
垂直シンドロームの生成を容易にする。このように、垂
直符号語に対するＥＣＣシンドロームが、水平パスの直
後にＳＲＡＭ１５内において利用できるので、垂直符号
語は、ＥＣＣシンドロームを生成するためにデータバッ
ファにアクセスせずに訂正され、それによって、誤り訂
正待ち時間が大幅に減少する。本実施態様は、訂正が、
通常、水平および垂直符号語に対する一回のパスの後完
了する、ＤＶＤ記憶装置などにおけるように、大量のＥ
ＣＣ冗長を用いる積符号に特に適している。
時生成]ＥＣＣおよびＣＲＣシンドロームを同時に生成
し、訂正値を用いてＥＣＣおよびＣＲＣシンドロームを
更新する回路および流れ図を以下に開示する。本発明の
ＥＣＣシンドローム生成器１７について２つの実施態様
がある。第１の実施態様では、水平パスの間に水平符号
語に対してシンドロームが生成されるのと同時に、ＥＣ
Ｃシンドロームが、垂直符号パスに対して生成される。
以下にさらに詳細に記載するように、ＳＲＡＭ１５は、
垂直シンドロームの生成を容易にする。このように、垂
直符号語に対するＥＣＣシンドロームが、水平パスの直
後にＳＲＡＭ１５内において利用できるので、垂直符号
語は、ＥＣＣシンドロームを生成するためにデータバッ
ファにアクセスせずに訂正され、それによって、誤り訂
正待ち時間が大幅に減少する。本実施態様は、訂正が、
通常、水平および垂直符号語に対する一回のパスの後完
了する、ＤＶＤ記憶装置などにおけるように、大量のＥ
ＣＣ冗長を用いる積符号に特に適している。
【００５９】ＥＣＣシンドローム生成器１７の第２の実
施態様は、より少ないＥＣＣ冗長を用いる積符号に向け
られており、そのため、多数の水平および垂直パスを必
要とする。この実施態様では、ＳＲＡＭ１５は、水平お
よび垂直符号語の両方に対してＥＣＣシンドロームを記
憶する。ＥＣＣシンドロームの両セットは、第１水平パ
スの間に同時に生成され、ＥＣＣシンドロームは、訂正
値を用いて更新される。このように、データバッファに
アクセスし、ＥＣＣシンドロームを再生成する際の待ち
時間は、水平および垂直パスの両方に対して避けられ
る。誤り訂正は、わずかな時間で行われる。なぜなら、
第１パスに続くパスは、データを訂正するためにデータ
バッファにアクセスすることのみが必要であるからであ
る。
施態様は、より少ないＥＣＣ冗長を用いる積符号に向け
られており、そのため、多数の水平および垂直パスを必
要とする。この実施態様では、ＳＲＡＭ１５は、水平お
よび垂直符号語の両方に対してＥＣＣシンドロームを記
憶する。ＥＣＣシンドロームの両セットは、第１水平パ
スの間に同時に生成され、ＥＣＣシンドロームは、訂正
値を用いて更新される。このように、データバッファに
アクセスし、ＥＣＣシンドロームを再生成する際の待ち
時間は、水平および垂直パスの両方に対して避けられ
る。誤り訂正は、わずかな時間で行われる。なぜなら、
第１パスに続くパスは、データを訂正するためにデータ
バッファにアクセスすることのみが必要であるからであ
る。
【００６０】本発明の第１の実施態様では、垂直誤りシ
ンドロームのみがＳＲＡＭ１５内に記憶されるが、これ
は、図４および図５を参照することによって理解され
る。図４は、各水平パスにおける水平符号語に対する誤
りシンドロームを生成するために用いられる回路を示
す。即ち、水平誤りシンドロームは常に再生成され、Ｓ
ＲＡＭ１５内には記憶されない。水平誤りシンドローム
Ｓiを生成するために、図４の回路は、以下の生成器多
項式Ｇ（ｘ）の因数によって各水平符号語Ｃ’（ｘ）の
剰余除算を計算する。
ンドロームのみがＳＲＡＭ１５内に記憶されるが、これ
は、図４および図５を参照することによって理解され
る。図４は、各水平パスにおける水平符号語に対する誤
りシンドロームを生成するために用いられる回路を示
す。即ち、水平誤りシンドロームは常に再生成され、Ｓ
ＲＡＭ１５内には記憶されない。水平誤りシンドローム
Ｓiを生成するために、図４の回路は、以下の生成器多
項式Ｇ（ｘ）の因数によって各水平符号語Ｃ’（ｘ）の
剰余除算を計算する。
【００６１】
【数８】 このとき
【００６２】
【数９】 である。この計算を行うために、水平符号語（ＥＣＣ冗
長を含む）のシンボルは、データバッファ１から連続し
て読み出され、ライン２７を介して、リニアフィードバ
ックシフトレジスタ（ＬＦＳＲ）２８0から２８9のバン
クに与えられる。好ましい実施態様において、各水平符
号語は、図３Ａに示すように、１０個のＥＣＣ冗長シン
ボルを含むので、図４では１０個のＬＦＳＲが存在する
ことになる。各ＬＦＳＲには、フィードバックパスにお
いて、対応するαi係数乗算器が設けられている。各Ｌ
ＦＳＲは、生成器多項式Ｇ（ｘ）の各因数について剰余
除算を行い、これによって、上式についての誤りシンド
ロームＳiを生成する。図４に開示する回路は、当業者
に周知であり、本発明の新規の局面は、垂直符号語に対
して誤りシンドロームを同時に生成することにある。図
５は、この詳細を示す。
長を含む）のシンボルは、データバッファ１から連続し
て読み出され、ライン２７を介して、リニアフィードバ
ックシフトレジスタ（ＬＦＳＲ）２８0から２８9のバン
クに与えられる。好ましい実施態様において、各水平符
号語は、図３Ａに示すように、１０個のＥＣＣ冗長シン
ボルを含むので、図４では１０個のＬＦＳＲが存在する
ことになる。各ＬＦＳＲには、フィードバックパスにお
いて、対応するαi係数乗算器が設けられている。各Ｌ
ＦＳＲは、生成器多項式Ｇ（ｘ）の各因数について剰余
除算を行い、これによって、上式についての誤りシンド
ロームＳiを生成する。図４に開示する回路は、当業者
に周知であり、本発明の新規の局面は、垂直符号語に対
して誤りシンドロームを同時に生成することにある。図
５は、この詳細を示す。
【００６３】数学的に、垂直符号語に対する誤りシンド
ロームは、上記の水平符号語に対するのと同様に計算さ
れる。即ち、垂直誤りシンドロームＳiは、生成器多項
式Ｇ（ｘ）の因数で各垂直符号語Ｃ’（ｘ）の剰余除算
を計算することによって生成される。従来のシンドロー
ム生成器は、通常、図４に示すのと同じ回路を用いて垂
直誤りシンドロームを生成する。即ち、垂直符号語（Ｅ
ＣＣ冗長を含む）のシンボルは、データバッファ１から
連続して読み出され、ＬＦＳＲのバンクを通してシフト
される。本発明において、垂直誤りシンドロームは、水
平誤りシンドロームの生成と同時に生成され、垂直パス
の間に垂直符号語を読み出すためにデータバッファへア
クセスすることが避けられる。
ロームは、上記の水平符号語に対するのと同様に計算さ
れる。即ち、垂直誤りシンドロームＳiは、生成器多項
式Ｇ（ｘ）の因数で各垂直符号語Ｃ’（ｘ）の剰余除算
を計算することによって生成される。従来のシンドロー
ム生成器は、通常、図４に示すのと同じ回路を用いて垂
直誤りシンドロームを生成する。即ち、垂直符号語（Ｅ
ＣＣ冗長を含む）のシンボルは、データバッファ１から
連続して読み出され、ＬＦＳＲのバンクを通してシフト
される。本発明において、垂直誤りシンドロームは、水
平誤りシンドロームの生成と同時に生成され、垂直パス
の間に垂直符号語を読み出すためにデータバッファへア
クセスすることが避けられる。
【００６４】図５は、垂直誤りシンドロームを同時に生
成するための回路を示す。この回路の動作は、図３Ａに
示す積符号を参照することによって理解される。ＳＲＡ
Ｍ１５は、１８２個の垂直符号語のそれぞれに対して１
６個の誤りシンドロームＳiを記憶する容量を有する。
ＳＲＡＭ１５内における垂直誤りシンドロームＳiは、
第１水平パスの初めにゼロに初期化される。第１水平符
号語を処理する際、シンボルは、データバッファ１から
連続して読み出され、ライン２７を介して図４のＬＦＳ
Ｒに与えられ、水平誤りシンドロームを生成する。シン
ボルは、同時に、ライン２７を介して図５に示す回路に
与えられ、垂直誤りシンドロームを生成する。図４と同
様に、図５は、生成器多項式Ｇ（ｘ）の１６個の因数に
よって垂直符号語シンボル（各垂直符号語は、１６個Ｅ
ＣＣ冗長シンボルを有する）の剰余除算を計算するため
のシンドローム生成回路２９0から２９15のバンクを有
する。
成するための回路を示す。この回路の動作は、図３Ａに
示す積符号を参照することによって理解される。ＳＲＡ
Ｍ１５は、１８２個の垂直符号語のそれぞれに対して１
６個の誤りシンドロームＳiを記憶する容量を有する。
ＳＲＡＭ１５内における垂直誤りシンドロームＳiは、
第１水平パスの初めにゼロに初期化される。第１水平符
号語を処理する際、シンボルは、データバッファ１から
連続して読み出され、ライン２７を介して図４のＬＦＳ
Ｒに与えられ、水平誤りシンドロームを生成する。シン
ボルは、同時に、ライン２７を介して図５に示す回路に
与えられ、垂直誤りシンドロームを生成する。図４と同
様に、図５は、生成器多項式Ｇ（ｘ）の１６個の因数に
よって垂直符号語シンボル（各垂直符号語は、１６個Ｅ
ＣＣ冗長シンボルを有する）の剰余除算を計算するため
のシンドローム生成回路２９0から２９15のバンクを有
する。
【００６５】図５に示す個々のシンドローム生成回路２
９0から２９15を理解するために、第１水平符号語がデ
ータバッファから読み出されるときの動作について考え
よう。第１水平符号語の第１シンボルは、第１垂直符号
語の第１シンボルに対応する。従って、制御ライン３０
は、第１垂直符号語に対して、１６個の垂直誤りシンド
ローム（各８ビット）をＳＲＡＭ１５から取り出す。各
８ビット垂直ＥＣＣシンドロームは、対応するレジスタ
３１0から３１15にラッチされ、乗算器３２0から３２15
の出力として選択され、対応するαiフィードバック係
数３３0から３３ 15によって乗算される。ライン２７上
の符号語シンボルは、乗算器３４0から３４15の出力と
して選択され、加算器３５0から３５15において、係数
乗算器の出力として加算される。加算器３５0から３５
15の出力で更新されたシンドロームは、次に、ＳＲＡＭ
１５内に再記憶される。第１水平符号語の第２シンボル
を処理する際、制御ライン３０は、第２の垂直符号語に
対して、１６個垂直誤りシンドロームをＳＲＡＭ１５か
ら取り出し、上記の手順が繰り返される。このプロセス
は、水平符号語のそれぞれに対して続行し、水平パスの
終わりには、垂直符号語を訂正するための誤りシンドロ
ームが、ＳＲＡＭ１５内に記憶される。
９0から２９15を理解するために、第１水平符号語がデ
ータバッファから読み出されるときの動作について考え
よう。第１水平符号語の第１シンボルは、第１垂直符号
語の第１シンボルに対応する。従って、制御ライン３０
は、第１垂直符号語に対して、１６個の垂直誤りシンド
ローム（各８ビット）をＳＲＡＭ１５から取り出す。各
８ビット垂直ＥＣＣシンドロームは、対応するレジスタ
３１0から３１15にラッチされ、乗算器３２0から３２15
の出力として選択され、対応するαiフィードバック係
数３３0から３３ 15によって乗算される。ライン２７上
の符号語シンボルは、乗算器３４0から３４15の出力と
して選択され、加算器３５0から３５15において、係数
乗算器の出力として加算される。加算器３５0から３５
15の出力で更新されたシンドロームは、次に、ＳＲＡＭ
１５内に再記憶される。第１水平符号語の第２シンボル
を処理する際、制御ライン３０は、第２の垂直符号語に
対して、１６個垂直誤りシンドロームをＳＲＡＭ１５か
ら取り出し、上記の手順が繰り返される。このプロセス
は、水平符号語のそれぞれに対して続行し、水平パスの
終わりには、垂直符号語を訂正するための誤りシンドロ
ームが、ＳＲＡＭ１５内に記憶される。
【００６６】水平パスの間に水平符号語が訂正される場
合、ＳＲＡＭ１５内に記憶されている対応する垂直誤り
シンドロームは、訂正されたシンボルを考慮するために
更新されなければならない。図２のシンドローム生成器
１７および誤り訂正器１８は、好ましくは、隣接する符
号語上で動作する。換言すると、シンドローム生成器１
７が、現在の水平符号語に対して誤りシンドロームを生
成している間、誤り訂正器１８は、前の水平符号語に対
してシンボルを訂正する。さらに、誤り訂正は、水平誤
りシンドロームの生成を追跡し、訂正値で垂直誤りシン
ドロームの調整を単純にする。
合、ＳＲＡＭ１５内に記憶されている対応する垂直誤り
シンドロームは、訂正されたシンボルを考慮するために
更新されなければならない。図２のシンドローム生成器
１７および誤り訂正器１８は、好ましくは、隣接する符
号語上で動作する。換言すると、シンドローム生成器１
７が、現在の水平符号語に対して誤りシンドロームを生
成している間、誤り訂正器１８は、前の水平符号語に対
してシンボルを訂正する。さらに、誤り訂正は、水平誤
りシンドロームの生成を追跡し、訂正値で垂直誤りシン
ドロームの調整を単純にする。
【００６７】例えば、シンドローム生成器１７が、誤り
訂正器１８が、第１の水平符号語を訂正する間、図３Ａ
の第２水平符号語に対して誤りシンドロームを生成する
ことについて考慮する。シンドローム生成器１７が、第
２符号語の第３シンボル３６を通過し、第１符号語の第
３シンボル３７に誤りがあると仮定する。誤り訂正器１
８は、データバッファ１に記憶されている第１水平符号
語の第３シンボル３７を訂正するために用いられる訂正
値を生成し、訂正値は、図５の垂直シンドローム生成回
路２９0から２９15にライン２１を介して与えられる。
制御ライン３０は、レジスタ３１0から３１15にラッチ
される、第３垂直符号語に対する垂直誤りシンドローム
をＳＲＡＭ１５から取り出す。次に、レジスタ３１0か
ら３１15の出力は、加算器３５0から３５15に対する入
力として、乗算器３４0から３４15を通して選択され
る。ライン２１を介して与えられる訂正値は、乗算器３
２0から３２15の出力として選択され、対応のαiフィー
ドバック係数３３0から３３15によって乗算され、加算
器３５0から３５15において垂直誤りシンドロームに加
算される。訂正値を対応するαiフィードバック係数３
３0から３３15によって乗算することは、現在の垂直Ｅ
ＣＣシンドローム値と、訂正されているシンボルとの間
のオフセット（即ち、垂直符号語における１つのシンボ
ルのオフセット）を考慮するのに必要である。
訂正器１８が、第１の水平符号語を訂正する間、図３Ａ
の第２水平符号語に対して誤りシンドロームを生成する
ことについて考慮する。シンドローム生成器１７が、第
２符号語の第３シンボル３６を通過し、第１符号語の第
３シンボル３７に誤りがあると仮定する。誤り訂正器１
８は、データバッファ１に記憶されている第１水平符号
語の第３シンボル３７を訂正するために用いられる訂正
値を生成し、訂正値は、図５の垂直シンドローム生成回
路２９0から２９15にライン２１を介して与えられる。
制御ライン３０は、レジスタ３１0から３１15にラッチ
される、第３垂直符号語に対する垂直誤りシンドローム
をＳＲＡＭ１５から取り出す。次に、レジスタ３１0か
ら３１15の出力は、加算器３５0から３５15に対する入
力として、乗算器３４0から３４15を通して選択され
る。ライン２１を介して与えられる訂正値は、乗算器３
２0から３２15の出力として選択され、対応のαiフィー
ドバック係数３３0から３３15によって乗算され、加算
器３５0から３５15において垂直誤りシンドロームに加
算される。訂正値を対応するαiフィードバック係数３
３0から３３15によって乗算することは、現在の垂直Ｅ
ＣＣシンドローム値と、訂正されているシンボルとの間
のオフセット（即ち、垂直符号語における１つのシンボ
ルのオフセット）を考慮するのに必要である。
【００６８】水平パスの終わりには、垂直符号語に対す
る誤りシンドロームは、完全に生成され、即座に処理に
利用できる。従って、垂直パスを実行するためには、垂
直誤りシンドロームは、ＳＲＡＭ１５から単に取り出さ
れ、垂直符号語を訂正するために誤り訂正器１８によっ
て使用される。垂直パスの後、積符号のＣＲＣシンボル
が、誤りがまだ残っていることを示す場合、上記のプロ
セスが繰り返される（即ち、水平および垂直誤りシンド
ロームが、次の水平パスにおいて再生成される）。
る誤りシンドロームは、完全に生成され、即座に処理に
利用できる。従って、垂直パスを実行するためには、垂
直誤りシンドロームは、ＳＲＡＭ１５から単に取り出さ
れ、垂直符号語を訂正するために誤り訂正器１８によっ
て使用される。垂直パスの後、積符号のＣＲＣシンボル
が、誤りがまだ残っていることを示す場合、上記のプロ
セスが繰り返される（即ち、水平および垂直誤りシンド
ロームが、次の水平パスにおいて再生成される）。
【００６９】本発明の他の実施態様において、水平およ
び垂直シンドロームは両方ともＳＲＡＭ１５内に記憶さ
れる。なぜなら、これらは、第１水平パスにおいて同時
に生成されるからである。このように、上記の実施態様
のように、次の水平パスの間に水平シンドロームを再生
成する必要はない。シンドロームは、水平および垂直パ
スの間に単に取り出され、符号語を訂正するために使用
される。本実施態様は、積符号を訂正するために多数の
パスが必要である場合（例えば、記録密度を増加させる
ことによって、ＥＣＣ冗長シンボルが減少する場合、ま
たはＳＮＲが減少する場合）に特に有利である。
び垂直シンドロームは両方ともＳＲＡＭ１５内に記憶さ
れる。なぜなら、これらは、第１水平パスにおいて同時
に生成されるからである。このように、上記の実施態様
のように、次の水平パスの間に水平シンドロームを再生
成する必要はない。シンドロームは、水平および垂直パ
スの間に単に取り出され、符号語を訂正するために使用
される。本実施態様は、積符号を訂正するために多数の
パスが必要である場合（例えば、記録密度を増加させる
ことによって、ＥＣＣ冗長シンボルが減少する場合、ま
たはＳＮＲが減少する場合）に特に有利である。
【００７０】図６Ａおよび図６Ｂは、それぞれ、本実施
態様による訂正値を用いて垂直および水平シンドローム
を更新するための回路を示す。これらの回路は、オフセ
ットを考慮する必要がないので、誤り訂正値２１を、α
iで乗算する必要がないこと以外は、図５の回路と実質
的に同様に動作する。好ましい実施態様において、第１
水平パスにおいて水平および垂直誤りシンドロームを最
初に生成するための図４および図５の回路は、次のパス
において誤りシンドロームを更新するための図６Ａおよ
び図６Ｂの回路と共用される。制御ライン３０を介した
アドレッシングは、どの誤りシンドロームのセット（水
平または垂直）が、適切な時点でＳＲＡＭ１５から取り
出されるかを決定する。
態様による訂正値を用いて垂直および水平シンドローム
を更新するための回路を示す。これらの回路は、オフセ
ットを考慮する必要がないので、誤り訂正値２１を、α
iで乗算する必要がないこと以外は、図５の回路と実質
的に同様に動作する。好ましい実施態様において、第１
水平パスにおいて水平および垂直誤りシンドロームを最
初に生成するための図４および図５の回路は、次のパス
において誤りシンドロームを更新するための図６Ａおよ
び図６Ｂの回路と共用される。制御ライン３０を介した
アドレッシングは、どの誤りシンドロームのセット（水
平または垂直）が、適切な時点でＳＲＡＭ１５から取り
出されるかを決定する。
【００７１】図７Ａは、本発明の動作を説明するフロー
図であり、図示しないコントローラによって実行され
る。第１の水平パス３７の間に、水平および垂直ＥＣＣ
シンドロームおよびデータＣＲＣシンドロームが同時に
生成され、ＳＲＡＭ１５内に記憶される。また、第１の
水平パス３７の間に、水平符号化語が訂正され、訂正値
を用いて、垂直シンドロームおよびＳＲＡＭ１５内に記
憶された誤りＣＲＣシンドロームが更新される。第１の
および次の水平パスの後、ステップ３８で、積符号への
訂正の有効性および完全性が最終ＣＲＣシンドロームを
用いて確認される。水平パス後も誤りが残る場合は、ス
テップ４０で垂直パスが実行され、垂直符号語が訂正さ
れる。ここでは、訂正値を用いて、シンドロームバッフ
ァ内に記憶された水平シンドロームが更新される。垂直
パスの後、ステップ４２で、訂正の有効性および完全性
が最終ＣＲＣシンドロームを用いて確認される。垂直パ
ス後も誤りが残る場合は、ステップ４４で別の水平パス
が実行され、水平符号語が訂正される。実際の適用に依
存して、訂正はＳＲＡＭ１５内に記憶された水平シンド
ロームを用いて行われる（すなわち、水平シンドローム
はＳＲＡＭ１５内で既に利用可能な場合は再生成されな
い）。水平および垂直パス、ならびにＣＲＣ検査は、積
符号が訂正されるかまたは訂正不能と決定されるまで繰
り返される。
図であり、図示しないコントローラによって実行され
る。第１の水平パス３７の間に、水平および垂直ＥＣＣ
シンドロームおよびデータＣＲＣシンドロームが同時に
生成され、ＳＲＡＭ１５内に記憶される。また、第１の
水平パス３７の間に、水平符号化語が訂正され、訂正値
を用いて、垂直シンドロームおよびＳＲＡＭ１５内に記
憶された誤りＣＲＣシンドロームが更新される。第１の
および次の水平パスの後、ステップ３８で、積符号への
訂正の有効性および完全性が最終ＣＲＣシンドロームを
用いて確認される。水平パス後も誤りが残る場合は、ス
テップ４０で垂直パスが実行され、垂直符号語が訂正さ
れる。ここでは、訂正値を用いて、シンドロームバッフ
ァ内に記憶された水平シンドロームが更新される。垂直
パスの後、ステップ４２で、訂正の有効性および完全性
が最終ＣＲＣシンドロームを用いて確認される。垂直パ
ス後も誤りが残る場合は、ステップ４４で別の水平パス
が実行され、水平符号語が訂正される。実際の適用に依
存して、訂正はＳＲＡＭ１５内に記憶された水平シンド
ロームを用いて行われる（すなわち、水平シンドローム
はＳＲＡＭ１５内で既に利用可能な場合は再生成されな
い）。水平および垂直パス、ならびにＣＲＣ検査は、積
符号が訂正されるかまたは訂正不能と決定されるまで繰
り返される。
【００７２】第１の水平パスの間に水平および垂直シン
ドロームならびにデータＣＲＣシンドロームを同時に生
成するフロー図を図７Ｂに示し、また、第１のパスの間
に水平符号語を訂正し、訂正値を用いて垂直シンドロー
ムおよび誤りＣＲＣシンドロームを更新するフロー図を
図７Ｃに示す（図７Ｂおよび図７Ｃのフロー図は平行し
て実行される）。図７Ｂを参照して、ステップ４６で、
ＣＯＬおよびＲＯＷ変数がゼロに初期化される。ＳＲＡ
Ｍ１５がクリアされ、ブロック訂正不能誤りフラグ（Ｂ
ＬＫ＿ＵＮＣ）がクリアされ、そしてＦＩＲＳＴ＿ＰＡ
ＳＳフラグが設定されて、これが第１の水平パスである
ことを示す。次に、ステップ４８で、ＲＯＷの水平符号
語に対してシンボルが読み出され、これを用いて、上述
のように、図４の回路を用いて水平ＥＣＣシンドローム
が、および図５の回路を用いて垂直ＥＣＣシンドローム
が更新される。ステップ５０でＦＩＲＳＴ＿ＰＡＳＳフ
ラグが設定されている場合は、このデータシンボルはま
た、図７Ｆのフロー図を実行することによってステップ
５２でデータＣＲＣシンドロームを更新するためにも用
いられる。次にステップ５４でＣＯＬ変数がインクリメ
ントされ、現在の水平符号語のための次のシンボルを用
いて、第１の水平パスの間に水平および垂直ＥＣＣシン
ドロームならびにデータＣＲＣシンドロームが更新され
る。
ドロームならびにデータＣＲＣシンドロームを同時に生
成するフロー図を図７Ｂに示し、また、第１のパスの間
に水平符号語を訂正し、訂正値を用いて垂直シンドロー
ムおよび誤りＣＲＣシンドロームを更新するフロー図を
図７Ｃに示す（図７Ｂおよび図７Ｃのフロー図は平行し
て実行される）。図７Ｂを参照して、ステップ４６で、
ＣＯＬおよびＲＯＷ変数がゼロに初期化される。ＳＲＡ
Ｍ１５がクリアされ、ブロック訂正不能誤りフラグ（Ｂ
ＬＫ＿ＵＮＣ）がクリアされ、そしてＦＩＲＳＴ＿ＰＡ
ＳＳフラグが設定されて、これが第１の水平パスである
ことを示す。次に、ステップ４８で、ＲＯＷの水平符号
語に対してシンボルが読み出され、これを用いて、上述
のように、図４の回路を用いて水平ＥＣＣシンドローム
が、および図５の回路を用いて垂直ＥＣＣシンドローム
が更新される。ステップ５０でＦＩＲＳＴ＿ＰＡＳＳフ
ラグが設定されている場合は、このデータシンボルはま
た、図７Ｆのフロー図を実行することによってステップ
５２でデータＣＲＣシンドロームを更新するためにも用
いられる。次にステップ５４でＣＯＬ変数がインクリメ
ントされ、現在の水平符号語のための次のシンボルを用
いて、第１の水平パスの間に水平および垂直ＥＣＣシン
ドロームならびにデータＣＲＣシンドロームが更新され
る。
【００７３】ステップ５６でＣＯＬ変数が１８２に等し
いときは、現在の水平符号語のための最終シンボルが読
み出されたことを意味する。ステップ５８でループを実
行して、誤り訂正手順（図７Ｃのフロー図）が前の水平
符号語の処理を終了させるのを待つ。前の符号語の訂正
が終了すると、図７Ｃのステップ８８で、訂正フラグが
非使用中にリセットされる。図７Ｂのステップ６０で訂
正フラグは使用中に設定され、Ｃ＿ＲＯＷ変数は現在の
ＲＯＷに設定され、ＲＯＷ変数はインクリメントされ、
ＣＯＬ変数はゼロにリセットされる。この時点で、図７
Ｃの訂正手順が実行され、現在の水平符号語（すなわち
Ｃ＿ＲＯＷの符号語）が訂正され、同時に、次の水平符
号語（すなわちＲＯＷの符号語）のためにＥＣＣシンド
ロームが生成される。
いときは、現在の水平符号語のための最終シンボルが読
み出されたことを意味する。ステップ５８でループを実
行して、誤り訂正手順（図７Ｃのフロー図）が前の水平
符号語の処理を終了させるのを待つ。前の符号語の訂正
が終了すると、図７Ｃのステップ８８で、訂正フラグが
非使用中にリセットされる。図７Ｂのステップ６０で訂
正フラグは使用中に設定され、Ｃ＿ＲＯＷ変数は現在の
ＲＯＷに設定され、ＲＯＷ変数はインクリメントされ、
ＣＯＬ変数はゼロにリセットされる。この時点で、図７
Ｃの訂正手順が実行され、現在の水平符号語（すなわち
Ｃ＿ＲＯＷの符号語）が訂正され、同時に、次の水平符
号語（すなわちＲＯＷの符号語）のためにＥＣＣシンド
ロームが生成される。
【００７４】図７Ｃを参照して、ステップ６４でループ
を実行して、図７Ｂのシンドローム生成手順が、現在の
水平符号語の処理を終了して訂正フラグを使用中に設定
するのを待つ。ステップ６６で、訂正の間に現在のコラ
ムを追跡するＣ＿ＣＯＬ変数がゼロにリセットされ（す
なわち、訂正中の水平符号語の最初のシンボルにリセッ
トされ）、符号語訂正不能フラグ（ＣＷ＿ＵＮＣ）がク
リアされる。ステップ６８で、訂正中の水平符号語のた
めのＥＣＣシンドロームがＳＲＡＭ１５から取り出さ
れ、誤りロケータ多項式が生成され、ルートが有効シン
ボル位置に対応するかどうかが決定される。ステップ６
９で、ＥＣＣシンドロームが、誤りがないことを示すゼ
ロである場合は、ステップ７１で誤りＣＲＣシンドロー
ムが更新される。ステップ７０で、シンドロームが、誤
りが多すぎるか、または誤りロケータ多項式のルートが
無効シンボルを指す場合は、ステップ７３で、ＣＷ＿Ｕ
ＮＣおよびＢＬＫ＿ＵＮＣフラグが設定され、符号語お
よびブロック全体（積符号）が訂正不能誤りを含むこと
を示し、ステップ７１で誤りＣＲＣシンドロームが更新
される。ステップ７０で符号語が訂正可能である場合
は、ステップ７２で、Ｃ＿ＲＯＷの水平符号語のための
ＥＣＣシンドロームがクリアされる（ゼロにセットされ
る）。次にループを実行して、Ｃ＿ＲＯＷの水平符号語
が訂正される。ステップ７４で、Ｃ＿ＣＯＬのシンボル
が誤りである場合は、分岐を実行して、データバッファ
内に記憶されたシンボルが訂正され、訂正値を用いて垂
直シンドロームが更新される。この訂正は、ステップ７
６でＣ＿ＣＯＬがＣＯＬより小さくなるまで遅延され
る。すなわち、図７Ｃの誤り訂正手順は、図７Ｂのシン
ドローム生成手順が現在の訂正コラムＣ＿ＣＯＬをパス
するまで待つ。これは、図５の回路が正しく作動するた
めには必要である。何故なら、この回路は、訂正値２１
にαi３３iを乗算して、１つのシンボルのオフセットを
計算するものであるからである。図７Ｃのステップ７８
で、データバッファ内に記憶された水平符号語シンボル
が訂正値を用いて訂正され、ステップ８０で、訂正値を
用いて、図５に関連して上述したようにＣ＿ＣＯＬの垂
直符号語のための垂直シンドロームが更新される。ステ
ップ８１で、誤りＣＲＣシンドロームが訂正値により更
新され（訂正値がゼロの場合でも）、ステップ８２で、
変数Ｃ＿ＣＯＬが水平符号語の次のシンボルにインクリ
メントされ、訂正ループが再実行される。
を実行して、図７Ｂのシンドローム生成手順が、現在の
水平符号語の処理を終了して訂正フラグを使用中に設定
するのを待つ。ステップ６６で、訂正の間に現在のコラ
ムを追跡するＣ＿ＣＯＬ変数がゼロにリセットされ（す
なわち、訂正中の水平符号語の最初のシンボルにリセッ
トされ）、符号語訂正不能フラグ（ＣＷ＿ＵＮＣ）がク
リアされる。ステップ６８で、訂正中の水平符号語のた
めのＥＣＣシンドロームがＳＲＡＭ１５から取り出さ
れ、誤りロケータ多項式が生成され、ルートが有効シン
ボル位置に対応するかどうかが決定される。ステップ６
９で、ＥＣＣシンドロームが、誤りがないことを示すゼ
ロである場合は、ステップ７１で誤りＣＲＣシンドロー
ムが更新される。ステップ７０で、シンドロームが、誤
りが多すぎるか、または誤りロケータ多項式のルートが
無効シンボルを指す場合は、ステップ７３で、ＣＷ＿Ｕ
ＮＣおよびＢＬＫ＿ＵＮＣフラグが設定され、符号語お
よびブロック全体（積符号）が訂正不能誤りを含むこと
を示し、ステップ７１で誤りＣＲＣシンドロームが更新
される。ステップ７０で符号語が訂正可能である場合
は、ステップ７２で、Ｃ＿ＲＯＷの水平符号語のための
ＥＣＣシンドロームがクリアされる（ゼロにセットされ
る）。次にループを実行して、Ｃ＿ＲＯＷの水平符号語
が訂正される。ステップ７４で、Ｃ＿ＣＯＬのシンボル
が誤りである場合は、分岐を実行して、データバッファ
内に記憶されたシンボルが訂正され、訂正値を用いて垂
直シンドロームが更新される。この訂正は、ステップ７
６でＣ＿ＣＯＬがＣＯＬより小さくなるまで遅延され
る。すなわち、図７Ｃの誤り訂正手順は、図７Ｂのシン
ドローム生成手順が現在の訂正コラムＣ＿ＣＯＬをパス
するまで待つ。これは、図５の回路が正しく作動するた
めには必要である。何故なら、この回路は、訂正値２１
にαi３３iを乗算して、１つのシンボルのオフセットを
計算するものであるからである。図７Ｃのステップ７８
で、データバッファ内に記憶された水平符号語シンボル
が訂正値を用いて訂正され、ステップ８０で、訂正値を
用いて、図５に関連して上述したようにＣ＿ＣＯＬの垂
直符号語のための垂直シンドロームが更新される。ステ
ップ８１で、誤りＣＲＣシンドロームが訂正値により更
新され（訂正値がゼロの場合でも）、ステップ８２で、
変数Ｃ＿ＣＯＬが水平符号語の次のシンボルにインクリ
メントされ、訂正ループが再実行される。
【００７５】ステップ８４でＣ＿ＣＯＬが１８２に等し
い場合は、水平符号語の最終シンボルが処理されたこと
を意味する。次の垂直パスの間に現在の水平符号語のた
めの誤りシンドロームの更新を迅速に行うために、ステ
ップ８６で、これらの誤りシンドロームが最初の符号語
シンボルに再配置される。これは次の計算によって実行
される。
い場合は、水平符号語の最終シンボルが処理されたこと
を意味する。次の垂直パスの間に現在の水平符号語のた
めの誤りシンドロームの更新を迅速に行うために、ステ
ップ８６で、これらの誤りシンドロームが最初の符号語
シンボルに再配置される。これは次の計算によって実行
される。
【００７６】
【数１０】 上記の動作を行う回路について以下により詳細に述べ
る。
る。
【００７７】図７Ｃのステップ８８で、訂正使用中フラ
グがクリアされ、ステップ６４で、訂正手順は図７Ｂの
シンドローム生成手順が次の水平符号語のための誤りシ
ンドロームの生成を終了するのを待つ。シンドローム生
成手順および誤り訂正手順は、最終水平符号語が処理さ
れる（すなわち、図７Ｂのステップ６２でＲＯＷが２０
８に等しくなる）まで平行して実行される。このとき、
ステップ６３でＦＩＲＳＴ＿ＰＡＳＳフラグがクリアさ
れ、制御は図７Ａに戻る。図７Ａのステップ３８で、第
１の水平パス後も誤りが残っている場合は、ステップ４
０で垂直パスが実行される。この手順のフロー図は図７
Ｄに示す。
グがクリアされ、ステップ６４で、訂正手順は図７Ｂの
シンドローム生成手順が次の水平符号語のための誤りシ
ンドロームの生成を終了するのを待つ。シンドローム生
成手順および誤り訂正手順は、最終水平符号語が処理さ
れる（すなわち、図７Ｂのステップ６２でＲＯＷが２０
８に等しくなる）まで平行して実行される。このとき、
ステップ６３でＦＩＲＳＴ＿ＰＡＳＳフラグがクリアさ
れ、制御は図７Ａに戻る。図７Ａのステップ３８で、第
１の水平パス後も誤りが残っている場合は、ステップ４
０で垂直パスが実行される。この手順のフロー図は図７
Ｄに示す。
【００７８】ステップ９０で、訂正変数Ｃ＿ＣＯＬおよ
びＣ＿ＲＯＷはゼロにリセットされ（すなわち、第１の
垂直符号語の最初のシンボルにリセットされ）、符号語
訂正不能フラグ（ＣＷ＿ＵＮＣ）はクリアされる。次に
ステップ９２で、訂正中の垂直符号語のためのシンドロ
ームがＳＲＡＭ１５から取り出され、誤りロケータ多項
式を生成し、ルートが有効シンボル位置に対応するかど
うかを決定する。ステップ９３で、ＥＣＣシンドローム
がゼロで誤りがないことを示す場合は、ステップ９５で
誤りＣＲＣシンドロームが更新される。ステップ９４
で、シンドロームが、誤りが多すぎるか、または誤りロ
ケータ多項式のルートが無効シンボルを指す場合は、ス
テップ９７で、ＣＷ＿ＵＮＣおよびＢＬＫ＿ＵＮＣフラ
グが設定され、ステップ９５で誤りＣＲＣシンドローム
が更新される。ステップ９４で、符号語が訂正可能であ
る場合は、ステップ９６で、垂直符号語のためのＥＣＣ
シンドロームがクリアされる（ゼロに設定される）。次
にループを実行して、Ｃ＿ＣＯＬの垂直符号語が訂正さ
れる。ステップ９８で、Ｃ＿ＲＯＷのシンボルが誤りで
ある場合は、分岐を実行して、ステップ１００でデータ
バッファ内に記憶されたシンボルが訂正され、ステップ
１０２で訂正値を用いて水平シンドロームが更新され
る。図６Ａの回路を用いて、図５を参照して上述したの
と類似の方法で水平シンドロームが更新される。Ｃ＿Ｒ
ＯＷの水平ＥＣＣシンドロームがＳＲＡＭ１５から取り
出され、αi３３iで乗算され、訂正値３５iに加算さ
れ、ＳＲＡＭ１５内に戻される。図７Ｄのフローチャー
トには示していないが、訂正が行われない場合も（すな
わち訂正値がゼロの場合も）符号語の各シンボルに対し
て水平シンドロームが更新される。これにより、図６Ａ
のシンドローム更新回路が簡略化される。すなわち、Ｅ
ＣＣシンドロームを次の符号語シンボルに位置付けるの
に、αi乗算器３３iしか必要としない。
びＣ＿ＲＯＷはゼロにリセットされ（すなわち、第１の
垂直符号語の最初のシンボルにリセットされ）、符号語
訂正不能フラグ（ＣＷ＿ＵＮＣ）はクリアされる。次に
ステップ９２で、訂正中の垂直符号語のためのシンドロ
ームがＳＲＡＭ１５から取り出され、誤りロケータ多項
式を生成し、ルートが有効シンボル位置に対応するかど
うかを決定する。ステップ９３で、ＥＣＣシンドローム
がゼロで誤りがないことを示す場合は、ステップ９５で
誤りＣＲＣシンドロームが更新される。ステップ９４
で、シンドロームが、誤りが多すぎるか、または誤りロ
ケータ多項式のルートが無効シンボルを指す場合は、ス
テップ９７で、ＣＷ＿ＵＮＣおよびＢＬＫ＿ＵＮＣフラ
グが設定され、ステップ９５で誤りＣＲＣシンドローム
が更新される。ステップ９４で、符号語が訂正可能であ
る場合は、ステップ９６で、垂直符号語のためのＥＣＣ
シンドロームがクリアされる（ゼロに設定される）。次
にループを実行して、Ｃ＿ＣＯＬの垂直符号語が訂正さ
れる。ステップ９８で、Ｃ＿ＲＯＷのシンボルが誤りで
ある場合は、分岐を実行して、ステップ１００でデータ
バッファ内に記憶されたシンボルが訂正され、ステップ
１０２で訂正値を用いて水平シンドロームが更新され
る。図６Ａの回路を用いて、図５を参照して上述したの
と類似の方法で水平シンドロームが更新される。Ｃ＿Ｒ
ＯＷの水平ＥＣＣシンドロームがＳＲＡＭ１５から取り
出され、αi３３iで乗算され、訂正値３５iに加算さ
れ、ＳＲＡＭ１５内に戻される。図７Ｄのフローチャー
トには示していないが、訂正が行われない場合も（すな
わち訂正値がゼロの場合も）符号語の各シンボルに対し
て水平シンドロームが更新される。これにより、図６Ａ
のシンドローム更新回路が簡略化される。すなわち、Ｅ
ＣＣシンドロームを次の符号語シンボルに位置付けるの
に、αi乗算器３３iしか必要としない。
【００７９】図７Ｄのステップ１０４で、誤りＣＲＣシ
ンドロームが訂正値に更新され（訂正値がゼロの場合
も）、ステップ１０５で、Ｃ＿ＲＯＷ変数が現在の垂直
符号語の次のシンボルにインクリメントされる。ステッ
プ１０６で、Ｃ＿ＲＯＷが２０８に等しくなる、つまり
現在の垂直符号語の最終シンボルが処理されるまで、訂
正ルームが繰り返される。最終シンボルが処理されると
（または、ステップ９４で符号語が訂正不能である場
合）、ステップ１０７で、Ｃ＿ＣＯＬの垂直符号語のた
めの誤りシンドロームが符号語の最初のシンボルに再配
置される。これは次の計算によって実行される。
ンドロームが訂正値に更新され（訂正値がゼロの場合
も）、ステップ１０５で、Ｃ＿ＲＯＷ変数が現在の垂直
符号語の次のシンボルにインクリメントされる。ステッ
プ１０６で、Ｃ＿ＲＯＷが２０８に等しくなる、つまり
現在の垂直符号語の最終シンボルが処理されるまで、訂
正ルームが繰り返される。最終シンボルが処理されると
（または、ステップ９４で符号語が訂正不能である場
合）、ステップ１０７で、Ｃ＿ＣＯＬの垂直符号語のた
めの誤りシンドロームが符号語の最初のシンボルに再配
置される。これは次の計算によって実行される。
【００８０】
【数１１】 上記の動作を行う回路について以下により詳細に述べ
る。
る。
【００８１】ステップ１０８で、Ｃ＿ＣＯＬ変数が次の
垂直符号語にインクリメントされ、Ｃ＿ＲＯＷ変数がゼ
ロにリセットされて、次の垂直符号語の最初のシンボル
を指す。ステップ１１０でＣ＿ＣＯＬが１８２に等しく
なり、垂直符号語のすべてが処理されたことを示すま
で、図７Ｄの訂正手順が繰り返される。
垂直符号語にインクリメントされ、Ｃ＿ＲＯＷ変数がゼ
ロにリセットされて、次の垂直符号語の最初のシンボル
を指す。ステップ１１０でＣ＿ＣＯＬが１８２に等しく
なり、垂直符号語のすべてが処理されたことを示すま
で、図７Ｄの訂正手順が繰り返される。
【００８２】垂直パスの最後に、ステップ４２で積符号
に誤りが残っている場合は、ステップ４４で水平訂正パ
スが実行される。水平シンドロームがＳＲＡＭ１５内に
記憶されていない場合、ステップ４４で図７Ｂのフロー
図が実行され、水平ＥＣＣシンドロームが再生成される
（ＦＩＲＳＴ＿ＰＡＳＳを偽として）。しかし、ＳＲＡ
Ｍ１５内に水平ＥＣＣシンドロームが記憶されている場
合は、図７Ｅのフロー図が実行され、単に訂正システム
の待ち時間を低減させるＥＣＣシンドロームが取り出さ
れ処理される。
に誤りが残っている場合は、ステップ４４で水平訂正パ
スが実行される。水平シンドロームがＳＲＡＭ１５内に
記憶されていない場合、ステップ４４で図７Ｂのフロー
図が実行され、水平ＥＣＣシンドロームが再生成される
（ＦＩＲＳＴ＿ＰＡＳＳを偽として）。しかし、ＳＲＡ
Ｍ１５内に水平ＥＣＣシンドロームが記憶されている場
合は、図７Ｅのフロー図が実行され、単に訂正システム
の待ち時間を低減させるＥＣＣシンドロームが取り出さ
れ処理される。
【００８３】図７Ｅのステップ１１２で、訂正変数Ｃ＿
ＣＯＬおよびＣ＿ＲＯＷがゼロにリセットされ（すなわ
ち、第１の水平符号語の最初のシンボルにリセットさ
れ）、符号語訂正不能フラグ（ＣＷ＿ＵＮＣ）がクリア
される。次にステップ１１４で、訂正中の水平符号語の
ためのシンドロームがＳＲＡＭ１５から取り出され、誤
りロケータ多項式を生成し、ルートが有効シンボル位置
に対応するかどうかを決定する。ステップ１１５で、Ｅ
ＣＣシンドロームがゼロで誤りがないことを示す場合
は、ステップ１１７で誤りＣＲＣシンドロームが更新さ
れる。ステップ１１６で、シンドロームが、誤りが多す
ぎるか、または誤りロケータ多項式のルートが無効シン
ボルを指す場合は、ステップ１１９でＣＷ＿ＵＮＣおよ
びＢＬＫ＿ＵＮＣフラグが設定され、符号語およびブロ
ック全体（積符号）が訂正不能誤りを含むことを示し、
ステップ１１７で、誤りＣＲＣシンドロームが更新され
る。ステップ１１６で、符号語が訂正可能である場合
は、ステップ１１８で、Ｃ＿ＲＯＷの水平符号語のため
のＥＣＣシンドロームがクリアされる（ゼロに設定され
る）。次にループを実行して、Ｃ＿ＲＯＷの水平符号語
が訂正される。
ＣＯＬおよびＣ＿ＲＯＷがゼロにリセットされ（すなわ
ち、第１の水平符号語の最初のシンボルにリセットさ
れ）、符号語訂正不能フラグ（ＣＷ＿ＵＮＣ）がクリア
される。次にステップ１１４で、訂正中の水平符号語の
ためのシンドロームがＳＲＡＭ１５から取り出され、誤
りロケータ多項式を生成し、ルートが有効シンボル位置
に対応するかどうかを決定する。ステップ１１５で、Ｅ
ＣＣシンドロームがゼロで誤りがないことを示す場合
は、ステップ１１７で誤りＣＲＣシンドロームが更新さ
れる。ステップ１１６で、シンドロームが、誤りが多す
ぎるか、または誤りロケータ多項式のルートが無効シン
ボルを指す場合は、ステップ１１９でＣＷ＿ＵＮＣおよ
びＢＬＫ＿ＵＮＣフラグが設定され、符号語およびブロ
ック全体（積符号）が訂正不能誤りを含むことを示し、
ステップ１１７で、誤りＣＲＣシンドロームが更新され
る。ステップ１１６で、符号語が訂正可能である場合
は、ステップ１１８で、Ｃ＿ＲＯＷの水平符号語のため
のＥＣＣシンドロームがクリアされる（ゼロに設定され
る）。次にループを実行して、Ｃ＿ＲＯＷの水平符号語
が訂正される。
【００８４】ステップ１２０で、Ｃ＿ＣＯＬのシンボル
が誤りである場合は、分岐を実行して、ステップ１２２
でデータバッファ内に記憶されたシンボルが訂正され、
ステップ１２４で訂正値を用いて垂直シンドロームが更
新される。垂直パスの間に水平ＥＣＣシンドロームを更
新するのに図６Ａを参照して上述したのと同様の方法
で、図６Ｂの回路を用いて垂直ＥＣＣシンドロームが更
新される。Ｃ＿ＣＯＬの垂直ＥＣＣシンドロームがＳＲ
ＡＭ１５から取り出され、αi３３iで乗算され、訂正値
３５iに加算され、ＳＲＡＭ１５内に戻される。図７Ｅ
のフローチャートには示していないが、訂正が行われな
い場合も（すなわち訂正値がゼロの場合も）符号語の各
シンボルに対して、垂直ＥＣＣシンドロームが更新され
る。これにより図６Ｂのシンドローム更新回路が簡略化
される。すなわち、ＥＣＣシンドロームを次の符号語シ
ンボルに位置付けるのに、αi乗算器３３iしか必要とし
ない。
が誤りである場合は、分岐を実行して、ステップ１２２
でデータバッファ内に記憶されたシンボルが訂正され、
ステップ１２４で訂正値を用いて垂直シンドロームが更
新される。垂直パスの間に水平ＥＣＣシンドロームを更
新するのに図６Ａを参照して上述したのと同様の方法
で、図６Ｂの回路を用いて垂直ＥＣＣシンドロームが更
新される。Ｃ＿ＣＯＬの垂直ＥＣＣシンドロームがＳＲ
ＡＭ１５から取り出され、αi３３iで乗算され、訂正値
３５iに加算され、ＳＲＡＭ１５内に戻される。図７Ｅ
のフローチャートには示していないが、訂正が行われな
い場合も（すなわち訂正値がゼロの場合も）符号語の各
シンボルに対して、垂直ＥＣＣシンドロームが更新され
る。これにより図６Ｂのシンドローム更新回路が簡略化
される。すなわち、ＥＣＣシンドロームを次の符号語シ
ンボルに位置付けるのに、αi乗算器３３iしか必要とし
ない。
【００８５】図７Ｅのステップ１２６で、誤りＣＲＣが
訂正値を用いて更新され（訂正値がゼロの場合も）、ス
テップ１２７で、Ｃ＿ＣＯＬ変数が現在の水平符号語の
次のシンボルにインクリメントされる。ステップ１２８
で、Ｃ＿ＣＯＬが１８２に等しい場合は、現在の水平符
号語の最終シンボルが処理されたことを意味する。最終
シンボルが処理されると（または、ステップ１１６で符
号語が訂正不能である場合）、ステップ１３０で、Ｃ＿
ＲＯＷの水平符号語のための誤りシンドロームが符号語
の最初のシンボルに再配置される。これは次の計算によ
って実行される。
訂正値を用いて更新され（訂正値がゼロの場合も）、ス
テップ１２７で、Ｃ＿ＣＯＬ変数が現在の水平符号語の
次のシンボルにインクリメントされる。ステップ１２８
で、Ｃ＿ＣＯＬが１８２に等しい場合は、現在の水平符
号語の最終シンボルが処理されたことを意味する。最終
シンボルが処理されると（または、ステップ１１６で符
号語が訂正不能である場合）、ステップ１３０で、Ｃ＿
ＲＯＷの水平符号語のための誤りシンドロームが符号語
の最初のシンボルに再配置される。これは次の計算によ
って実行される。
【００８６】
【数１２】 ステップ１３２で、Ｃ＿ＲＯＷ変数が次の水平符号語に
インクリメントされ、Ｃ＿ＣＯＬ変数がゼロにリセット
されて、次の水平符号語の最初のシンボルを指す。ステ
ップ１３４でＣ＿ＲＯＷが２０８に等しくなり、水平符
号語のすべてが処理されたことを示すまで、図７Ｅの訂
正手順が繰り返される。
インクリメントされ、Ｃ＿ＣＯＬ変数がゼロにリセット
されて、次の水平符号語の最初のシンボルを指す。ステ
ップ１３４でＣ＿ＲＯＷが２０８に等しくなり、水平符
号語のすべてが処理されたことを示すまで、図７Ｅの訂
正手順が繰り返される。
【００８７】再び図７Ａを参照すると、ステップ４４で
水平パスが完了した後、誤りが残っている場合は、ステ
ップ４０で別の垂直パスが実行される。積符号が訂正さ
れるかまたは訂正不能であると決定されるまで、繰り返
し水平および垂直パスが続けられる。各データセクタの
ためのデータＣＲＣシンドロームおよび誤りＣＲＣシン
ドロームを生成するフロー図を図７Ｇから図７Ｉに示
し、ＣＲＣシンドロームを生成する回路を図８から図１
１に示す。これらのフロー図および回路は以下のように
動作する。
水平パスが完了した後、誤りが残っている場合は、ステ
ップ４０で別の垂直パスが実行される。積符号が訂正さ
れるかまたは訂正不能であると決定されるまで、繰り返
し水平および垂直パスが続けられる。各データセクタの
ためのデータＣＲＣシンドロームおよび誤りＣＲＣシン
ドロームを生成するフロー図を図７Ｇから図７Ｉに示
し、ＣＲＣシンドロームを生成する回路を図８から図１
１に示す。これらのフロー図および回路は以下のように
動作する。
【００８８】[ＣＲＣシンドロームの生成および検証]図
３Ａの各データセクタのためのＣＲＣシンドロームは２
つの部分、すなわちデータＣＲＣシンドロームおよび誤
りＣＲＣシンドロームで生成される。データＣＲＣシン
ドロームは、非訂正データに対するＣＲＣとして生成さ
れ、誤りＣＲＣシンドロームは、訂正値に対するＣＲＣ
として生成される。図３Ａの積符号のデータセクタの処
理が終了すると、データＣＲＣシンドロームと誤りＣＲ
Ｃシンドロームとが組み合わされて最終ＣＲＣシンドロ
ームが生成され、定数と比較されて、このセクタに対す
る訂正が有効且つ完全であるかどうかが決定される。上
述のように、データＣＲＣシンドロームおよび誤りＣＲ
Ｃシンドロームは、ランダム化データに対して積符号を
訂正するのと同時に生成される。すなわち、従来のよう
に訂正後およびデータの非ランダム化後に生成されるの
ではない。
３Ａの各データセクタのためのＣＲＣシンドロームは２
つの部分、すなわちデータＣＲＣシンドロームおよび誤
りＣＲＣシンドロームで生成される。データＣＲＣシン
ドロームは、非訂正データに対するＣＲＣとして生成さ
れ、誤りＣＲＣシンドロームは、訂正値に対するＣＲＣ
として生成される。図３Ａの積符号のデータセクタの処
理が終了すると、データＣＲＣシンドロームと誤りＣＲ
Ｃシンドロームとが組み合わされて最終ＣＲＣシンドロ
ームが生成され、定数と比較されて、このセクタに対す
る訂正が有効且つ完全であるかどうかが決定される。上
述のように、データＣＲＣシンドロームおよび誤りＣＲ
Ｃシンドロームは、ランダム化データに対して積符号を
訂正するのと同時に生成される。すなわち、従来のよう
に訂正後およびデータの非ランダム化後に生成されるの
ではない。
【００８９】図１の従来の誤り訂正システムでは、ＣＲ
Ｃ冗長シンボルＣＲＣREDは、データ多項式Ｄ（ｘ）を
生成器多項式Ｇ（ｘ）で割った剰余除算として生成され
る。
Ｃ冗長シンボルＣＲＣREDは、データ多項式Ｄ（ｘ）を
生成器多項式Ｇ（ｘ）で割った剰余除算として生成され
る。
【００９０】
【数１３】 ＣＲＣ冗長シンボルＣＲＣREDをデータ多項式Ｄ（ｘ）
に加算した後、疑似ランダムデータシーケンス多項式Ｒ
（ｘ）を加算することによってデータをランダム化し、
この結果、符号語多項式Ｃ（ｘ）がディスクに書き込ま
れる。
に加算した後、疑似ランダムデータシーケンス多項式Ｒ
（ｘ）を加算することによってデータをランダム化し、
この結果、符号語多項式Ｃ（ｘ）がディスクに書き込ま
れる。
【００９１】
【数１４】 読み戻されると、受け取られた符号語多項式Ｃ’（ｘ）
はＥＣＣ冗長シンボルを用いて訂正され、訂正された符
号語から疑似ランダムデータシーケンスＲ（ｘ）が減算
され、以下のＣＲＣシンドロームＳCRCが生成される。
はＥＣＣ冗長シンボルを用いて訂正され、訂正された符
号語から疑似ランダムデータシーケンスＲ（ｘ）が減算
され、以下のＣＲＣシンドロームＳCRCが生成される。
【００９２】
【数１５】 ＣＲＣシンドロームＳCRCは次にゼロと比較され、訂正
の有効性および完全性が確認される。
の有効性および完全性が確認される。
【００９３】本発明では、ＣＲＣ検査は、訂正された符
号語を非ランダム化する前に行われる。本発明の実現可
能な改変として、データをランダム化／非ランダム化す
るために用いられる疑似ランダムデータシーケンスにわ
たって、最後のＣＲＣシンドロームをＣＲＣと比較して
もよい。これは、以下の数学関係により理解される。
号語を非ランダム化する前に行われる。本発明の実現可
能な改変として、データをランダム化／非ランダム化す
るために用いられる疑似ランダムデータシーケンスにわ
たって、最後のＣＲＣシンドロームをＣＲＣと比較して
もよい。これは、以下の数学関係により理解される。
【００９４】
【数１６】 ここで、Ｄ（ｘ）はデータ多項式、ＣＲＣREDはＣＲＣ
冗長度、およびＲ（ｘ）は、データをランダム化するた
めにデータ多項式に加えられる疑似ランダムデータシー
ケンス多項式である。結果としてディスクに書き込まれ
る符号語Ｃ（ｘ）は、上述の従来技術の場合と同じであ
る。しかし、データを非ランダム化する前に（すなわ
ち、疑似ランダムデータシーケンス多項式Ｒ（ｘ）を減
算する前に）受け取られた符号語Ｃ’（ｘ）をＣＲＣ生
成器多項式で除算すれば、以下の関係が導かれる。
冗長度、およびＲ（ｘ）は、データをランダム化するた
めにデータ多項式に加えられる疑似ランダムデータシー
ケンス多項式である。結果としてディスクに書き込まれ
る符号語Ｃ（ｘ）は、上述の従来技術の場合と同じであ
る。しかし、データを非ランダム化する前に（すなわ
ち、疑似ランダムデータシーケンス多項式Ｒ（ｘ）を減
算する前に）受け取られた符号語Ｃ’（ｘ）をＣＲＣ生
成器多項式で除算すれば、以下の関係が導かれる。
【００９５】
【数１７】 ここで、Ｅ（ｘ）は誤り多項式である。上記の式は以下
のように書き換えることができる。
のように書き換えることができる。
【００９６】
【数１８】 上記の式で、（Ｄ（ｘ）・ｘn-k＋ＣＲＣRED） ｍｏｄ
Ｇ（ｘ）＝０である。従って、以下の式となる。
Ｇ（ｘ）＝０である。従って、以下の式となる。
【００９７】
【数１９】 このように、受け取られた符号語Ｃ’（ｘ）がＥＣＣ冗
長を用いて完全に訂正された場合（すなわち、Ｅ（ｘ）
＝０）、受け取られた符号語Ｃ’（ｘ）に対して生成さ
れる最後のＣＲＣシンドロームは、上記の式から分かる
ように、疑似ランダムデータシーケンスＲ（ｘ）をＣＲ
Ｃ生成器多項式Ｇ（ｘ）で除算した剰余除算に等しい。
疑似ランダムデータシーケンスＲ（ｘ）および生成器多
項式Ｇ（ｘ）は既知であるため、疑似ランダムデータシ
ーケンスＲ（ｘ）を生成器多項式Ｇ（ｘ）で割った剰余
は定数となる。すなわち、最後のＣＲＣシンドロームは
単にこの定数と比較され、ＥＣＣシンドロームを用いた
訂正が有効且つ完全であるかどうかが決定される。ＣＲ
Ｃシンドロームは、受け取られた符号語の訂正と同時に
生成されるため、ＣＲＣシンドロームは直ちに利用可能
となる。つまり、従来技術のようにＣＲＣシンドローム
を生成するために、データバッファから符号語全体を読
み出す必要はない。
長を用いて完全に訂正された場合（すなわち、Ｅ（ｘ）
＝０）、受け取られた符号語Ｃ’（ｘ）に対して生成さ
れる最後のＣＲＣシンドロームは、上記の式から分かる
ように、疑似ランダムデータシーケンスＲ（ｘ）をＣＲ
Ｃ生成器多項式Ｇ（ｘ）で除算した剰余除算に等しい。
疑似ランダムデータシーケンスＲ（ｘ）および生成器多
項式Ｇ（ｘ）は既知であるため、疑似ランダムデータシ
ーケンスＲ（ｘ）を生成器多項式Ｇ（ｘ）で割った剰余
は定数となる。すなわち、最後のＣＲＣシンドロームは
単にこの定数と比較され、ＥＣＣシンドロームを用いた
訂正が有効且つ完全であるかどうかが決定される。ＣＲ
Ｃシンドロームは、受け取られた符号語の訂正と同時に
生成されるため、ＣＲＣシンドロームは直ちに利用可能
となる。つまり、従来技術のようにＣＲＣシンドローム
を生成するために、データバッファから符号語全体を読
み出す必要はない。
【００９８】ＣＲＣシンドロームを受け取られた符号語
の訂正と同時に生成するために、本発明は、第１の水平
パスの間に非訂正データに対してデータＣＲＣシンドロ
ームを生成し、また、水平および垂直パス両方の間に訂
正値に対して誤りＣＲＣシンドロームを生成する。図３
Ａの積符号のデータセクタの処理が終了すると、データ
ＣＲＣシンドロームと誤りＣＲＣシンドロームとが組み
合わされて最終ＣＲＣシンドロームを生成し、これが定
数（Ｒ（ｘ） ｍｏｄ Ｇ（ｘ））と比較される。
の訂正と同時に生成するために、本発明は、第１の水平
パスの間に非訂正データに対してデータＣＲＣシンドロ
ームを生成し、また、水平および垂直パス両方の間に訂
正値に対して誤りＣＲＣシンドロームを生成する。図３
Ａの積符号のデータセクタの処理が終了すると、データ
ＣＲＣシンドロームと誤りＣＲＣシンドロームとが組み
合わされて最終ＣＲＣシンドロームを生成し、これが定
数（Ｒ（ｘ） ｍｏｄ Ｇ（ｘ））と比較される。
【００９９】本発明では、データＣＲＣシンドロームお
よび誤りＣＲＣシンドロームは従来の方法では（すなわ
ち、リニアフィードバックシフトレジスタ（ＬＦＳＲ）
を用いて）生成されない。何故なら、垂直パスの間にデ
ータシンボルがデータバッファから順次読み出されるの
ではないからである。そうではなく、データおよびＣＲ
Ｃシンドロームが、処理中のデータシンボルの位置に対
応するように調整される。この調整は、データＣＲＣシ
ンドロームおよび誤りＣＲＣシンドロームを以下の値で
乗算することによって実行される。
よび誤りＣＲＣシンドロームは従来の方法では（すなわ
ち、リニアフィードバックシフトレジスタ（ＬＦＳＲ）
を用いて）生成されない。何故なら、垂直パスの間にデ
ータシンボルがデータバッファから順次読み出されるの
ではないからである。そうではなく、データおよびＣＲ
Ｃシンドロームが、処理中のデータシンボルの位置に対
応するように調整される。この調整は、データＣＲＣシ
ンドロームおよび誤りＣＲＣシンドロームを以下の値で
乗算することによって実行される。
【０１００】
【数２０】 ここで、ｋは符号語にわたってシンドロームを「移動さ
せる」シンボルの数を表す。例えば、第１の水平パスの
間にデータＣＲＣシンドロームを生成するとき、データ
ＣＲＣシンドロームは、
せる」シンボルの数を表す。例えば、第１の水平パスの
間にデータＣＲＣシンドロームを生成するとき、データ
ＣＲＣシンドロームは、
【０１０１】
【数２１】 で乗算され、これにより、データＣＲＣシンドロームが
現在の水平符号語の次のシンボルに調整される。垂直パ
スの間、誤りＣＲＣシンドロームは、
現在の水平符号語の次のシンボルに調整される。垂直パ
スの間、誤りＣＲＣシンドロームは、
【０１０２】
【数２２】 で乗算され、これにより、誤りＣＲＣシンドロームが現
在の垂直符号語の次のシンボルに調整される。ＣＲＣシ
ンドロームを生成するこの方法の数学的な基礎につい
て、ＣＲＣ生成器および訂正検証器を実現する回路に関
連して以下に述べる。
在の垂直符号語の次のシンボルに調整される。ＣＲＣシ
ンドロームを生成するこの方法の数学的な基礎につい
て、ＣＲＣ生成器および訂正検証器を実現する回路に関
連して以下に述べる。
【０１０３】図３Ａに示すように、１６個のデータセク
タがあり、それぞれにＣＲＣ冗長が付けられている。従
って、第１の水平パスの間に１６個のデータＣＲＣシン
ドロームが生成され、水平および垂直パス両方の間に１
６個の誤りＣＲＣシンドロームが更新される。これらの
シンドロームは好ましくはＳＲＡＭ１５内に記憶され、
これによりＳＲＡＭ１５を用いて、ＣＤ−ＲＯＭフォー
マットのためのＣＩＲＣ誤り訂正およびＤＶＤフォーマ
ットのためのＣＲＣシンドローム生成の両方が可能にな
る。第１の水平パスの間に新しいセクタがそれぞれ処理
されるに従って、現在のデータＣＲＣシンドロームは開
始値に初期化される。データＣＲＣシンドロームを次の
セクタのための開始値に初期化する前に、前のデータセ
クタのための現在のデータＣＲＣシンドロームがＳＲＡ
Ｍ１５内に記憶される。同様に、垂直符号語の処理時に
は、誤り訂正システムが１６個のデータセクタを通って
垂直方向に進行するに従って、現在のデータセクタに対
応する適切な誤りＣＲＣシンドロームがＳＲＡＭ１５か
ら取り出される。処理中の現在のデータセクタに従って
データＣＲＣシンドロームおよび誤りＣＲＣシンドロー
ムを更新するこのプロセスは、図７Ｆから図７Ｊのフロ
ー図により理解される。
タがあり、それぞれにＣＲＣ冗長が付けられている。従
って、第１の水平パスの間に１６個のデータＣＲＣシン
ドロームが生成され、水平および垂直パス両方の間に１
６個の誤りＣＲＣシンドロームが更新される。これらの
シンドロームは好ましくはＳＲＡＭ１５内に記憶され、
これによりＳＲＡＭ１５を用いて、ＣＤ−ＲＯＭフォー
マットのためのＣＩＲＣ誤り訂正およびＤＶＤフォーマ
ットのためのＣＲＣシンドローム生成の両方が可能にな
る。第１の水平パスの間に新しいセクタがそれぞれ処理
されるに従って、現在のデータＣＲＣシンドロームは開
始値に初期化される。データＣＲＣシンドロームを次の
セクタのための開始値に初期化する前に、前のデータセ
クタのための現在のデータＣＲＣシンドロームがＳＲＡ
Ｍ１５内に記憶される。同様に、垂直符号語の処理時に
は、誤り訂正システムが１６個のデータセクタを通って
垂直方向に進行するに従って、現在のデータセクタに対
応する適切な誤りＣＲＣシンドロームがＳＲＡＭ１５か
ら取り出される。処理中の現在のデータセクタに従って
データＣＲＣシンドロームおよび誤りＣＲＣシンドロー
ムを更新するこのプロセスは、図７Ｆから図７Ｊのフロ
ー図により理解される。
【０１０４】図７Ｆは、図３Ａの積符号に対する第１の
水平パスの間にデータＣＲＣシンドロームを生成するフ
ロー図を示す。この積符号の最初の２つのデータセクタ
は図３Ｂに示されている。図７Ｆのフロー図は、図７Ｂ
のステップ５２で新しいデータシンボルがデータバッフ
ァから読み出される度に実行される。図７Ｆのステップ
１３６で、検査を行ってデータＣＲＣシンドロームを次
のデータセクタの最初のシンボルに初期化すべきかどう
かが決定される。例えば、第１の水平符号語の最初のシ
ンボルを処理するとき、ステップ１３８で、データＣＲ
Ｃシンドロームを記憶するデータレジスタＤＡＴＡ＿Ｒ
ＥＧが、図３Ｂの第１のデータセクタの最初のシンボル
１６０により初期化される。次のデータセクタに到達す
ると（すなわち、ステップ１３６でＲＯＷが１２に等し
いとき）、ステップ１３８で第１のデータセクタのため
のデータＣＲＣシンドロームがＳＲＡＭ１５内に保存さ
れ、ＤＡＴＡ＿ＲＥＧが、次の水平符号語のための最初
のデータシンボル２０４により初期化される。
水平パスの間にデータＣＲＣシンドロームを生成するフ
ロー図を示す。この積符号の最初の２つのデータセクタ
は図３Ｂに示されている。図７Ｆのフロー図は、図７Ｂ
のステップ５２で新しいデータシンボルがデータバッフ
ァから読み出される度に実行される。図７Ｆのステップ
１３６で、検査を行ってデータＣＲＣシンドロームを次
のデータセクタの最初のシンボルに初期化すべきかどう
かが決定される。例えば、第１の水平符号語の最初のシ
ンボルを処理するとき、ステップ１３８で、データＣＲ
Ｃシンドロームを記憶するデータレジスタＤＡＴＡ＿Ｒ
ＥＧが、図３Ｂの第１のデータセクタの最初のシンボル
１６０により初期化される。次のデータセクタに到達す
ると（すなわち、ステップ１３６でＲＯＷが１２に等し
いとき）、ステップ１３８で第１のデータセクタのため
のデータＣＲＣシンドロームがＳＲＡＭ１５内に保存さ
れ、ＤＡＴＡ＿ＲＥＧが、次の水平符号語のための最初
のデータシンボル２０４により初期化される。
【０１０５】図７Ｆのフロー図について続けて説明する
と、データセクタの最初のシンボルが処理されず、且つ
ステップ１４４でＣＯＬが１７２より小さい場合、ステ
ップ１４６でデータＣＲＣシンドロームは１シンボル
（１列）だけ右に調整され、現在のデータシンボルがデ
ータＣＲＣシンドロームに加えられる。ステップ１４４
で、ＣＯＬが１７１より大きい場合は、現在のデータシ
ンボルはデータＣＲＣシンドロームに加えられない。何
故なら、これはＣＲＣ符号語には含まれないＥＣＣ冗長
シンボルであるからである（ＥＣＣ冗長は、上述のよう
に書き込み動作中にＣＲＣ符号語が生成された後で加え
られる）。例えば、図３Ｂの第１の水平符号語が処理さ
れるとき、データＣＲＣシンドロームの生成は、図７Ｂ
のステップ６０でＣＯＬがゼロにリセットされて、次の
水平符号語の処理が開始されるまで、シンボル１４８で
停止状態となる。次に、ステップ１４６で、第２の水平
符号語の最初のデータシンボル１５０をデータＣＲＣシ
ンドロームに加える前に、データＣＲＣシンドロームは
先ず１シンボルだけ右に（すなわち、図３Ｂのシンボル
１５０に）調整される。
と、データセクタの最初のシンボルが処理されず、且つ
ステップ１４４でＣＯＬが１７２より小さい場合、ステ
ップ１４６でデータＣＲＣシンドロームは１シンボル
（１列）だけ右に調整され、現在のデータシンボルがデ
ータＣＲＣシンドロームに加えられる。ステップ１４４
で、ＣＯＬが１７１より大きい場合は、現在のデータシ
ンボルはデータＣＲＣシンドロームに加えられない。何
故なら、これはＣＲＣ符号語には含まれないＥＣＣ冗長
シンボルであるからである（ＥＣＣ冗長は、上述のよう
に書き込み動作中にＣＲＣ符号語が生成された後で加え
られる）。例えば、図３Ｂの第１の水平符号語が処理さ
れるとき、データＣＲＣシンドロームの生成は、図７Ｂ
のステップ６０でＣＯＬがゼロにリセットされて、次の
水平符号語の処理が開始されるまで、シンボル１４８で
停止状態となる。次に、ステップ１４６で、第２の水平
符号語の最初のデータシンボル１５０をデータＣＲＣシ
ンドロームに加える前に、データＣＲＣシンドロームは
先ず１シンボルだけ右に（すなわち、図３Ｂのシンボル
１５０に）調整される。
【０１０６】データセクタの最終水平符号語の処理が終
了すると（すなわち、ステップ１５４でＲＯＷ＋１ ｍ
ｏｄ １２が０に等しく、ステップ１５６でＣＯＬが１
８１に等しいとき）、データＣＲＣシンドロームは、対
応するデータセクタの最終シンボルに位置付けられる。
例えば、第１のデータセクタの処理が終了すると、デー
タＣＲＣシンドロームは図３Ｂのシンボル１５２に対し
て位置付けられる。上述のように、それぞれの対応する
誤りＣＲＣシンドロームもまた、ＣＲＣ検査を行う前に
データセクタの最終データシンボルに位置付けられる。
了すると（すなわち、ステップ１５４でＲＯＷ＋１ ｍ
ｏｄ １２が０に等しく、ステップ１５６でＣＯＬが１
８１に等しいとき）、データＣＲＣシンドロームは、対
応するデータセクタの最終シンボルに位置付けられる。
例えば、第１のデータセクタの処理が終了すると、デー
タＣＲＣシンドロームは図３Ｂのシンボル１５２に対し
て位置付けられる。上述のように、それぞれの対応する
誤りＣＲＣシンドロームもまた、ＣＲＣ検査を行う前に
データセクタの最終データシンボルに位置付けられる。
【０１０７】第１のデータセクタの処理が終了すると、
図７Ｆのステップ１３６で、ＲＯＷは１２に等しく、Ｒ
ＯＷ ｍｏｄ １２はゼロに等しい。従って、ステップ
１３８で、第１のデータセクタのための現在のデータＣ
ＲＣシンドロームはＳＲＡＭ１５内に保存され、ＤＡＴ
Ａ＿ＲＥＧは、ＳＲＡＭ１５から取り出される、第２の
データセクタのための開始位置により（すなわち、図３
Ｂのシンボル１４２に）初期化される。ステップ１４６
で、第２のデータセクタのＣＲＣ符号語のためのデータ
シンボルがデータＣＲＣシンドロームに加えられる。こ
のプロセスは、１６個のデータＣＲＣシンドロームのす
べてが生成されＳＲＡＭ１５内に記憶されるまで続く。
図７Ｆのステップ１３６で、ＲＯＷは１２に等しく、Ｒ
ＯＷ ｍｏｄ １２はゼロに等しい。従って、ステップ
１３８で、第１のデータセクタのための現在のデータＣ
ＲＣシンドロームはＳＲＡＭ１５内に保存され、ＤＡＴ
Ａ＿ＲＥＧは、ＳＲＡＭ１５から取り出される、第２の
データセクタのための開始位置により（すなわち、図３
Ｂのシンボル１４２に）初期化される。ステップ１４６
で、第２のデータセクタのＣＲＣ符号語のためのデータ
シンボルがデータＣＲＣシンドロームに加えられる。こ
のプロセスは、１６個のデータＣＲＣシンドロームのす
べてが生成されＳＲＡＭ１５内に記憶されるまで続く。
【０１０８】水平および垂直パスの間に誤りＣＲＣシン
ドロームを生成するフロー図を図７Ｇから図７Ｊに示
す。第１の水平パスの間に、図７Ｃのステップ８１で誤
りＣＲＣシンドロームが訂正値に更新される（訂正値が
ゼロの場合も）。図７Ｇのステップ１５９で、現在のパ
スが水平であるか垂直であるかに依存して分岐が実行さ
れる。現在水平パスを行っている場合は、ステップ１６
１でＣ＿ＲＯＷが１９１より大きいならば、ＥＣＣ冗長
はＣＲＣシンドロームの一部ではないので、誤りＣＲＣ
シンドロームは更新されない。垂直パスの場合は、ステ
ップ１６２で訂正列Ｃ＿ＣＯＬおよび訂正行Ｃ＿ＲＯＷ
ｍｏｄ １２がゼロであるならば、ステップ１６４
で、誤りＣＲＣシンドロームＥＲＲ＿ＲＥＧを生成する
レジスタに、現在のデータセクタに対応するＳＲＡＭ１
５からの一部誤りＣＲＣシンドロームがロードされる。
ドロームを生成するフロー図を図７Ｇから図７Ｊに示
す。第１の水平パスの間に、図７Ｃのステップ８１で誤
りＣＲＣシンドロームが訂正値に更新される（訂正値が
ゼロの場合も）。図７Ｇのステップ１５９で、現在のパ
スが水平であるか垂直であるかに依存して分岐が実行さ
れる。現在水平パスを行っている場合は、ステップ１６
１でＣ＿ＲＯＷが１９１より大きいならば、ＥＣＣ冗長
はＣＲＣシンドロームの一部ではないので、誤りＣＲＣ
シンドロームは更新されない。垂直パスの場合は、ステ
ップ１６２で訂正列Ｃ＿ＣＯＬおよび訂正行Ｃ＿ＲＯＷ
ｍｏｄ １２がゼロであるならば、ステップ１６４
で、誤りＣＲＣシンドロームＥＲＲ＿ＲＥＧを生成する
レジスタに、現在のデータセクタに対応するＳＲＡＭ１
５からの一部誤りＣＲＣシンドロームがロードされる。
【０１０９】ステップ１６６で、符号語が訂正不能であ
る（すなわち、訂正不能フラグ（ＣＷ＿ＵＮＣ）が設定
される）か、または現在の水平符号語のためのＥＣＣシ
ンドロームがゼロで訂正が不可能であることを示す場合
は、ステップ１６８で、符号語が現在のデータセクタの
最終水平符号語であるかどうかに依存して分岐が実行さ
れる。データセクタの最終符号語である（すなわち、Ｃ
＿ＲＯＷ＋１ ｍｏｄ１２がゼロに等しい）場合は、ス
テップ１６９で、誤りＣＲＣシンドロームを１７１シン
ボルだけ右にシフトすることによって、現在のデータセ
クタのための誤りＣＲＣシンドロームが、ＣＲＣ符号語
の最終シンボルに（例えば、図３Ｂのシンボル１５８か
らシンボル１５２に）位置付けられ、Ｃ＿ＣＯＬが１７
２に設定される。後述の乗算テーブル数を減らすため
に、ステップ１６９での誤りＣＲＣシンドロームの１７
１シンボルだけ右へのシフトは、誤りＣＲＣシンドロー
ムを１シンボルだけ右にシフトすることを１７１回繰り
返すループにおいて実行される。現在の符号語がデータ
セクタの最終符号語でない場合は、ステップ１７０で、
誤りＣＲＣシンドロームは、単に、現在の水平符号語を
飛ばすために１行下に調整される。この後、制御は図７
Ｅに戻り、データセクタの次の水平符号語の処理を続け
る。
る（すなわち、訂正不能フラグ（ＣＷ＿ＵＮＣ）が設定
される）か、または現在の水平符号語のためのＥＣＣシ
ンドロームがゼロで訂正が不可能であることを示す場合
は、ステップ１６８で、符号語が現在のデータセクタの
最終水平符号語であるかどうかに依存して分岐が実行さ
れる。データセクタの最終符号語である（すなわち、Ｃ
＿ＲＯＷ＋１ ｍｏｄ１２がゼロに等しい）場合は、ス
テップ１６９で、誤りＣＲＣシンドロームを１７１シン
ボルだけ右にシフトすることによって、現在のデータセ
クタのための誤りＣＲＣシンドロームが、ＣＲＣ符号語
の最終シンボルに（例えば、図３Ｂのシンボル１５８か
らシンボル１５２に）位置付けられ、Ｃ＿ＣＯＬが１７
２に設定される。後述の乗算テーブル数を減らすため
に、ステップ１６９での誤りＣＲＣシンドロームの１７
１シンボルだけ右へのシフトは、誤りＣＲＣシンドロー
ムを１シンボルだけ右にシフトすることを１７１回繰り
返すループにおいて実行される。現在の符号語がデータ
セクタの最終符号語でない場合は、ステップ１７０で、
誤りＣＲＣシンドロームは、単に、現在の水平符号語を
飛ばすために１行下に調整される。この後、制御は図７
Ｅに戻り、データセクタの次の水平符号語の処理を続け
る。
【０１１０】ステップ１６６で、符号語訂正不能フラグ
（ＣＷ＿ＵＮＣ）が設定されず、且つ現在の水平符号語
のためのＥＣＣシンドロームがゼロでない場合は、図７
Ｈのステップ１７２で、現在の訂正列Ｃ＿ＣＯＬの値に
基づいて分岐が実行される。Ｃ＿ＣＯＬが０から１７１
である場合は、現在の水平符号語の最初のデータシンボ
ルを処理していないならば（すなわち、ステップ１７４
でＣ＿ＣＯＬが０でないならば）、ステップ１７６で誤
りＣＲＣシンドロームが１シンボル（１列）だけ右に調
整され、ステップ１７８で現在のデータシンボルのため
の訂正値が誤りＣＲＣシンドロームに加えられる。この
プロセスは、現在の水平符号語のための訂正値のすべて
が、誤りＣＲＣシンドロームに加えられるまで続く。水
平符号語のＥＣＣシンボルは（ステップ１７２でＣ＿Ｃ
ＯＬが１７３から１８０であるときは）、上述のように
これらはＣＲＣ符号語の一部ではないため、誤りＣＲＣ
シンドロームには加えられない。現在の水平符号語の最
終データシンボルが処理されると（すなわち、ステップ
１７２でＣ＿ＣＯＬが１７２に等しいとき）、ステップ
１８０で、誤りＣＲＣシンドロームが、現在の水平符号
語が現在のデータセクタの最終符号語であるかどうかに
基づいて調整される。符号語がデータセクタの最終水平
符号語ではない場合は（すなわち、ステップ１８０で
（ＲＯＷ＋１）ｍｏｄ１２が０ではない場合は）、ステ
ップ１８２で、誤りＣＲＣシンドロームは１シンボルだ
け右に調整され、これにより次の水平符号語の最初のシ
ンボルに対して位置付けられる。現在の水平符号語が現
在のデータセクタの最終符号語である場合は、ステップ
１８１で、ＤＡＴＡ＿ＲＥＧが現在のデータセクタのた
めのデータＣＲＣシンドロームと共にＳＲＡＭ１５から
ロードされ、ＥＲＲ＿ＲＥＧと組み合わされる。上述の
ように結果が疑似ランダムシーケンスにわたってＣＲＣ
に等しくない場合は、ステップ１８３でブロック訂正不
能フラグ（ＢＬＫ＿ＵＮＣフラグ）が設定される。次
に、ステップ１８４で、誤りＣＲＣシンドロームは１２
行だけ上におよび１シンボルだけ右に調整されて、デー
タセクタの最初のシンボルに対して再配置される。例え
ば、誤りＣＲＣシンドロームが、図３Ｂの第１のデータ
セクタのＣＲＣ符号語の最終シンボル１５２に位置する
場合、ステップ１８４で誤りＣＲＣシンドロームを１２
行だけ上におよび１シンボルだけ右に調整することによ
り、誤りＣＲＣシンドロームはデータセクタの最初のシ
ンボル１６０に位置付けられる。次にステップ１８５
で、現在のデータセクタのための誤りＣＲＣシンドロー
ム（ＥＲＲ＿ＲＥＧに記憶）がＳＲＡＭ１５内に再び記
憶される。
（ＣＷ＿ＵＮＣ）が設定されず、且つ現在の水平符号語
のためのＥＣＣシンドロームがゼロでない場合は、図７
Ｈのステップ１７２で、現在の訂正列Ｃ＿ＣＯＬの値に
基づいて分岐が実行される。Ｃ＿ＣＯＬが０から１７１
である場合は、現在の水平符号語の最初のデータシンボ
ルを処理していないならば（すなわち、ステップ１７４
でＣ＿ＣＯＬが０でないならば）、ステップ１７６で誤
りＣＲＣシンドロームが１シンボル（１列）だけ右に調
整され、ステップ１７８で現在のデータシンボルのため
の訂正値が誤りＣＲＣシンドロームに加えられる。この
プロセスは、現在の水平符号語のための訂正値のすべて
が、誤りＣＲＣシンドロームに加えられるまで続く。水
平符号語のＥＣＣシンボルは（ステップ１７２でＣ＿Ｃ
ＯＬが１７３から１８０であるときは）、上述のように
これらはＣＲＣ符号語の一部ではないため、誤りＣＲＣ
シンドロームには加えられない。現在の水平符号語の最
終データシンボルが処理されると（すなわち、ステップ
１７２でＣ＿ＣＯＬが１７２に等しいとき）、ステップ
１８０で、誤りＣＲＣシンドロームが、現在の水平符号
語が現在のデータセクタの最終符号語であるかどうかに
基づいて調整される。符号語がデータセクタの最終水平
符号語ではない場合は（すなわち、ステップ１８０で
（ＲＯＷ＋１）ｍｏｄ１２が０ではない場合は）、ステ
ップ１８２で、誤りＣＲＣシンドロームは１シンボルだ
け右に調整され、これにより次の水平符号語の最初のシ
ンボルに対して位置付けられる。現在の水平符号語が現
在のデータセクタの最終符号語である場合は、ステップ
１８１で、ＤＡＴＡ＿ＲＥＧが現在のデータセクタのた
めのデータＣＲＣシンドロームと共にＳＲＡＭ１５から
ロードされ、ＥＲＲ＿ＲＥＧと組み合わされる。上述の
ように結果が疑似ランダムシーケンスにわたってＣＲＣ
に等しくない場合は、ステップ１８３でブロック訂正不
能フラグ（ＢＬＫ＿ＵＮＣフラグ）が設定される。次
に、ステップ１８４で、誤りＣＲＣシンドロームは１２
行だけ上におよび１シンボルだけ右に調整されて、デー
タセクタの最初のシンボルに対して再配置される。例え
ば、誤りＣＲＣシンドロームが、図３Ｂの第１のデータ
セクタのＣＲＣ符号語の最終シンボル１５２に位置する
場合、ステップ１８４で誤りＣＲＣシンドロームを１２
行だけ上におよび１シンボルだけ右に調整することによ
り、誤りＣＲＣシンドロームはデータセクタの最初のシ
ンボル１６０に位置付けられる。次にステップ１８５
で、現在のデータセクタのための誤りＣＲＣシンドロー
ム（ＥＲＲ＿ＲＥＧに記憶）がＳＲＡＭ１５内に再び記
憶される。
【０１１１】図７Ｇおよび図７Ｈの誤りＣＲＣ更新手順
は、図３Ａの１６個のデータセクタすべてに対して誤り
ＣＲＣシンドロームが生成され、疑似ランダムシーケン
スにわたってＣＲＣと比較されるまで繰り返される。第
１の水平パスの終了時に、図７Ｋのステップ２５４でＢ
ＬＫ＿ＵＮＣフラグが調べられ、積符号の訂正の有効性
および完全性が確認される。誤りが残っている場合に
は、垂直パスが実行され、図７Ｄのステップ１０４で
（または、垂直符号語が飛ばされる場合はステップ９５
で）、図７Ｉの誤りＣＲＣ更新手順が実行されて、誤り
ＣＲＣシンドロームを、垂直符号語に適用された訂正値
により更新する。
は、図３Ａの１６個のデータセクタすべてに対して誤り
ＣＲＣシンドロームが生成され、疑似ランダムシーケン
スにわたってＣＲＣと比較されるまで繰り返される。第
１の水平パスの終了時に、図７Ｋのステップ２５４でＢ
ＬＫ＿ＵＮＣフラグが調べられ、積符号の訂正の有効性
および完全性が確認される。誤りが残っている場合に
は、垂直パスが実行され、図７Ｄのステップ１０４で
（または、垂直符号語が飛ばされる場合はステップ９５
で）、図７Ｉの誤りＣＲＣ更新手順が実行されて、誤り
ＣＲＣシンドロームを、垂直符号語に適用された訂正値
により更新する。
【０１１２】図７Ｇのステップ１５９で、制御は図７Ｉ
に分岐して、垂直パスのための誤りＣＲＣシンドローム
を更新する。図７Ｉのステップ１８６で現在の訂正列Ｃ
＿ＣＯＬが１７１より大きい場合は、水平ＥＣＣシンボ
ルに対する垂直符号語はＣＲＣ符号語に含まれないた
め、何も更新されない。ステップ１８６でＣ＿ＣＯＬが
１７２より小さい場合は、ステップ１８８で検査が行わ
れ、誤りＣＲＣシンドロームが、現在の垂直符号語を下
向きに進行して現在のデータセクタの最終行に到達した
かどうかを決定する。現在の訂正行Ｃ＿ＲＯＷ ｍｏｄ
１２がゼロに等しい場合は、ステップ１９０で、現在
のデータセクタのための一部誤りＣＲＣシンドロームが
ＳＲＡＭ１５から取り出され、ＥＲＲ＿ＲＥＧにロード
される。
に分岐して、垂直パスのための誤りＣＲＣシンドローム
を更新する。図７Ｉのステップ１８６で現在の訂正列Ｃ
＿ＣＯＬが１７１より大きい場合は、水平ＥＣＣシンボ
ルに対する垂直符号語はＣＲＣ符号語に含まれないた
め、何も更新されない。ステップ１８６でＣ＿ＣＯＬが
１７２より小さい場合は、ステップ１８８で検査が行わ
れ、誤りＣＲＣシンドロームが、現在の垂直符号語を下
向きに進行して現在のデータセクタの最終行に到達した
かどうかを決定する。現在の訂正行Ｃ＿ＲＯＷ ｍｏｄ
１２がゼロに等しい場合は、ステップ１９０で、現在
のデータセクタのための一部誤りＣＲＣシンドロームが
ＳＲＡＭ１５から取り出され、ＥＲＲ＿ＲＥＧにロード
される。
【０１１３】ステップ１９２で符号語訂正不能誤りフラ
グ（ＣＷ＿ＵＮＣ）が設定されているか、または現在の
垂直符号語のためのＥＣＣシンドロームがゼロである場
合は、図７Ｊのフロー図が実行されて、誤りＣＲＣシン
ドロームを１シンボルだけ右に調整する（すなわち、現
在の垂直符号語が飛ばされる）。ステップ１９３でＣ＿
ＣＯＬが１７１に等しくない場合は（すなわち、データ
セクタの最終垂直符号語を処理していない場合は）、ス
テップ１９４で、第１のデータセクタのための誤りＣＲ
Ｃシンドロームが１シンボル（１列）だけ右に調整され
る。ステップ１９６で現在のデータセクタのための一部
誤りＣＲＣシンドロームがＳＲＡＭ１５内に記憶され、
ステップ１９７でＣ＿ＲＯＷが１２だけインクリメント
される。すなわち次のデータセクタに移される。ステッ
プ１９８でＣ＿ＲＯＷが１９１より大きくない場合は、
ステップ２００でＥＲＲ＿ＲＥＧが次のデータセクタの
ための一部誤りＣＲＣシンドロームと共にＳＲＡＭ１５
からロードされ、ステップ１９４でこの誤りＣＲＣシン
ドロームが１シンボルだけ右に調整され、ステップ１９
６でＳＲＡＭ１５内に再記憶される。このループは、ス
テップ１９８でＣ＿ＲＯＷが１９１より大きくなるまで
繰り返され、１９１より大きくなると、すべての誤りＣ
ＲＣシンドロームが１シンボル（１列）だけ右に調整さ
れて、現在の垂直符号語が飛ばされる。
グ（ＣＷ＿ＵＮＣ）が設定されているか、または現在の
垂直符号語のためのＥＣＣシンドロームがゼロである場
合は、図７Ｊのフロー図が実行されて、誤りＣＲＣシン
ドロームを１シンボルだけ右に調整する（すなわち、現
在の垂直符号語が飛ばされる）。ステップ１９３でＣ＿
ＣＯＬが１７１に等しくない場合は（すなわち、データ
セクタの最終垂直符号語を処理していない場合は）、ス
テップ１９４で、第１のデータセクタのための誤りＣＲ
Ｃシンドロームが１シンボル（１列）だけ右に調整され
る。ステップ１９６で現在のデータセクタのための一部
誤りＣＲＣシンドロームがＳＲＡＭ１５内に記憶され、
ステップ１９７でＣ＿ＲＯＷが１２だけインクリメント
される。すなわち次のデータセクタに移される。ステッ
プ１９８でＣ＿ＲＯＷが１９１より大きくない場合は、
ステップ２００でＥＲＲ＿ＲＥＧが次のデータセクタの
ための一部誤りＣＲＣシンドロームと共にＳＲＡＭ１５
からロードされ、ステップ１９４でこの誤りＣＲＣシン
ドロームが１シンボルだけ右に調整され、ステップ１９
６でＳＲＡＭ１５内に再記憶される。このループは、ス
テップ１９８でＣ＿ＲＯＷが１９１より大きくなるまで
繰り返され、１９１より大きくなると、すべての誤りＣ
ＲＣシンドロームが１シンボル（１列）だけ右に調整さ
れて、現在の垂直符号語が飛ばされる。
【０１１４】図７Ｊのステップ１９３でＣ＿ＣＯＬが１
７１に等しい場合は、最終垂直符号語（ＥＣＣ冗長の
前）は飛ばされることになる。従って、各データセクタ
のための最終ＣＲＣシンドロームを各データセクタのた
めに生成し、誤りが残っている場合はＢＬＫ＿ＵＮＣフ
ラグを設定する必要がある。ステップ２０１で、現在の
データセクタ（ＥＲＲ＿ＲＥＧに記憶）のための誤りＣ
ＲＣシンドロームが１１データシンボルだけ下に（例え
ば、図３Ｂのシンボル１４８からシンボル１５２に）調
整される。ステップ２０１は実際には、ＥＲＲ＿ＲＥＧ
を１シンボル（Ｄ１）だけ下に調整するのを１１回繰り
返すループとして実現される。次にステップ２０３で、
ＤＡＴＡ＿ＲＥＧが、ＳＲＡＭ１５からの現在のデータ
セクタのためのデータＣＲＣシンドロームにより初期化
され、ＤＡＴＡ＿ＲＥＧをＥＲＲ＿ＲＥＧと組み合わせ
ることによって最終ＣＲＣシンドロームが生成される。
最終ＣＲＣシンドロームが疑似ランダムシーケンスにわ
たってＣＲＣに等しくない場合は、ステップ２０５でブ
ロック訂正不能フラグ（ＢＬＫ＿ＵＮＣ）が設定され
る。ステップ２０７で、誤りＣＲＣシンドロームは、１
２行だけ上におよび１データシンボルだけ右に（例え
ば、図３Ｂのシンボル１５２からシンボル１６０に）調
整することによって、データセクタの開始点に調整され
る。ステップ２００で次のデータセクタのための誤りＣ
ＲＣシンドロームがＥＲＲ＿ＲＥＧにロードされ、上記
の手順が繰り返される。ステップ１９８でＣ＿ＲＯＷが
１９１より大きい場合は、各データセクタに対してＣＲ
Ｃ検査が行われ、誤りＣＲＣシンドロームは各データセ
クタの開始点に再配置されているはずである。
７１に等しい場合は、最終垂直符号語（ＥＣＣ冗長の
前）は飛ばされることになる。従って、各データセクタ
のための最終ＣＲＣシンドロームを各データセクタのた
めに生成し、誤りが残っている場合はＢＬＫ＿ＵＮＣフ
ラグを設定する必要がある。ステップ２０１で、現在の
データセクタ（ＥＲＲ＿ＲＥＧに記憶）のための誤りＣ
ＲＣシンドロームが１１データシンボルだけ下に（例え
ば、図３Ｂのシンボル１４８からシンボル１５２に）調
整される。ステップ２０１は実際には、ＥＲＲ＿ＲＥＧ
を１シンボル（Ｄ１）だけ下に調整するのを１１回繰り
返すループとして実現される。次にステップ２０３で、
ＤＡＴＡ＿ＲＥＧが、ＳＲＡＭ１５からの現在のデータ
セクタのためのデータＣＲＣシンドロームにより初期化
され、ＤＡＴＡ＿ＲＥＧをＥＲＲ＿ＲＥＧと組み合わせ
ることによって最終ＣＲＣシンドロームが生成される。
最終ＣＲＣシンドロームが疑似ランダムシーケンスにわ
たってＣＲＣに等しくない場合は、ステップ２０５でブ
ロック訂正不能フラグ（ＢＬＫ＿ＵＮＣ）が設定され
る。ステップ２０７で、誤りＣＲＣシンドロームは、１
２行だけ上におよび１データシンボルだけ右に（例え
ば、図３Ｂのシンボル１５２からシンボル１６０に）調
整することによって、データセクタの開始点に調整され
る。ステップ２００で次のデータセクタのための誤りＣ
ＲＣシンドロームがＥＲＲ＿ＲＥＧにロードされ、上記
の手順が繰り返される。ステップ１９８でＣ＿ＲＯＷが
１９１より大きい場合は、各データセクタに対してＣＲ
Ｃ検査が行われ、誤りＣＲＣシンドロームは各データセ
クタの開始点に再配置されているはずである。
【０１１５】再び図７Ｉを参照して、ステップ１９２
で、符号語訂正不能フラグ（ＣＷ＿ＵＮＣ）がセットさ
れず、ＥＣＣシンドロームがゼロでなければ、ステップ
２０６で分岐が実行され、現在の訂正行Ｃ＿ＲＯＷの値
に基づいて誤りＣＲＣシンドロームが更新される。ステ
ップ２０６でＣ＿ＲＯＷが１９２〜２０７であれば、Ｃ
ＲＣ符号語にＥＣＣ冗長記号が含まれないため、制御は
単に戻るだけである。Ｃ＿ＲＯＷが０〜１９１であれ
ば、現在の誤りＣＲＣシンドロームは、ステップ２０８
で１記号だけ下に調整され、ステップ２１０で、次の記
号の訂正値が誤りＣＲＣシンドロームに加えられる。誤
りＣＲＣシンドロームがデータセクタの最初の行にある
場合（即ち、ステップ２１２でＣ＿ＲＯＷｍｏｄ１２が
ゼロである場合）、誤りＣＲＣシンドロームを１記号だ
け下に調整するステップ２０８はスキップされる。
で、符号語訂正不能フラグ（ＣＷ＿ＵＮＣ）がセットさ
れず、ＥＣＣシンドロームがゼロでなければ、ステップ
２０６で分岐が実行され、現在の訂正行Ｃ＿ＲＯＷの値
に基づいて誤りＣＲＣシンドロームが更新される。ステ
ップ２０６でＣ＿ＲＯＷが１９２〜２０７であれば、Ｃ
ＲＣ符号語にＥＣＣ冗長記号が含まれないため、制御は
単に戻るだけである。Ｃ＿ＲＯＷが０〜１９１であれ
ば、現在の誤りＣＲＣシンドロームは、ステップ２０８
で１記号だけ下に調整され、ステップ２１０で、次の記
号の訂正値が誤りＣＲＣシンドロームに加えられる。誤
りＣＲＣシンドロームがデータセクタの最初の行にある
場合（即ち、ステップ２１２でＣ＿ＲＯＷｍｏｄ１２が
ゼロである場合）、誤りＣＲＣシンドロームを１記号だ
け下に調整するステップ２０８はスキップされる。
【０１１６】ステップ２０９で、現在のデータセクタの
最後の行に達すると（即ち、Ｃ＿ＲＯＷ＋１ｍｏｄ１２
がゼロであれば）、誤りＣＲＣシンドロームは、垂直方
向の次の符号語のデータセクタのトップ位置に調整され
る。これは、ステップ２１１で誤りＣＲＣシンドローム
を１記号下（Ｄ１）に調整し、さらに、ステップ２１３
で１記号右で１２記号上（ＵＰ１２＿Ｒ１）に調整す
る。ステップ２１５でＣ＿ＣＯＬが１７１に等しけれ
ば、誤りＣＲＣシンドロームは、データセクタの最後の
記号の上に配置され、ＣＲＣチェックが行われる。ステ
ップ２１７で、現在のデータセクタのデータＣＲＣシン
ドロームとともに、ＤＡＴＡ＿ＲＥＧがＳＲＡＭ１５か
らロードされ、ＥＲＲ＿ＲＥＧと結合され、最終ＣＲＣ
シンドロームが生成される。最終ＣＲＣシンドロームが
疑似ランダムシーケンス上のＣＲＣに等しくなければ、
ステップ２１９でブロック訂正不能フラグ（ＢＬＫ＿Ｕ
ＮＣ）がセットされる。その後、ステップ２１３で、誤
りＣＲＣシンドロームは、１２行上で１データ記号右
（ＵＰ１２＿Ｒ１）に動かされ、データセクタの最初の
記号上に再配置され（例えば、図３Ｂの記号１５２から
記号１６０に動かされ）、ステップ２１４で、現在のデ
ータセクタの誤りＣＲＣシンドローム（ＥＲＲ＿ＲＥＧ
に格納されている）が、ＳＲＡＭ１５に復元される。
最後の行に達すると（即ち、Ｃ＿ＲＯＷ＋１ｍｏｄ１２
がゼロであれば）、誤りＣＲＣシンドロームは、垂直方
向の次の符号語のデータセクタのトップ位置に調整され
る。これは、ステップ２１１で誤りＣＲＣシンドローム
を１記号下（Ｄ１）に調整し、さらに、ステップ２１３
で１記号右で１２記号上（ＵＰ１２＿Ｒ１）に調整す
る。ステップ２１５でＣ＿ＣＯＬが１７１に等しけれ
ば、誤りＣＲＣシンドロームは、データセクタの最後の
記号の上に配置され、ＣＲＣチェックが行われる。ステ
ップ２１７で、現在のデータセクタのデータＣＲＣシン
ドロームとともに、ＤＡＴＡ＿ＲＥＧがＳＲＡＭ１５か
らロードされ、ＥＲＲ＿ＲＥＧと結合され、最終ＣＲＣ
シンドロームが生成される。最終ＣＲＣシンドロームが
疑似ランダムシーケンス上のＣＲＣに等しくなければ、
ステップ２１９でブロック訂正不能フラグ（ＢＬＫ＿Ｕ
ＮＣ）がセットされる。その後、ステップ２１３で、誤
りＣＲＣシンドロームは、１２行上で１データ記号右
（ＵＰ１２＿Ｒ１）に動かされ、データセクタの最初の
記号上に再配置され（例えば、図３Ｂの記号１５２から
記号１６０に動かされ）、ステップ２１４で、現在のデ
ータセクタの誤りＣＲＣシンドローム（ＥＲＲ＿ＲＥＧ
に格納されている）が、ＳＲＡＭ１５に復元される。
【０１１７】垂直方向のパスの終わりで、ＢＬＫ＿ＵＮ
Ｃフラグが図７Ｋのステップ２５４で検査され、積符号
に対する訂正の有効性および完全性が検証される。誤り
がまだ残っていれば、水平方向のパスがもう一度行われ
る。水平方向の符号語のＥＣＣシンドロームがＳＲＡＭ
１５に格納されると、図７Ｅのフロー図が実行され、ス
テップ１１７および１２６で誤りＣＲＣシンドロームが
更新される。水平方向の符号語のＥＣＣシンドロームが
ＳＲＡＭ１５に格納されなければ、図７Ｃのフロー図が
実行され、ステップ７１および８１で誤りＣＲＣシンド
ロームが更新される。
Ｃフラグが図７Ｋのステップ２５４で検査され、積符号
に対する訂正の有効性および完全性が検証される。誤り
がまだ残っていれば、水平方向のパスがもう一度行われ
る。水平方向の符号語のＥＣＣシンドロームがＳＲＡＭ
１５に格納されると、図７Ｅのフロー図が実行され、ス
テップ１１７および１２６で誤りＣＲＣシンドロームが
更新される。水平方向の符号語のＥＣＣシンドロームが
ＳＲＡＭ１５に格納されなければ、図７Ｃのフロー図が
実行され、ステップ７１および８１で誤りＣＲＣシンド
ロームが更新される。
【０１１８】図７Ｋのフロー図は、積符号が完全に訂正
されているかどうか、または、水平方向もしくは垂直方
向のパスの終わりで積符号が訂正不可能であるかどうか
を判定するステップを示す。ステップ２５２で、システ
ムは、ＥＣＣ＿ＢＵＳＹフラグがクリアされるのを待っ
てから、ＢＬＫ＿ＵＮＣフラグの検査を行う。ステップ
２５４でブロック訂正不能フラグ（ＢＬＫ＿ＵＮＣ）が
セットされず、前の水平方向または垂直方向のパスの間
に訂正不可能な誤りに遭遇しなかったことが示される
と、訂正手順は、従来技術で必要とされるような別のパ
スを行わずに、ステップ２５８で成功としてフローから
出る。
されているかどうか、または、水平方向もしくは垂直方
向のパスの終わりで積符号が訂正不可能であるかどうか
を判定するステップを示す。ステップ２５２で、システ
ムは、ＥＣＣ＿ＢＵＳＹフラグがクリアされるのを待っ
てから、ＢＬＫ＿ＵＮＣフラグの検査を行う。ステップ
２５４でブロック訂正不能フラグ（ＢＬＫ＿ＵＮＣ）が
セットされず、前の水平方向または垂直方向のパスの間
に訂正不可能な誤りに遭遇しなかったことが示される
と、訂正手順は、従来技術で必要とされるような別のパ
スを行わずに、ステップ２５８で成功としてフローから
出る。
【０１１９】ステップ２５４でＢＬＫ＿ＵＮＣフラグが
セットされると、ステップ２５６でパスカウント変数Ｐ
ＡＳＳ＿ＣＮＴがインクリメントされ、ＰＡＳＳ＿ＣＮ
Ｔが所定の最大値を上回ると、積符号は訂正不可能とな
り、訂正手順はステップ２６６で失敗としてフローから
出る。ステップ２５６でＰＡＳＳ＿ＣＮＴが所定の最大
値未満であり、ステップ２６０で、前の水平方向および
垂直方向のパスで変更がなされていなければ（訂正が行
われていなければ）、それ以上パスを行っても役に立た
ないため、訂正手順はステップ２６６で再び失敗として
フローを出る。ステップ２６０で変更がなされていれ
ば、ステップ２６２でＢＬＫ＿ＵＮＣフラグがクリアさ
れ、水平方向または垂直方向のパスをもう一度実行する
ことによって、ステップ２６４で訂正手順が続けられ
る。
セットされると、ステップ２５６でパスカウント変数Ｐ
ＡＳＳ＿ＣＮＴがインクリメントされ、ＰＡＳＳ＿ＣＮ
Ｔが所定の最大値を上回ると、積符号は訂正不可能とな
り、訂正手順はステップ２６６で失敗としてフローから
出る。ステップ２５６でＰＡＳＳ＿ＣＮＴが所定の最大
値未満であり、ステップ２６０で、前の水平方向および
垂直方向のパスで変更がなされていなければ（訂正が行
われていなければ）、それ以上パスを行っても役に立た
ないため、訂正手順はステップ２６６で再び失敗として
フローを出る。ステップ２６０で変更がなされていれ
ば、ステップ２６２でＢＬＫ＿ＵＮＣフラグがクリアさ
れ、水平方向または垂直方向のパスをもう一度実行する
ことによって、ステップ２６４で訂正手順が続けられ
る。
【０１２０】ＣＲＣシンドロームＳCRCが、積符号の訂
正と同時に計算されるため、訂正手順は、水平方向また
は垂直方向のいずれかのパスの終わりでうまく終了し得
る。従って、本発明では、訂正が終了したかどうかを検
証するために、従来技術で必要とされていた別のパスが
必要でない。さらに、本発明では、データを非ランダム
化して訂正プロセスの終わりにＣＲＣシンドロームＳ
CRCを生成するために必要とされていた別のパスが必要
でない。従って、本発明は、光記憶装置のスループット
を大幅に増加することにより、従来技術に対する大幅な
改良を提供する。
正と同時に計算されるため、訂正手順は、水平方向また
は垂直方向のいずれかのパスの終わりでうまく終了し得
る。従って、本発明では、訂正が終了したかどうかを検
証するために、従来技術で必要とされていた別のパスが
必要でない。さらに、本発明では、データを非ランダム
化して訂正プロセスの終わりにＣＲＣシンドロームＳ
CRCを生成するために必要とされていた別のパスが必要
でない。従って、本発明は、光記憶装置のスループット
を大幅に増加することにより、従来技術に対する大幅な
改良を提供する。
【０１２１】[ＣＲＣ生成器回路]図２のＣＲＣ生成器お
よび訂正検証器１９は、書き込み動作の間に、図３Ａに
示される１６個のデータセクタについてＣＲＣ冗長記号
を生成し、読み出し動作の間に、図７Ａ〜図７Ｊを参照
して上で説明したように誤り訂正器１８によって行われ
た訂正を検証する際に用いられるＣＲＣシンドロームＳ
CRCを生成する。図８は、書き込み動作の間にＣＲＣ冗
長記号を生成するための従来のリニアフィードバックシ
フトレジスタ（ＬＳＦＲ）を示す。図８に示されるＬＦ
ＳＲの動作は周知であり、このＬＳＦＲは、入力多項式
Ｄ（ｘ）を以下に示す生成多項式Ｇ（ｘ）で割る。
よび訂正検証器１９は、書き込み動作の間に、図３Ａに
示される１６個のデータセクタについてＣＲＣ冗長記号
を生成し、読み出し動作の間に、図７Ａ〜図７Ｊを参照
して上で説明したように誤り訂正器１８によって行われ
た訂正を検証する際に用いられるＣＲＣシンドロームＳ
CRCを生成する。図８は、書き込み動作の間にＣＲＣ冗
長記号を生成するための従来のリニアフィードバックシ
フトレジスタ（ＬＳＦＲ）を示す。図８に示されるＬＦ
ＳＲの動作は周知であり、このＬＳＦＲは、入力多項式
Ｄ（ｘ）を以下に示す生成多項式Ｇ（ｘ）で割る。
【０１２２】 Ｇ（ｘ）＝ｇiｘi＋ｇi-1ｘi-1＋...＋ｇ1ｘ＋ｇ0 入力多項式Ｄ（ｘ）の係数は、ＬＦＳＲを通してシリア
ルにシフトされる。ここで、シフト数は、入力多項式の
次数に１を加えた数に等しい。剰余、即ち、ＣＲＣ冗長
は、シフトレジスタの最終状態である。図３Ａに示され
るデータセクタの各々についてＣＲＣ冗長を生成するた
めに、データのｋビットは、多項式Ｐ（ｘ）の係数とし
て表される。従って、ＣＲＣ冗長は、以下のように計算
される。
ルにシフトされる。ここで、シフト数は、入力多項式の
次数に１を加えた数に等しい。剰余、即ち、ＣＲＣ冗長
は、シフトレジスタの最終状態である。図３Ａに示され
るデータセクタの各々についてＣＲＣ冗長を生成するた
めに、データのｋビットは、多項式Ｐ（ｘ）の係数とし
て表される。従って、ＣＲＣ冗長は、以下のように計算
される。
【０１２３】 ＣＲＣ冗長＝Ｐ（ｘ）・ｘn-k ｍｏｄＧ（ｘ） ここで、ｎ−ｋはＣＲＣ冗長記号の数であり、Ｇ（ｘ）
は生成多項式である。最後のシフト後のレジスタの内容
がＣＲＣ冗長であり、このＣＲＣ冗長はその後、ユーザ
データに付加されて、ＣＲＣ符号語を形成する。このＣ
ＲＣ符号語は、積符号に組み込まれて、その後、ディス
クに書き込まれる。
は生成多項式である。最後のシフト後のレジスタの内容
がＣＲＣ冗長であり、このＣＲＣ冗長はその後、ユーザ
データに付加されて、ＣＲＣ符号語を形成する。このＣ
ＲＣ符号語は、積符号に組み込まれて、その後、ディス
クに書き込まれる。
【０１２４】読み出し動作の間、ディスクから読み出さ
れたデータが処理され、以下の式に従ってＣＲＣシンド
ロームＳCRCが生成される。
れたデータが処理され、以下の式に従ってＣＲＣシンド
ロームＳCRCが生成される。
【０１２５】 ＣＲＣシンドロームＳCRC＝Ｃ’（ｘ）ｍｏｄＧ（ｘ） ここで、Ｃ’（ｘ）は、ディスクから読み出されたＣＲ
Ｃ符号語（ＣＲＣ冗長を含む）である。従来技術では、
誤り訂正器１４が訂正をし終わると、データバッファ１
からデータが読み出され、非ランダム化器４によって非
ランダム化される。非ランダム化されたデータはその後
シリアルに処理されるため、図８の同じＬＦＳＲ回路を
用いて、上記式によりＣＲＣシンドロームＳCRCを生成
することができる。
Ｃ符号語（ＣＲＣ冗長を含む）である。従来技術では、
誤り訂正器１４が訂正をし終わると、データバッファ１
からデータが読み出され、非ランダム化器４によって非
ランダム化される。非ランダム化されたデータはその後
シリアルに処理されるため、図８の同じＬＦＳＲ回路を
用いて、上記式によりＣＲＣシンドロームＳCRCを生成
することができる。
【０１２６】本発明では、図７Ａ〜図７Ｊを参照して説
明したように、ＣＲＣシンドロームＳCRCは、積符号の
訂正と同時に生成される。従って、データが一連の連続
するビットとして処理されないため、ＣＲＣシンドロー
ムＳCRCを生成するために図８のＬＦＳＲ回路を用いる
ことはできない。本発明のＣＲＣシンドローム生成器が
どのようにしてＣＲＣシンドロームＳCRCを生成するか
を説明する前に、本発明のＣＲＣシンドローム生成器の
概要を説明する。
明したように、ＣＲＣシンドロームＳCRCは、積符号の
訂正と同時に生成される。従って、データが一連の連続
するビットとして処理されないため、ＣＲＣシンドロー
ムＳCRCを生成するために図８のＬＦＳＲ回路を用いる
ことはできない。本発明のＣＲＣシンドローム生成器が
どのようにしてＣＲＣシンドロームＳCRCを生成するか
を説明する前に、本発明のＣＲＣシンドローム生成器の
概要を説明する。
【０１２７】図９は、ＤＡＴＡCRC回路３００およびＥ
ＲＲＯＲCRC回路３０２を含む、図２のＣＲＣシンドロ
ーム生成器１９のブロック図である。図７Ａを参照して
上で説明したように、ＤＡＴＡCRCは、ステップ３７
で、図２のデータバッファ１から読み出された未訂正の
ランダム化されたデータを用いて、図３Ａの積符号上の
最初の水平方向のパスの間に生成される。ＥＲＲＯＲ
CRCは、水平方向および垂直方向の符号語の反復処理の
間に誤り訂正器１８によって生成される訂正値を用いて
生成される。データセクタの終わりに達すると、ＤＡＴ
ＡCRCおよびＥＲＲＯＲCRCは、ＣＯＭＢＩＮＥ回路３０
４によって結合され、最終ＣＲＣシンドロームＳCRC３
０６が生成される。この最終ＣＲＣシンドロームＳCRC
３０６は、比較器３０７で定数と比較され、データセク
タがまだ誤りを含んでいるかどうかが判定される。ＣＯ
ＭＢＩＮＥ回路３０４によって行われる数学的機能は、
ＤＡＴＡ CRCおよびＥＲＲＯＲCRCの単純な排他的ＯＲ
（ＸＯＲ）である。
ＲＲＯＲCRC回路３０２を含む、図２のＣＲＣシンドロ
ーム生成器１９のブロック図である。図７Ａを参照して
上で説明したように、ＤＡＴＡCRCは、ステップ３７
で、図２のデータバッファ１から読み出された未訂正の
ランダム化されたデータを用いて、図３Ａの積符号上の
最初の水平方向のパスの間に生成される。ＥＲＲＯＲ
CRCは、水平方向および垂直方向の符号語の反復処理の
間に誤り訂正器１８によって生成される訂正値を用いて
生成される。データセクタの終わりに達すると、ＤＡＴ
ＡCRCおよびＥＲＲＯＲCRCは、ＣＯＭＢＩＮＥ回路３０
４によって結合され、最終ＣＲＣシンドロームＳCRC３
０６が生成される。この最終ＣＲＣシンドロームＳCRC
３０６は、比較器３０７で定数と比較され、データセク
タがまだ誤りを含んでいるかどうかが判定される。ＣＯ
ＭＢＩＮＥ回路３０４によって行われる数学的機能は、
ＤＡＴＡ CRCおよびＥＲＲＯＲCRCの単純な排他的ＯＲ
（ＸＯＲ）である。
【０１２８】上述のように、図３Ａの積符号には１６個
のデータセクタがある。したがって、ＳＲＡＭ１５に格
納されるデータＣＲＣシンドロームおよび誤りＣＲＣシ
ンドロームは１６個である。ＣＲＣチェックは、ＳＲＡ
Ｍ１５からデータＣＲＣシンドロームおよび誤りＣＲＣ
シンドロームをそれぞれ読み出し、これらのデータＣＲ
Ｃシンドロームおよび誤りＣＲＣシンドロームをそれぞ
れＤＡＴＡCRC回路３００およびＥＲＲＯＲCRC回路３０
２にロードすることによって、各データセクタについて
行われる。比較器３０７は、最終ＣＲＣシンドロームＳ
CRCを、各データセクタをランダム化するために用いら
れる疑似ランダムデータシーケンス上のＣＲＣに等しい
定数と比較する。疑似ランダムデータシーケンスはブロ
ック（積符号）ごとに異なるため、記憶媒体から新しい
ブロックが読み出されるたびに、対応するＣＲＣ定数が
比較器３０７にロードされる。
のデータセクタがある。したがって、ＳＲＡＭ１５に格
納されるデータＣＲＣシンドロームおよび誤りＣＲＣシ
ンドロームは１６個である。ＣＲＣチェックは、ＳＲＡ
Ｍ１５からデータＣＲＣシンドロームおよび誤りＣＲＣ
シンドロームをそれぞれ読み出し、これらのデータＣＲ
Ｃシンドロームおよび誤りＣＲＣシンドロームをそれぞ
れＤＡＴＡCRC回路３００およびＥＲＲＯＲCRC回路３０
２にロードすることによって、各データセクタについて
行われる。比較器３０７は、最終ＣＲＣシンドロームＳ
CRCを、各データセクタをランダム化するために用いら
れる疑似ランダムデータシーケンス上のＣＲＣに等しい
定数と比較する。疑似ランダムデータシーケンスはブロ
ック（積符号）ごとに異なるため、記憶媒体から新しい
ブロックが読み出されるたびに、対応するＣＲＣ定数が
比較器３０７にロードされる。
【０１２９】図９のＤＡＴＡCRC回路３００およびＥＲ
ＲＯＲCRC回路３０２は、図１０により詳細に示され
る。図９のＤＡＴＡCRC回路３００およびＥＲＲＯＲCRC
回路３０２は、受け取ったＣＲＣ符号語多項式Ｃ’
（ｘ）を、以下のような複数の部分集合多項式の線形結
合として表すことによって、データＣＲＣシンドローム
および誤りＣＲＣシンドロームを生成する。
ＲＯＲCRC回路３０２は、図１０により詳細に示され
る。図９のＤＡＴＡCRC回路３００およびＥＲＲＯＲCRC
回路３０２は、受け取ったＣＲＣ符号語多項式Ｃ’
（ｘ）を、以下のような複数の部分集合多項式の線形結
合として表すことによって、データＣＲＣシンドローム
および誤りＣＲＣシンドロームを生成する。
【０１３０】 Ｃ’（ｘ）＝Ｃj（ｘ）＋Ｃj-1（ｘ）＋...＋Ｃ0（ｘ） ここで、各部分集合多項式Ｃk（ｘ）は、符号語多項式
Ｃ’（ｘ）からの所定のビット数を含む。本明細書に開
示される実施形態では、各部分集合多項式は、符号語多
項式Ｃ’（ｘ）の８ビットを含み、以下のように１６進
法で表される。
Ｃ’（ｘ）からの所定のビット数を含む。本明細書に開
示される実施形態では、各部分集合多項式は、符号語多
項式Ｃ’（ｘ）の８ビットを含み、以下のように１６進
法で表される。
【０１３１】
【数２３】 このようにして、ＣＲＣシンドロームＳCRCは、概念的
に、以下のように各部分集合多項式のＣＲＣシンドロー
ムの線形結合として生成され得る。
に、以下のように各部分集合多項式のＣＲＣシンドロー
ムの線形結合として生成され得る。
【０１３２】ＣＲＣシンドロームＳCRC＝Ｃ0（ｘ）ｍｏ
ｄＧ（ｘ）＋Ｃ1（ｘ）ｍｏｄＧ（ｘ）＋...＋Ｃ
j（ｘ）ｍｏｄＧ（ｘ） 上記式は、以下のように表すこともできる。
ｄＧ（ｘ）＋Ｃ1（ｘ）ｍｏｄＧ（ｘ）＋...＋Ｃ
j（ｘ）ｍｏｄＧ（ｘ） 上記式は、以下のように表すこともできる。
【０１３３】
【数２４】 ここで、
【数２５】 は、符号語Ｃ’（ｘ）からの８ビットの多項式である
（即ち、
（即ち、
【数２６】 である）。本発明で用いられる別の数学的関係は、以下
の式である。
の式である。
【０１３４】
【数２７】 再び図３Ｂを参照して、上記式を用いて、水平方向の符
号語上の最初のパスの間の最初のデータセクタの最初の
記号１６０についてのデータＣＲＣシンドロームが計算
される。最初の記号１６０は、上記符号語Ｃ’（ｘ）の
最も有意な係数、および上記部分集合多項式Ｃj（ｘ）
のゼロでない係数を含む。最初の記号１６０は、（加算
器３１０で、最上位ビットにゼロをパディング（zero p
adding）し、ゼロを加えた後に）図１０の３２ビットレ
ジスタ３０８にロードされる。その後、図３Ｂの符号語
の次の記号１４０が読み出され、乗算器３１２で、レジ
スタ３０８の内容にｘK ｍｏｄＧ（ｘ）が掛けられ、デ
ータＣＲＣシンドロームが１記号右にシフトされる（即
ち、図７Ｆのステップ１４６でＫ＝Ｒ１である）。その
後、乗算結果は、（加算器３１０で符号語の次の記号１
４０を加算して、その特定の部分集合多項式についての
ＣＲＣシンドローム計算を開始した後に）レジスタ３０
８に再ロードされる。この計算は、残りの記号に対して
行われ、図３Ｂの水平方向の最初の符号語の最後の記号
１４８が読み出されるまで続けられる。その後、ＣＲＣ
シンドロームは、レジスタ３０８の内容にｘK ｍｏｄＧ
（ｘ）を掛けることによって、図３Ｂの場所１５０に調
整される。ここで、Ｋは、１つ右の記号に等しい（即
ち、上記図７Ｆのステップ１４６でＫ＝Ｒ１である）。
オフセットＫの適切な値は、図１０の乗算器３１２のＳ
ＥＬ制御ラインを介して選択される。
号語上の最初のパスの間の最初のデータセクタの最初の
記号１６０についてのデータＣＲＣシンドロームが計算
される。最初の記号１６０は、上記符号語Ｃ’（ｘ）の
最も有意な係数、および上記部分集合多項式Ｃj（ｘ）
のゼロでない係数を含む。最初の記号１６０は、（加算
器３１０で、最上位ビットにゼロをパディング（zero p
adding）し、ゼロを加えた後に）図１０の３２ビットレ
ジスタ３０８にロードされる。その後、図３Ｂの符号語
の次の記号１４０が読み出され、乗算器３１２で、レジ
スタ３０８の内容にｘK ｍｏｄＧ（ｘ）が掛けられ、デ
ータＣＲＣシンドロームが１記号右にシフトされる（即
ち、図７Ｆのステップ１４６でＫ＝Ｒ１である）。その
後、乗算結果は、（加算器３１０で符号語の次の記号１
４０を加算して、その特定の部分集合多項式についての
ＣＲＣシンドローム計算を開始した後に）レジスタ３０
８に再ロードされる。この計算は、残りの記号に対して
行われ、図３Ｂの水平方向の最初の符号語の最後の記号
１４８が読み出されるまで続けられる。その後、ＣＲＣ
シンドロームは、レジスタ３０８の内容にｘK ｍｏｄＧ
（ｘ）を掛けることによって、図３Ｂの場所１５０に調
整される。ここで、Ｋは、１つ右の記号に等しい（即
ち、上記図７Ｆのステップ１４６でＫ＝Ｒ１である）。
オフセットＫの適切な値は、図１０の乗算器３１２のＳ
ＥＬ制御ラインを介して選択される。
【０１３５】このプロセスは、図３Ｂの最初のデータセ
クタの水平方向の最後の符号語の最後の記号が読み出さ
れるまで続けられ、レジスタ３０８は、ＣＲＣ符号語
Ｃ’（ｘ）の最初の記号（即ち、部分集合多項式Ｃ
j（ｘ））についてのデータＣＲＣシンドロームであっ
て、その他の記号（即ち、その他の部分集合多項式）に
ついて計算されたデータＣＲＣシンドロームに加えられ
るデータＣＲＣシンドロームを含み、これにより、最初
のデータセクタのＣＲＣ符号語Ｃ’（ｘ）全体について
のデータＣＲＣシンドロームを生成する。この時、最初
のデータセクタについてのデータＣＲＣシンドローム
は、図３Ｂの最後の記号１５２に配置される。図７Ｆの
フロー図が再び実行され、次のデータセクタの最初の記
号２０４が処理されると、図７Ｆのステップ１３８で、
最初のデータセクタについてのデータＣＲＣシンドロー
ムがＳＲＡＭ１５に格納され、次のデータセクタの最初
の記号２０４がレジスタ３０８にロードされる。上記プ
ロセスは、２番目およびそれ以降のデータセクタについ
ても繰り返され、最初の水平方向のパスの終わりで、１
６個のデータＣＲＣシンドロームがすべて生成され、Ｓ
ＲＡＭ１５に格納される。
クタの水平方向の最後の符号語の最後の記号が読み出さ
れるまで続けられ、レジスタ３０８は、ＣＲＣ符号語
Ｃ’（ｘ）の最初の記号（即ち、部分集合多項式Ｃ
j（ｘ））についてのデータＣＲＣシンドロームであっ
て、その他の記号（即ち、その他の部分集合多項式）に
ついて計算されたデータＣＲＣシンドロームに加えられ
るデータＣＲＣシンドロームを含み、これにより、最初
のデータセクタのＣＲＣ符号語Ｃ’（ｘ）全体について
のデータＣＲＣシンドロームを生成する。この時、最初
のデータセクタについてのデータＣＲＣシンドローム
は、図３Ｂの最後の記号１５２に配置される。図７Ｆの
フロー図が再び実行され、次のデータセクタの最初の記
号２０４が処理されると、図７Ｆのステップ１３８で、
最初のデータセクタについてのデータＣＲＣシンドロー
ムがＳＲＡＭ１５に格納され、次のデータセクタの最初
の記号２０４がレジスタ３０８にロードされる。上記プ
ロセスは、２番目およびそれ以降のデータセクタについ
ても繰り返され、最初の水平方向のパスの終わりで、１
６個のデータＣＲＣシンドロームがすべて生成され、Ｓ
ＲＡＭ１５に格納される。
【０１３６】誤りＣＲＣを生成するための図９のＥＲＲ
ＯＲCRC回路３０２はまた、図１０の回路を含む。図２
の誤り訂正器１８によって訂正値が生成されると、この
訂正値は、加算器３１０でレジスタ３０８に加えられ
る。乗算器３１２は、水平方向または垂直方向の符号語
の各記号が処理されているとき、訂正値が生成されるか
どうかに関わらず（即ち、訂正値がゼロであっても）、
レジスタ３０８の内容への適切なＫオフセットの乗算を
続ける。各データセクタの終わりで、データＣＲＣシン
ドロームおよび誤りＣＲＣシンドロームが結合され、最
終ＣＲＣシンドロームＳCRCJが生成される。上述のよう
に、この最終ＣＲＣシンドロームＳCRCJは、訂正の有効
であるかどうかおよび完全であるかどうかを判断するた
めに用いられる。
ＯＲCRC回路３０２はまた、図１０の回路を含む。図２
の誤り訂正器１８によって訂正値が生成されると、この
訂正値は、加算器３１０でレジスタ３０８に加えられ
る。乗算器３１２は、水平方向または垂直方向の符号語
の各記号が処理されているとき、訂正値が生成されるか
どうかに関わらず（即ち、訂正値がゼロであっても）、
レジスタ３０８の内容への適切なＫオフセットの乗算を
続ける。各データセクタの終わりで、データＣＲＣシン
ドロームおよび誤りＣＲＣシンドロームが結合され、最
終ＣＲＣシンドロームＳCRCJが生成される。上述のよう
に、この最終ＣＲＣシンドロームＳCRCJは、訂正の有効
であるかどうかおよび完全であるかどうかを判断するた
めに用いられる。
【０１３７】図１０のｘK ｍｏｄＧ（ｘ）乗算器３１２
を実現するための好適な実施形態は、図１１を参照して
理解される。図１１は、ｘK+i ｍｏｄＧ（ｘ）という計
算によって生成される剰余のテーブルを表す。ここで、
ｉは｛０，...，３１｝に等しい。図１１のテーブル
は、ＣＲＣシンドロームの計算中に用いられるＫオフセ
ット値（即ち、Ｒ１、Ｄ１およびＵＰ１２＿Ｒ１）の各
々について生成される。その後、図１０のレジスタ３０
８の内容に適切なテーブルを掛けることによって（即
ち、３２ビットベクトルに３２×３２行列を掛けること
によって）乗算が行われる。
を実現するための好適な実施形態は、図１１を参照して
理解される。図１１は、ｘK+i ｍｏｄＧ（ｘ）という計
算によって生成される剰余のテーブルを表す。ここで、
ｉは｛０，...，３１｝に等しい。図１１のテーブル
は、ＣＲＣシンドロームの計算中に用いられるＫオフセ
ット値（即ち、Ｒ１、Ｄ１およびＵＰ１２＿Ｒ１）の各
々について生成される。その後、図１０のレジスタ３０
８の内容に適切なテーブルを掛けることによって（即
ち、３２ビットベクトルに３２×３２行列を掛けること
によって）乗算が行われる。
【０１３８】３２ビットＣＲＣ生成多項式Ｇ（ｘ）につ
いてのｘK ｍｏｄＧ（ｘ）の乗算を実現するための実際
のテーブルは、図１３Ａ〜図１３ＥのＶＨＤＬソースコ
ードに示される。「ｃｏｎｓｔａｎｔ ｒ１＿ｄｖｄ＿
ｔｂｌ」として示されたテーブルは、１記号右へのシフ
ト（Ｒ１）調整を実現し、「ｃｏｎｓｔａｎｔ ｄ１＿
ｄｖｄ＿ｔｂｌ」として示されたテーブルは、１行下へ
のシフト（Ｄ１）調整を実現し、「ｃｏｎｓｔａｎｔ
ｕ１２ｒ１＿ｄｖｄ＿ｔｂｌ」として示されたテーブル
は、１２記号上、１記号右のシフト（ＵＰ１２＿Ｒ１）
調整を実現する。
いてのｘK ｍｏｄＧ（ｘ）の乗算を実現するための実際
のテーブルは、図１３Ａ〜図１３ＥのＶＨＤＬソースコ
ードに示される。「ｃｏｎｓｔａｎｔ ｒ１＿ｄｖｄ＿
ｔｂｌ」として示されたテーブルは、１記号右へのシフ
ト（Ｒ１）調整を実現し、「ｃｏｎｓｔａｎｔ ｄ１＿
ｄｖｄ＿ｔｂｌ」として示されたテーブルは、１行下へ
のシフト（Ｄ１）調整を実現し、「ｃｏｎｓｔａｎｔ
ｕ１２ｒ１＿ｄｖｄ＿ｔｂｌ」として示されたテーブル
は、１２記号上、１記号右のシフト（ＵＰ１２＿Ｒ１）
調整を実現する。
【０１３９】図１３Ａ〜図１３ＥのＶＨＤＬソースコー
ドの残りは、図１０のレジスタ３０８の内容に適切なテ
ーブルを掛ける（即ち、３２ビットベクトルに３２×３
２行列を掛ける）ことによって、実際の乗算を実行す
る。入力レジスタ即ちベクトルと行列との積が、出力ベ
クトルであり、出力ベクトルの各要素は、テーブル（即
ち、行列）のｉ番目の行のｎ個の要素と、レジスタ（即
ち、列入力ベクトル）の対応する成分との積の和を求め
ることによって生成される。この和は、以下のように表
すことができる。
ドの残りは、図１０のレジスタ３０８の内容に適切なテ
ーブルを掛ける（即ち、３２ビットベクトルに３２×３
２行列を掛ける）ことによって、実際の乗算を実行す
る。入力レジスタ即ちベクトルと行列との積が、出力ベ
クトルであり、出力ベクトルの各要素は、テーブル（即
ち、行列）のｉ番目の行のｎ個の要素と、レジスタ（即
ち、列入力ベクトル）の対応する成分との積の和を求め
ることによって生成される。この和は、以下のように表
すことができる。
【０１４０】
【数２８】 ここで、ｙiは、乗算器３１２の出力ベクトルであり、
ａikは、図１１のテーブルのｉ番目の行の３２ビットで
あり、ｘkは、図１０のレジスタ３０８に格納された３
２ビットである。乗算器３１２からの出力ベクトルｙi
は、加算器３１０で入力ビットに加えられ、その結果
が、レジスタ３０８に格納される。
ａikは、図１１のテーブルのｉ番目の行の３２ビットで
あり、ｘkは、図１０のレジスタ３０８に格納された３
２ビットである。乗算器３１２からの出力ベクトルｙi
は、加算器３１０で入力ビットに加えられ、その結果
が、レジスタ３０８に格納される。
【０１４１】[ＳＲＡＭ]図２のＳＲＡＭ１５の構造およ
び動作は、図１２Ａを参照して理解される。上述のよう
に、ＳＲＡＭ１５は、動作モードに依存して２つの機能
を実行する。即ち、ＣＤモードでは、ＳＲＡＭ１５は、
Ｃ１／Ｃ２符号化のためのデータバッファ処理を与え、
ＤＶＤモードでは、ＳＲＡＭ１５は、積符号についての
ＥＣＣシンドロームと、ＣＲＣ検証符号についてのＣＲ
Ｃシンドロームとを格納する。ＤＶＤモードの場合の好
適な実施形態では、図３Ａに示される積符号の垂直方向
のＥＣＣシンドロームが１８２個だけ、１６個のデータ
セクタに対応する１６個のＣＲＣシンドロームととも
に、ＳＲＡＭ１５に格納される。ＤＶＤ積符号の２０８
個の水平方向のＥＣＣシンドロームは、水平方向のパス
の各々で再生成され、ＳＲＡＭ１５には格納されない。
当業者は、この構成が単に特定の実施形態であって、Ｓ
ＲＡＭ１５の容量を、垂直方向および水平方向のＥＣＣ
シンドローム、およびＣＲＣシンドロームを格納するよ
うに増加させることができることを認識するであろう。
び動作は、図１２Ａを参照して理解される。上述のよう
に、ＳＲＡＭ１５は、動作モードに依存して２つの機能
を実行する。即ち、ＣＤモードでは、ＳＲＡＭ１５は、
Ｃ１／Ｃ２符号化のためのデータバッファ処理を与え、
ＤＶＤモードでは、ＳＲＡＭ１５は、積符号についての
ＥＣＣシンドロームと、ＣＲＣ検証符号についてのＣＲ
Ｃシンドロームとを格納する。ＤＶＤモードの場合の好
適な実施形態では、図３Ａに示される積符号の垂直方向
のＥＣＣシンドロームが１８２個だけ、１６個のデータ
セクタに対応する１６個のＣＲＣシンドロームととも
に、ＳＲＡＭ１５に格納される。ＤＶＤ積符号の２０８
個の水平方向のＥＣＣシンドロームは、水平方向のパス
の各々で再生成され、ＳＲＡＭ１５には格納されない。
当業者は、この構成が単に特定の実施形態であって、Ｓ
ＲＡＭ１５の容量を、垂直方向および水平方向のＥＣＣ
シンドローム、およびＣＲＣシンドロームを格納するよ
うに増加させることができることを認識するであろう。
【０１４２】図１２Ａを参照して、ＳＲＡＭ１５は、好
ましくは、１６個の２５６×８ビットメモリセル３１４
0〜３１４15のバンクとして実現される。各メモリセル
は、２５６データバイトにアクセスするための８ビット
入力アドレスと、アドレス指定されたデータバイトを出
力するための８ビット出力バスとを含む。アドレス復号
化器３１６は、制御ライン３１７を介して構成される動
作モードに依存して、１２ビットアドレス３１８を復号
化する。ＣＤモードの場合、メモリセル３１４ 0〜３１
４15のバンクは、４ｋ×８ビットバッファとしてアドレ
ス指定される。即ち、アドレス３１８の１２ビットを全
部用いて、Ｃ１／Ｃ２復号化のための８ビットの１デー
タバイトにアクセスする。アドレス３１８の最初の８ビ
ットは、メモリセル３１４0〜３１４15の各々から同じ
データバイトを選択するために用いられる。メモリセル
の出力は、トライステートバッファ３２０0〜３２０15
を介してワイアードＯＲされる（wireored）。アドレス
３１８の残りの４ビットを用いて、適切なトライステー
トバッファがイネーブルされ、それにより、バス３２２
上に、Ｃ１／Ｃ２復号化に用いられる適切なデータバイ
トをアサートする。
ましくは、１６個の２５６×８ビットメモリセル３１４
0〜３１４15のバンクとして実現される。各メモリセル
は、２５６データバイトにアクセスするための８ビット
入力アドレスと、アドレス指定されたデータバイトを出
力するための８ビット出力バスとを含む。アドレス復号
化器３１６は、制御ライン３１７を介して構成される動
作モードに依存して、１２ビットアドレス３１８を復号
化する。ＣＤモードの場合、メモリセル３１４ 0〜３１
４15のバンクは、４ｋ×８ビットバッファとしてアドレ
ス指定される。即ち、アドレス３１８の１２ビットを全
部用いて、Ｃ１／Ｃ２復号化のための８ビットの１デー
タバイトにアクセスする。アドレス３１８の最初の８ビ
ットは、メモリセル３１４0〜３１４15の各々から同じ
データバイトを選択するために用いられる。メモリセル
の出力は、トライステートバッファ３２０0〜３２０15
を介してワイアードＯＲされる（wireored）。アドレス
３１８の残りの４ビットを用いて、適切なトライステー
トバッファがイネーブルされ、それにより、バス３２２
上に、Ｃ１／Ｃ２復号化に用いられる適切なデータバイ
トをアサートする。
【０１４３】ＤＶＤモードの場合、ＳＲＡＭ１５は、２
５６×１２８バッファとしてアドレス指定される。即
ち、アドレス３１８の最初の８ビットだけを用いて、メ
モリセル３１４0〜３１４15の各々から同じデータバイ
トを選択する。各メモリセルから出力される１６データ
バイトは、３２４で結合され、図５および図６Ｂに示さ
れるような垂直方向の符号語の１６個のＥＣＣシンドロ
ームを形成するか、または、図３Ａに示されるデータセ
クタについてのＣＲＣシンドロームの４バイトを形成す
る。
５６×１２８バッファとしてアドレス指定される。即
ち、アドレス３１８の最初の８ビットだけを用いて、メ
モリセル３１４0〜３１４15の各々から同じデータバイ
トを選択する。各メモリセルから出力される１６データ
バイトは、３２４で結合され、図５および図６Ｂに示さ
れるような垂直方向の符号語の１６個のＥＣＣシンドロ
ームを形成するか、または、図３Ａに示されるデータセ
クタについてのＣＲＣシンドロームの４バイトを形成す
る。
【０１４４】ＤＶＤモードの場合の垂直方向のＥＣＣシ
ンドロームおよびＣＲＣシンドロームの好適なマッピン
グは、図１２Ｂに示される。最初の１８２個のアドレス
が、１８２個の垂直方向の符号語の１６個のＥＣＣシン
ドロームを格納するために用いられる。次の１０個のア
ドレスはスキップされ、アドレス１９２〜２０７は、図
３ＡのＤＶＤ積符号の１６個のデータセクタについての
４バイトのデータＣＲＣシンドロームおよび誤りＣＲＣ
シンドロームを１６個格納するために用いられる。アド
レス１９２〜２０７を用いてデータＣＲＣシンドローム
および誤りＣＲＣシンドロームにアクセスすることによ
り、アドレスの３つの最下位ビットしか変わらないた
め、複号化回路が簡略化される。ＳＲＡＭ１５の残り
は、ＤＶＤモードでは使用されない。
ンドロームおよびＣＲＣシンドロームの好適なマッピン
グは、図１２Ｂに示される。最初の１８２個のアドレス
が、１８２個の垂直方向の符号語の１６個のＥＣＣシン
ドロームを格納するために用いられる。次の１０個のア
ドレスはスキップされ、アドレス１９２〜２０７は、図
３ＡのＤＶＤ積符号の１６個のデータセクタについての
４バイトのデータＣＲＣシンドロームおよび誤りＣＲＣ
シンドロームを１６個格納するために用いられる。アド
レス１９２〜２０７を用いてデータＣＲＣシンドローム
および誤りＣＲＣシンドロームにアクセスすることによ
り、アドレスの３つの最下位ビットしか変わらないた
め、複号化回路が簡略化される。ＳＲＡＭ１５の残り
は、ＤＶＤモードでは使用されない。
【０１４５】本発明の目的は、本明細書に開示された実
施形態により十分に実現されている。当業者は、本発明
の本質的な機能から逸脱することなく、様々な実施形態
によって本発明の様々な局面を達成することができるこ
とを認識するであろう。例えば、図３Ａに示される積符
号は、典型的にはデジタルビデオディスク（ＤＶＤ）で
用いられるが、本発明は、コンパクトディスク（ＣＤ）
に用いられるフォーマットを含む他の積符号フォーマッ
トに等しく適用可能である。さらに、本発明は、積符号
だけでなく、他の多次元符号にも適用され得る。このよ
うに、本明細書に開示された特定の実施形態は例示的な
ものであって、前掲の特許請求の範囲によって適切に解
釈される本発明の範囲を限定することを意味するもので
はない。
施形態により十分に実現されている。当業者は、本発明
の本質的な機能から逸脱することなく、様々な実施形態
によって本発明の様々な局面を達成することができるこ
とを認識するであろう。例えば、図３Ａに示される積符
号は、典型的にはデジタルビデオディスク（ＤＶＤ）で
用いられるが、本発明は、コンパクトディスク（ＣＤ）
に用いられるフォーマットを含む他の積符号フォーマッ
トに等しく適用可能である。さらに、本発明は、積符号
だけでなく、他の多次元符号にも適用され得る。このよ
うに、本明細書に開示された特定の実施形態は例示的な
ものであって、前掲の特許請求の範囲によって適切に解
釈される本発明の範囲を限定することを意味するもので
はない。
【０１４６】
【発明の効果】本発明によれば、少なくとも以下の効果
が得られる。
が得られる。
【０１４７】まず、ランダム化データに対してＣＲＣ検
査を行うことによって、ＣＲＣシンドロームを生成する
前にデータを非ランダム化するためのデータバッファへ
のアクセスに関連する待ち時間が避けられる。
査を行うことによって、ＣＲＣシンドロームを生成する
前にデータを非ランダム化するためのデータバッファへ
のアクセスに関連する待ち時間が避けられる。
【０１４８】さらに、ＰおよびＱ符号語の訂正と同時に
実行中にＣＲＣシンドロームを生成することにより、Ｃ
ＲＣ符号語を処理した直後に、訂正の有効性および完全
性を検査するためにＣＲＣシンドロームを利用可能にす
る。これにより、ＣＲＣシンドロームを生成するために
データバッファにアクセスする必要がなくなる。
実行中にＣＲＣシンドロームを生成することにより、Ｃ
ＲＣ符号語を処理した直後に、訂正の有効性および完全
性を検査するためにＣＲＣシンドロームを利用可能にす
る。これにより、ＣＲＣシンドロームを生成するために
データバッファにアクセスする必要がなくなる。
【図１】ＣＤ／ＤＶＤ光記憶装置において典型的に用い
られる従来の誤り訂正システムのブロック図である。
られる従来の誤り訂正システムのブロック図である。
【図２】ランダムデータに対して実行中にＣＲＣシンド
ロームを生成するＣＲＣ生成器および訂正検証器を有す
る、本発明の誤り訂正システムのブロック図である。
ロームを生成するＣＲＣ生成器および訂正検証器を有す
る、本発明の誤り訂正システムのブロック図である。
【図３Ａ】１６個のデータセクタを有するＤＶＤ光記憶
装置において典型的に用いられる積符号のフォーマット
を示す図である。
装置において典型的に用いられる積符号のフォーマット
を示す図である。
【図３Ｂ】図３Ａの積符号の最初の２つのデータセクタ
のフォーマットを示す図である。
のフォーマットを示す図である。
【図３Ｃ】本発明において用いられるデータランダム化
器／非ランダム化器の詳細を示す図である。
器／非ランダム化器の詳細を示す図である。
【図３Ｄ】本発明において用いられるデータランダム化
器／非ランダム化器の詳細を示す図である。
器／非ランダム化器の詳細を示す図である。
【図４】本発明の第１実施態様による水平符号語誤りシ
ンドロームを生成する詳細な回路を示す図である。
ンドロームを生成する詳細な回路を示す図である。
【図５】水平符号語に対する誤りシンドロームの生成と
同時に、垂直符号語誤りシンドロームを生成する詳細な
回路を示す図である。
同時に、垂直符号語誤りシンドロームを生成する詳細な
回路を示す図である。
【図６Ａ】本発明の他の実施態様について、シンドロー
ムバッファが、水平および垂直符号語の両方に対する誤
りシンドロームを記憶するとき、水平および垂直誤りシ
ンドロームをそれぞれ更新する回路を示す図である。
ムバッファが、水平および垂直符号語の両方に対する誤
りシンドロームを記憶するとき、水平および垂直誤りシ
ンドロームをそれぞれ更新する回路を示す図である。
【図６Ｂ】本発明の他の実施態様について、シンドロー
ムバッファが、水平および垂直符号語の両方に対する誤
りシンドロームを記憶するとき、水平および垂直誤りシ
ンドロームをそれぞれ更新する回路を示す図である。
ムバッファが、水平および垂直符号語の両方に対する誤
りシンドロームを記憶するとき、水平および垂直誤りシ
ンドロームをそれぞれ更新する回路を示す図である。
【図７Ａ】本発明の誤り訂正システムによって実行され
るステップの概略を示す流れ図である。
るステップの概略を示す流れ図である。
【図７Ｂ】水平符号語に対する第１パスの間に水平およ
び垂直誤りシンドロームを同時に生成し、積符号に対す
る訂正の有効性および完全性を検査するためのＣＲＣシ
ンドロームを同時に生成するための流れ図である。
び垂直誤りシンドロームを同時に生成し、積符号に対す
る訂正の有効性および完全性を検査するためのＣＲＣシ
ンドロームを同時に生成するための流れ図である。
【図７Ｃ】第１（および次の）水平パスの間水平符号語
を訂正し、訂正値を用いてシンドロームバッファおよび
ＣＲＣ誤りレジスタにおいて記憶される垂直誤りシンド
ロームを更新するための流れ図である。
を訂正し、訂正値を用いてシンドロームバッファおよび
ＣＲＣ誤りレジスタにおいて記憶される垂直誤りシンド
ロームを更新するための流れ図である。
【図７Ｄ】シンドロームバッファに記憶される垂直誤り
シンドロームを用いて垂直パス中に垂直符号語を訂正
し、訂正値を用いてシンドロームバッファおよびＣＲＣ
誤りレジスタに記憶される水平誤りシンドロームを更新
するための流れ図である。
シンドロームを用いて垂直パス中に垂直符号語を訂正
し、訂正値を用いてシンドロームバッファおよびＣＲＣ
誤りレジスタに記憶される水平誤りシンドロームを更新
するための流れ図である。
【図７Ｅ】シンドロームバッファに記憶される水平誤り
シンドロームを用いて次の水平パス中に水平符号語を訂
正し、訂正値を用いてシンドロームバッファおよびＣＲ
Ｃ誤りレジスタに記憶される垂直誤りシンドロームを更
新するための流れ図である。
シンドロームを用いて次の水平パス中に水平符号語を訂
正し、訂正値を用いてシンドロームバッファおよびＣＲ
Ｃ誤りレジスタに記憶される垂直誤りシンドロームを更
新するための流れ図である。
【図７Ｆ】全積符号に対する第１水平パス中にデータＣ
ＲＣシンドロームを生成するための流れ図である。
ＲＣシンドロームを生成するための流れ図である。
【図７Ｇ】水平パス中に訂正値を用いて誤りＣＲＣシン
ドロームを更新するための流れ図である。
ドロームを更新するための流れ図である。
【図７Ｈ】水平パス中に訂正値を用いて誤りＣＲＣシン
ドロームを更新するための流れ図である。
ドロームを更新するための流れ図である。
【図７Ｉ】垂直パス中に訂正値を用いて誤りＣＲＣシン
ドロームを更新するための流れ図である。
ドロームを更新するための流れ図である。
【図７Ｊ】垂直パス中に訂正値を用いて誤りＣＲＣシン
ドロームを更新するための流れ図である。
ドロームを更新するための流れ図である。
【図７Ｋ】ＣＲＣデータレジスタの内容とＣＲＣ誤りレ
ジスタの内容とを組合せ、水平および垂直パスの終わり
における訂正の有効性および完全性を検査するための最
終ＣＲＣシンドロームを生成する流れ図である。
ジスタの内容とを組合せ、水平および垂直パスの終わり
における訂正の有効性および完全性を検査するための最
終ＣＲＣシンドロームを生成する流れ図である。
【図８】書込み動作中にＣＲＣ冗長を生成し、読出し動
作中にＣＲＣシンドロームを生成するのに用いられる従
来のリニアフィードバックシフトレジスタ（ＬＦＳＲ）
を示す図である。
作中にＣＲＣシンドロームを生成するのに用いられる従
来のリニアフィードバックシフトレジスタ（ＬＦＳＲ）
を示す図である。
【図９】ＣＲＣシンドロームのデータパートを計算する
ためのＤＡＴＡCRC回路と、ＣＲＣシンドロームの誤り
部分を計算するためのＥＲＲＯＲCRC回路と、ＤＡＴＡC
RCレジスタとＥＲＲＯＲCRCレジスタとを組合せて、ラ
ンダムデータパターンに対するＣＲＣと等しい定数と比
較される最終ＣＲＣシンドロームＳCRCを生成するため
の回路とを有するＣＲＣ訂正検証回路のブロック図であ
る。
ためのＤＡＴＡCRC回路と、ＣＲＣシンドロームの誤り
部分を計算するためのＥＲＲＯＲCRC回路と、ＤＡＴＡC
RCレジスタとＥＲＲＯＲCRCレジスタとを組合せて、ラ
ンダムデータパターンに対するＣＲＣと等しい定数と比
較される最終ＣＲＣシンドロームＳCRCを生成するため
の回路とを有するＣＲＣ訂正検証回路のブロック図であ
る。
【図１０】図９のＤＡＴＡCRC／ＥＲＲＯＲCRC回路の詳
細なブロック図である。
細なブロック図である。
【図１１】乗算器がｘK ＭＯＤ Ｇ（ｘ）を計算するた
めのマトリクスの一般的な形態を示す図である。
めのマトリクスの一般的な形態を示す図である。
【図１２Ａ】ＳＲＡＭの構造、ならびにＣＤフォーマッ
ト用および積符号に対する部分シンドロームを記憶する
ためのＣ１／Ｃ２符号、およびＤＶＤフォーマット用の
ＣＲＣ検証符号を復号化する間にどのようにＳＲＡＭが
構成されるかを示す図である。
ト用および積符号に対する部分シンドロームを記憶する
ためのＣ１／Ｃ２符号、およびＤＶＤフォーマット用の
ＣＲＣ検証符号を復号化する間にどのようにＳＲＡＭが
構成されるかを示す図である。
【図１２Ｂ】本発明の好ましい実施態様における垂直Ｅ
ＣＣシンドロームおよびＣＲＣ検証シンドロームのＳＲ
ＡＭマッピングを示す図である。
ＣＣシンドロームおよびＣＲＣ検証シンドロームのＳＲ
ＡＭマッピングを示す図である。
【図１３Ａ】３２ビットＣＲＣ生成多項式Ｇ（ｘ）につ
いてのｘK ｍｏｄＧ（ｘ）の乗算を実現するための実際
のテーブルを生成するＶＨＤＬソースコードを示す図で
ある。
いてのｘK ｍｏｄＧ（ｘ）の乗算を実現するための実際
のテーブルを生成するＶＨＤＬソースコードを示す図で
ある。
【図１３Ｂ】３２ビットＣＲＣ生成多項式Ｇ（ｘ）につ
いてのｘK ｍｏｄＧ（ｘ）の乗算を実現するための実際
のテーブルを生成するＶＨＤＬソースコードを示す図で
ある。
いてのｘK ｍｏｄＧ（ｘ）の乗算を実現するための実際
のテーブルを生成するＶＨＤＬソースコードを示す図で
ある。
【図１３Ｃ】３２ビットＣＲＣ生成多項式Ｇ（ｘ）につ
いてのｘK ｍｏｄＧ（ｘ）の乗算を実現するための実際
のテーブルを生成するＶＨＤＬソースコードを示す図で
ある。
いてのｘK ｍｏｄＧ（ｘ）の乗算を実現するための実際
のテーブルを生成するＶＨＤＬソースコードを示す図で
ある。
【図１３Ｄ】３２ビットＣＲＣ生成多項式Ｇ（ｘ）につ
いてのｘK ｍｏｄＧ（ｘ）の乗算を実現するための実際
のテーブルを生成するＶＨＤＬソースコードを示す図で
ある。
いてのｘK ｍｏｄＧ（ｘ）の乗算を実現するための実際
のテーブルを生成するＶＨＤＬソースコードを示す図で
ある。
【図１３Ｅ】３２ビットＣＲＣ生成多項式Ｇ（ｘ）につ
いてのｘK ｍｏｄＧ（ｘ）の乗算を実現するための実際
のテーブルを生成するＶＨＤＬソースコードを示す図で
ある。
いてのｘK ｍｏｄＧ（ｘ）の乗算を実現するための実際
のテーブルを生成するＶＨＤＬソースコードを示す図で
ある。
１ データバッファ ３ ライン ４ ランダム化器／非ランダム化器 ７ Ｃ１符号化器／復号化器 ８ Ｃ２符号化器／復号化器 ９ インターリーブ器／非インターリーブ器 １５ ＳＲＡＭ １６ Ｐ／Ｑ復号化器 １７ ＥＣＣ／シンドローム生成器 １８ 誤り訂正器 １９ ＣＲＣ生成器および訂正検証器 ２０ ライン ２１ ライン
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 595158337 3100 Ｗｅｓｔ Ｗａｒｒｅｎ Ａｖｅｎ ｕｅ，Ｆｒｅｍｏｎｔ，Ｃａｌｉｆｏｒｎ ｉａ 94538，Ｕ．Ｓ．Ａ.
Claims (18)
- 【請求項１】 ディスク記憶媒体から読み出したバイナ
リデータ内の誤りを訂正する誤り訂正プロセッサであっ
て、該バイナリデータは複数の交差多次元符号語のＥＣ
Ｃ符号語を含み、該多次元符号語はＥＣＣ冗長記号、検
証冗長記号および複数のデータセクタを含み、 （ａ）該ディスク記憶媒体から読み出した該ＥＣＣ符号
語を格納するデータバッファと、 （ｂ）各データセクタに検証シンドロームを生成するの
に使用される複数の中間値を格納するシンドロームバッ
ファと、 （ｃ）該データバッファ内に格納されたＥＣＣ符号語に
応じて、該ＥＣＣ符号語内の誤りを訂正するための誤り
シンドロームを生成するＥＣＣ復号化器と、 （ｄ）該検証冗長記号に応じて、該ＥＣＣ復号化器によ
って該ＥＣＣ符号語に対して行われた訂正を検証するた
めの該検証シンドロームを生成する誤り訂正検証器と、 を備えた、誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項２】 （ａ）前記多次元符号語は第１および第
２の交差ＥＣＣ符号語組を含み、 （ｂ）前記ＥＣＣ復号化器は、該第１のＥＣＣ符号語組
および該第２のＥＣＣ符号語組をシーケンシャルなパス
で処理することによって前記バイナリデータ内の誤りを
訂正する、 請求項１に記載の誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項３】 （ａ）前記誤り訂正検証器は、前記第１
のＥＣＣ符号語組に対する第１のパスの間に前記データ
セクタのそれぞれに対してデータ検証シンドロームを生
成し、 （ｂ）該データ検証シンドロームは前記シンドロームバ
ッファに格納され、 （ｃ）該誤り訂正検証器は、該第１および第２のＥＣＣ
符号語組に対するパスの間に該ＥＣＣ符号語を訂正する
ために前記ＥＣＣ復号化器によって生成された訂正値を
用いて各データセクタに対して誤り検証シンドロームを
生成し、 （ｄ）該誤り検証シンドロームは、該シンドロームバッ
ファ内に格納され、 （ｅ）該誤り訂正検証器は、該データ検証シンドローム
を、該シンドロームバッファ内に格納された対応する該
誤り検証シンドロームと組み合わせて、これにより、所
定の値と比較される最終検証シンドロームを生成する、 請求項２に記載の誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項４】 （ａ）前記検証冗長記号は、有限領域の
生成多項式に従って生成され、 （ｂ）前記所定の値は該生成多項式に基づいている、 請求項３に記載の誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項５】 （ａ）前記誤り訂正検証器は、前記ＥＣ
Ｃ符号語を処理する前記ＥＣＣ復号化器と同時に、前記
データセクタのそれぞれに対して部分的検証シンドロー
ムを生成し、 （ｂ）該誤り訂正検証器は、該ＥＣＣ復号化器によって
処理されている特定の符号語記号の位置に従って現部分
的検証シンドロームを調節するオフセットコントローラ
を含む、 請求項１に記載の誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項６】 前記ＥＣＣ復号化器が前記データセクタ
の１つのデータ記号を訂正するための訂正値を生成する
ときに、 （ａ）前記オフセットコントローラが、訂正されている
該データ記号の位置に従って対応する前記部分的検証シ
ンドロームを調節し、 （ｂ）前記誤り訂正検証器が、該訂正値を用いて該部分
的検証シンドロームを更新する、 請求項５に記載の誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項７】 （ａ）前記データセクタのそれぞれは検
証冗長記号を含み、 （ｂ）各データセクタに対する該検証冗長記号は、有限
領域の生成多項式Ｇ（ｘ）に従って生成され、 （ｃ）前記オフセットコントローラは、前記部分的検証
シンドロームに、 ＸKｍｏｄＧ（ｘ） （但し、Ｋはオフセット値であり、ｍｏｄ演算子は剰余
演算を示す）を掛けることによって、データセクタの該
部分的検証シンドロームを調節する、 請求項５に記載の誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項８】 前記検証冗長記号は、循環冗長符号（Ｃ
ＲＣ）に従って生成される、請求項１に記載の誤り訂正
プロセッサ。 - 【請求項９】 ディスク記憶媒体から読み出したバイナ
リデータ内の誤りを訂正する誤り訂正プロセッサであっ
て、該バイナリデータは複数の交差多次元符号語のＥＣ
Ｃ符号語を含み、該多次元符号語はＥＣＣ冗長記号、検
証冗長記号および複数のデータセクタを含み、該誤り訂
正プロセッサは、 （ａ）該ディスク記憶媒体から読み出した該ＥＣＣ符号
語を格納するデータバッファと、 （ｂ）各データセクタに検証シンドロームを生成するの
に使用される複数の中間値を格納するシンドロームバッ
ファと、 （ｃ）該データバッファ内に格納されたＥＣＣ符号語に
応じて、該ＥＣＣ符号語内の誤りを訂正するための誤り
シンドロームを生成するＥＣＣ復号化器と、 （ｄ）該検証冗長記号に応じて、該ＥＣＣ復号化器によ
って該ＥＣＣ符号語に対して行われた訂正を検証するた
めの該検証シンドロームを生成する誤り訂正検証器と、
を備えており、該誤り訂正検証器は、 （ｉ）該複数のデータセクタに対応する該シンドローム
バッファ内に格納された複数のデータ検証値の１つを受
け取るように接続されるデータ検証レジスタと、 （ii）該複数のデータセクタに対応する該シンドローム
バッファ内に格納された複数の誤り検証値の１つを受け
取るように接続される誤り検証レジスタと、 （iii）１つのデータ検証値を対応する１つの誤り検証
値と組み合わせて、これにより、該検証シンドロームの
１つを生成する検証シンドロームジェネレータと、 （iv）該検証シンドロームを所定の値と比較して、これ
により、該ＥＣＣ復号化器によって行われた該訂正が有
効且つ完全であるかどうかを決定する比較器と、 を備えている、誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項１０】 （ａ）前記多次元符号語は水平ＥＣＣ
符号語および垂直ＥＣＣ符号語を含み、 （ｂ）前記ＥＣＣ復号化器は、該水平ＥＣＣ符号語およ
び該垂直ＥＣＣ符号語をシーケンシャルなパスで処理す
ることによって前記バイナリデータ内の誤りを訂正す
る、 請求項９に記載の誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項１１】 （ａ）前記誤り訂正検証器は、前記水
平符号語に対する第１のパスの間に前記データセクタの
それぞれに対して前記データ検証値を生成し、 （ｂ）該誤り訂正検証器は、該水平および垂直ＥＣＣ符
号語に対するパスの間に該ＥＣＣ符号語を訂正するため
に前記ＥＣＣ復号化器によって生成された訂正値を用い
て該データセクタのそれぞれに対して前記誤り検証値を
生成する、請求項１０に記載の誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項１２】 （ａ）垂直符号語は、前記データセク
タの少なくとも２つにおけるデータ記号を含み、 （ｂ）前記誤り訂正検証器は、前記ＥＣＣ復号化器が該
垂直符号語を処理する際に適切なデータセクタに対応す
る前記シンドロームバッファ内に格納された前記データ
検証値を前記データ検証レジスタにロードし、 （ｃ）該誤り訂正検証器は、該ＥＣＣ復号化器が該垂直
符号語を処理する際に適切なデータセクタに対応する該
シンドロームバッファ内に格納された前記誤り検証値を
前記誤り検証レジスタにロードする、 請求項１０に記載の誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項１３】 （ａ）前記検証冗長記号は、有限領域
の生成多項式に従って生成され、 （ｂ）前記所定の値は該生成多項式に基づいている、 請求項９に記載の誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項１４】 （ａ）前記誤り訂正検証器は、前記Ｅ
ＣＣ符号語を処理する前記ＥＣＣ復号化器と同時に、前
記データセクタのそれぞれに対して前記シンドロームバ
ッファ内に格納された前記データ検証値および前記誤り
検証値を更新し、 （ｂ）該誤り訂正検証器は、該ＥＣＣ復号化器によって
処理されている特定の符号語記号の位置に従って現デー
タ検証値または誤り検証値を調節するオフセットコント
ローラを含む、 請求項９に記載の誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項１５】 前記ＥＣＣ復号化器が前記データセク
タの１つのデータ記号を訂正するための訂正値を生成す
るときに、 （ａ）前記オフセットコントローラが、訂正されている
該データ記号の位置に従って対応する前記誤り検証値を
調節し、 （ｂ）前記誤り訂正検証器が、該訂正値を用いて該誤り
検証値を更新する、請求項１４に記載の誤り訂正プロセ
ッサ。 - 【請求項１６】 （ａ）前記データセクタのそれぞれは
検証冗長記号を含み、 （ｂ）各データセクタの該検証冗長記号は、有限領域の
生成多項式Ｇ（ｘ）に従って生成され、 （ｃ）前記オフセットコントローラは、前記データ検証
値または前記誤り検証値に、 ＸKｍｏｄＧ（ｘ） （但し、Ｋはオフセット値であり、ｍｏｄ演算子は剰余
演算を示す）を掛けることによって、データセクタの該
データ検証値または該誤り検証値を調節する、 請求項１４に記載の誤り訂正プロセッサ。 - 【請求項１７】 前記検証冗長記号は、循環冗長符号
（ＣＲＣ）に従って生成される、請求項９に記載の誤り
訂正プロセッサ。 - 【請求項１８】 ディスク記憶媒体から読み出したバイ
ナリデータ内の誤りを訂正する方法であって、該バイナ
リデータは複数の交差多次元符号語のＥＣＣ符号語を含
み、該多次元符号語はＥＣＣ冗長記号、検証冗長記号お
よび複数のデータセクタを含み、 （ａ）データバッファ内に、該ディスク記憶媒体から読
み出した該ＥＣＣ符号語を格納するステップと、 （ｂ）シンドロームバッファ内に、各データセクタに検
証シンドロームを生成するのに使用される複数の中間値
を格納するステップと、 （ｃ）ＥＣＣ復号化器によって、該データバッファ内に
格納されたＥＣＣ符号語に応じて、該ＥＣＣ符号語内の
誤りを訂正するための誤りシンドロームを生成するステ
ップと、 （ｄ）該検証冗長記号に応じて、該ＥＣＣ復号化器によ
って該ＥＣＣ符号語に対して行われた訂正を検証するた
めの該検証シンドロームを生成するステップと、 を包含する、方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US08/970.600 | 1997-11-14 | ||
| US08/970,600 US5991911A (en) | 1997-11-14 | 1997-11-14 | Concurrent generation of ECC error syndromes and CRC validation syndromes in a DVD storage device |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH11282702A true JPH11282702A (ja) | 1999-10-15 |
Family
ID=25517179
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP10325725A Ceased JPH11282702A (ja) | 1997-11-14 | 1998-11-16 | Ｄｖｄ記憶装置におけるｅｃｃ誤りシンドローム及びｃｒｃ検証シンドロームの同時生成 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5991911A (ja) |
| JP (1) | JPH11282702A (ja) |
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