基于所谓钻石(Diamond)代码的误差修正方案在均转让给本申请 的受让人的US申请号No.08/304,000(PHN 14909)和US申请号 No.08/535,155(PHN15107)中被揭示，它们相对于本发明有一点受 限制的范围。同样地，基于专门的卷积代码的单磁道和多磁道误差校 正方案分别在转让给目前受让人的US专利4,395,768和4,486,882 (PHQ81009)中描述过。可以用第一个字表示的钻石代码格式被安排 在沿一个磁带运行的多条磁道上，而第二个字被安排在相同的多条磁 道上，但在另一个交叉磁带取向上。在这种格式中，用户符号以及奇 偶符号受来自任一代码的一个字的冗余度保护。这些代码是基于多位 符号的循环或半循环码，具体来说(简化的)是Reed-Solomon代码。 Diamond格式的优点是整个代码是一个有限脉冲响应代码，自身能完 全包括在有限的物理字块内，不需遵守字块代码的严格要求。本发明 的范围可以扩展到涉及Diamond代码，因而线性字块代码可以被用于 两个单独的代码。多位符号限制以及最后的脉冲响应不是先决条件。 为简便起见，下面有时将使用术语“Diamond代码”。
现在，钻石格式编码完全不用担心基于磁道猝发性误差的故障模 型；当该格式以存储磁带组织方式被使用时，无论磁的、光的或其它 的，这样的磁道突发性由磁带沿读出传感器头和各种其它机械导向元 件运动时磁带上的划痕引起。另一个故障原因是在写操作或读操作时 一个或多个头的破坏所致。现在，本发明人感到需要有一个对策，以 提供给现有代码格式一种改进的保护。
发明概述
因此，除了其它许多东西外，本发明的目的是提供钻石和类似误 差保护代码的最佳解码的一种对策，在静态或动态磁道猝发性误差情 况下，它能达到其误差保护的理论最大值。因此，按照它的一个方案， 本发明的特征在于，为校正动态磁道误差，该方法由下列步骤组成：
解码具有第一个主元符号的一个错误可译码字对，
用相对于最近已解码字对的主元符号具有最小偏移的第二个主元 符号定义下一个字对，并进行下一个字对的第二个解码，其中所说的 最小偏移因为基于最近的解码而是非均匀的，以及
在完成所说的第二个解码时，按照上述所定义和所进行的步骤循 环操作。
实现上述方法特征的装置包括：用于解码具有第一个主元符号的 一个错误可译码字对的解码装置；
选择装置，用于在相对于最近解码字对的主元符号具有最小偏移 的情况下定义具有第二个主元符号的下一对字对，然后产生一个供解 码装置用的驱动信号，以进行下一个字对的解码，其中所说的最小偏 移是非均匀的，因为基于最近的解码，
以及其中所说的解码装置有一个输出，为其后所说的解码产生一 个供选择装置用的驱动信号。
可以证明，非均匀偏移策略达到对磁道误差的最佳保护，与磁道 误差猝发性的动态无关。主元符号的最小偏移意味着不是第一个代码 的字被偏移一个字位置，就是第二个代码的字被偏移一个位置，或者 两个代码字各偏移一个位置。然而不允许更大的偏移。
与之相反，上面所说的卷积代码允许非常直载了当的解码。然而， 磁道的猝发性误差的解码常常是没有结论的，因为特别是猝发性终端 的发信号不能以清晰的方式实现。
有利的是，第一和第二线性字块代码是基于多位符号的循环或半 循环码。这完完全全是钻石格式，已发现它对各种不同故障模型是健 全的，解码是直载了当的。考虑到字对解码的实际输出，可以应用各 种不同的对策。
本发明还涉及多磁道存储格式中磁道的突发性误差校正的设备。 本发明的各种其它优点方面在从属的权利要求中已详述。
附图简介
本发明的这些和其它方面及优点将在下面参照具体的优选实施 例，特别是参照下面列出的附图来详尽讨论：
图1是编码实施例的详图；
图2是各种代码符号的相对位置；
图3是在误差校正表方块中符号位置；
图4是误差校正过程的图解；
图5是一个示例解码器电路；
图6是一个解码器的不同硬件变换；
图7是解码过程的流程图；
图8是示例多磁道突发性误差校正。
优选实施例详述
图1给出一个编码实施例的详图，其中为便于说明，各种代码字 的大小已保持最小。在这方面，图2给出各种代码符号的相对位置。 有三个信息符号流，分别以1.1，2.1，3.1开始。有两个第一检验符 号流，分别以4.1、5.1开始。有两个第二检验符号流，分别以6.1、 7.1开始。第一和第二检验符号的数字不需要相同。符号完全可能有一 个或多个位，但8位是惯用的。在载体上，每行可以被保存在有关的 各自的存储磁道上。第一检验符号根据如图2中第一个矩形框所示的 单个列产生。第二检验字符根据图2中第二个矩形框所示的对角符号 串产生。如果需要的话，第二代码字可能有更深的交错，例如以便第 二代码的特定字具有在每隔二个列、每隔三个列等等中的符号。本专 业的专业人员会揭开各种其它格式，这里不赘述以不偏离图1所示代 码格式。
在图1中，数据符号1.9、2.9和3.9从左边以第一配置状态到达 第一个编码器的输入端，用于产生第一检验符号4.9和5.9。为简单起 见，已忽略在方块150中编码引起的延迟。延迟方块152影响产生第 二个配置状态的重新对齐。各个延迟相差一个列时间间隔，从四个时 间间隔减小至标称零。在第二个编码器154的输入端上示出在那个特 定瞬间到达的符号的标记，因而影响第二个配置状态。根据如此接收 到的五个符号，第二个编码器产生两个第二检验符号6.10和7.11。 在延迟方块156中，第二检验符号被延迟以便与第一个编码器150的 输入端上的第一个配置状态相一致。延迟再次相差一个列时间间隔， 到达第一个编码器150的输入端上的第二检验符号的标记分别为6.9 和7.9，属于与到达那里的数据符号相同的列。这意味着第一个编码器 确实产生了正确的列，它可能被传送到由箭头158所指示的存储媒质 或载体上。两个编码器方块的位置可以互换，使未编码数据首先到达 第二个编码器154的输入端。然而，这常常花费更多的延迟。编码所 必需的矩阵乘法可以借助于适当的可程控标准硬件或用特殊用途的硬 件实现。如果两个代码足够相似，编码器部分可以公用。
图3示出在误差校正表中符号位置。对于这个实施例，以及下面 讨论的实施例，有八个标记为0-7的数据磁道，四个磁道具有标记为 8-11的第一误差检验字，二个磁道具有标记为12-13的第二误差检 验字。在该格式中，第一代码字在图中垂直布置，而第二代码字从左 上角到右下角成45°布置。原则上，两种代码字类型可以相对于磁带轴 线成一倾斜角度布置。在实际代码级别上标记D的字块包含用户数据 符号，例如每个8位。在右边，标记为DD的三角区包含具有0值的伪 数据符。标记为C1和C2的字块分别包含第一和第二检验符号。正如 在参考文献中已讨论的那样，当使用(半)循环码时，在图3中符号 的有限形状外面对用户符号D的内容没有进一步影响。因此，这是一 个有限脉冲响应代码。代码字本身是字块代码，通常为一个简化的 Reed-Solomon代码的元素。实际上也可使用其它线性代码，虽然这意 味着放弃有限脉冲响应特性。参考文献讨论了对所给出的然而本发明 忽略的格式的各种修正。
解码磁道误差
图4示出一个误差校正过程，具体来说有关解码磁道误差。在这 方面，首先着重讲述解码的数字背景。假设第一代码有一个符号距离 d1，第二代码有一个符号距离d2。在图3中，这些分别有值5和3。 对于一个单独的代码字，距离d可以纠正2t+e≤d-1符号，其中t是误 差符号的编号，e是删除符号的编号。现在首先对由两个代码合并的代 码c，可以证明，最小距离是以许多磁道表示的距离并至少等于 d1+d2-1，下面的方法证明，给定足够的单元距离，确实有可能纠正相 应的许多磁道，而与猝发长度无关，与猝发的数目的变化无关。图4 首先示出如画阴影方块所示的主元符号从两个代码的任一个形成一个 代码字的部分。
首先定义一组最近的符号T(i，j)，根据
T(i，j)＝{(u，v)|1≤v＜j，u-v≤(i-j)}U{(u，v)|j≤v≤n，u-v≥(i-j)}，
它是正确的以及未删除的。
在图4中，这些是由落入两个三角区交叉部分表示的符号，大致 在共用现行主元符号但排除现行垂直字的上部符号和现行对角字的下 部符号的两个字之间。现在，通过主元符号的C1字被解码，而使那里 的主元符号作为一个删除符号；假设它有N1误差符号和R1删除符号， 没有计及主元符号本身。指出该主元符号可能自身已是一个删除符 号，例如通过通道符号的错误解调。
此外，通过主元符号的C2字被解码，而不使主元符号作为一个删 除符号；事实上，首先进行该删除主元符号的校正，其于是通过解码 上述的字对的其它字被检验。假设C2字包含N2误差符号和R2删除符 号，同时：
2(N1+N2)+R1+R2≤d1+d2-2          (1)
现在，通过主元符号的C1字被解码，而使主元符号作为一个删除 符号。在进行解码之前这可能是或可能不是这种情况。
现在对一个字解码定义一个可靠性量Δ如下：Δ1：＝0，如果C1字 解码错误，则前面误差和删除数目的不相等不能保持。否则，Δ1：＝ d1-2ω1-R1-1。其中ω是由解码器建议的误差校正数目，而不计及 已修改的删除。同样地，对于在解码中没有已删除的主元符号的C2字 (通过某些其它机理如解调误差，它应有已删除的主元符号)：Δ2： ＝2-2ω2-R2。关于该对的两个字的处理步骤可以互换。
现在，至少通过主元符号的一个字的解码将给出一个正确的结 果。否则应保持2N1+R1+1≥d1和2N2+R2≥d2，其与式(1)不符。
我们将证明，如果对角解码不正确，则Δ2≤Δ1-1。然而，发送的 对角和接收的版本在至多N2+ω2符号方面有差别。事实上，它们在至 少d2-R2符号方面有差别，因此：N2+ω2≥d2-R2。这样一来，Δ2＝ d2-2ω2-R2≤2N2-d2+R2。然而，垂直解码是正确的，使N1＝ω1，因而 Δ1＝d1-2N1-R1-1。根据式(1)可得到。
Δ2-Δ1≤2(N1+N2)+R1+r2+1-(d1+d2)≤-1。
当垂直解码不正确时颠倒使用。根据上面的陈述，建立如下的解 码步骤。
●首先在主元符号本身发作为删除信号情况下解码通过主元符号 的C1字，也解码通过主元符号的C2字。量Δ1和Δ2的定义同前面一样。
●接受Δ最大值的解码建议；在相等情况下，两个建议被接受。
●如果接受两个解码建议，那么新的主元符号为(i，j+1)；这意 味着主元符号以下述方式被最小地偏移，即两个新字被采纳用于下个 解码；
如果仅接受垂直解码建议，则新主元符号为(min(n，i+1)，j+1)； 这意味着，主元符号以下述方式被最小地偏移，即仅有一个新C1字被 采纳用于下个解码，而保留老的C2字；然而这个策略不可能引起下部 磁带边缘界线的交叉；如果仅接受对角解码建议，则新主元符号为 (max(1，i-1)，j)；这意味着主元符号以下述方式被最小地偏移，即 仅有一个新C2字被采纳用于下个解码，而保留老的C1字；然而这个 策略不可能引起上部磁带边缘界线的交叉。
现在，如果满足式(1)且最近符号的组T(i，j)不包含误差或删 除，则可以证明，上述步骤至少产生一个解码建议，任何被接受的解 码建议是正确的，此外，在与下一个主元符号(i′，j′)有关的T(i′，j′) 中的最近符号的组既不包含误差也不包含删除。
如果式(1)满足且组T(i，j)中所有位置包含正确的符号，则上 述解码步骤给出正确的结果。在主元符号(i，j)＝(n，0)情况下，T(i，j) 的要求自动被满足。因此，如果我们围绕主元符号(n，0)开始解码， 且误差的磁道数和删除的磁道数之两倍的和小于(d1+d2-1)，则获得 正确的解码结果。也就是说，解码步骤认识到，磁道误差校正能力由 dT≥d1+d2-1的界限保证，其中dT是以磁道数表示的最小距离。
如果主元符号接近于上面的行，则几乎没有误差可以存在于列 中。因此，垂直解码是完全正确的。事实上，一个误差以及一个删除 不可能包含位置(1，j)，(2，j)，……(i-1，j)，因此N1+R1≤i-1。 从而，如果2i≤d1+R1+1，则
2N1+(R1+1)＝2(N1+R1)-R1+1≤2(i-1)-R1+1≤d1，
因而不正确的解码是不可能的。也就是说，如果2i≤d1+R1+1，则 垂直解码建议可以接受而不管它的可靠性Δ1。同样地，每当2(n- i+1)≤d2+R2，对角解码也可以接受。经这一改进，解码步骤将经常接 受两个解码建议，因此操作更快。
如果在组T(i，j)不是完全没有误差和删除情况下围绕主元符号 (i，j)开始解码，则解码步骤不一定获得正确结果，即使式(6)被 满足。例如，C1和C2取二进制(3，2，2)码，并假设接收条R仅在 它的顶行中为‘1’，而其余为“0”。如果DT(C)＝3，R具有磁道 加权1，所以R应被解码至全零条。现在我们假设我们围绕主元符号 (3，2)开始解码。对角解码器已检测一个误差。在垂直解码情况下， 主元符号被删除且其后被解码为“1”。新主元符号为(3，3)，我们 是处在相同的状态：位置(3，3)将被解码为“1”，新的主元符号为 (3，4)，如此等等。
只要一个接受的输出更改它，通过删除一行可以调整步骤。这样 一来，删除行被逐渐删除。如果我们在主元符号(n，0)中开始这个经 调整的步骤，那么它正确解码具有满足
2N+R≤d1+d2-2
的N误差行和R删除行的所有误差模型。
然而对角步骤也可以适应误差模型，对于该误差模型，误差磁道 组不同于列方向的，只要局部条件(1)处处满足。
图5是一个已知解码器电路的方块图，对于随机误差的解码，它 符合图1的设置。在左边，完整的第一代码字的符号从一装置输入， 因而它们原则上可以被解码。方块159是第一代码字的解码器。解码 被认为是瞬时的，因而符号的编号不受解码影响。接着，符号用方块 160中单调减小的延迟(D)被延迟，使第二代码字的各个符号在第二 个解码器162的输入端上被重新排列。解码再次被认为是瞬时的。如 果解码结果令人满意，则第二个解码器162的输出可以直接经由第二 延迟级164传送到用户，第二延迟级具有与延迟级160相比相反的延 迟值。如果不是如此，第二个解码器162的输出经由第二延迟级164 和第三个解码器级166传送到用户。在这后一个选择中，第一代码字 被呈现到第三个解码器级，它可能与方块159公用硬件。如果C1和C2 代码足够相象，方块162也可以公用。在输出端168，用户符号被呈现。 如果必要的话，第二代码字可以通过重复方块160、162来再次重建。
图6示出一个解码器的不同硬件布局，特别是按照本发明的磁道 的猝发性误差的解码器。输入端60代表磁道的并行接收的各种符号 流。输入元件62管理这些流，因而它们与解码器的内部操作同步。例 如，磁带驱动速度通过反馈机制被保持恒定，并行流可以被转换为单 一符号流。总体控制存在于执行与各种其它子系统对话的方块68中。 方块66在总体控制方块68管理下控制把输入流写入主存储器72。方 块70在总体控制方块68管理下控制从主存储器72读出输入流。方块 66、70通过对话避免存储器访问冲突。方块74是适当的解码器，接收 从主存储器72读出的字对，并执行适当的解码。两个解码的可靠性被 检验，只要必要的话，对符号的校正被保留，任何适于进一步使用的 正确信息在输出端78上被输出。在方块76中确定主元符号的最小偏 移，以及访问主存储器72中有关的新存储器地址，以读出新的字对。 这个信息被传送到总体控制68，从那里产生主存储器中的物理地址。 来自总体控制的对方块76、74的列的同步控制如箭头所示那样连通。 在输出端78上的用户数据附带有线80上的误差评价信号。
图7是按照本发明的解码过程的流程图。
在方块20中建立系统，分配必要的存储空间，安排被解码符号的 存取。在方块22中建立主元符号，例如作为第一列的底部符号。在方 块24中包含主元符号的C1字被解码，其中主元符号被标记为一个删 除符号。在方块25中包含主元符号的C2字被解码。在方块26中，两 个量Δ1、Δ2被对照比较。在方块28中，在两个Δ量之间联系的机会被 检测。然后在方块40中，主元符号在一个列上偏移最小，因此呈现一 个新的列字或新的对角字。在方块30中，有关列的最佳结果被检测。 然后在方块42中，主元符号在一个列上偏移最小，同时保留老的对角 C2字。在方块32中，有关对角的最佳结果被检测。然后在方块44中， 主元符号在一个右上角的对角位置上偏移最小，同时保留老的列C1 字。在方块46中它被检测两个解码字是否得到一个不能接受的结果。 然后在方块46中，设置误差标志并选择一个新的主元符号。由于误差 不能被校正，一个直接的方法是既选择下一个C1字，也选择下一个C2 字，因而主元符号在水平方向偏移最小。在方块36中，它被检测解码 是否就绪。如果没有，系统转移到方块22，设置主元符号和有关的列 字与对角字。另一方面，在方块38中，系统被停止。
图8示出示例多磁道猝发性误差事件，即按照图3所示的误差保 护格式可校正。误差符号猝发性已表示为交叉方块的行。首先，主元 符号任意地在左下角上开始。距离是d1＝5，d2＝3，因此不利条件的量 为Δ1＝4-ω；Δ＝3-2ω2。如果：
Δ1≥Δ2；ω1≤ω2
则主元符号的移动是垂直的。如果：
Δ1≤Δ2；ω1＞ω2
则运动是对角的。
主元符号位置已表示为一串圆点。十分明显，考虑到实际误差模 型，解码步骤可以在本发明的概念之内变化。