JPH0193933A - エラー訂正符号化装置 - Google Patents
エラー訂正符号化装置Info
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- JPH0193933A JPH0193933A JP62251908A JP25190887A JPH0193933A JP H0193933 A JPH0193933 A JP H0193933A JP 62251908 A JP62251908 A JP 62251908A JP 25190887 A JP25190887 A JP 25190887A JP H0193933 A JPH0193933 A JP H0193933A
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- 230000005236 sound signal Effects 0.000 description 10
- RRLHMJHRFMHVNM-BQVXCWBNSA-N [(2s,3r,6r)-6-[5-[5-hydroxy-3-(4-hydroxyphenyl)-4-oxochromen-7-yl]oxypentoxy]-2-methyl-3,6-dihydro-2h-pyran-3-yl] acetate Chemical compound C1=C[C@@H](OC(C)=O)[C@H](C)O[C@H]1OCCCCCOC1=CC(O)=C2C(=O)C(C=3C=CC(O)=CC=3)=COC2=C1 RRLHMJHRFMHVNM-BQVXCWBNSA-N 0.000 description 6
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 4
- 238000005070 sampling Methods 0.000 description 3
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 238000000034 method Methods 0.000 description 2
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 1
- 238000012986 modification Methods 0.000 description 1
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- Detection And Correction Of Errors (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
この発明は、例えばオーディオＰＣＭ信号を回転ヘッド
により、磁気テープに記録するのに適用されるエラー訂
正符号化装置に関する。
により、磁気テープに記録するのに適用されるエラー訂
正符号化装置に関する。
［発明の概要］
この発明では、各情報シンボルが互いに異なる第１及び
第２のエラー訂正符号系列に含まれるように符号化を行
うエラー訂正符号化装置において、ブロックの識別のた
めのアドレスを含むヘッダとアドレスを含まず、メイン
データからなるデータ部とにより、一つのブロックが形
成され、ブロックが複数個並べられたシンボルの集合に
対して、ブロックに含まれる全てのシンボルに関して、
第１のエラー訂正符号系列が形成されると共に、ヘッダ
の一部とデータ部とに関して、第２のエラー訂正符号系
列が形成されるように符号化がされることにより、ヘッ
ダの一部にメインデータの一部を記録することが可能と
なり、また、ヘッダの保護を強力とでき、更に、アドレ
スの読み取りのエラーを確実に検出することができる。
第２のエラー訂正符号系列に含まれるように符号化を行
うエラー訂正符号化装置において、ブロックの識別のた
めのアドレスを含むヘッダとアドレスを含まず、メイン
データからなるデータ部とにより、一つのブロックが形
成され、ブロックが複数個並べられたシンボルの集合に
対して、ブロックに含まれる全てのシンボルに関して、
第１のエラー訂正符号系列が形成されると共に、ヘッダ
の一部とデータ部とに関して、第２のエラー訂正符号系
列が形成されるように符号化がされることにより、ヘッ
ダの一部にメインデータの一部を記録することが可能と
なり、また、ヘッダの保護を強力とでき、更に、アドレ
スの読み取りのエラーを確実に検出することができる。
マトリックス状の２次元配列の情報シンボルに対して、
その縦方向及び横方向の夫々にエラー検出及びエラー訂
正符号例えばリード・ソロモン符号の符号化を行うエラ
ー訂正符号化装置が知られている。この符号を垂直方向
の列毎に伝送し、受信側では、第１のエラー検出及びエ
ラー訂正符号により、エラー訂正すると共に、エラーの
有無ヲ示すポインタを形成し、次にこのポインタを参照
して第２のエラー検出及びエラー訂正符号により、エラ
ーを訂正するようになされる。
その縦方向及び横方向の夫々にエラー検出及びエラー訂
正符号例えばリード・ソロモン符号の符号化を行うエラ
ー訂正符号化装置が知られている。この符号を垂直方向
の列毎に伝送し、受信側では、第１のエラー検出及びエ
ラー訂正符号により、エラー訂正すると共に、エラーの
有無ヲ示すポインタを形成し、次にこのポインタを参照
して第２のエラー検出及びエラー訂正符号により、エラ
ーを訂正するようになされる。
上述のエラー訂正符号化がされたデータを列毎に伝送す
る場合に、同期信号とブロックアドレス等のサブデータ
とが付加されてｌブロックのデータが構成される。例え
ば特開昭５９−２０２７５０号公報には、列毎のデータ
及び第１のエラー訂正符号のパリティデータに対して、
同期信号とＣＲＣコードで独立にエラー検出可能とされ
たアドレスとを付加してｌブロックを形成することが示
されている。上記の文献では、第９図Ａに示すように、
アドレスに対しては、ＣＲＣでエラー検出可能とされる
と共に、データ部（ＰＣＭオーディオ信号）に対して、
第１のエラー訂正符号（ＣＩ符号と称する）及び第２の
エラー訂正符号（Ｃ２符号と称する）の符号化を行って
いる。
る場合に、同期信号とブロックアドレス等のサブデータ
とが付加されてｌブロックのデータが構成される。例え
ば特開昭５９−２０２７５０号公報には、列毎のデータ
及び第１のエラー訂正符号のパリティデータに対して、
同期信号とＣＲＣコードで独立にエラー検出可能とされ
たアドレスとを付加してｌブロックを形成することが示
されている。上記の文献では、第９図Ａに示すように、
アドレスに対しては、ＣＲＣでエラー検出可能とされる
と共に、データ部（ＰＣＭオーディオ信号）に対して、
第１のエラー訂正符号（ＣＩ符号と称する）及び第２の
エラー訂正符号（Ｃ２符号と称する）の符号化を行って
いる。
この第９図Ａの符号化の場合には、アドレスに対してＣ
１符号がかかってないために、エラーに対する保護が不
十分である。
１符号がかかってないために、エラーに対する保護が不
十分である。
この問題を解決するために、例えば特開昭６１−５４７
７号公報に記載され、第９図Ｂに示されているように、
アドレスに対しても１．Ｃ１符号の符号化を行うエラー
訂正符号化が考えられている。
７号公報に記載され、第９図Ｂに示されているように、
アドレスに対しても１．Ｃ１符号の符号化を行うエラー
訂正符号化が考えられている。
第９図Ｂに示すエラー訂正符号化は、ヘッダがアドレス
のみからなる場合には、有用である。しかし、アドレス
以外に、ＰＣＭオーディオ信号（メインデータ）がヘッ
ダに含まれる場合には、メインデータに対して、ＣＩ符
号のみの符号化しかされず、エラーに対する保護が不十
分な問題がある。アドレスを含めて、ヘッダ全体に０２
符号の符号化を行うことは、Ｃ２パリティによ・す、ア
ドレスが記録されるデータ領域が失われる不都合がある
。
のみからなる場合には、有用である。しかし、アドレス
以外に、ＰＣＭオーディオ信号（メインデータ）がヘッ
ダに含まれる場合には、メインデータに対して、ＣＩ符
号のみの符号化しかされず、エラーに対する保護が不十
分な問題がある。アドレスを含めて、ヘッダ全体に０２
符号の符号化を行うことは、Ｃ２パリティによ・す、ア
ドレスが記録されるデータ領域が失われる不都合がある
。
従って、この発明の目的は、ヘッダの全体をデータ部と
共に、ＣＩ符号化すると共に、アドレスを除きヘッダに
含まれるメインデータに対してＣ２符号の符号化を行う
ことにより、ヘッダのデータに対する保護を強力とでき
、従って、ヘッダにメインデータを記録することを可能
とできるエラー訂正符号化装置を提供することにある。
共に、ＣＩ符号化すると共に、アドレスを除きヘッダに
含まれるメインデータに対してＣ２符号の符号化を行う
ことにより、ヘッダのデータに対する保護を強力とでき
、従って、ヘッダにメインデータを記録することを可能
とできるエラー訂正符号化装置を提供することにある。
（問題点を解決するための手段〕
この発明では、各情報シンボルが互いに異なる第１及び
第２のエラー訂正符号系列に含まれるように符号化を行
うエラー訂正符号化装置において、ブロックの識別のた
めのアドレスを含むヘッダとアドレスを含まず、メイン
データからなるデータ部とにより、一つのブロックが形
成され、ブロックが複数個差べられたシンボルの集合に
対して、ブロックに含まれる全てのシンボルに関して、
第１のエラー訂正符号系列が形成されると共に、 ヘッダの一部とデータ部とに関して、第２のエラー訂正
符号系列が形成される。
第２のエラー訂正符号系列に含まれるように符号化を行
うエラー訂正符号化装置において、ブロックの識別のた
めのアドレスを含むヘッダとアドレスを含まず、メイン
データからなるデータ部とにより、一つのブロックが形
成され、ブロックが複数個差べられたシンボルの集合に
対して、ブロックに含まれる全てのシンボルに関して、
第１のエラー訂正符号系列が形成されると共に、 ヘッダの一部とデータ部とに関して、第２のエラー訂正
符号系列が形成される。
ブロックアドレス、ＩＤ信号及びデータからなるヘッダ
とメインデータのみからなるデータブロックとにより１
ブロツクが形成される。ブロックが複数個差べられたシ
ンボルの２次元的配列に対して、ブロックの全てのシン
ボルに対して、第１のエラー訂正符号（ＣＩ符号）の符
号化がされる。
とメインデータのみからなるデータブロックとにより１
ブロツクが形成される。ブロックが複数個差べられたシ
ンボルの２次元的配列に対して、ブロックの全てのシン
ボルに対して、第１のエラー訂正符号（ＣＩ符号）の符
号化がされる。
従って、全てのシンボルは、Ｃ１符号により、工ラー訂
正可能である。また、ヘッダ内に含まれるメインデータ
とデータ部のメインデータに対しては、Ｃ２符号の符号
化がされる。従って、メインデータは、Ｃ１符号及びＣ
２符号の両者により符号化されているので、エラーに対
する保護が強力とされる。このことは、ヘッダにメイン
データを含ませることを可能とし、符号のフレーム構成
の自由度が増大する。
正可能である。また、ヘッダ内に含まれるメインデータ
とデータ部のメインデータに対しては、Ｃ２符号の符号
化がされる。従って、メインデータは、Ｃ１符号及びＣ
２符号の両者により符号化されているので、エラーに対
する保護が強力とされる。このことは、ヘッダにメイン
データを含ませることを可能とし、符号のフレーム構成
の自由度が増大する。
以下、この発明の一実施例について図面を参照して説明
する。この説明は、下記の順序に従ってなされる。
する。この説明は、下記の順序に従ってなされる。
ａ、ブロック構成及びフレーム構成
り、データインターリーブの一例
Ｃ，ヘッダの構成例
ｄ、記録回路
ｅ、変形例
ａ、ブロック構成及びフレーム構成
第１図は、磁気テープに記録されるデータの１ブロツク
の構成を示す。■ブロックは、４９シンボルからなり、
先頭に１シンボルのブロック同期信号が位置し、次に、
４シンボルのヘッダが位置し、その次に４４シンボルの
データ部が位置する。
の構成を示す。■ブロックは、４９シンボルからなり、
先頭に１シンボルのブロック同期信号が位置し、次に、
４シンボルのヘッダが位置し、その次に４４シンボルの
データ部が位置する。
ヘッダは、後述のように、ＩＤ信号、データ又はＣ２パ
リティとブロックアドレスＡＤＨとこれらに対する単純
パリティ、ＣＲＣ等のエラー検出コードＥＤＣとからな
る。データ部は、データ（オーディオＰＣＭ信号）又は
Ｃ２パリティか、データ又はＣ２パリティ及びＣ１パリ
ティとからなる。
リティとブロックアドレスＡＤＨとこれらに対する単純
パリティ、ＣＲＣ等のエラー検出コードＥＤＣとからな
る。データ部は、データ（オーディオＰＣＭ信号）又は
Ｃ２パリティか、データ又はＣ２パリティ及びＣ１パリ
ティとからなる。
第２図に示すように、上述のブロックが１００列並べら
れることにより、１フレームが構成される。このマトリ
ックス状のフレーム構成のブロック同期信号を除く縦方
向の４８シンボルに（０〜４７）のブロック内アドレス
が付され、横方向の１００ブロツクに対してブロックア
ドレス（０〜９９）が付される。
れることにより、１フレームが構成される。このマトリ
ックス状のフレーム構成のブロック同期信号を除く縦方
向の４８シンボルに（０〜４７）のブロック内アドレス
が付され、横方向の１００ブロツクに対してブロックア
ドレス（０〜９９）が付される。
ブロックアドレスの（２０〜９９）及びブロック内アド
レスの（４〜４７）の（４４シンボル×８０ブロツク）
には、オーディオＰＣＭ信号及びＣ１パリティが含まれ
る。ＮＴＳＣ方式の１フイ一ルド分のＰＣＭオーディオ
信号は、サンプリング周波数が４８ｋ）ｔｚの場合、 となる。１６ビツトのリニア量子化を行う場合には、各
ワードが上位の８ビツトと下位の８ビツトとに分割され
、１シンボルが８ビツトとされる。
レスの（４〜４７）の（４４シンボル×８０ブロツク）
には、オーディオＰＣＭ信号及びＣ１パリティが含まれ
る。ＮＴＳＣ方式の１フイ一ルド分のＰＣＭオーディオ
信号は、サンプリング周波数が４８ｋ）ｔｚの場合、 となる。１６ビツトのリニア量子化を行う場合には、各
ワードが上位の８ビツトと下位の８ビツトとに分割され
、１シンボルが８ビツトとされる。
また、１ワードが１２ビツトの場合には、１シンボルが
６ビツトとされる。サンプリング周波数は、４８にセ以
外に４４．１に七或いは３２に七としでも良い。
６ビツトとされる。サンプリング周波数は、４８にセ以
外に４４．１に七或いは３２に七としでも良い。
左チャンネル及び右チャンネルの２チヤンネルのオーデ
ィオＰＣＭ信号（ＬＯ〜Ｌ８００．ＲＯ〜Ｒ８００）の
先頭のワードＬＯ及びＲＯの上位側のシンボルＬＯｕ及
びＲＯｕがブロック内アドレスの１で、ブロックアドレ
スの９７及び９９に配置されている。また、下位側のシ
ンボルＬＯｊ２及びＲＯ２がブロック内アドレスの３で
、ブロックアドレスの９７及び９９に配置されている。
ィオＰＣＭ信号（ＬＯ〜Ｌ８００．ＲＯ〜Ｒ８００）の
先頭のワードＬＯ及びＲＯの上位側のシンボルＬＯｕ及
びＲＯｕがブロック内アドレスの１で、ブロックアドレ
スの９７及び９９に配置されている。また、下位側のシ
ンボルＬＯｊ２及びＲＯ２がブロック内アドレスの３で
、ブロックアドレスの９７及び９９に配置されている。
残りの８００ワードの内、奇数番目のワードの８００シ
ンボルがブロックアドレスの（２０〜５９）に配され、
偶数番目のワードの８００シンボルがブロックアドレス
の（６０〜９９）に配される。
ンボルがブロックアドレスの（２０〜５９）に配され、
偶数番目のワードの８００シンボルがブロックアドレス
の（６０〜９９）に配される。
ブロックアドレスの（０〜１９）及びブロック内アドレ
スの（４〜４７）の（２０ブロツク×４４シンボル）に
は、第２のエラー訂正符号（Ｃ２符号）のパリティ（Ｃ
２パリティ）が含まれる。
スの（４〜４７）の（２０ブロツク×４４シンボル）に
は、第２のエラー訂正符号（Ｃ２符号）のパリティ（Ｃ
２パリティ）が含まれる。
Ｃ２符号は、横方向に整列するシンボルの４ブロツク毎
の２０シンボルに対して形成される（２５゜２０）リー
ド・ソロモン符号である。このＣ２符号の系列は、１行
に関して、４系列生成されるので、１行には、（４Ｘ５
＝２０シンボル）の０２パリテイが含まれる。従って、
ブロックアドレスの（２０〜９９）及びブロック内アド
レスの（４〜４７）の（４４シンボル×８０ブロツク）
の全てのシンボルに対しては、Ｃ１符号及びＣ２符号の
符号化がされている。
の２０シンボルに対して形成される（２５゜２０）リー
ド・ソロモン符号である。このＣ２符号の系列は、１行
に関して、４系列生成されるので、１行には、（４Ｘ５
＝２０シンボル）の０２パリテイが含まれる。従って、
ブロックアドレスの（２０〜９９）及びブロック内アド
レスの（４〜４７）の（４４シンボル×８０ブロツク）
の全てのシンボルに対しては、Ｃ１符号及びＣ２符号の
符号化がされている。
ブロック内アドレスのＯ及びブロックアドレスの（０〜
９９）には、ヘッダに対するエラー検出コードＥＤＣが
含まれる。このエラー検出コードＥＤＣに対しては、Ｃ
２符号の符号化がされない。
９９）には、ヘッダに対するエラー検出コードＥＤＣが
含まれる。このエラー検出コードＥＤＣに対しては、Ｃ
２符号の符号化がされない。
ブロック内アドレスの１及びブロックアドレスの（２０
〜９９）には、ＩＤ信号ＩＤｕ又はデータＬＯｕ、ＲＯ
ｕが含まれ、このデータから形成されたＣ２パリティ（
５Ｘ２−１０シンボル）がブロック内アドレスの１及び
ブロックアドレスの（１，３，５，７・・・・１７．１
９）に含まれる。ブロック内アドレスの１及びブロック
アドレスの（０，２，４，６・・・・１６．１８）には
、ＩＤ信信号ＩＤ跡含まれる。
〜９９）には、ＩＤ信号ＩＤｕ又はデータＬＯｕ、ＲＯ
ｕが含まれ、このデータから形成されたＣ２パリティ（
５Ｘ２−１０シンボル）がブロック内アドレスの１及び
ブロックアドレスの（１，３，５，７・・・・１７．１
９）に含まれる。ブロック内アドレスの１及びブロック
アドレスの（０，２，４，６・・・・１６．１８）には
、ＩＤ信信号ＩＤ跡含まれる。
ブロック内アドレスの２及びブロックアドレスの（０〜
９９）には、ブロックアドレスＡＤＲが含まれる。ブロ
ックアドレスＡＤＨに対しては、Ｃ２符号の符号化がさ
れない。
９９）には、ブロックアドレスＡＤＲが含まれる。ブロ
ックアドレスＡＤＨに対しては、Ｃ２符号の符号化がさ
れない。
ブロック内アドレスの３及びブロックアドレスの（２０
〜９９）には、ＩＤ信信号ＩＤ跡はデータＬＯｆ、ＲＯ
ｆが含まれ、こデータから形成されたＣ２パリティ（５
Ｘ２−１０シンボル）がブロック内アドレスの３及びブ
ロックアドレスの（１，３，５，７・・・・１７．１９
）に含まれる。ブロック内アドレスの３及びブロックア
ドレスの（０，２，４，６・・・・１６．１８）には、
ＩＤ信信号ＩＤ跡含まれる。
〜９９）には、ＩＤ信信号ＩＤ跡はデータＬＯｆ、ＲＯ
ｆが含まれ、こデータから形成されたＣ２パリティ（５
Ｘ２−１０シンボル）がブロック内アドレスの３及びブ
ロックアドレスの（１，３，５，７・・・・１７．１９
）に含まれる。ブロック内アドレスの３及びブロックア
ドレスの（０，２，４，６・・・・１６．１８）には、
ＩＤ信信号ＩＤ跡含まれる。
Ｃ１符号の符号化は、全てのブロック（１００ブロツク
）に対してなされる。Ｃ１符号は、（４８，４４）のリ
ード・ソロモン符号である。このＣ１符号の系列は、隣
接する二つのブロックに跨がるようにされる。即ち、隣
接する二つのブロックのシンボルの系列の偶数番目のシ
ンボルにより、一つのＣ１系列が形成されると共に、奇
数番目のシンボルにより、他の一つのＣ１系列が形成さ
れる。このように二つのブロックに跨がってＣ１系列を
形成するのは、記録時に連続する二つのシンボルの境界
で発生したエラーにより、一つのＣ１系列内の２個のシ
ンボルがエラーとなることを防止するためである。隣接
する二つのブロックの０１パリテイ（８シンボル）は、
奇数番目のブロックアドレスのブロック内アドレス（４
０〜４７）に配される。
）に対してなされる。Ｃ１符号は、（４８，４４）のリ
ード・ソロモン符号である。このＣ１符号の系列は、隣
接する二つのブロックに跨がるようにされる。即ち、隣
接する二つのブロックのシンボルの系列の偶数番目のシ
ンボルにより、一つのＣ１系列が形成されると共に、奇
数番目のシンボルにより、他の一つのＣ１系列が形成さ
れる。このように二つのブロックに跨がってＣ１系列を
形成するのは、記録時に連続する二つのシンボルの境界
で発生したエラーにより、一つのＣ１系列内の２個のシ
ンボルがエラーとなることを防止するためである。隣接
する二つのブロックの０１パリテイ（８シンボル）は、
奇数番目のブロックアドレスのブロック内アドレス（４
０〜４７）に配される。
記録時には、データとＩＤ信号とから０２パリテイが形
成され、次に、これらのデータから０１パリテイが形成
される。再生時には、Ｃ１符号により、エラー検出及び
又はエラー訂正がされ、エラー訂正できないシンボルに
対してポインタがセットされ、このポインタを参照して
Ｃ２符号のエラー検出及びエラー訂正がなされる。また
、再生時には、エラー検出コードＥＤＣにより、ヘッダ
に関してのエラー検出がなされる。
成され、次に、これらのデータから０１パリテイが形成
される。再生時には、Ｃ１符号により、エラー検出及び
又はエラー訂正がされ、エラー訂正できないシンボルに
対してポインタがセットされ、このポインタを参照して
Ｃ２符号のエラー検出及びエラー訂正がなされる。また
、再生時には、エラー検出コードＥＤＣにより、ヘッダ
に関してのエラー検出がなされる。
Ｃ２符号の生成に関して、第３図を参照して、再度説明
する。第３図に示すように、ブロック内アドレス（０，
１，・・・４７）をｌとして表し、ブロックアドレス（
Ｑ、１． ・・・９９）をｋとして表す。（ｉ！、＝
ｏ）及び（ｆｆｉ−２）では、Ｃ２符号の符号化がされ
ない。（ｆ＝１）では、データＬＯｕ及びＲＯｕが含ま
れるＣ２系列のみが形成される。（ｆｆｉ−３）では、
データＬＯＩ！、及びＲＯｊが含まれるＣ２系列のみが
形成される。（λ−４〜４７）では、全てのデータに対
して、Ｃ２系列が形成される。
する。第３図に示すように、ブロック内アドレス（０，
１，・・・４７）をｌとして表し、ブロックアドレス（
Ｑ、１． ・・・９９）をｋとして表す。（ｉ！、＝
ｏ）及び（ｆｆｉ−２）では、Ｃ２符号の符号化がされ
ない。（ｆ＝１）では、データＬＯｕ及びＲＯｕが含ま
れるＣ２系列のみが形成される。（ｆｆｉ−３）では、
データＬＯＩ！、及びＲＯｊが含まれるＣ２系列のみが
形成される。（λ−４〜４７）では、全てのデータに対
して、Ｃ２系列が形成される。
ｂ、データインターリーブの一例
第４図及び第５図は、ＮＴＳＣ方式の１フイ一ルド分の
８０１ワード（＝１６０２シンボル）のデータのインタ
ーリーブを示す。第４図Ａは、ブロックアドレスの（０
〜５９）のデータ構成を示し、第４図Ｂは、ブロックア
ドレスの（６０〜９９）を示し、第５図は、ブロックア
ドレスの２０及び２１を詳細に示す。
８０１ワード（＝１６０２シンボル）のデータのインタ
ーリーブを示す。第４図Ａは、ブロックアドレスの（０
〜５９）のデータ構成を示し、第４図Ｂは、ブロックア
ドレスの（６０〜９９）を示し、第５図は、ブロックア
ドレスの２０及び２１を詳細に示す。
前述のように、ブロックアドレスの９７及び９９で、ブ
ロック内アドレスの１及び３には、２ワードの４個のシ
ンボル（Ｌ Ｏｕ、 Ｌ Ｏｌ、 ＲＯｕ。
ロック内アドレスの１及び３には、２ワードの４個のシ
ンボル（Ｌ Ｏｕ、 Ｌ Ｏｌ、 ＲＯｕ。
ＲＯｊりが位置され、ブロックアドレスの（２０〜５９
）には、奇数番目のワード（Ｌｌ〜Ｌ７９９゜Ｒ１〜Ｒ
７９９）が配され、ブロックアドレスの（６０〜９９）
には、偶数番目のワード（Ｌ２〜Ｌ８００、Ｒ２〜Ｒ８
００）が配されている。奇数番目のワードと偶数番目の
ワードの記録位置を離すことにより、連続するワードが
エラーワードとなることが防止されている。
）には、奇数番目のワード（Ｌｌ〜Ｌ７９９゜Ｒ１〜Ｒ
７９９）が配され、ブロックアドレスの（６０〜９９）
には、偶数番目のワード（Ｌ２〜Ｌ８００、Ｒ２〜Ｒ８
００）が配されている。奇数番目のワードと偶数番目の
ワードの記録位置を離すことにより、連続するワードが
エラーワードとなることが防止されている。
奇数番目のワードのシンボルのインターリーブを例に説
明すると、第４図Ａ及び第５図に示すように、ブロック
内アドレスの４及び６からデータを順次配列する。この
場合、上位側のシンボル（Ｌｌｕ、Ｒｌｕ、Ｌ３ｕ、Ｒ
３ｕ・・・Ｒ１９Ｕ）をブロック内アドレスの４の偶数
番目のブロックアドレス（２０，２２，２４，２６・・
・５８）に順次配し、下位側のシンボル（Ｌｌｆ、Ｒ１
ｆｆ１．Ｌ３ｆ、Ｒ３１！、・・・Ｒ１９ｊｌりをブロ
ック内アドレス６の偶数番目のブロックアドレス（２０
，２２，２４，２６・・・５８）に順次配する。次の奇
数番目のシンボルは、ブロック内アドレスの５及び７に
上述と同様に配される。このようにデータの配列が繰り
返されると、ブロックアドレスの５９のブロック内アド
レス３７及び３９にＲ７９９ｕ及びＲ７９９ｆが位置す
ることになる。
明すると、第４図Ａ及び第５図に示すように、ブロック
内アドレスの４及び６からデータを順次配列する。この
場合、上位側のシンボル（Ｌｌｕ、Ｒｌｕ、Ｌ３ｕ、Ｒ
３ｕ・・・Ｒ１９Ｕ）をブロック内アドレスの４の偶数
番目のブロックアドレス（２０，２２，２４，２６・・
・５８）に順次配し、下位側のシンボル（Ｌｌｆ、Ｒ１
ｆｆ１．Ｌ３ｆ、Ｒ３１！、・・・Ｒ１９ｊｌりをブロ
ック内アドレス６の偶数番目のブロックアドレス（２０
，２２，２４，２６・・・５８）に順次配する。次の奇
数番目のシンボルは、ブロック内アドレスの５及び７に
上述と同様に配される。このようにデータの配列が繰り
返されると、ブロックアドレスの５９のブロック内アド
レス３７及び３９にＲ７９９ｕ及びＲ７９９ｆが位置す
ることになる。
また、第５図においてＰＯＯ−Ｒ１３は、ブロックアド
レスの２０及び２１の二つのブロックに関するＣ１パリ
ティを示す。即ち、ブロックアドレス２０及び２１の二
つのブロックにおいて、偶数番目のブロック内アドレス
に位置する４８シンボルから（４８，４４）のリード・
ソロモン符号（Ｃ１符号）のパリティＰＯＯ，ＰＯｌ、
ＰＯ２，ＰＯ３が形成され、奇数番目のブロック内
アドレスに位置する４８シンボルから（４８，４４）の
リード・ソロモン符号（０１′符号）のパリティＰＬＯ
，ｐＨ。
レスの２０及び２１の二つのブロックに関するＣ１パリ
ティを示す。即ち、ブロックアドレス２０及び２１の二
つのブロックにおいて、偶数番目のブロック内アドレス
に位置する４８シンボルから（４８，４４）のリード・
ソロモン符号（Ｃ１符号）のパリティＰＯＯ，ＰＯｌ、
ＰＯ２，ＰＯ３が形成され、奇数番目のブロック内
アドレスに位置する４８シンボルから（４８，４４）の
リード・ソロモン符号（０１′符号）のパリティＰＬＯ
，ｐＨ。
Ｒ１２，Ｒ１３が形成される。
奇数番目のワードと同様に、第４図已に示すように、偶
数番目のワードが配列される。ブロックアドレスの９９
のブロック内アドレス３７及び３９には、Ｒチャンネル
の最後のワードのシンボルＲ８００ｕ及びＲ８００ｊ２
が配置される。第４図及び第５図に示すインターリーブ
に依れば、各チャンネルの偶数番目のワード系列及び奇
数番目のワード系列の各々で隣合うワードの記録位置が
４ブロツク離されると共に、■ワードの上位側シンボル
及び下位側シンボルが連続して記録されることが防止さ
れ、バーストエラーの影響が軽減化されている。
数番目のワードが配列される。ブロックアドレスの９９
のブロック内アドレス３７及び３９には、Ｒチャンネル
の最後のワードのシンボルＲ８００ｕ及びＲ８００ｊ２
が配置される。第４図及び第５図に示すインターリーブ
に依れば、各チャンネルの偶数番目のワード系列及び奇
数番目のワード系列の各々で隣合うワードの記録位置が
４ブロツク離されると共に、■ワードの上位側シンボル
及び下位側シンボルが連続して記録されることが防止さ
れ、バーストエラーの影響が軽減化されている。
Ｃ，ヘッダの構成例
第６図Ａは、１ブロツクのヘッダの部分を示す。
ヘッダは、２シンボルのＩＤ信号ＩＤｕ及びＩＤ２と１
シンボルのブロックアドレスＡＤＲとこれらの３シンボ
ルのエラー検出コード（ＥＤＣ）のパリティ例えば単純
パリティとからなる。このエラー検出コードは、ブロッ
ク同期信号の検出にも用いられる。第６図Ｂは、ｌシン
ボルが６ビツトの場合の３シンボルＩＤｕ、ＩＤｊ２．
ＡＤＲの夫々の情報を示している。また、第６図Ｃは、
１シンボルが８ビツトの場合の３シンボルＩＤｕ、ＩＤ
ｆ、ＡＤＲの夫々の情報を示している。
シンボルのブロックアドレスＡＤＲとこれらの３シンボ
ルのエラー検出コード（ＥＤＣ）のパリティ例えば単純
パリティとからなる。このエラー検出コードは、ブロッ
ク同期信号の検出にも用いられる。第６図Ｂは、ｌシン
ボルが６ビツトの場合の３シンボルＩＤｕ、ＩＤｊ２．
ＡＤＲの夫々の情報を示している。また、第６図Ｃは、
１シンボルが８ビツトの場合の３シンボルＩＤｕ、ＩＤ
ｆ、ＡＤＲの夫々の情報を示している。
ブロックアドレスＡＤＲの最下位ビットが“Ｏ”即ち、
偶数番目のブロックでは、ＡＤＲの６ビツトと１０１の
下位の２ビツトの計８ビットにより、ブロックアドレス
が示される。ＩＤｆｆ１の上位の４ビツトがフレームア
ドレスとされる。フレームアドレスは、複数のトラック
を跨がって回転ヘッドが走査する高速再生時のフレーム
の識別に使用される。ＩＤｕの下位の３ビツトがトラッ
クアドレスとされる。トラックアドレスは、１トラツク
が６チヤンネルに分割される時のチャンネルの識別に使
用される。ＩＤｕの上位の３ビツトがＩＤ信号とされる
。この１０信号は、頭出しの信号、タイムコード等に使
用できる。
偶数番目のブロックでは、ＡＤＲの６ビツトと１０１の
下位の２ビツトの計８ビットにより、ブロックアドレス
が示される。ＩＤｆｆ１の上位の４ビツトがフレームア
ドレスとされる。フレームアドレスは、複数のトラック
を跨がって回転ヘッドが走査する高速再生時のフレーム
の識別に使用される。ＩＤｕの下位の３ビツトがトラッ
クアドレスとされる。トラックアドレスは、１トラツク
が６チヤンネルに分割される時のチャンネルの識別に使
用される。ＩＤｕの上位の３ビツトがＩＤ信号とされる
。この１０信号は、頭出しの信号、タイムコード等に使
用できる。
ブロックアドレスＡＤＲの最下位ビットが”１″即ち、
奇数番目のブロックアドレスでは、ＡＤＨの６ビツトが
ブロックアドレスとして使用される。
奇数番目のブロックアドレスでは、ＡＤＨの６ビツトが
ブロックアドレスとして使用される。
６ビツトでは、ブロックアドレスを表現するのにビット
数が不足するが、前後のブロックのブロックアドレスを
用いた内挿によって、正しいブロックアドレスを復元す
ることができる。ＩＤｕは、ＩＤ信号又はデータの上位
側のシンボル（この実施例では、ＬＯｕ及びＲＯｕ）と
して使用される。
数が不足するが、前後のブロックのブロックアドレスを
用いた内挿によって、正しいブロックアドレスを復元す
ることができる。ＩＤｕは、ＩＤ信号又はデータの上位
側のシンボル（この実施例では、ＬＯｕ及びＲＯｕ）と
して使用される。
ＩＤｆは、ＩＤ信号又はデータの下位側のシンボル（こ
の実施例では、ＬＯｆｆｉ及びＲＯｆ）として使用され
る。ＩＤ信号は、頭出し信号、タイムコード等である。
の実施例では、ＬＯｆｆｉ及びＲＯｆ）として使用され
る。ＩＤ信号は、頭出し信号、タイムコード等である。
ｌシンボルが８ビツトの場合のヘッダの構成が第６図Ｃ
に示されている。ブロックアドレスの最下位ビットが“
０”のブロックでは、８ビツトのＡＤＲがブロックアド
レスとされ、ＴＤＩがトラックアドレス（３ビツト）及
びフレームアドレス（５ビツト）とされ、ＩＤｕがＩＤ
信号に割り当てられる。ブロックアドレスの最下位ビッ
トが“ｌｏのブロックでは、８ビツトのＡＤＨがブロッ
クアドレスとして使用され、ＩＤｕ及びＴＤＩ２の夫々
がＩＤ信号又はデータに割り当てられる。
に示されている。ブロックアドレスの最下位ビットが“
０”のブロックでは、８ビツトのＡＤＲがブロックアド
レスとされ、ＴＤＩがトラックアドレス（３ビツト）及
びフレームアドレス（５ビツト）とされ、ＩＤｕがＩＤ
信号に割り当てられる。ブロックアドレスの最下位ビッ
トが“ｌｏのブロックでは、８ビツトのＡＤＨがブロッ
クアドレスとして使用され、ＩＤｕ及びＴＤＩ２の夫々
がＩＤ信号又はデータに割り当てられる。
１シンボルが６ビツト及び８ビツトの何れの場合でも、
ブロックアドレスの最下位ビットが“０＃のブロックに
は、データが含まれず、従って、上述のように、ヘッダ
の中のブロックアドレスの最下位ビットが１０”のブロ
ックのシンボルは、Ｃ２符号化がされないので、Ｃ２パ
リティにより、ブロックアドレス、フレームアドレス及
びトラックアドレスが失われることが防止される。
ブロックアドレスの最下位ビットが“０＃のブロックに
は、データが含まれず、従って、上述のように、ヘッダ
の中のブロックアドレスの最下位ビットが１０”のブロ
ックのシンボルは、Ｃ２符号化がされないので、Ｃ２パ
リティにより、ブロックアドレス、フレームアドレス及
びトラックアドレスが失われることが防止される。
ｄ、記録回路
第７図は、この発明の一実施例の記録回路の構成を示し
、１で示す入力端子にアナログオーディオ信号が供給さ
れる。このアナログオーディオ信号がＡ／Ｄ変換器２に
よってＰＣＭ信号に変換される。Ａ／Ｄ変換器２の出力
データが加算器３に供給される。加算器３には、アドレ
ス、ＩＤ発生回路４からのアドレス信号及びＩＤ信号が
供給され、これらのアドレス信号及びＩＤ信号がＰＣＭ
オーディオ信号に付加される。
、１で示す入力端子にアナログオーディオ信号が供給さ
れる。このアナログオーディオ信号がＡ／Ｄ変換器２に
よってＰＣＭ信号に変換される。Ａ／Ｄ変換器２の出力
データが加算器３に供給される。加算器３には、アドレ
ス、ＩＤ発生回路４からのアドレス信号及びＩＤ信号が
供給され、これらのアドレス信号及びＩＤ信号がＰＣＭ
オーディオ信号に付加される。
加算器３の出力信号がＲＡＭ５及びＲＡＭ６のデータ人
力とされる。ＲＡＭ５及びＲＡＭ６の夫々は、１フレー
ムのシンボルを記憶できる容量を有している。ＲＡＭ５
及びＲＡＭ６と関連してアドレス発生回路７とタイミン
グ発生回路８とが設けられており、シンボル単位でＲＡ
Ｍ５及びＲＡＭ６のデータの書き込み及び読み出しを行
うように制御される。二つのＲＡＭ５及びＲＡＭ６を設
けているのは、一方のＲＡＭにデータを書き込んでいる
期間に他方のＲＡＭからデータを読み出してエラー訂正
符号のエンコードを行うためである。
力とされる。ＲＡＭ５及びＲＡＭ６の夫々は、１フレー
ムのシンボルを記憶できる容量を有している。ＲＡＭ５
及びＲＡＭ６と関連してアドレス発生回路７とタイミン
グ発生回路８とが設けられており、シンボル単位でＲＡ
Ｍ５及びＲＡＭ６のデータの書き込み及び読み出しを行
うように制御される。二つのＲＡＭ５及びＲＡＭ６を設
けているのは、一方のＲＡＭにデータを書き込んでいる
期間に他方のＲＡＭからデータを読み出してエラー訂正
符号のエンコードを行うためである。
ＲＡＭ５及びＲＡＭ６の一方から読み出されたオーディ
オＰＣＭ信号がＣ１符号及びＣ２符号のエンコーダ１０
に供給され、Ｃ１符号及びＣ２符号のパリティが形成さ
れ、このパリティがＲＡＭ５及びＲＡＭ６の一方に書き
込まれる。また、パリティ発生回路９が設けられており
、ヘッダに含まれる３シンボルに対するエラー検出コー
ドのパリティが形成される。エラー訂正符号化の処理が
終了すると、パリティシンボル、ブロックアドレス、Ｉ
Ｄ信号、データからなるディジタル信号がブロック毎に
ＲＡＭ５又はＲＡＭ６から読み出されて、並列→直列変
換器１１に供給され、シリアルデータに変換される。
オＰＣＭ信号がＣ１符号及びＣ２符号のエンコーダ１０
に供給され、Ｃ１符号及びＣ２符号のパリティが形成さ
れ、このパリティがＲＡＭ５及びＲＡＭ６の一方に書き
込まれる。また、パリティ発生回路９が設けられており
、ヘッダに含まれる３シンボルに対するエラー検出コー
ドのパリティが形成される。エラー訂正符号化の処理が
終了すると、パリティシンボル、ブロックアドレス、Ｉ
Ｄ信号、データからなるディジタル信号がブロック毎に
ＲＡＭ５又はＲＡＭ６から読み出されて、並列→直列変
換器１１に供給され、シリアルデータに変換される。
並列→直列変換器１１の出力データがチャンネルエンコ
ーダ１２に供給され、（８→１０）変換等のチャンネル
エンコーディングの処理を受ける。
ーダ１２に供給され、（８→１０）変換等のチャンネル
エンコーディングの処理を受ける。
更に、加算回路１３において、同期発生器１４からのブ
ロック同期信号が付加され、記録アンプ１５及び回転ト
ランス１６を介して回転ヘッド１７に記録信号が供給さ
れる。この回転ヘッドにより磁気テープに記録される。
ロック同期信号が付加され、記録アンプ１５及び回転ト
ランス１６を介して回転ヘッド１７に記録信号が供給さ
れる。この回転ヘッドにより磁気テープに記録される。
実際には、１８０＠の対向間隔で配置された一対の回転
ヘッドが使用され、約３０°のオーバーラツプ区間を生
ずるように、１８０°以上の角範囲に磁気テープかめぐ
らされ、このオーバーラツプ区間に時間軸圧縮されたＰ
ＣＭオーディオ信号からなる記録信号が記録される。
ヘッドが使用され、約３０°のオーバーラツプ区間を生
ずるように、１８０°以上の角範囲に磁気テープかめぐ
らされ、このオーバーラツプ区間に時間軸圧縮されたＰ
ＣＭオーディオ信号からなる記録信号が記録される。
ｅ、変形例
この発明は、ＮＴＳＣ方式のビデオ信号と付随するオー
ディオ信号に限らず、ＣＣＩＲ方式のビデオ信号と付随
するオーディオ信号を記録する場合に対しても、適用す
ることができる。ＣＣＩＲ方式では、フィールド周波数
が５０七であるため、サンプリング周波数が４８ｋＨｚ
の場合の１フイ一ルド分のデータは、９６０ワード（Ｌ
Ｏ〜Ｌ９５９゜ＲＯ〜Ｒ９５９）となる。
ディオ信号に限らず、ＣＣＩＲ方式のビデオ信号と付随
するオーディオ信号を記録する場合に対しても、適用す
ることができる。ＣＣＩＲ方式では、フィールド周波数
が５０七であるため、サンプリング周波数が４８ｋＨｚ
の場合の１フイ一ルド分のデータは、９６０ワード（Ｌ
Ｏ〜Ｌ９５９゜ＲＯ〜Ｒ９５９）となる。
第８図は、ＣＣＩＲ方式にこの発明を適用した場合のフ
レーム構成を示す。縦方向にブロック同期信号を除いて
、４８シンボルが配され、横方向に１１６ブロツクが配
される。ヘッダの一部に先頭のワードＬＯ及びＲＯのシ
ンボルが含まれる。
レーム構成を示す。縦方向にブロック同期信号を除いて
、４８シンボルが配され、横方向に１１６ブロツクが配
される。ヘッダの一部に先頭のワードＬＯ及びＲＯのシ
ンボルが含まれる。
このデータには、Ｃ２符号の符号化がされる。偶数番目
のワード及び奇数番目のワードのインターリーブ、Ｃ１
符号の符号化、Ｃ２符号の符号化は、ＮＴＳＣ方式の場
合と同様である。
のワード及び奇数番目のワードのインターリーブ、Ｃ１
符号の符号化、Ｃ２符号の符号化は、ＮＴＳＣ方式の場
合と同様である。
この発明では、リード・ソロモン符号以外のエラー訂正
符号を使用することができる。
符号を使用することができる。
この発明では、ヘッダ内の一部、具体的には、ヘッダ内
に含まれるデータに対して、二重にエラー訂正符号の符
号化を行うことができ、データの保護を強力とすること
ができる。このことは、ヘッダ内にデータを含ませるこ
とを可能とすることを意味し、フレーム構成の自由度が
増大する。また、一方のエラー訂正符号の系列（ＣＩ符
号）は、全てのブロックのシンボルから生成されている
ので、ブロックアドレス等のアドレスのエラーを検出す
ることができ、アドレスの読み取りのエラーを確実に検
出することができる。
に含まれるデータに対して、二重にエラー訂正符号の符
号化を行うことができ、データの保護を強力とすること
ができる。このことは、ヘッダ内にデータを含ませるこ
とを可能とすることを意味し、フレーム構成の自由度が
増大する。また、一方のエラー訂正符号の系列（ＣＩ符
号）は、全てのブロックのシンボルから生成されている
ので、ブロックアドレス等のアドレスのエラーを検出す
ることができ、アドレスの読み取りのエラーを確実に検
出することができる。
第１図はこの発明の一実施例のブロック構成を示す路線
図、第２図はこの発明の一実施例のフレーム構成を示す
路線図、第３図はＣ２符号の生成の説明に用いる路線図
、第４図及び第５図はデータのインターリーブの一例の
説明に用いる路線図、第６図はヘッダの構成の説明に用
いる路線図、第７図は記録回路の一例のブロック図、第
８図はフレーム構成の他の例の路線図、第９図は従来の
エラー訂正符号の説明に用いる路線図である。 図面における主要な符号の説明 ｌ：アナログオーディオ信号の入力端子、４ニアドレス
、１０発生回路、５，６：ＲＡＭ、１０：Ｃ１，Ｃ２エ
ンコーダ。 代理人 弁理士 杉 浦 正 知
図、第２図はこの発明の一実施例のフレーム構成を示す
路線図、第３図はＣ２符号の生成の説明に用いる路線図
、第４図及び第５図はデータのインターリーブの一例の
説明に用いる路線図、第６図はヘッダの構成の説明に用
いる路線図、第７図は記録回路の一例のブロック図、第
８図はフレーム構成の他の例の路線図、第９図は従来の
エラー訂正符号の説明に用いる路線図である。 図面における主要な符号の説明 ｌ：アナログオーディオ信号の入力端子、４ニアドレス
、１０発生回路、５，６：ＲＡＭ、１０：Ｃ１，Ｃ２エ
ンコーダ。 代理人 弁理士 杉 浦 正 知
Claims (3)
- （１）各情報シンボルが互いに異なる第１及び第２のエ
ラー訂正符号系列に含まれるように符号化を行うエラー
訂正符号化装置において、 ブロックの識別のためのアドレスを含むヘッダと上記ア
ドレスを含まず、メインデータからなるデータ部とによ
り、一つのブロックが形成され、上記ブロックが複数個
並べられたシンボルの集合に対して、上記ブロックに含
まれる全てのシンボルに関して、上記第１のエラー訂正
符号系列が形成されると共に、 上記ヘッダの一部と上記データ部とに関して、上記第２
のエラー訂正符号系列が形成されるようにしたことを特
徴とするエラー訂正符号化装置。 - （２）上記メインデータの一部が上記ヘッダに混在され
ることを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のエラー
訂正符号化装置。 - （３）上記ヘッダは、ブロック内の他のデータとは、独
立にエラー検出可能なことを特徴とする特許請求の範囲
第１項記載のエラー訂正符号化装置。
Priority Applications (10)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62251908A JPH0193933A (ja) | 1987-10-06 | 1987-10-06 | エラー訂正符号化装置 |
| US07/252,807 US4955022A (en) | 1987-10-06 | 1988-09-30 | Encoding apparatus and method for error correction |
| AU23349/88A AU2334988A (en) | 1987-10-06 | 1988-10-03 | Encoding apparatus and method for error correction |
| CA000579371A CA1304467C (en) | 1987-10-06 | 1988-10-05 | Encoding apparatus and method for error correction |
| DE88309339T DE3883688T2 (de) | 1987-10-06 | 1988-10-06 | Codierungsgerät und Verfahren zur Fehlerkorrektur. |
| EP88309339A EP0311411B1 (en) | 1987-10-06 | 1988-10-06 | Encoding apparatus and methods for error correction |
| AT88309339T ATE93984T1 (de) | 1987-10-06 | 1988-10-06 | Codierungsgeraet und verfahren zur fehlerkorrektur. |
| KR1019880013028A KR0139413B1 (ko) | 1987-10-06 | 1988-10-06 | 에러 정정 부호화 장치 |
| AU16191/92A AU657955B2 (en) | 1987-10-06 | 1992-05-11 | Encoding apparatus and method for error correction |
| HK120195A HK120195A (en) | 1987-10-06 | 1995-07-20 | Encoding apparatus and methods for error correction |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62251908A JPH0193933A (ja) | 1987-10-06 | 1987-10-06 | エラー訂正符号化装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0193933A true JPH0193933A (ja) | 1989-04-12 |
Family
ID=17229745
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62251908A Pending JPH0193933A (ja) | 1987-10-06 | 1987-10-06 | エラー訂正符号化装置 |
Country Status (9)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US4955022A (ja) |
| EP (1) | EP0311411B1 (ja) |
| JP (1) | JPH0193933A (ja) |
| KR (1) | KR0139413B1 (ja) |
| AT (1) | ATE93984T1 (ja) |
| AU (2) | AU2334988A (ja) |
| CA (1) | CA1304467C (ja) |
| DE (1) | DE3883688T2 (ja) |
| HK (1) | HK120195A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2016503938A (ja) * | 2013-01-03 | 2016-02-08 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーションＩｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｂｕｓｉｎｅｓｓ Ｍａｃｈｉｎｅｓ Ｃｏｒｐｏｒａｔｉｏｎ | 不均一誤り保護を備えたヘッダ付サブ・データ・セットを復号するためのシステム、方法、及びプログラム |
| US10075746B2 (en) | 1998-07-14 | 2018-09-11 | Rovi Guides, Inc. | Client-server based interactive television guide with server recording |
Families Citing this family (13)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5237574A (en) * | 1988-04-08 | 1993-08-17 | Digital Equipment Corporation | Error-resilient information encoding |
| JP2585757B2 (ja) | 1988-11-02 | 1997-02-26 | 株式会社日立製作所 | 情報信号の記録再生方法及び記録再生装置 |
| KR100242178B1 (ko) * | 1990-11-09 | 2000-08-01 | 토마스 에프.멀베니 | 융통적인 호스트 인터페이스 제어구조 |
| JPH04209384A (ja) * | 1990-11-30 | 1992-07-30 | Sharp Corp | 磁気テープ記録／再生装置 |
| DE69216436T2 (de) * | 1991-01-29 | 1997-05-15 | Canon Kk | Bildsignalkodierungsgerät |
| JP3213387B2 (ja) * | 1992-06-29 | 2001-10-02 | キヤノン株式会社 | 画像符号化方法及び画像復号化方法 |
| CA2100322C (en) * | 1992-08-06 | 2004-06-22 | Christoph Eisenbarth | Method and apparatus for monitoring image processing operations |
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| AU689203B2 (en) * | 1994-02-16 | 1998-03-26 | Koninklijke Philips Electronics N.V. | Record carrier and device for reading such a record carrier |
| CN1082227C (zh) * | 1994-03-01 | 2002-04-03 | 索尼公司 | 数字信号编码方法及装置、数字信号记录媒体、数字信号译码方法及装置 |
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