CN1627427A - 数据记录/再现装置、方法、程序和记录介质 - Google Patents

Abstract

本发明提供了一种稳定的系统，其可以降低干扰等的影响。在本发明中，使用第一纠错码单元和第二纠错码单元，并且由此使较宽范围的随机错误和突发错误可更正以避免重试操作。因此，不降低传输率地执行稳定的数据再现。此外，设置纠错块的结构，以便当在寻道操作期间把磁头移到某一磁道时，其中记录了第二纠错码的扇区(C2扇区)是所要读取的第一个扇区。

Description

数据记录/再现装置、方法、程序和记录介质

技术领域

本发明涉及一种可随机存取记录介质的数据记录/再现装置和一种数据记录/再现方法，一种计算机程序和一种记录介质。更具体来讲，其涉及一种用于诸如硬盘这样的圆盘式记录介质的技术，其中通过使磁头在作为介质的磁盘上面进行扫描来执行数据读/写操作。还更具体地，本发明涉及一种缩短对所期望的数据存储位置进行存取所需要的时间并稳定地记录和再现数据的技术。

背景技术

[专利文献1]日本未审专利公开号2000-276856。

[专利文献2]日本未审专利公开号2000-278645。

由于诸如信息处理和信息通信这样的信息技术的发展，对过去所创建和编辑的信息的再利用已经变得十分必要。因此，信息存储技术日益变得重要起来。到目前为止，已经研发并广泛应用了利用不同介质的信息记录装置，诸如磁带和磁盘。

在这些信息记录装置中，HDD(硬盘驱动器)是一种磁性记录类型的辅助存储装置。在所述HDD单元中，装有多个作为记录介质的磁性介质，并且通过发动机来高速旋转所述记录介质。通过电镀或薄膜成型工艺，在所述介质的表面涂上磁性材料，诸如氧化铁和钴铬。

使磁头在径向上从旋转介质的表面扫过，从而在该介质上引起相应于数据的磁化。这样，就可以写或读数据。

硬盘已经变得普遍起来。例如，作为一种个人电脑的标准外部存储器装置，硬盘被用来安装各种软件程序，包括启动计算机和应用程序的操作系统(OS)，以及被用来存储所创建或编辑的文件。通常，HDD通过标准接口与计算机主单元连接，诸如通过IDE(集成驱动器电子电路)和SCSI(小型计算机系统接口)。它的存储空间，是通过诸如FAT(文件分配表)这样的文件系统来管理的，其中所述FAT是一种操作系统的子系统。

近来，HDD的容量已经变得越来越大。与此同时，HDD的使用范围也得到扩大。它们不仅被象往常一样用作计算机的辅助存储器装置，而且已经开始被用来记录各种内容。例如，HDD被用作硬盘记录器，用于存储广播和接收的AV内容。

在这里，用于硬盘的低级格式化方法和从硬盘读取数据以及把数据写入硬盘的操作，将被考虑到下述情况，即作为例子，其被用为一种用于计算机的辅助存储器装置。

作为记录数据的块，在硬盘上形成很多同心“磁道”。然后，把磁道编号0，1，……以从盘最外的半径开始朝着里面半径的顺序分配给磁道。介质的存储容量随着盘面上的磁道数的增加而增加。

进一步地，每个磁道都被分成多个记录单元“扇区”。也就是说，通常是逐扇区地在扇区上执行对盘的读和写数据的操作。介质不同扇区的大小就不同，并且通常硬盘扇区的大小被设为512字节。考虑到介质的使用效率，扇区数目随着磁道所在的外部半径而增加(其中在该半径处圆周长度最大)，以便使磁道的记录密度基本上均匀。这被称为“区位记录”。

如果采用了区位记录，则可以使得磁道记录密度基本均匀。然而，这也引起了一个问题：磁道间的数据传送速率存在差异。越位于盘的里面半径的磁道，数据传送速率就变得越低。

假设HDD是如此构成的，即若干介质同心地重叠起来，则在该介质上的相同编号的磁道可以看为是柱状排列的。这被称为“柱面”。所提供的每个柱面都具有与相应磁道数相同的编号，并且从最外面半径开始以该顺序把所述柱面命名为柱面0，柱面1，……。安装在介质之间的多个磁头，始终被整体地操作，并在柱面之间移动。

指定(寻址)目标扇区的方法中的一种是CHS模式。这是一种按照C(柱面)、H(磁头)、以及S(扇区)的顺序来指定盘上的PBA(物理块地址)以便访问所需数据的方法。

然而，该CHS方法存在这样一个问题：作为主机对HDD操作的计算机主单元在其可以指定的CHS参数上存在限制，并且这就防碍了硬盘容量的增加。为克服该问题，采用了LBA(逻辑块地址)模式。用该方法，柱面编号-磁头编号-扇区编号(CHS)用逻辑序列号来表示，命名为LBA，从0开始。

在一种常规HDD中，执行下列操作以访问介质以便对该介质进行读取或写入数据；首先，为使磁头到达包含目标扇区的磁道，使磁头在介质上进行扫描。这被称为磁头的“寻道”操作。为使磁头到达轨道上的目标扇区，磁头一直等到介质被旋转并且目标扇区立即地转到磁头下面。这被称为“旋转延迟”。

随着磁盘容量的增加，所述磁道密度也增加了，并且轨道宽度变得非常细小。因此，为了准确地写和再现数据，在对磁头进行定位的过程中需要高准确度。为克服该问题，采用了用于使磁头位置与每个磁道中心对齐的伺服技术。一个叫作“伺服图案”的信号被以固定间隔写在了每个磁道上。这样，就可以通过磁头读取所述模式来检查磁头是否位于磁道的中心。所述伺服图案在HDD制造过程中被准确地写入。在伺服区域，写入例如定位所述磁头的信号、柱面编号、磁头编号、伺服编号、等等。

许多常规HDD，具有一种诸如IDE和SCSI这样的接口，用来提供与计算机的连接。来自计算机主单元的磁盘驱动控制，主要是指定表示要被访问的引导扇区和扇区编号的LBA的操作，其利用了在接口处所定义的命令集。

既然这样，在HDD端，可以根据指定的引导扇区进行访问。此外，在预测其后将被访问的扇区和生成超前执行的顺序时，可以进行访问。

所述“超前”的操作，是在具有连续地址的扇区被分配给一串数据的假设之下。通常，具有连续地址的扇区存在于连续的磁头编号或磁道编号处。

如果在介质上连续地写入大量数据，则在读取期间超前操作就会有效地起作用。

然而，如果存储区扩展(progresse)的碎片和大量数据被分成小块并被分散到多个位置，则在读取期间超前操作就不会有效地起作用。这是因为确定了错误数据。该现象可以说是由于HDD没有掌握文件结构所引起的，其中所述文件结构是由请求读或写数据的主机(计算机主单元等等)处理的。

如果预测显示错误是由来自主机的新的访问请求所引起的，则所述磁盘驱动器就寻找含有请求数据所存在的磁道。当寻道结束时，磁盘驱动器就进行等待直到目标扇区变得可访问为止。此时，就产生了寻道时间和旋转延迟时间。

能存储的超前数据的数量，受到了数据缓冲器的容量的限制。如果，在预测显示不断地或零星地发生错误的情况下，则按发生的次序丢弃在数据缓冲器上的不用的数据。当进行超前的时候，不能开始寻道操作。

如上所述，可以说已经出现了寻道时间和旋转延迟时间、在由无效的超前所导致的寻道操作的启动中的延迟所引起的时间的浪费，和由于无效的超前所产生的数据丢失。

在普通磁盘驱动器中，增加了磁盘转数以缩短寻道时间和旋转延迟时间。这是由于主机，诸如计算机，所处理的数据量或数据结构没有规律性并且很难通过所述访问方法进行改善。然而，增加磁盘转数的方法对功率消耗和存储容量不利并且存在问题。

在大量常规外部存储器系统中，诸如HDD，是逐扇区地更正错误的。(通常，一个扇区包括512字节.)因此，能够改正在每个扇区中所发生的随机错误。然而，不能更正超过了一可更正的的范围的随机错误或突发错误。为克服该问题，执行重试操作或采取任一其他方法以把读错误遏止在某一水平或以下。

然而，这种重试操作提出了一个问题：通过一次旋转必须维持在旋转延迟，并接着重读数据。因此，在数据读的时间内又引起了一个延迟。

例如，为了用HD(高清晰度)图像质量再现或特定再现，处理AV内容的系统需要高传送率。因此，即使在一扇区中发生了无法更正的读错误，有时由于时间的限制也不能进行重试。在这种情况下，在现有情况下，除了不更正所述错误地继续进行处理别无其他选择，从而，降低了再现质量。

针对该问题，已经研发了不同的技术。例如，上述的专利文献2公开了下列切换技术：要记录的数据块具有表示其重要性水平的信息；根据该信息，对重要的数据块执行重试并不对其他数据块执行。

上述的专利文献1公开了下列切换技术：要记录数据块具有表示其重要性水平的信息；根据该信息，提高对重要数据块的纠错能力并对其他数据块采用普通的更正能力。

这些技术在某种程度上适当地起着作用，特别是在处理AV内容的系统或类似系统中。然而，为了避免重试或更正错误需要更多的有效技术。

此外，如果在读取AV内容时施加了任一干扰，诸如振动，则与没有干扰的情况相比而容易发生错误。因此，其错误无法更正的数据在数量上增加了，并最终降低了再现质量。

尤其，施加了干扰的错误更容易在执行了寻道操作之后紧接着发生。其中一个可能的原因是，干扰的施加延长了磁头到达磁道上的时间，这就产生了一个错误。

所述错误可以是随机误差或突发错误。干扰越大，在数目上增加了更多的随机误差，而无法更正的扇区越多。

在读取期间发生错误的频率增加的一个其他原因是老化。当读取过去所写的数据时，SPM(主轴电动机)或VCM(直线电机)中的磨损可以引起类似的现象。

由于在寻道之后紧接着的干扰所发生的错误，也容易对数据质量、访问时间、和传送率产生不良影响，因此需要预防这些错误的措施。

发明内容

本发明已经考虑到了上述问题。作为一种数据记录/再现装置、数据记录/再现方法、计算机程序、和记录介质，本发明实现了下列目的：

缩短访问想要的数据所存储的位置所要求的时间。

稳定而不降低传送率地再现数据。

可更正更大范围的随机错误和突发错误，并避免重试操作和数据质量的降低以便减少为了稳定的再现数据而导致传送率的降低。

避免由于紧接在寻道操作之后的干扰所生成的错误的影响，以为了稳定的数据再现而减少传送率的降低。

依照本发明的数据记录/再现装置，是用于磁盘记录介质的，其中在该介质上形成了同心磁道并且每个磁道都被分成了多个扇区。所述数据记录/再现装置包括：一寻道装置，其搜索一目标轨道；一数据访问装置，其在所找到的磁道上面进行访问；以及一纠错装置，其产生用于更正数据中的错误的纠错码并根据所述纠错码更正数据中的错误。纠错装置，为一预定数据数量单元设置一第一纠错码单元，并为多个第一纠错码单元设置一第二纠错码单元。如此，纠错装置形成了一个纠错块，其包括多个第一纠错码单元和添加到其上的第二纠错码单元。此外，纠错装置生成所述纠错块以便进行下列操作：当通过所述寻道装置把磁头移到磁盘记录介质的某一磁道上时，在其上记录有第二纠错码的扇区，成为数据访问装置所要读取的第一扇区。

为了其上记录有第二纠错码的扇区成为要读取的第一扇区，所述纠错装置形成纠错块以便第二纠错码被置于至少纠错块的顶部。或者，纠错装置形成纠错块以便第二纠错码被置于至少纠错块的顶部和尾部。

此外，纠错装置形成纠错块以便用一个或多个磁道来完成所述纠错块。

此外，纠错装置利用Reed-Solomon编码系统产生纠错码。

此外，由纠错装置所形成的纠错块在每个第一或第二纠错码单元中具有一种交织结构。

此外，磁盘记录介质具有在磁盘记录介质各位置上径向地形成的伺服区。

此外，数据访问装置，在已经变得可在寻道装置所找到的磁道上进行访问的引导扇区处，开始写访问，并访问相当于一个磁道的扇区。

既然这样，所述数据访问装置如下运行：在写访问中，其从在磁道上所访问的第一扇区开始逐一地把相对位置地址指定给扇区。在读访问中，数据访问装置根据所述相对位置地址重新构成从所述磁道上的扇区所读取的数据，并由此再现所述写数据。

此外，纠错装置形成纠错块，以便在所有磁道上都没有两个或更多的纠错块，并且所述纠错块是通过一个或多个磁道来完成的。

根据本发明的数据记录/再现方法，是用于磁盘记录介质，其中在所述磁盘记录介质上形成同心磁道并且每个磁道都被分成多个扇区。数据记录/再现方法包括：寻道步骤，在该步骤搜索目标磁道；数据访问步骤，在该步骤对所搜到的磁道进行访问；以及纠错步骤，在该步骤中生成用于更正数据错误的纠错码并根据该纠错码来更正数据错误。在纠错步骤中，为预定数据数量单元设置第一纠错码单元，为多个第一纠错码单元设置第二纠错码单元。因此，形成了一个纠错块，其包括多个第一纠错码单元和添加到其上的第二纠错码。此外，生成该纠错块以便进行下列操作：当在寻道步骤中磁头移到磁盘记录介质上的某个磁道时，其上记录了第二纠错码的扇区变成在数据访问步骤中所要读取的第一扇区。

在该纠错步骤中，形成纠错块以便把第二纠错码放置在至少纠错块顶部。或者，形成所述块以便把第二纠错码放置在顶部和尾部。

此外，在纠错步骤中，用一个和多个磁道来完成所述纠错块。

此外，在所述纠错步骤中，用Reed-Solomon编码系统生成纠错码。

此外，在所述纠错步骤中所形成的纠错块，在每个第一或第二纠错码单元中都具有一交织结构。

此外，在数据访问步骤中，写访问起始于已经变得可在寻道步骤中所搜到的磁道上进行访问的所述引导扇区并且对相当于一个磁道的扇区进行访问。

既然这样，如下执行所述数据访问步骤：在写访问中，从在磁道上进行访问的第一个扇区开始，把相对位置地址逐一地分配给扇区。在读访问中，根据该相对位置地址重新构成从磁道上的扇区中所读取的数据，并由此再现所述写数据。

此外，在所述纠错步骤中，形成纠错块以便在每个磁道上都不存在两个或更多纠错块并且所述纠错块是利用一个或多个磁道来完成的。

根据本发明的所述程序，被以计算机可读格式写入，以在计算机系统中执行数据记录/再现处理。数据记录/再现处理，是在磁盘记录介质上执行的，其中在该介质上形成了同心磁道并且每个磁道都被分成了多个扇区。所述程序，用于执行数据记录/再现方法中的步骤。

构造根据本发明的记录介质，以便进行下列操作：为预定数据数量单元设置第一纠错码单元，并为多个第一纠错码单元设置第二纠错码单元。形成纠错块，其包括多个第一纠错码单元和附加于其上的第二纠错码单元。此外，如此设置纠错块，以便当通过寻道操作把磁头移到某一磁道时，其上记录第二纠错码的扇区成为所要读取的第一个扇区。具有上述纠错块结构的数据记录在记录磁道上。

通过本发明实现了上述期望的目标。

下面给出更为具体的描述。第一纠错码(C1)单元的使用，允许改正扇区内的随机错误。此外，使用第二纠错码(C2)单元能够对超出扇区内错误的可更正范围的错误和跨扇区分布的突发错误进行更正。下面给出更为具体的描述。通过把纠错块构造为C1+C2，甚至是在不能执行重试以维持期望或更高的数据传送速率的情况下，都能产生下列优点：如果利用C1的纠错变得不可行，则可以利用C2执行纠错。因此，可以提供一种更加稳定的系统。通过使较宽范围的随机错误和突发错误变得可更正和避免重试操作，能够执行稳定的数据再现而不降低传送率。

此外，构造了所述纠错块以便进行下列操作：当通过寻道操作把磁头移到某一磁道时，其中记录了第二纠错码的扇区(C2扇区)成为所要读取的第一个扇区。因此，紧接寻道操作之后，从C2扇区开始进行访问。下面给出更为具体的描述。一般认为，由于干扰等原因最经常发生错误的扇区是C2扇区，并且上述结构把数据扇区上的干扰的影响减到了最小。

在是C2扇区中的错误的情况下，由于所述错误而导致的数据丢失能够被有效地降低，即使所述错误超出了预置的ECC更正能力。这是因为，即使C2扇区由于不能更正一错误而造成了丢失，都不会损害数据扇区；因此，即使无法更正所述错误，数据扇区预计也是正常的。

如上所述，数据访问装置，在已经变得可在寻道装置所找到的磁道上进行访问的引导扇区处，开始写访问，并访问相当于一个磁道的扇区。所述装置访问相当于一个磁道的扇区，例如，从磁头所到达的磁道上的扇区开始。这样，在写操作中，能够消除旋转延迟。在读访问中，逐磁道地进行访问并且省略了不确定的处理、超前。从而，可以可靠地确定开始寻道操作所用的时间。

既然这样，特别地，产生了另一个优点。在写访问中，数据访问装置，从在磁道上开始访问的扇区开始，逐一地把相对位置地址指定给扇区。在读访问中，根据该相对位置地址重新构成从磁道上的扇区中所读取的数据，并由此再现所述写数据。这样，基本上，能够从磁道上的任一扇区开始访问。

如上所述，紧接寻道操作之后，能够在任一磁头位置开始读/写操作，并且能够将旋转延迟减到最小。从而，将寻道次数减到最少并且缩短了访问时间。既然这样，特别地，同样，如果采取了措施以便紧接寻道之后的任一磁头位置对应于C2扇区，则在读访问期间能够将干扰的影响减到最小。

在所述访问方法中，请求写或读(例如与HDD相连接的主机设备，诸如计算机)的起点不必考虑磁盘上的扇区地址。此外，利用允许减少数据大小的相对位置地址，允许有效地利用存储区。

在读访问中，从磁道上的扇区中读取的数据，根据该相对位置地址在例如缓冲存储器中重新构成。这样，不管访问所开始的扇区位置，能够重构所述原始数据。在这时候，采取下列措施是合理的：形成纠错块以便在每个磁道上都不会有两个或更多纠错块，并通过一个或多个磁道来完成所述纠错块。

本发明已经考虑到了上述问题。作为一种数据记录/再现装置、数据记录/再现方法、计算机程序、和记录介质，本发明实现了下列目的：

缩短访问想要的数据所存储的位置所要求的时间。

稳定而不降低传送率地再现数据。

可更正更大范围的随机错误和突发错误，并由此避免重试操作和为了稳定的数据再现而减少了传送率的降低。

实现了一种纠错方法，其适应格式配置的碎片。

依照本发明的数据记录/再现装置，是用于磁盘记录介质的，其中在该介质上形成了同心或螺旋形磁道，并且每个磁道都被分成了多个扇区。数据记录/再现装置包括：一个寻道装置，其搜索一目标轨道；一数据访问装置，其在所搜到的磁道上进行访问；以及一纠错装置，其产生用于更正数据错误的纠错码，并根据所述纠错码更正数据错误。纠错装置，为一预定数据数量单元设置一第一纠错码单元，并为多个第一纠错码单元设置一第二纠错码单元。如此，纠错装置形成了一个纠错块，其包括多个第一纠错码单元和添加到其上的第二纠错码单元。此外，所述纠错装置，根据在对磁盘记录介质进行写/读数据操作期间所选定的部分来改变纠错块的结构。

此时，纠错装置按照下列操作来改变纠错块的结构：选择读写磁头，选择写/读数据的磁盘记录介质的记录面，或选择记录面中的区作为在对所述磁盘记录介质进行写/读数据期间所选定的部分。

此外，纠错装置通过改变第二纠错码单元来改变所述纠错块的结构。

此外，纠错装置，通过形成第一个和第二纠错码单元中的唯一一个纠错块，来改变纠错块的结构。

此外，纠错装置利用Reed-Solomon编码系统产生纠错码。此外，所述纠错块在每个第一或第二纠错码单元中都具有一交织结构。

数据访问装置，在已经变得可在寻道装置所搜到的磁道上进行访问的引导扇区处，开始访问，并访问相当于一个磁道的扇区。

此时，数据访问装置如下运行：在写访问中，从在所述磁道上所访问的第一个扇区开始，其逐一指定相对位置地址给所述扇区。在读访问中，所述数据访问装置根据该相对位置地址重新构成从磁道上的扇区中所读取的数据，并由此再现所写的数据。

此外，所述纠错装置，形成纠错块以便在每个磁道上都不存在两个或更多纠错块并且所述纠错块是利用一个或多个磁道来完成的。

依照本发明的数据记录/再现方法，是用于磁盘记录介质的，其中在该介质上形成了同心或螺旋形磁道并且每个磁道都被分成了多个扇区。所述数据记录/再现方法包括：一搜索步骤，在该步骤中搜索一目标磁道；一数据访问步骤，在该步骤中对所搜到的磁道进行访问；以及一纠错步骤，在该步骤中产生纠错码用于更正数据错误，并根据该纠错码更正数据错误。在该纠错步骤中，设置第一纠错码单元用于一预定数据数量单元，以及设置一第二纠错码单元用于多个第一纠错码单元。这样，就形成了纠错块，其包括多个第一纠错码单元和附加于其上的第二纠错码单元。此外，根据在对磁盘记录介质进行写/读数据操作期间所选定的部分来改变纠错块的结构。

此时，在纠错步骤中，按照下列操作来改变纠错块的结构：选择一读写磁头，选择对其进行写/读数据的磁盘记录介质的记录面，或选择在记录面中的区作为在对磁盘记录介质进行写/读数操作据期间所选定的部分。

此外，在所述纠错步骤中，利用第二纠错码单元的改变来改变所述纠错块的结构。

此外，在所述纠错步骤中，纠错块只由第一个和第二纠错码单元中的一个构成。

在所述纠错步骤中，利用Reed-Solomon编码系统产生纠错码。此外，所述纠错块在每个第一或第二纠错码单元中都具有一交织结构。

此外，在数据访问步骤中，访问起始于已经变得可在寻道步骤中所搜到的磁道上进行访问的所述引导扇区，并且对相当于一个磁道的扇区进行访问。

此时，如下执行数据访问步骤中：在写访问中，从在磁道上所访问的第一个扇区开始，逐一把相对位置地址分配给所述扇区。在读访问中，根据该相对位置地址重构从磁道上的扇区中所读取的数据，并由此再现所写的数据。

此外，在所述纠错步骤中，形成纠错块以便在每个磁道上都不存在两个或更多纠错块，并且所述纠错块是利用一个或多个磁道来完成的。

根据本发明的所述程序，被以计算机可读格式写入以在计算机系统中执行数据记录/再现处理。在磁盘记录介质上执行所述数据记录/再现处理，其中在该介质上形成了同心或螺旋形磁道并且每个磁道都被分成了多个扇区。所述程序是用于执行数据记录/再现方法中的步骤。

构造根据本发明的记录介质，以便进行下列操作：为预定数据数量单元设置第一纠错码单元，并为多个第一纠错码单元设置第二纠错码单元。形成纠错块，其包括多个第一纠错码单元和附加于其上的第二纠错码单元。此外，根据记录面、区、以及读写磁头把所述纠错块设置为在对磁盘记录介质进行写/读数据操作期间所选定的部分。具有上述纠错块结构的数据被记录在记录磁道上。

通过本发明实现了上述期望的目标。

下面给出更为具体的描述。第一纠错码(C1)单元的使用，允许了在扇区内的随机错误的改正。此外，第二纠错码(C2)单元的使用，允许了对超出扇区内错误的可更正范围的错误和跨扇区分布的突发错误进行更正。下面给出更为具体的描述。通过把纠错块构造为C1+C2，甚至是在不能执行重试以维持期望或更高的数据传送速率的情况下都会产生下列优点：如果利用C1进行纠错变得不可行，则能够利用C2进行纠错。因此，可以提供一种更加稳定的系统。通过使较宽范围的随机错误和突发错误变得可更正和避免重试操作，能够执行稳定的数据再现而不降低传送率。

此外，根据在对磁盘记录介质进行写/读数据操作期间所选定的所述部分，诸如读写磁头、记录面、以及区，来设置纠错块的结构。这样，就产生了下列优点：根据扇区格式的规格(specialization)能够防止发生纠错能力的变化；并能够根据磁头或记录面的特征实现有效的纠错。

如上所述，数据访问装置，在已经变得可在寻道装置所找到的磁道上进行访问的引导扇区处，开始访问，并访问相当于一个磁道的扇区。所述装置访问相当于一个磁道的扇区，例如，从磁头所到达的磁道上的扇区开始。也就是说，逐磁道地进行访问，并由此能够省去不确定处理、超前，并能够可靠地确定开始寻道操作所用的时间。

既然这样，尤其产生了另一个优点。在写访问中，从开始在磁道上访问的扇区开始，所述数据访问装置逐一地把相对位置地址指定给扇区。在读访问中，所述装置根据该相对位置地址重新构成从磁道上的扇区中所读取的数据，并由此再现所述写数据。这样，能够从磁道上的任一扇区开始访问。因此，紧接寻道操作之后，能够在任一磁头位置开始读/写操作，并且能够消除旋转延迟。从而，将寻道次数减到最少，并且缩短了访问时间。

此外，请求写或读(例如与HDD相连接的主机设备，诸如计算机)的起点不必考虑磁盘上的扇区地址。此外，利用允许减少数据大小的相对位置地址，允许有效地利用存储区。

在读访问中，从磁道上的扇区中读取的数据，根据该相对位置地址在例如缓冲存储器中重新构成。这样，不管访问所开始的扇区位置，能够重构所述原始数据。在这时候，采取下列措施是合理的：形成纠错块以便在每个磁道上都不会有两个或更多纠错块，并通过一个或多个磁道来完成所述纠错块。

根据本发明，产生了下列优点：能够提供一种优良的记录/再现装置，数据记录/再现方法，程序，以及能够利用由纠错码所带来的有效的冗余稳定地进行数据再现的记录介质。

下面给出更为具体的描述。第一纠错码单元的使用，允许了在扇区内的随机错误的改正。此外，第二纠错码单元的使用，允许对超出扇区内错误的可更正范围的错误以及跨扇区分布的突发错误进行更正。这样，甚至是在不能进行重试以维持期望的或更高的数据传送率的情况下，都能适当地更正错误，并能够提供更加稳定的系统。通过使较宽范围的随机错误和突发错误变得可更正和避免重试操作，能够执行稳定的数据再现而不降低传送率。

此外，构造了所述纠错块以便进行下列操作：当通过寻道操作把磁头移到某一磁道时，其中记录了第二纠错码的扇区(C2扇区)成为所要读取的第一个扇区。因此，紧接寻道操作之后，从C2扇区开始进行访问。下面给出更为具体的描述。一般认为，由于干扰等原因最频繁发生错误的扇区是C2扇区。因此，上述结构将数据扇区上干扰的影响减到了最小，并实现了稳定的数据再现。

此外，根据在对磁盘记录介质进行写/读数据操作期间所选定的所述部分，诸如读写磁头、记录面、以及区，来设置纠错块的结构。从而，根据这些特征(记录/再现性能)来改变所述纠错块。这样，就产生了下列优点：能够防止发生纠错能力的变化；能够实现有效的纠错；以及能够实现有效的磁盘格式。即使磁盘上的格式配置是专门的，都能生产这些结果。

根据上文，可以提供一种更加稳定的系统。

此外，根据本发明，访问起始于变得可在所搜到的磁道上进行访问的引导扇区，并且对相当于一个磁道的扇区进行写访问。这样，就可以逐磁道地进行访问了，并且能够不用旋转延迟就进行数据写访问控制。也就是说，能够缩短数据访问时间。

甚至是在这种访问方法中，如果采取措施以便紧接寻道之后的磁头位置对应于C2扇区，则能够把干扰的影响降到最低。也就是说，能够在读访问中稳定地读数据。

附图说明

图1是本发明具体实施例中的HDD的整个配置的方框图。

图2是该实施例中HDD的磁盘控制器的方框图。

图3是示意地说明该具体实施例中的磁盘格式结构的说明图。

图4是在该具体实施例中的磁盘上的伺服区域的说明图。

图5A和5B是在该具体实施例中的纠错范围的说明图。

图6是一个在该具体实施例中用于访问的转换表的说明图。

图7A和7B是作为该具体实施例中的磁道单元的ECC块的说明图。

图8是一个在该具体实施例中ECC块结构的说明图。

图9是一个在该具体实施例中交织结构的说明图。

图10是一个在该具体实施例中交织结构的另一个说明图。

图11是一个说明图，其说明了在该具体实施例中通过LBA访问方法的C2扇区的排列的一个例子。

图12是一个说明在该具体实施例中ECC块的构成的一个例子的说明图。

图13是一个说明图，其说明了又一个在该具体实施例中的C2扇区的排列的例子。

图14是一个说明图，其说明了在该具体实施例中利用相对地址访问方法的C2扇区的排列的一个例子。

图15是一个说明在该具体实施例中ECC块的构成的一个例子的说明图。

图16是一个流程图，其说明了在该具体实施例中的再现操作中所执行的处理。

图17是一个说明图，其说明了又一个在该具体实施例中的磁盘和磁头的配置的另一个例子。

图18A和18B是说明图，其相据在该具体实施例中的记录面/区/磁头说明了所述ECC构成的例子。

图19A和19B是其他说明图，其根据在该具体实施例中的记录面/区/磁头说明了所述ECC构成的例子。

图20是一流程图，其说明了在该具体实施例中的记录操作中所执行的处理。

图21是一流程图，其说明了在该具体实施例中的再现操作中所执行的处理。

具体实施方式

下文，参见附图，将按下面的顺序来描述本发明的具体实施例：

1.硬盘驱动器配置

2.伺服区域

3.访问操作

4.ECC构成

5.ECC块的设置，其中紧接着在寻道之后的扇区被看作C2扇区

6.应用程序实例

1.硬盘驱动器的配置

图1示意性地说明了本发明具体实施例中的HDD(硬盘驱动器)10的整个配置。

如图所示，HDD 10包括CPU(中央处理器)11，ROM(只读存储器)/RAM(随机存取存储器)12，磁盘控制器13，缓冲RAM 14，数据读/写控制单元15，伺服控制单元16，以及磁盘21。

提供有一个或多个磁盘21，并在磁盘的一侧或者两侧(磁盘的前后表面)提供有记录面。在每个记录面上都配备一个磁头。图1示出了所提供的在两个磁盘21a和21b的情况，并相应地提供有两个读写磁头(磁头)22a和22b。

下面将给出更为具体的描述。在驱动器单元中，同心地叠置几个磁盘(盘片(platter))。同一磁道编号的磁盘上的磁道是呈圆柱状放置的(柱体)，并且用相同的柱面编号作为它们的磁道编号来表示。

当在每个磁盘21的任一侧提供有记录面时采用这种构成，即在一个磁盘21上提供一个读写磁头22，如图1所示。

如果在两侧都提供有该记录面，就为一个磁盘21提供两个读写磁头22。

在图1中，CPU 11执行存储于ROM/RAM 12中的控制代码，并由此以集中的方式控制在HDD 10之内的操作。

磁盘控制器13从通过接口17所连接的主机(未被示出)接收命令。CPU 11对该命令进行处理，并且磁盘控制器13根据命令处理结果来指示数据读/写控制单元15以及伺服控制单元16的硬件操作。

通过接口17从主机接收的写数据和从磁盘21读取的、要被传送到主机的数据被临时存储于缓冲RAM14中。

数据读/写控制单元15进行编码和调制处理以生成要实际记录的数据模式，并通过前置放大器25把数据写到磁盘21上。同样地，数据读/写控制单元15接收经由前置放大器25从磁盘21读出的数据，并解调该数据。

伺服控制单元16同时驱动使安装在磁头22上的臂部(arm)移动的直线电机(VCM)23和旋转磁盘21的主轴电动机(SPM)24。因此单元16进行这样的控制，以便磁头22到达磁盘21上的目标轨道的预定范围内。此外，单元16如此控制，以使磁头根据磁盘上的伺服模式进行寻道并移动到以预定位置处。

在磁盘21上，同心地形成大量磁道，该磁道是将要记录数据的块，并且磁道编号0、1、2、…被按照从磁盘21最外面的半径向着里面半径的顺序分配给磁道。每个磁道还被进一步地分成多个扇区，并且所述扇区是用于执行数据读/写操作的最小单元。

每个扇区的数据数可以保持固定，例如，512字节。

实际上，在扇区中，除了数据之外还记录有首标信息、用于纠错的代码。

对于每一磁道的扇区数目来说，采用了ZBR(区位记录)方法，其中在周长越长的靠外的半径处扇区数目就越多。也就是说，整个磁盘21上的扇区数目在磁道之间并不一致。作为替代，采用下列构成：磁盘21被径向地分割成多个区，并且使各个区中的磁道上的扇区数目相同。

图3说明了ZBR方法的一个例子。

在图中所说明的例子中，磁盘被分成了三个区，并且从最外的区开始按0、1、和2的顺序规定区编号。每个区都包括多个磁道。

在图3中，每个区都被分成了多个扇区。既然这样(严格地像所示例子那样)，区0由64个扇区组成；区1由32个扇区组成；以及区2由16个扇区组成。相对于各区之间的关系，确定扇区的具体编号，如此使线性记录密度将在一预定范围内，并且每一磁盘的存储容量将会增加。这是通过以下来实现的：使主轴电动机24的转数恒定，改变读写磁头时钟，并采用另外类似的措施。

图2更详细地说明了图1中的磁盘控制器13的内部配置。如图所说明，磁盘控制器13包括CPU接口31、主机控制器32、缓冲控制器33、伺服控制器34、磁盘格式化器35、以及ECC控制器36。在该图中，表示数据移动方向的箭头用双线表示。

CPU接口31是CPU 11和RAM/ROM 12之间的一个接口，其通知来自主机的命令、接收来自CPU 11的命令处理的结果，以及执行相同的操作。

主机控制器32与经由接口17所连接的主机进行通信。

缓冲控制器33控制缓冲RAM 14和磁盘控制器13中不同部分之间的数据通信。

伺服控制器34控制VCM(直线电机)23和SPM(主轴电动机)24的操作。由此，控制器34从磁盘21上的伺服模式读取伺服信息，并把所述信息传送到伺服控制单元15。

磁盘格式化器35对在把缓冲RAM 14上的数据写到磁盘21上进行控制，或者对从磁盘21读取数据进行控制。

ECC控制器36从存储于缓冲RAM 14中的数据生成ECC代码并在写操作期间添加它们，以及在读操作期间改正错误。

在图3中所说明的磁盘控制器13从CPU 11接收格式化器控制信息和ECC控制信息。

图3中所说明的磁盘控制器13从CPU 11接收格式化器控制信息和根据记录面/区/磁头的ECC改变控制信息。

记录面被定义为磁盘21的磁盘面，其中可以记录和再现HDD单元10中的数据。在基于图1作为例子所说明的磁盘21a和21b的结构(一个磁盘上有一个记录面)的情况下，有两个记录面。也就是说，有磁盘21a的记录面和磁盘21b的记录面。在基于图2所示出的磁盘21a和21b的结构中(一个磁盘上有两个记录面)，有四个记录面。也就是说，有磁盘21a的前后记录面和磁盘21b的前后记录面。

区，指的是在通过ZBR方法构造记录面的时候所建立的每个区。

磁头，指的是相应于每个记录面所提供的每个读写磁头22。

至于存取方法，在此例子中，可以根据所谓的LBA(逻辑块地址)进行访问或利用如稍后所描述的基于逐磁道的相对地址来进行访问。

如果利用LBA进行访问，则格式化器控制信息是用于访问在所找到的磁道上变得可访问之后的、由LBA所指定的扇区的格式信息。该信息被经由CPU接口31传送到磁盘格式化器35，并且在此生成数据格式化器。

ECC控制信息是用于设置具有第一纠错码C1和第二纠错码C2的ECC块结构的信息。例如，如果区之间的ECC块结构根据扇区数目而在区与区之间存在差异，则ECC控制信息起表示所述结构的信息的作用。该信息被经由CPU接口31传送到ECC控制器36，并且所述ECC块被设置于此。然后，访问缓冲RAM 14以执行预定ECC处理。

如果利用逐磁道的相对地址来进行访问，则上述格式化器控制信息是在其在所找到的磁道上变得可访问之后用于开始在引导扇区进行访问并访问相当于一个磁道的扇区的信息。该信息被经由CPU接口31传送到磁盘格式化器35，并且在此生成数据格式化器。

所述ECC控制信息是用于设置利用磁道来完成的ECC块结构的信息。例如，如果区之间的ECC块结构根据扇区数目而存在差异，则ECC控制信息起表示其结构的信息的作用。该信息被经由CPU接口31传送到ECC控制器36，并且所述ECC块被设置于此。然后，访问缓冲RAM 14以执行预定的ECC处理。

除了图1中与CPU 11相关的ROM/RAM之外，这些控制信息(格式化器控制信息，ECC改变控制信息)还可以被放于其他地方。例如，这些信息可以存储在磁盘21上，并在开始时被从磁盘21读出和放入缓冲RAM 14。既然这样，可以把控制信息从缓冲RAM14传送到不同的部分。

如上所述那样构造此实施例中的HDD 10。如下所述，通过该结构，不用旋转延迟就可进行数据存取控制，缩短了存取时间，并实现了一种达到高数据传送速率的系统。此外，更正了大范围的随机错误和突发错误，并因此避免了重试操作以及减少了传送率的降低。如此，进行稳定的数据再现。此外，采取了措施使紧接在寻道之后的扇区是具有在所访问的磁道中记录有第二纠错码(C2)的扇区。这样，就降低了诸如干扰等的不良影响。

2.伺服区域

图4说明了磁盘21中的伺服区域的排列的一个例子。

在图4中，径向上的实线表示伺服区域SRV(不是图3中所说明的扇区部分)。

在图4所说明的例子中，伺服区域被径向地排列在磁盘21上，如在径向上所画的32条实线所表示的。也就是说，伺服区域SRV的形成，与形成了同心圆的区0、1、和2无关。换言之，32个伺服区域SRV在任一区中的每个磁道上都形成。所述结构，即为每个磁道设有32个伺服区域SRV，不过是用于说明的一个例子。

如果每个扇区都包括512个字节，则每个扇区的大小(扇区大小)与磁道上的两个伺服区域之间的容量相比较而言都是较小的。因此，可在磁道上的某一伺服区域和下一伺服区域之间排列多个扇区。

这些扇区的排列主要是相对于ZBR中的每个区来定的。也就是说，如果区不同，则一个伺服区域和下一伺服区域之间所排列的扇区数目也会不同。

相对于各区之间的关系，确定扇区的具体编号以便所述线性记录密度将在一预定范围内，并且每一磁盘的存储容量将会增加。这是通过以下来实现的，即使主轴电动机24的转数不变，改变读写磁头时钟，并采取其他类似的措施。

在图4的例子中，每个磁道上的伺服区域的数目被设置为32。如果伺服区域的数目被设为96，则例如所述伺服区域就被类似地以放射状图案排列在所述磁盘上。此外，在一给定区域和下一伺服区域之间排列多个扇区。

伺服是通过每个磁道上的伺服区域数目、磁盘转数、伺服频率、等等来确定的，并根据系统要求进行设置。

在所述伺服区域SRV中，例如进行磁道定位控制。下面将给出更多详细的描述。当踪迹磁道的磁头22经过伺服区域SRV时，获取表示磁头是在磁道上或磁道之外的信息。

在这里，假设当正在读取数据时施加了干扰，诸如振动，并且磁头偏离了所述磁道位置。如果在此时磁头从磁道处移动得较大，则从一开始就执行整个伺服控制。也就是说，中断所述数据读操作，并再次访问有关的磁道以读取需要的数据。

3.访问操作

如上所述，下列访问方法是合理的：基于LBA的访问方法，以及采用逐磁道地(on a track-by-track basis)使用相对地址的访问方法。通常，在大量的HDD中都采用了基于LBA的访问方法，因此将省略对其的详细说明。在这里，将详细描述逐磁道地使用相对地址的访问方法。

在使用该访问方法的情况下，从已到达HDD(硬盘驱动器)10中的磁道上的磁头22所在的扇区开始访问相当于一个磁道的扇区。在相同磁道上的所述扇区编号是不固定的，并可以根据相对位置给定。

因此，可以在一磁道上的任一扇区处开始进行访问。也就是说，是逐磁道地进行访问的，并由此排除了用于处理涉及一个超前的不确定元素的必要性。因此，可以可靠地确定开始寻道操作所用的时间。

此外，由于是在一磁道上的任一扇区开始访问，所以不需旋转延迟。这样，可以减少寻道次数，并缩短访问时间。

为把数据写到一预定磁道上，所述扇区带有相对位置，其从所开始访问的扇区开始。

为读取数据，从开始访问的扇区开始读操作，并根据相对位置扇区编号在缓冲RAM 14上安排所读取的数据。因此，读操作可以起始于任一扇区。

图5A和5B，示意地说明了在磁盘21的磁道上所用的扇区格式的例子，用于实现上述操作。

如图5A所说明，扇区包括：相对位置数据，其表示在磁道上的扇区的相对位置；数据的正文；ECC，用于执行对于整个扇区的纠错。其全部被被归入纠错范围和记录范围内。

把相对位置数据归入错误改正范围作为带有下列优点的首标：例如，即使在扇区中出现了随机误差，通过纠错也可以恢复相对位置数据。因此，可以实现平稳的磁盘访问操作。

通常，扇区具有用于记录扇区地址的ID区。在上述结构中，所记录的不是绝对位置而是相对位置，并且可以降低ID区的大小。相应地，扇区中的数据正文的可用区的大小增加了，这就促进了存储区的更加有效的使用。

在把数据写到磁道上时，从访问所开始的扇区开始的相对位置被指给扇区，并且生成包括相对位置的ECC数据和用来记录的数据。然后，各个数据被记录在相对位置区、数据区、以及有关扇区的ECC区。因为写操作开始于访问所开始的扇区，所以在旋转延迟中不必保持所述磁头。

在读取数据的时候，读操作开始于访问在磁道上所开始的扇区，并且根据从相对位置区中获得的扇区位置确定缓冲RAM 14上的存储位置。因此，即使数据读操作起始于任一扇区，也不会有问题：在缓冲RAM 14中，根据相对位置重新安排所述数据，并且由此按原始顺序来恢复存储在所述磁道上的数据。因为读操作开始于访问所开始的扇区，所以在旋转延迟中不必保持所述磁头。

图5B说明了在此实施例中HDD 10中的磁盘21的磁道上所使用的扇区格式的又一个例子。

既然这样，如上所述那样，扇区包括：相对位置数据，其表示扇区在磁道上的相对位置；数据的正文；以及ECC，用于对于整个扇区区域执行纠错。其全部被归入纠错范围。  然而，不像图5A所说明的例子，相对位置区没有包括在记录范围内。这样，就不存在相对位置区，并且相应地，与上述例子相比较而言，进一步地增加了扇区中的数据正文可用的区的大小。这就促进了存储区的更加有效的使用。

既然这样，在把数据写到磁道上时，从访问所开始的扇区开始的相对位置被指给扇区，并且生成包括相对位置的ECC数据和想要记录的数据。然后，只有想要记录的数据和ECC数据被记录在相关扇区中。因为写操作开始于访问所开始的扇区，所以在旋转延迟中不必保持所述磁头。

在读取数据时，读操作开始于访问所开始的扇区，并利用ECC执行纠错。由此，重新生成了没有写入所述扇区的相对位置。然后，根据相对位置来确定缓冲RAM 14上的存储位置。因此，即使数据读操作起始于任一扇区，存储在磁道上的所述数据也能按在缓冲RAM 14中的原始顺序被恢复。此外，因为读操作开始于访问所开始的扇区，所以在旋转延迟中不必保持所述磁头。

图5B示意性地说明了在此实施例中HDD 10中的磁盘21的磁道上所使用的扇区格式的又一个例子。既然这样，如上所述那样，扇区包括：相对位置数据，其表示扇区在轨道上的相对位置：数据的正文：以及ECC，用于对于整个扇区区域执行纠错。其全部被归入纠错范围。然而，不像图5A所说明的例子，相对位置区没有包括在记录范围内。这样，就不存在相对位置区，并且相应地，与上述例子相比较而言，进一步地增加了扇区中的数据正文可用的区的大小。这就促进了存储区的更加有效的使用。

既然这样，在把数据写到磁道上时，从访问所开始的扇区开始的相对位置被指给扇区，并且生成包括相对位置的ECC数据和想要记录的数据。然后，只有想要记录的数据和ECC数据被记录在相关扇区中。因为写操作开始于访问所开始的扇区，所以在旋转延迟中不必保持所述磁头。

在读取数据时，读操作开始于访问所开始的扇区，并利用ECC执行纠错。由此，重新生成了没有写入所述扇区的相对位置。然后，根据相对位置来确定缓冲RAM14上的存储位置。因此，即使数据读操作起始于任一扇区，存储在磁道上的所述数据也能按在缓冲RAM 14中的原始顺序被修复。此外，因为读操作开始于访问所开始的扇区，所以在旋转延迟中不必保持所述磁头。

将对与主机进行通信的一个例子进行描述，其在记录和再现与如上所述的扇区格式相关的数据时进行。

在此实施例中的HDD 10中根据来自经由接口17所连接的主机的一命令执行数据写操作时，进行通信的一个例子，如下：

首先，所述主机发出一命令以把数据写到HDD 10。响应于此，HDD 10根据当前访问顺序返回一使寻道时间最少的地址区域。

依据收到的HDD 10的响应，所述主机就传输其大小(字节数目、扇区数目、等等)与指定地址区域的大小一致的数据内容。HDD 10逐磁道地写入所接收的数据内容。

在这里，相对位置信息被分配给在写操作中在磁道上相对于所访问的第一位置的各个扇区。因此，当发出写请求时，所述主机不必考虑任何指定写位置，诸如柱面编号、磁头编号、和扇区编号或指定这些项目。

HDD 10通知主机的所述地址区域可以是各个区域。一个例子是，用于识别关于是哪个主机发出写数据请求的内容编号。

事先提供给HDD 10一转换表，其表示内容编号和磁盘21上的记录的物理位置之间的关系。

由于逐磁道地进行磁盘访问，所以，例如用内容编号表示所述关系的转换表如图6所说明。即，磁道编号和磁头编号被登记在与内容编号一致的表格中。

在这里，应该注意到CHS中的扇区编号没有包括在所述转换表内。上述描述，相对位置信息被分配给在写操作中在磁道上相对于所访问的第一扇区的各个扇区。利用该结构，不管在磁道上所访问的第一扇区，可以根据每个扇区的相对位置信息重新安排数据。

因此，在转换表中不必指定访问开始扇区。

该转换表被写入缓冲RAM 14中。当从主机收到要写的数据时，通过磁盘控制器13或CPU 11所执行的软件来执行转换表的写入。

在该具体实施例中，根据来自经由接口17所连接的主机的一个命令，在HDD10中执行数据读操作时进行通信的一个例子，如下：

所述主机发出一读取数据的命令给HDD 10。在该读命令中，指定目标内容编号。

基于内容编号，HDD 10根据图6中的转换表识别目标磁道，并使磁头22执行寻道操作。然后，HDD 10根据在数据写操作期间由HDD 10返回的地址区域的顺序，传输磁盘21上的数据。

当发出一读数据的请求时，主机只要指定想要内容的数目，并不必考虑任一具体的写位置(PBA)，诸如柱面编号、磁头编号、以及扇区编号。

在HDD 10中，如上所述，从磁头22所到达的磁道的扇区开始，对相当于一个磁道的扇区进行访问。也就是况，逐磁道地进行访问，并由此能够省去超前的不确定处理，以及能够可靠地确定开始寻道操作所用的时间。此外，能够从磁道上的任一扇区开始访问。因此，通过在紧接寻道操作之后的任一磁头位置开始读/写操作能够消除旋转延迟。从而，将寻道次数减到最少并且缩短了访问时间。

根据CPU 11的命令处理结果，通过指示数据读/写控制单元15的硬件操作的磁盘控制器13和伺服控制单元16来执行这种磁盘访问操作。

4.ECC结构

在HDD 10逐磁道地进行访问之处，如上所述，应该在磁盘21上以一个磁道作为基本单元形成ECC块是比较合适的。

如果采用了基于LBA的访问方法，则不必以一个磁道作为基本单元形成ECC块。然而，不需额外说明，磁道就可以作为基本单元。

在这里，将对基于磁道的ECC块的一个例子进行描述。

图7A和7B说明了以磁道作为基本单元的ECC结构的例子。

在图7A的例子中，磁盘21被分成多个区，并且该图说明了区n中的ECC块结构的一个例子。也就是说，像由虚线所表示的区n中的预定磁道TK，每个磁道都被认为是ECC块的组成单元。

ECC块包括用于扇区内更正的C1和用于扇区间更正的C2。

所述纠错单元(ECC块组成单元)包括C1+C2，以磁道作为基本单元，并在每个磁道之内，不会有两个或更多的ECC块组成单元。

图7B说明了ECC块的又一个例子。同样，在该情况中，磁盘21被分成了多个区，并且该图说明了区m中的ECC块的一个例子。该例子被构造成在区m中的三个磁道是ECC块的组成单元。该例子被构造成，把整数倍的磁道作为组成单元，并且该组成单元并不局限于三个磁道，不需额外说明。

同样在此例子中，ECC块包括用于扇区内更正的C1和用于扇区间更正的C2。所述纠错单元(ECC块组成单元)包括C1+C2，以磁道作为基本单元，并在每个磁道之内，不存在两个或更多的ECC块组成单元。

图8说明了磁盘21的ECC块结构的一个例子，其采用了图7A和7B中所说明的ECC块结构。

在这里，把用8个符号长度的Reed-Solomon编码用作ECC编码。

假定，在某一磁盘上的某一区中的每磁道的有效扇区数是768个扇区。例如，一个扇区由四个交织(interleaves)构成，其中4字节CRC(交织校验编码)和48字节的C1全部被增加给512字节的数据。

在图8中的ECC块结构的所述例子中，704个扇区，扇区0到扇区703，被用作数据区域，并且64个扇区，扇区704到扇区767，被用作C2区域。C2由诸如四个交织(interleaves)构成，其中每个都具有16个扇区。

用该结构，在一个ECC块中的扇区的总数是768个扇区，其相当于该区中的一个磁道，并且如此能够实现以磁道为基础。

在此例子中，将考虑到纠错能力。

对于随机错误，利用C1能够更正一段高达每扇区24字节的错误(如果获得了字节丢失信息，则高达48字节)。

此外，对于突发错误，利用C2能够更正一段高达每磁道32个扇区的错误(如果利用了CRC的结果，则高达64个扇区)。

如果把预定数目的扇区，而不是按照逐磁道，作为ECC块，则可以对其进行类似描述。

既然这样，可以采用ECC块的一个小的组成单元。例如，ECC块可以由192个扇区构成(＝176个数据的扇区+16个C2的扇区)。

在这里，将对采用上述纠错块的原因进行描述。

在绝大多数常规HDD系统中，仅仅利用包括512个字节的数据和信息位的扇区进行纠错。

因此，虽然能够更正在每个扇区中发生的随机错误，但是超出一可更正范围的随机错误或突发错误，即，跨扇区持续的错误，不能被更正。

既然这样，读错误发生的频繁可以被降低到某一水平或以下并且可以进行纠错，例如，通过执行重试操作。然而，一次重试操作的时间基本上等于相当于一个磁道的访问时间中的增加量。

如果进行重试操作，则如上所述，虽然通过逐磁道进行访问缩短了访问时间，但是最后却增加了访问时间。这就导致了数据读出时间的延迟。

假如，在诸如用HD(高清晰度)图像质量再现或特定再现中，处理AV内容，则需要较高的传送率。即使发生了无法更正的读错误，日后因为时间的限制也不能执行重试操作。既然这样，在现有情况下，不更正所述读错误而继续进行处理。从而，降低了再现质量。

为克服该问题，如上所述那样构造ECC。由此，进行稳定的数据再现，并且降低了由于错误无法更正而必须执行重试的情况的频繁发生。

即，能够更正扇区间错误的C2更正，被添加到常规逐扇区纠错的C1更正。此外，包括C1+C2的纠错单元(ECC块)，被构造成在诸如一个磁道之内完成。

如果包括C1+C2的所述ECC块单元是在一个磁道之内完成的，则可以按磁道进行访问，并由此，能够实现没有旋转延迟的数据访问控制。即，能够缩短访问一想要数据的存储器单元所需的时间。此外，可以采用这种在一个磁道上不存在两个或更多ECC块的结构。因此，能够同样地实现没有旋转延迟的数据访问控制，就算利用了多个磁道来构成ECC。

在图8说明的符号长度为8的所述Reed-Solomon编码中，可以对512字节的数据应用交织(interleave)。

图9和图10说明了在此实施例中对所述ECC块结构应用了交织的例子。

在图9和图10的例子中，交织被用于扇区n。一个扇区由4字节首标、512字节数据、和4字节CRC构成，并整个被分成四部分。因而，每个所分单元都具有12字节ECC码C1。

例如，交织0通过把12字节奇偶校验添加到1字节首标、128字节数据、以及1字节CRC而构成。这与交织2、3、以及4一样。

然后，所述交织被如下排列在所述扇区之内：交织0被置于第0位置处；Interleave 1被置于第1位置处；Interleave 2被置于第2位置处；交织3被置于第3位置处；交织4又被放回第0位置处，等等。

所述4字节首标、512字节数据、4字节CRC附在它们后头，随后产生的C1码同样地按顺序进行排列。

图9说明了交织所损坏的扇区，并且图10说明了在存储器上所分配的地址为0到567的各项的排列。

因此，如图8所说明，图9和图10表示同一扇区单元。即，4字节首标、512字节数据、4字节CRC、以及ECC码C1，总计48字节，被添加于其上而构成一个扇区。这些项目作为磁盘21上一记录扇区的主要部分而构成。

在记录数据的实际结构中，还添加了前同步信号(preamble)、同步信号、后同步信号(postamble)等等。还可能有所述扇区单元的其他结构。例如，可以采用一种没有首标文件的格式和一种没有CRC的格式。

可以主要根据硬件配置来确定这些交织结构。在符号长度为8的Reed-Solomon编码中，例如，如图9所说明，沿C1方向(即，扇区的方向)应用交织。

上述交织可以被用于在扇区之间实现了ECC的C2。既然这样，倒不如可以实施类似结构和动作。这是通过用扇区代替图9中数据部分的字节并沿C2方向(即，与扇区方向垂直的方向)安排交织来实现的。

在此例子中，把512字节看作一个扇区所容纳的数据的大小。然而，扇区数目并不局限于此。例如，如果把1024字节或2048字节看作一个扇区所容纳的数据的大小，则在每个扇区中或跨扇区所构成的ECC块能够被与前述类似地实现。

如果通过磁道完成了ECC块，就会出现一个问题。当磁盘21上的区不同时，每磁道的扇区数目就会不同。因此，利用与ECC奇偶校验数目相同的结构，区与区之间的所述纠错能力可以有很大的不同。

为克服该问题，区与区之间的所述ECC块结构也是不同的。因此，在某一范围内能够含有纠错码的冗余。从而，在磁盘的整个圆周上能够保持同样高的纠错能力。

如果是在图3中的例子，每磁道扇区的数目是，在Zone 0为64个扇区，在Zone 1为32个扇区，在Zone 2为16个扇区。区之间的转数相同，但是操作时钟(operation clock)是变化的，以在某一范围之内保持每个区中的所述线性记录密度。

此时对于ECC来说，C1被添加到每个扇区上。 C1的结构是固定并相同的。更具体地说，例如，C1是象图8中那样构成的。

因而，C2是如下构成的：在Zone 0中，64个扇区中的8个扇区是作为C2奇偶校验而提供的；在Zone 1中，32个扇区中的4个扇区是作为C2奇偶校验而提供的；在Zone2中，16个扇区中的2个扇区是作为C2奇偶校验而提供的。

利用该结构，每磁道上的C2奇偶校验扇区的数目与数据扇区的数目的比率，在区之间是不变的，并且还可以在区之间具有相同的C2更正能力。

在实际格式中，在区和扇区数之间的关系中很难获得能够除得尽的值。因此，能够进行设置以便ECC部分的冗余在某一范围之内。

如上所述，ECC块是通过磁道完成的，并由C1+C2构成，此外还采用了交织结构。此外，区之间的ECC结构是可进行改变的，并且ECC部分的冗余被控制在一预定范围内。因此，在整个磁盘的圆周内能够更正较宽范围的随机错误和突发错误，并实现稳定的数据再现。

在此例子中，ECC结构的C1部分是固定的，C2部分是可变的。由此，ECC部分的冗余，即，所述纠错能力被控制在一预定范围内。然而，还可以采用其他结构。例如，C1部分在区之间是可变的，并且所述C2部分可以是固定的，以把所述纠错能力控制在一预定范围内。或，完全控制C1和C2以把所述纠错能力控制在一预定范围内。

5.其中扇区紧接在寻道之后的ECC块的设置，被看作是C2扇区。

所述ECC块结构基本上如上所述。

在此实施例中，对于磁道上扇区的排列来说，还如下构成所述ECC块以便进行下列操作：紧接着搜到一磁道之后所开始进行访问的扇区是C2扇区。

将针对两种情况对这种ECC块结构进行描述。一种情况是，采用LBA访问方法，另一种情况是，上述相对于地址逐磁道访问的方法。

首先，参照图11和图12，对LBA访问方法进行描述。

图11详细地示出了在此实施例中扇区的排列。在这种情况下访问的所述单元并不局限于磁道和分配给每个扇区的LBA。

图11示意性地示出了在区(Zone)1中的两个磁道上的扇区的排列，其中如图3所示，区1位于具有区0、1、以及2的磁盘21的中间的半径处。如上所述，区1中的每个磁道都具有32个扇区。

如图所示，作为LBA，编号“1”到“64”被按顺序地分配给包括在区1内的两个磁道(TK1，TK2)上的扇区。数值“1”到“64”是用来举例说明的，而实际上如LBA被使用。所述LBA，是在整个磁盘圆周内从外半径到内半径连续地分配给所述扇区的值。

在区1中的某一磁道中，LBA编号“1”到“32”被分配给所述扇区。在下一磁道TK2中，LBA编号“33”到“64”被分配给所述扇区。在这种情况下，在磁道TK1中的引导扇区的位置“1”以及在磁道TK2中的引导扇区的位置“33”，彼此移动一定的量，该量等于由转数和伺服区域信息等所确定的磁道偏离(skew)。

如下给出所述磁道偏离：多个伺服区域径向地排列在所述磁盘上，一个伺服区域和下一个伺服区域之间的区域被看作为一帧(frame)。所述磁道偏离是按伺服帧给出的。如上所述，所述引导扇区的位置在磁道间移动。这是由于考虑了下列问题：磁头进行如由箭头TJ所指示的磁道跳转以搜索下一个磁道所需要的时间，和磁盘的旋转。

下面给出更为具体的描述。相对于扇区“1”到“32”对磁道TK1进行访问，并且随后所述磁头就移到磁道TK2。如上所述，由于引导扇区的位置被移动了一个等于磁道偏离的量，所以能够减少寻道之后的等待时间，并且所述磁头能够开始在扇区“33”进行访问。

在根据LBA的读操作期间的访问中，在图11中，所述磁头的磁道TK1上的LBA“1”移动到LBA“32”，并且搜到磁道TK2之后，磁头从LBA“33”向LBA“64”移动。

在这种情况下，每个磁道都作为ECC块而被构成，并且在区1中的每个磁道上的32个扇区中，有28个扇区被分配给数据扇区和有4个扇区被分配给C2扇区。

在图11中，LBA“1”到LBA“4”作为磁道TK1上的C2扇区而被提供，并且LBA“33”到LBA“36”作为相邻磁道TK2上的C2扇区而被提供。

这就相当于下述：利用这样一个如图8所示的ECC块结构，C2扇区排列在用于记录和再现数据的ECC块的最前面。图12示出了实现它的方法。

例如，图12示出了构成相当于一个磁道(或n个磁道)的ECC块的扇区。例如，在图11区1中的一个磁道上的32个扇区。

在此例子中，引导扇区的LBA编号始于“3FC”。

在这种情况下，所述四个引导扇区“3FC”到“3FF”被用作C2扇区。如果在图11磁道TK1上的LBA“1”事实上是“3FC”，则所述ECC块是如下构成的，即如图12那样所述C2扇区被置于四个引导扇区中。因而，当数据被写到磁道TK1上时，“1”到“4”就变成了如图11中的C2扇区。

同样，在下一个磁道TK2上，如图12所示，形成把四个引导扇区作为C2扇区的ECC块。因而，当写入数据时，“33”到“36”就变成了如图11中的C2扇区。

下面将给出更加详细的描述。根据LBA写入数据，其中已经为该数据如上所述那样建立了ECC块。因此，当读所述数据时，ECC块的所述C2扇区能够被分配给引导扇区，其中紧接着磁头到达磁道上之后在该引导扇区处开始读操作。

常常高速连续地执行涉及寻道的读操作。即使在这种情况下发生了读错误，由于必须维持一个预定的传送率，所以很难通过重试处理来进行恢复。当施加了干扰时，诸如振动，读错误的发生就会更加频繁。上述错误，常常发生在邻近于紧接着磁头进行寻道并到达磁道上之后开始读操作的区域。其中一个可能的原因，是所述磁道的位置不够稳定。

在这里，将考虑下列情况：紧接寻道之后的读操作非常不稳定。或，紧接着寻道之后，在施加了干扰的情况下执行读操作。从而，发生了大量错误，并且扇区错误的级别超出了预期。结果，超出了所建立的ECC块的C2的更正能力。

如果纠错是不可行的，则按照没有经过象纠错这样的处理的读出输出数据。发生了大量错误的扇区，是接近于紧接着开始读操作之后磁头所位于的区域的扇区。

为克服上述问题，在接近于紧接着开始读操作之后磁头所位于的区域的扇区区域中，C2扇区作为冗余扇区排列。因此，即使发生了无法更正的错误，也能够减少该错误所造成的损失。

下面将给出更为具体的描述。生成纠错块，以便当在寻道操作期间所述磁头移到某一磁道时，在执行写操作之前，在该磁道上要读的第一个扇区就是C2扇区。因此，能够产生下列结果：在读访问中，紧接着开始读操作之后磁头所位于的扇区，是作为冗余部分的C2扇区。

下面给出更为具体的描述。形成纠错块，以便C2扇区被排列在至少纠错块的最前面。这样，就能够产生下列结果：在读操作中，紧接着磁头到达磁道上之后，读访问起始于C2扇区。

如果，此时由于干扰等原因而导致错误发生，则带有错误的大量扇区是C2扇区。

最后，对于包含了错误并且其数据不经恢复就被输出的扇区来说，能够输出影响较小的数据。这是因为，绝大多数错误扇区都是冗余扇区。因此，实现了更加稳定的数据再现。

在图11和图12中所示出的例子中，采取了下列措施以达到一预定冗余水平：一次全部地把预定数目的C2扇区(例如36个扇区中的4个扇区)排列在与ECC块中的扇区编号一致的ECC块的最前面。然而，如果至少所述引导扇区是C2扇区，就能够达到上述预期效果。

图13示出了一个例子，其中，作为36个扇区中的4个扇区的C2扇区被置于磁道TK1上的LBA“1”、LBA“2”、LBA“3”以及LBA“32”处，以及磁道TK2上的LBA“33”、LBA“34”、LBA“35”以及LBA“64”处。即，这是一个下述这样的例子，其中在ECC块的最前面的三个扇区和在尾部的一个扇区构成了C2扇区。

如上所述那样构成所述ECC块，并写入数据。同样在这种情况下，在随后的数据读操作中，ECC块结构的C2扇区被排列在紧接着所述磁头到达磁道上后开始读操作的引导位置。因此，达到了与上述相同的效果。

不用说，只要所述引导扇区(第一个或几个扇区)是C2扇区，剩下的C2扇区即可为任一中间扇区，而不是最前面和最后面的扇区。

此外，紧接着磁头到达磁道上之后实际上开始读操作的位置，并不在假定的LBA处而是有时会在LBA附近。同样在这种情况下，只要C2扇区排列在开始读操作的引导位置，就能达到同样的效果。

在图11的例子中，按磁道构成所述ECC块。然而，本发明并不局限于此结构。下面将给出更为具体的描述。即使所述ECC块不是按磁道构成的，而是按照任一其他数目的扇区构成的，也不会有问题。为克服该问题，可以同样采用下述结构，即在寻道操作期间所述磁头移到某一磁道时，第一个要在该磁道上读的扇区，是C2扇区。如此，实现更加稳定的数据再现。

接下来，参照图14和图15，将对下述情况进行描述，即采用了上述按磁道的相对地址的访问方法。

图14详细地示出了扇区的排列。在这种情况下，逐扇区地进行访问，并且如上所述那样把相对地址分配给所述扇区。

图14，如在图11中那样，示意性地示出了区1中两个磁道上的扇区的排列。区1中的每个磁道都具有32个扇区。

如图所示，相对地址“1”到“32”分配给了包括在区1内的两个磁道(TK1，TK2)上的所述扇区。这些相对地址“1”到“32”，是在对每个磁道进行写访问时按序分配的，并且相对于磁道上的物理扇区位置来说不是固定的。

例如，在磁道TK1上的相对地址“1”处的所述扇区是当磁头搜到磁道TK时第一个变得可写的扇区。

如果数据被连续地写到区1中的磁道TK1和TK2，则相对地址“1”到“32”被分配给磁道TK1上的所述扇区，以及相对地址“1”到“32”也被分配给磁道TK2上的扇区。在这种情况下，在磁道TK1上的引导扇区“1”以及磁道TK2上的引导扇区“1”之间的位置偏差等于下列：所述磁头在紧接着寻道并从磁道TK1移到磁道TK2上(磁道跳转TJ)之后所位于的位置与该磁头在开始进行访问时所位于的位置之间的偏差。这不必与上述由转数和伺服区域信息等确定的磁道偏离相匹配。

在根据相对地址的写操作期间的访问中，在图14中，所述磁头从磁道TK1上的相对地址“1”移动到相对地址“32”，并在搜到磁道TK2之后，该磁头就从磁道TK2上的相对地址“1”移动到相对地址“32”。

在这种情况下，每个磁道都被构成为ECC块，而且在区1的每个磁道上的32个扇区中，有28个扇区被分配给数据区以及4个扇区被分配给C2扇区。

在图14中，相对地址“1”到相对地址“4”作为磁道TK1上的C2扇区而被提供，并且相对地址“1”到相对地址″4″也作为下一个磁道TK2上的C2扇区而被提供。

这相当于下列：利用这种如图8所示的ECC块结构，所述C2扇区被置于用来记录并再现数据的ECC块的最前面。图15示出了实施上述的方法。

图15示出了构成一个相当于例如一个道的ECC块的扇区。其示出了例如在图14区1中的一个磁道上的32个扇区。

然后，如图所示，所述ECC块被如此形成，以便相对地址“1”到“4”的四个引导扇区被排列在C2扇区。所述ECC块如上所述那样构成，并且数据被按顺序写到磁道TK1和TK2。因此，位于所有磁道的最前面并在相对地址“1”到“4”处的所述扇区变成了如图14中那样的C2扇区。

下面将给出更加详细的描述。生成纠错块，以便当磁头在寻道操作期间移到某一磁道上时，在执行写操作之前，在该磁道上所要读取的第一个扇区是C2扇区。因此，可以产生下列结果：在读访问中，紧接着开始读操作之后磁头所位于的扇区，是作为冗余部分的C2扇区。

下面将给出更加详细的描述。形成纠错块，以便C2扇区至少被排列在纠错块的最前面。因此，可以产生下列结果：在读操作中，紧接着磁头到达磁道上之后，读访问起始于C2扇区。

因此，对于含有错误并且其数据没有恢复就被输出的扇区来说，能够输出影响较小的数据。因此，如参见图11和图12所描述的例子那样，实现了更加稳定的数据再现。

在基于相对地址的访问方法的情况下，在读操作中，紧接着到达磁道上之后磁头所位于的扇区，不必是C2扇区，即使如图14那样在每个磁道上的相对地址“1”到“4”处的所述扇区都是C2扇区。

由于这个缘故，如果根据每个磁道构成ECC块并且数据被在一次连续的写访问中写入多个磁道，就会有一个问题：当相时于多个所述磁道执行读操作时，必须对所述操作进行控制以便发生下列：相对于多个所述磁道中的第二磁道(在这种情况下的磁道TK2)及其后的磁道来说，紧接着磁头到达磁道之后开始读操作的扇区是C2扇区。这将在下面描述。

在基于相对地址的访问中，如上所述，写/读操作可以起始于磁道上的任一扇区。在写操作中，从变得可写访问的扇区开始，分配相对地址；因此，写操作可以起始于任一扇区。在读操作中，相当于一个磁道的读扇区数据只须被根据相对地址重新排列在所述缓冲RAM 14；因此，读操作可以起始于任一扇区。

即，访问可以起始于磁道上的任一扇区；因此，通过在紧接着寻道之后的任一磁头位置开始读/写操作可以消除旋转延迟。这已经在上面描述了。

这意味着读操作没有必要起始于相对地址“1”处的扇区。

现在，将对下述情况进行考虑，即首先搜到图14中的磁道TK1。无论磁头到达磁道之后变得可读访问的扇区的相对地址是什么，都可以从该扇区开始对相当于一个磁道的扇区进行读访问。例如，如果紧接着寻道之后的磁头位置是在相对地址“15”处的扇区，则在相对地址“15”、“16”……“32”、“1”、“2”……“14”处的扇区可以以该顺序而被访问。因此，消除了旋转延迟。

然后，对下一个磁道TK2，所述磁头可以进行寻道并紧接着读取扇区“14”中的数据之后进行移动。然而，在这种情况下，所述磁头到达磁道TK2上的扇区“14”附近的磁道上。即，紧接着磁头到达磁道之后要读取的第一个扇区不是C2扇区(“1”到“4”中的任一扇区)。从而，没有获得上述抗干扰的效果。

为克服该问题，在第一个磁道上，根据需要使磁头保持旋转延迟，然后采取下列方法中的任一个：<1>在相对地址“1”处的扇区开始读访问，或者<2>对相当于一个磁道的扇区进行读访问，并且当磁头到达相对地址“32”时，就会引起所述磁头进行寻道并移到下一个磁道。

如在上述<1>的情况下所述那样，如果读访问起始于相对地址“1”处的一个扇区，则采取下列措施：使所述磁头寻道例如磁道TK1，并到达该磁道。此后，根据需要把磁头维持在旋转延迟内。当所述磁头到达相对地址“1”处的所述扇区时，就开始读操作。然后，当已经对相当于一个磁道的相对地址“1”到“32”处的扇区执行读操作时，使所述磁头进行寻道并移到下一个磁道TK2。这样，同样在磁道TK2的相对地址“1”附近的扇区处开始读操作。因此，可以使紧接着寻道之后所要读的第一个扇区是C2扇区。

这与下述情况一样，即，其他磁道TK3、TK4、……(未在图14中示出)是被连续读取的。即，可以使紧接着寻道之后所要读的第一个扇区是C2扇区。

在这种情况下，磁道TK3、TK4、……是从磁道TK1开始所持续进行的一系列操作中对其进行写访问的磁道。在基于相对地址的访问方法的情况下，可以执行读操作，起始于紧接着寻道之后磁头所位于的任一扇区。然而，如果在连续的写访问操作中把数据写到磁道上，引导扇区“1”的位置就必然改变了相当于寻道操作(磁道跳转TJ)的一个数量，就象上面的磁道TK1和TK2一样。即，如果紧接着扇区“32”被访问之后执行寻道操作，则读操作可以始于下一个磁道的扇区“1”附近。

在上面<2>的情况下的方法，是这样的：对相当于一个磁道的扇区进行读访问，并且，当磁头到达相对地址“32”处时，使磁头进行寻道并移到下一个磁道。下面将更详细地对该方法进行描述。紧接着使磁头寻道例如磁道TK1并且到达磁道之后，没有旋转延迟地读取相当于一个磁道的扇区。已经读取相当于一个磁道的扇区之后，根据需要把所述磁头保持在旋转延迟内。当所述磁头到达相对地址“32”处时，就会使磁头进行寻道并移到下一个磁道TK2处。在这种情况下，读操作始于磁道TK2上相对地址“1”处的扇区附近。因此，可以使紧接着寻道之后所要读的第一个扇区是C2扇区。然后，对磁道TK2上的相对地址“1”到“32”处的扇区执行读操作，并且此后使所述磁头进行寻道并移到下一个磁道TK3。因此，也在磁道TK3上进行与上述相同的操作。

如果采用了基于相对地址的访问方法，则如上所述，读访问可以起始于紧接着寻道之后磁头所位于的任一扇区。如此构造该具体实施例，以便只在第一个磁道上，在相对地址“1”处开始读操作，或者已经读了相当于一个磁道扇区之后，使所述磁头进行等待直到到了相对地址“32”再接着进行寻道。因此，在下一个磁道TK2以及随后的磁道上，读操作起始于紧接着寻道之后的C2扇区。

这里所提到的第一个磁道是，当预定多数个磁道被作为一个单元时，位于第一位置处的磁道。例如，连续地记录和再现数据并且由寻道所引起的磁道偏离不变的预定数目的磁道，被作为一个单元。

虽然，在一定程度上限制了基于相对地址在读操作期间消除旋转延迟的访问方法的优点，但是上述结构仍然产生了用于避免在写访问中的旋转延迟的必要性的优点。作为一个例子，假定数据被写到了上述的磁道TK1和TK2。在这种情况下，用LBA访问方法，当磁头到达磁道TK1时需要旋转延迟。在所述基于相对地址的访问方法中，同时，写操作可以开始于任一紧接着磁头到达磁道TK1之后磁头所位于的作为相对地址″1″的扇区。

在图14和图15中所示出的例子中，采取了下列措施以达到一预定冗余水平：一次全部地把预定数目的C2扇区(例如36个扇区中的4个扇区)排列在与ECC块中的扇区数目一致的ECC块的最前面。然而，如果至少所述引导扇区是C2扇区，就能够达到上述预期效果。

即，C2扇区可以被提供在每个磁道的相对地址“1”、“2”、“3”和“32”处。如上所述那样构成所述ECC块，并写入数据。同样在这种情况下，在随后的数据读操作中，ECC块结构的C2扇区被排列在紧接着所述磁头到达磁道上后开始读操作的引导位置。因此，达到了与上述相同的效果。

不用说，只要至少所述引导扇区(第一个或几个扇区)是C2扇区，剩下的C2扇区即可为任一中间扇区，而不是最前面和最后面的扇区。

此外，紧接着磁头到达磁道上之后实际上开始读操作的位置，并不象所期望的那样而是有时会在所期望位置的附近。同样在这种情况下，只要C2扇区排列在开始读操作的引导位置，就能达到同样的效果。

在图14的例子中，按磁道构成所述ECC块。然而，本发明并不局限于此结构，并且可以基于n个磁道来构成所述ECC块。然而，在这种情况下，所述磁道被按相当于一个磁道的扇区(例如在图14的例子中，通过32个扇区隔开的)分成多个单元。因而，C2扇区被置于每个单元的最前面。即，如在图15中，在所述ECC块结构中，相当于一个磁道的多个扇区中的所述引导扇区的每一个都被作为C2扇区。

在该具体实施例中的HDD 10如下构造并如此能够更加稳定地再现数据：形成ECC块并对其进行排列，以便在紧接着寻道之后要读取的第一个扇区，即，由于干扰而容易发生错误的扇区，是C2扇区。因此，即使在这种情况下发生了无法通过C2修正的错误，即，不能通过重试操作恢复的错误，也能减少数据损失。从而，可以实现更加稳定的数据重现。

下面将连同读操作一起对此进行描述。

图16示出了在读操作期间的纠错处理的流程。

首先，在步骤F101执行数据读取处理。结果，读取相当于一预定单元的多个扇区并存于所述缓冲RAM 14中。在根据相对地址进行访问的情况下，必须在读取处理中对第一个磁道执行在上面的<1>或者<2>中所描述的控制。

然后，在步骤F102，磁盘控制器13从缓冲RAM 14逐ECC块地对扇区数据进行接收，并检查是否在所接收的任一扇区中出现了扇区错误。例如，可以通过利用每个扇区中所提供的C1执行改正来对其进行判断。

如果在这里没有发生扇区错误，则把已C1更正的数据返回给所述缓冲RAM14。然后，在步骤F106，所述冗余扇区，即，C2扇区，在缓冲RAM 14处被逐ECC块地除去。因此，只取出需要的数据扇区，并完成了所述数据读取处理。换句话说，带有在缓冲RAM 14移除的C2扇区的扇区数据，通过主机控制器32从接口17输出。在这种情况下，输出的读取数据是没有错误的正确数据。

如果在步骤F102检测到任一扇区错误的发生，就接着在步骤F103执行C2更正处理。

如果利用C2的扇区改正是可行的，则所述操作从步骤F104开始进行到步骤F105，并利用C2对从缓冲RAM 14接收的读出数据进行更正。这样，就得到了正确地更正过的数据。所述已更正数据被写入缓冲RAM 14中。

然后，在步骤F106，所述冗余扇区，即，C2扇区，被从逐ECC块数据中除去。因此，只取出和输出需要的数据扇区，并完成了所述数据读取处理。同样在这种情况下，输出的读出数据是没有错误的正确数据。

如果在步骤F104，判定C2更正是不可行的，就不执行扇区纠错处理。在这种情况下磁盘控制器13发送从缓冲RAM 14接收的用于纠错的数据，并不改变地返回给缓冲RAM 14。然后，在步骤F106，作为冗余扇区的C2扇区，被从未更正的逐ECC块数据中除去。因此，只取出需要的数据扇区，并完成了所述数据读取处理。在这种情况下，输出的读出数据可能含有任何错误。

然而，如从参照图11到图15的描述中所知道的那样，已出错的扇区是C2扇区的可能性很高。因此，即使纠错是不可实行的，当在步骤F106删除C2扇区并输出数据时，仍极有可能删除错误扇区。由于这个缘故，即使出现了利用C2无法更正的错误，总的来说，仍可以减少由于所述无法更正的错误所导致的数据损失。

4.与磁头/记录面/区一致的ECC块的设置

所述ECC块结构主要如上所述。在该具体实施例中，与磁盘21和磁头22的记录面/区一致地进一步没置所述ECC块。

在参见图17所描述的例子中，在HDD 10中的磁盘21具有四个记录面：磁盘21a的前和后表面以及磁盘21b的前和后表面。相应地，HDD 10带有四个磁头22a-1、22a-2、22b-1、以及22b-2。进而，每个记录面都被分成多个区。

事实上，这些记录面(或者每个记录面上的区)以及磁头不必具有完全相同的特性。

例如，所述记录面可以由于磁盘上的缺陷或者记录面的质量而在S/N方面有所不同，或者磁头可以在特性方面有所不同，例如灵敏度。

由于这个缘故，为进一步提高记录密度或者产率(yield)，可以为每个磁头和记录面(以及区)设置适当的记录密度。这是特殊格式化。

例如，可以对记录面和磁头的细合采取下列方法。对高清晰度地记录并再现信号的记录面和磁头，执行高密度的记录。对错误率方面相对低质的记录面和磁头，记录密度也被降低了。

然而，有时利用ECC块结构的无差别的规格并不能克服上述在特性方面的差异。

为克服该问题，在该具体实施例中，根据记录面/区/头而改变所述ECC块结构。即，ECC块的设置与在其上记录或再现数据的记录面/区以及当时所用的磁头一致。

例如，图18A和18B示出了这样一个例子，即，使在图2示出结构中的磁盘21a的前记录面和后记录面之间的ECC结构不被区分。

图18A示出了磁盘21a的前记录面，以及在这种情况下，所述记录面被分成了区0、1、和2。此外，磁头(下磁头)22a-1对应于该记录面。

假定在该例子中，扇区经过优化的具体排列是这样的，即在区0有32个扇区，在区1有16个扇区，以及在区2有8个扇区。

图18B示出了磁盘21a的后记录面。同样在这种情况下，所述记录面被分成区0、1、以及2。磁头(上磁头)22a-2对应于该记录面。

假定在该例子中，扇区经过优化的具体排列是这样的，即区0有32个扇区，区1有8个扇区，以及区2有8个扇区。

如上所述，扇区的排列不仅通过区来改变还通过记录面和磁头来改变。在这种情况下，为提供C1+C2 ECC块结构，如参照图3所描述的那样，使用基于记录面/区/磁头的ECC改变控制信息。

作为一个例子，如图所示，假定ECC块具有1到8个扇区的冗余。在这种情况下，在磁盘21a的前记录面上，配备如图18A所示扇区：

-区0：32个扇区中，有28个扇区用作数据区，4个扇区用作C2扇区，

-区1：16个扇区中，有14个扇区用作数据区，2个扇区用作C2扇区，

-区2：8个扇区中，有7个扇区用作数据区，1个扇区用作C2扇区，

在磁盘21a的后记录面上，如图18B所示那样配备所述扇区：

-区0：32个扇区中，有28个扇区用作数据区，4个扇区用作C2扇区，

-区1：8个扇区中，有7个扇区用作数据区，1个扇区用作C2扇区，并且

-区2：8个扇区中，有7个扇区用作数据区，1个扇区用作C2扇区，

即，对于区1来说，对磁盘21a的前面和后面给出了不同的设置值。

利用该ECC块结构，每个区域都可以配备有1到8个扇区的冗余的C2。

该结构可以产生下列优点，例如，即使一给定的HDD具有这样的磁盘，即其格式经过了特殊化处理以便根据记录面、区、以及磁头扇区的排列遵从(defer)：可以在整个磁盘表面上，实现具有更精确地符合要求的更正能力的ECC块结构。

在此例子中，逐磁道构成所述ECC块。然而不用说，ECC块不需一定按磁道构成以使ECC块结构根据记录面/区/磁头而不一致。

此外，实际的ECC块结构不需一定完全独立于所要改变的区的数目和所要改变的磁头的数目。

下面将给出更为具体的描述。如果所述区是相同的并且所述磁头是不同的，像图18A和18B中所示出的前表面和后表面上的区0和区2，可以采用相同的ECC块结构。或，可以使块之间的ECC块结构不相同。

此外，在实际的ECC块结构中，每个区都并非必须具有如图18A和18B的例子所示出的那样简单可分的数目的扇区。因此，本发明适用于在一期望范围内提供冗余的要求，而不是完全地使所述冗余相等以提供ECC块结构。同样地，其还适用于提供更正能力水平等于和高于一期望更正能力水平的更正能力。

图19A和19B示出了ECC块结构的其他例子。

例如，图19A和19B示出了这样一个例子，其中ECC结构在图2所示出的结构中的磁盘21b的前记录面和后记录面之间不一致。

图19A示出了磁盘21b的前记录面，并且在这种情况下，所述记录面被分成了区0、1、以及2。此外，磁头(下磁头)22b-1对应于该记录面。

假定在此例子中，经过优化的扇区的具体排列是这样的，即在区0中有32个扇区，在区1中有16个扇区，在区2中有8个扇区。

图19B示出了磁盘21b的后记录面。同样在这种情况下，该记录面被分成了区0、1、以及2。磁头(上磁头)22b-2对应于该记录面。假定对于所述后表面和前表面来说，经过优化的扇区的具体排列是这样的，即在区0中有32个扇区，在区1中有16个扇区，在区2中有8个扇区。

在此例子中，考虑到了介质的缺陷、S/N的差异、特性的差异，诸如随着磁头之间和磁盘记录面之间的变化而改变的磁头的灵敏度。于是，使ECC块的更正能力相应地在前表面和后表面之间有所不同。

即，根据记录面/区/磁头的特性来改变所述C1+C2 ECC块的结构以便分别获得适当的更正能力。

如图所示，在磁盘21b的前记录面上，如图19A所示那样分配所述扇区：

-区0：32个扇区中，有28个扇区用作数据区，4个扇区用作C2扇区，

-区1：16个扇区中，有14个扇区用作数据区，2个扇区用作C2扇区，

-区2：8个扇区中，有7个扇区用作数据区，1个扇区用作C2扇区，

在磁盘21b的后记录面上，如图19B所示那样规定所述扇区：

-区0：32个扇区中，有29个扇区用作数据区，3个扇区用作C2扇区，

-区1：16个扇区中，有14个扇区用作数据区，2个扇区用作C2扇区，

-区2：8个扇区中，有7个扇区用作数据区，1个扇区用作C2扇区，

即，在这种情况下，使在磁盘21b的后表面上的区0的纠错能力低于前表面上其它区和后表面的纠错能力。

例如，如果磁盘21b后表面上的区0的错误率以及在相应于其处的磁头22b-2所进行的记录和再现操作中的错误率，比其他区和磁头的错误率更有利，则后表面上区0的纠错能力可以被降低。如果降低了后表面上区0的纠错能力，则也可降低该区的冗余度，并可由此有效地利用所述记录区。

即，对于错误率较低的磁头所覆盖的记录面或区或区域来说，不用提高冗余度。由此，得到了一种效率高的磁盘。

该结构可以带来下列优点，即使一个给定的HDD 10具有其ECC块结构根据记录面/区和磁头而不同的磁盘：可以在所述磁盘的整个表面上实现更精确地符合要求的更正能力的ECC块结构。

在图19A和19B示出的例子中，根据记录面/区/磁头没置所述ECC块结构以便改变纠错能力。即使ECC块不是必须地按磁道来构造的，也可以实施上述。

此外，实际的ECC块结构不必一定地完全地独立地对应于所要改变的记录面/区的数目和所要改变的磁头的数目。下面将给出更加详细的描述。如果前和后记录面之间的区是相同的，并且所述磁头是相异的，则如同图19A和19B中的区1和区2一样，可以采用相同的ECC块结构。或者，可以使块之间的ECC块结构不同。

此外，在实际的ECC块结构中，并不是所有的区都一定具有如在图19A和19B的例子中那样的简单可分数目的扇区。因此，本发明适用于在一期望范围内提供冗余的要求，而不是完全地使所述冗余相等以提供ECC结构。同样地，其还适用于提供更正能力水平等于或者大于期望水平的更正能力的要求。

图18A和18B以及图19A和19B示出了下列例子：例子，其中相应于在记录或再现操作中所选的记录面/区/头设置合适的扇区结构，并且进一步地，所述ECC块结构是可变的以便得到预定的纠错能力；以及例子，其中所述ECC块结构是可变的以便得到相应于所述记录面/区/磁头的合适的纠错能力。

下面将给出更加详细的描述。根据每个记录面的特性、每个区的特性、或每个磁头22的特性，对所述格式进行特殊处理以便分别得到合适数目的扇区。此时，消除了纠错能力的变动或不必要的冗余。从而，可以实现有效的ECC块，其有效地提高了密度和访问/传输率。

如果所述记录面或区不同，则可以部分地或完全地改变所述记录/再现时钟频率、磁道间距、或磁盘转速。

在该具体实施例中，例如，在区之间以不同的时钟频率记录和再现数据。然而，主轴电机24的转数可以按区被改变。

此外，由于对高密度记录等的需要，在特定的记录面上可以降低磁道间距。所述记录/再现时钟频率、转数、和磁道间距分别对错误率有影响。因此，最好根据这些项来设置合适的ECC块结构。

在该具体实施例，根据记录面或区改变所述ECC块结构。这意味着，ECC块结构可以相应于所述记录/再现时钟频率、转数、和磁道间距而改变。

因此，所述ECC块结构根据记录面/区/磁头改变，指的是下述：可以相应于各种元件而全面地设置所述ECC块结构，包括每个磁头特性和每个记录位置(记录面/区)的物理特性(记录面的质量和缺点以及磁道间距)、诸如与信号处理有关的时钟这样的特性、和诸如与运动有关的转数这样的特性的组合。

然后，参照图20和图21，如上所述那样，对在用于改变所述ECC块结构的记录和再现操作中执行的处理进行描述。

图20示出了每个部件的操作所实施的处理，主要是在图1中所示出的CPU11和磁盘控制器13在数据写操作期间所实施的处理。

首先，在步骤F101，设置将把数据写到其上的目标磁道，接着在步骤f102，开始寻道操作。

在步骤F103，根据所述目标磁道的值决定记录面和区，并进一步地确定所要使用的磁头22。

在步骤F104，提供基于记录面/区/磁头的ECC改变控制信息和格式化器控制信息，例如，如上所述那样由CPU 11提供给磁盘控制器13。然后这些信息被发给图2中示出的磁盘控制器13中的各种单元。

在磁盘格式化器35中，设置例如像针对每个区所确定的记录时钟的设置和扇区设置这样的格式信息。在ECC控制器36中，设置相对于每个记录面/区/磁头所确定的所述ECC块结构。

在步骤F105，根据上述设置在ECC控制器36处执行ECC生成处理。

更具体地说，通过所述缓冲RAM 14发送数据，并执行ECC计算以在ECC控制器36处把C1和C2增加到所述数据上。然后，在磁盘格式化器35处以预定格式排列所述数据，并发送到数据读/写控制单元15。

数据读/写控制单元15生成最终写到所述磁盘上的模式(pattern)，并在步骤F106，在完成寻道操作之后数据被实际地写入。

图20示出了每个部件的操作所实施的处理，主要是在图1中所示出的CPU11和磁盘控制器13在数据读操作期间所实施的处理。

在步骤F201，设置将从其上读取数据的目标磁道，接着在步骤F202，开始寻道操作。

在步骤F203，根据所述目标磁道的值来决定记录面/区/磁头。

在步骤F204，提供基于记录面/区/磁头的ECC改变控制信息和格式化器控制信息，例如，如上所述那样由CPU 11提供给磁盘控制器13。然后这些信息被发给图2中示出的磁盘控制器13中的各种单元。

在磁盘格式化器35中，设置例如像针对每个区所确定的记录时钟的设置和扇区设置这样的格式信息。在ECC控制器36中，设置相对于每个记录面/区/磁头所确定的所述ECC块结构。

在进行这些设置之后，在步骤F205，执行寻道操作并接着执行从磁盘21读取数据的处理。然后，其上添加有ECC的数据，通过数据读/写控制单元15而被发送到磁盘控制器13中。

所述读出数据，通过磁盘格式化器35发送并以等于ECC结构的单元数量或更多的数量并存于缓冲RAM 14。

在步骤F206，所述ECC控制器36根据相对于每个记录面/区/磁头所确定的ECC块结构，对存储于缓冲RAM 14中的数据执行ECC更正处理。

该ECC解码(decode)的顺序基本上如下：利用C1执行扇区内更正，并且如果有任何不能利用该更正处理进行更正的错误，则随后利用C2执行扇区中的更正。

此外，可任意选择执行C1+C2更正或只执行C1更正(例如，相对于每个区)，并可以执行所选定的更正。

在缓冲RAM 14上反映了ECC更正的结果。

然后，纠错后的读出数据，通过具有预定定时的主机控制器32发送给接口17。

如上所述，在此实施例中的HDD 10能够处理与记录面/区/磁头一致的所述ECC块结构。

通过如上所述那样构成所述有效的ECC块，能够构造一种能够更正更宽范围的随机错误和突发错误的稳定系统。

5.应用的例子

本发明应用的例子不仅可用于上述例子，还可以应用于下述的各种情况。

在上述例子中，在所述HDD中的磁盘21的数目是2个。不用说，即使提供了三个或更多的磁盘，也可以使用与记录面/磁头一致的ECC块结构。此外，即使提供了一个磁盘21，也可以使用与记录面/磁头一致的ECC块结构的设置，只要在所述磁盘的前后表面上形成所述记录面。这是由于在这种情况下，有多个(两个)记录面和磁头。

此外，即使只提供了一个只有一个记录面的磁盘，本发明也是可用的，只要在所述记录面上构建多个区。这种情况下，根据唯一的磁头和单个区的组合来设置所述ECC块结构。

此外，对于这种多个磁头22对应于一个记录面的装置来说，本发明也是可用的，只要所述磁头不重复地追踪同一磁道。在这种情况下，根据所述单个磁头来设置ECC块结构。

此外，可以以下述方式中的一种执行所述ECC块结构改变控制：可以根据每个记录面、区、或磁头完全改变，或部分改变所述结构。

如上所述，所述FCC块可能按磁道构成，或可能以任一其他方式构成。只要含有C1+C2的ECC块作为一个单元，就可使用本发明。

在上述例子上，通过改变C2设置来改变ECC块结构的所述设置。然而，还可能改变C1，以及还可能既改变C1设置也改变C2设置。

此外，还可能是如下述的设置改变：C1+C2 ECC块结构用于某一记录面/区/磁头，而ECC块只由用于某一记录面/区/磁头的C1构成。

此外，例如，如果改变了第二纠错码C2的结构，则也可以改变C2扇区的奇偶校验扇区的数目或可以改变所述交织结构。

此外，在ECC块结构中的改变之后的所述因素，包括介质的特性以及磁头的特性。根据记录面/区/磁头在扇区排列中所产生的改变，可能包括下列：例如，在每磁道扇区数方面的改变和在ECC冗余度方面的改变以及在磁道密度方面的改变。

通常，磁盘21被固定地安装在HDD中。然而，其中磁盘21也可能是可拆卸的。本发明还适用于这样一种装置。

在这种情况下，可以采取下列措施以获得与所加载的磁盘21的记录面/区/磁头相关的ECC改变控制信息(关于每个记录面/每个区的ECC块结构的信息)：所述ECC改变控制信息是记录在各自的磁盘21上的。

本发明不仅对HDD可用，对其他类型的磁盘记录/再现装置也是可用的。例如，它不仅对在其磁盘上的磁道是同心地形成的系统有用，还对螺旋地形成磁道的系统有用。不用说，本发明就不仅可用于包含磁盘的系统，还适用于包含光盘或光磁盘的系统。

根据本发明的所述程序是实现上述HDD 10的功能的程序。下面给出更为具体的描述。所述程序由CPU 11启动。根据所述程序控制在HDD 10中的各种单元，并由此执行在图20以及图21中所示出的处理。

例如所述程序可以预先存储在ROM/RAM 12中。或者，其可以存储于磁盘21上并载入ROM/RAM 12中。

Claims (29)

1.一种数据记录/再现装置，用于磁盘记录介质，其中在该介质上形成了同心磁道并且每个所述磁道都被分成了多个扇区，其包括：

寻道装置，其搜索目标磁道；

数据访问装置，其在所搜到的磁道上进行访问；和

纠错装置，其产生用于更正数据错误的纠错码并进一步地根据所述纠错码更正数据错误，

其中所述纠错装置设置用于预定数据数量单元的第一纠错码单元，设置用于多个所述第一纠错码单元的第二纠错码单元，形成纠错块，其包括多个所述第一纠错码单元和附加于其上的第二纠错码单元。并生成所述纠错块，以便当所述寻道装置把磁头移到所述磁盘记录介质的某一磁道上时，其上记录有所述第二纠错码的扇区是所述数据访问装置将要读取的第一个扇区。

2.如权利要求1所述的数据记录/再现装置，

其中所述纠错装置生成所述纠错块以便所述第二纠错码至少排列在所述纠错块的最前面。

3.如权利要求1所述的数据记录/再现装置，

其中所述纠错装置生成所述纠错块以便所述第二纠错码至少排列在所述纠错块的最前面和最后面。

4.如权利要求1所述的数据记录/再现装置，

其中，所述纠错装置形成所述纠错块以便用一个或多个磁道来完成所述纠错块。

5.如权利要求1所述的数据记录/再现装置，

其中所述纠错装置利用Reed-Solomon编码系统产生纠错码。

6.如权利要求1所述的数据记录/再现装置，

其中由所述纠错装置形成的所述纠错块在所述第一或第二纠错码单元中具有交织结构。

7.如权利要求1所述的数据记录/再现装置，

其中所述磁盘记录介质具有在各相应位置所形成的伺服区域以便所述伺服区域径向地排列在所述磁盘记录介质上。

8.如权利要求1所述的数据记录/再现装置，

其中所述数据访问装置，在所述寻道装置搜到的磁道上可对其进行访问的引导扇区处，开始写访问，并访问相当于一个磁道的扇区。

9.如权利要求8所述的数据记录/再现装置，

其中，在写访问中，所述数据访问装置从在磁道上所开始访问的扇区开始，逐一地把相对位置地址分配给扇区，并且在读访问中，根据所述相对位置地址重新排列从所述磁道上的扇区中读取的数据，并由此再现所述写数据。

10.如权利要求8所述的数据记录/再现装置，

其中所述纠错装置，形成所述纠错块以便在每个磁道上都不存在两个或更多纠错块并且所述纠错块是利用一个或多个磁道来完成的。

11.一种数据记录/再现方法，用于磁盘记录介质，其中在该介质上形成了同心磁道并且每个所述磁道都被分成了多个扇区，其包括：

一寻道步骤，搜索目标磁道；

一数据访问步骤，在所搜到的磁道上进行访问；和

一纠错步骤，产生用于更正数据错误的纠错码并进一步根据所述纠错码更正数据错误，

其中在所述纠错步骤，为预定数据数量的单元设置第一纠错码单元，为多个所述第一纠错码单元设置第二纠错码单元，形成纠错块，其包括多个所述第一纠错码单元和附加于其上的第二纠错码单元。并生成所述纠错块，在便当在所述寻道步骤中把磁头移到所述磁盘记录介质的某一磁道上时，其上记录有所述第二纠错码的扇区是在所述数据访问步骤中将要读取的第一个扇区。

12.如权利要求11所述的数据记录/再现方法，

其中在所述纠错步骤，形成所述纠错块以便所述第二纠错码至少排列在所述纠错块的最前面。

13.如权利要求11所述的数据记录/再现方法，

其中在所述纠错步骤，形成所述纠错块以便所述第二纠错码至少排列在所述纠错块的最前面和最后面。

14.如权利要求11所述的数据记录/再现方法，

其中，在所述纠错步骤，形成所述纠错块以便用一个或多个磁道来完成所述纠错块。

15.如权利要求11所述的数据记录/再现方法，

其中在所述纠错步骤，利用Reed-Solomon编码系统产生纠错码。

16.如权利要求11所述的数据记录/再现方法，

其中在所述纠错步骤形成的所述纠错块在所述第一或第二纠错码单元中具有交织结构。

17.如权利要求11所述的数据记录/再现方法，

其中在所述数据访问步骤，写访问起始于在所述寻道步骤中所搜到的磁道上变得可访问的所述引导扇区并且对相当于一个磁道的扇区进行访问。

18.如权利要求17所述的数据记录/再现方法，

其中，在所述数据访问步骤中，在写访问中，从开始在磁道上访问的扇区开始，逐一地把相对位置地址分配给扇区，并且在读访问中，根据所述相对位置地址重新排列从所述磁道上的扇区中读取的数据，并由此再现所述写数据。

19.如权利要求17所述的数据记录/再现方法，

其中在所述纠错步骤，形成所述纠错块以便在每个磁道上都不存在两个或更多纠错块并且所述纠错块是利用一个或多个磁道来完成的。

20.一种以计算机可读格式所写的程序，用于在一计算机系统中对磁盘记录介质执行数据记录/再现处理，其中在该磁盘记录介质介质上形成同心磁道并且每个所述磁道都被分成多个扇区，该程序包括：

一寻道步骤，搜索目标磁道；

一数据访问步骤，在所搜到的磁道上进行访问；和

一纠错步骤，产生用于更正数据错误的纠错码并进一步地根据所述纠错码更正数据错误，

其中在所述纠错步骤，为预定数据数量的单元设置第一纠错码单元，为多个所述第一纠错码单元设置第二纠错码单元，形成纠错块，其包括多个所述第一纠错码单元和附加于其上的第二纠错码单元。并生成所述纠错块，在便当在所述寻道步骤中把磁头移到所述磁盘记录介质的某一磁道上时，其上记录有所述第二纠错码的扇区是在所述数据访问步骤中将要读取的第一个扇区。

21.如权利要求20所述的程序，

其中在所述纠错步骤，形成所述纠错块以便所述第二纠错码至少排列在所述纠错块的最前面。

22.如权利要求20所述的程序，

其中在所述纠错步骤，形成所述纠错块以便所述第二纠错码至少排列在所述纠错块的头部和尾部。

23.如权利要求20所述的程序，

其中，在所述纠错步骤，形成所述纠错块以便用一个或多个磁道来完成所述纠错块。

24.如权利要求20所述的程序，

其中在所述纠错步骤，利用Reed-Solomon编码系统产生纠错码。

25.如权利要求20所述的程序，

其中在所述纠错步骤形成的所述纠错块在所述第一或第二纠错码单元中具有交织结构。

26.如权利要求20所述的程序，

其中在所述数据访问步骤，写访问起始于在所述寻道步骤中所搜到的磁道上变得可访问的所述引导扇区并且对相当于一个磁道的扇区进行访问。

27.如权利要求26所述的程序，

其中，在所述数据访问步骤中，在写访问中，从开始在磁道上访问的扇区开始，逐一地把相对位置地址分配给扇区，并且在读访问中，根据所述相对位置地址重新排列从所述磁道上的扇区中读取的数据，并由此再现所述写数据。

28.如权利要求26所述的程序，

其中在所述纠错步骤，形成所述纠错块以便在每个磁道上都不存在两个或更多纠错块并且所述纠错块是利用一个或多个磁道来完成的。

29.一种记录介质，

其中为预定数据数量的单元设置一第一纠错码单元，为多个所述第一纠错码单元设置第二纠错码单元，形成纠错块，其包括多个所述第一纠错码单元和附加于其上的所述第二纠错码单元。

其中，设置所述纠错块，以便当在寻道操作期间把磁头移到某一磁道时，其上记录第二纠错码的扇区是所要读取的第一个扇区，并且

其中具有所述纠错块结构的数据，被记录在每个所述记录磁道上。

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