JP2000090595A

JP2000090595A - デ・スクランブル装置

Info

Publication number: JP2000090595A
Application number: JP10272571A
Authority: JP
Inventors: Kazumi Iwata; 和己岩田
Original assignee: Victor Company of Japan Ltd
Current assignee: Victor Company of Japan Ltd
Priority date: 1998-09-09
Filing date: 1998-09-09
Publication date: 2000-03-31

Abstract

(57)【要約】【課題】小容量のＲＯＭを備え、デ・スクランブルさ
れたデータをすばやく得ることができるデ・スクランブ
ル装置を提供する。【解決手段】スクランブルデータの初期値及びスクラ
ンブルデータの初期値からｎデータ間隔（ｎ：整数）の
スクランブルデータをあらかじめＲＯＭ２１に格納し、
スクランブルデータの初期値をアクセスして所望のスク
ランブルデータを得るまでダミーシフト動作し、所望の
スクランブルデータを得た場合に、そのときのスクラン
ブルデータとＤＲＡＭ８から入力されたスクランブルデ
ータとの排他的論理和を取りデ・スクランブルすること
により、ＤＶＤデコーダを１ＤＲＡＭで構成した場合、
ＣＰＵ１０からのＤＲＡＭ８のアクセスの際必要とされ
るデ・スクランブル回路のスクランブルデータを適当な
間隔でＲＯＭに格納しておくことで、小容量のＲＯＭ２
１でＣＰＵ１０によるアクセス時間の短縮が可能とす
る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、情報再生装置のデ
・スクランブル装置に関するもので、例えばＤＶＤ（デ
ジタル・ビデオ・ディスク）のデ・スクランブルに好適
ならしめるものである。

【０００２】

【従来の技術】通常、ＤＶＤの再生時に用いられるデ・
スクランブルのドライバの構成としては、ＥＣＣ（エラ
ー・コレクション・コード）のワークＲＡＭと可変転送
レート用のバッファＲＡＭとの２個のＲＡＭを使用する
が、このドライバのコストを押さえるため両者の機能を
１個のバッファＲＡＭで共用することも行われている。

【０００３】一般に、バッファＲＡＭは４Ｍｂｉｔ（ビ
ット）と容量が大きいためＤＲＡＭが用いられる。ＤＶ
Ｄは、符号化時にメインデータにスクランブルが施され
ていて、スクランブルを施したデータにＥＣＣ符号化を
行っており、復号化はＥＣＣによるエラー訂正を行った
後、デ・スクランブルする。

【０００４】ＥＣＣのワークＲＡＭと可変転送レート用
のバッファＲＡＭとを１個のバッファＲＡＭで共用した
場合には、ＥＣＣによるエラー訂正を行った後、デ・ス
クランブルを行うため、このバッファＲＡＭから一度デ
ータを全て読み出し、デ・スクランブルした後にデータ
をこのバッファＲＡＭに全て書き込めばよいが、デ・ス
クランブルを行うためのバッファＲＡＭへのアクセスが
極端に増えるため高速なＤＲＡＭが必要となる。

【０００５】そのため、ＤＲＡＭ内には、常にスクラン
ブルされたメインデータをデ・スクランブルすることな
く保持し、ＥＣＣ手段やＨＯＳＴ（ＭＰＥＧデコータな
ど）からの呼び出し毎にメインデータをデ・スクランブ
ルを行う方法を取ることによってＤＲＡＭへのアクセス
を減らすことができる。

【０００６】ＤＶＤのスクランブル方法は、セクタアド
レスを基にスクランブルの初期値が決められていてセク
タ単位でスクランブルが施されている。通常のデ・スク
ランブル回路、例えば図４に示すＭ系列発生回路は、Ｅ
ＣＣ手段やＨＯＳＴ（ホスト）などへのデ・スクランブ
ルされたメインデータの転送時には、ＤＲＡＭ内の１セ
クタの先頭又はメインデータの先頭からデータを読み出
し、デ・スクランブル回路を通してメインデータを出力
している。そのため、デ・スクランブル回路は後述する
図５に示すスクランブルデータの初期値のみをＲＯＭな
どに保持しておけばよい。図５中、「セクタＩＤ（アド
レスｂ２３〜ｂ０）の上位アドレスｂ７〜ｂ４」はそれ
ぞれヘクサデシマル（ｈで表示）で示されている。例え
ば、「ＩＤｂ７〜ｂ４」が「０ｈ」の場合は、「０００
１」を示している。また、同図中「スクランブルデータ
の初期値」は、図４に示した左シフトのシフトレジスタ
Ｂ_kにメモリされるスクランブルデータの初期値のデー
タをヘクサデシマルで表示したものであり、例えば「初
期値」が「０００１ｈ」の場合は「００００００００
０００００００１」を示している。

【０００７】しかし、ＤＶＤでは、ＣＰＵがナビゲーシ
ョン情報をＤＲＡＭから読み出す場合、１セクタの先頭
からデータを読み出すとは限らず、セクタ中に含まれる
必要な情報バイトのみを読み出すことが行われるため、
従来では、図４に示すデ・スクランブル回路のシフトレ
ジスタＢ_kにまず、スクランブルデータの初期値（図５
に図示）をロードし、１をセクタの先頭から読み取り対
象の情報バイトまでシフト動作（空回し：ダミーシフ
ト）をさせてから読み取り対象の情報バイトをデ・スク
ランブルする方法を取っていた。

【０００８】図４に示すデ・スクランブル回路におい
て、Ｂ_k（ｋ＝０〜１４）は左シフトのシフトレジスタ
を、Ｓ_k（ｋ＝０〜１４）はスクランブルデータを、
Ｄ’_k（ｋ＝０〜７）はＤＲＡＭから読み出されたデ・
スクランブル前の８ビットデータを、Ｄ_k（ｋ＝０〜
７）はデ・スクランブル後のデータをそれぞれ示す。こ
のデ・スクランブル回路は、まず、図５に示すスクラン
ブルデータの初期値をシフトレジスタＢ_k（Ｂ０〜Ｂ１
４）にロードし、最初のスクランブルデータＳ_k（Ｓ０
〜Ｓ１４）は初期値をそのまま出力し、この出力Ｓ０〜
Ｓ１４とデ・スクランブル前のデータＤ’_k（Ｄ’０〜
Ｄ’７）とをＥＸ−ＯＲ演算してデ・スクランブル後の
データＤ_k（Ｄ０〜Ｄ７）を得る。以後、デ・スクラン
ブル前のデータＤ’_kの各１バイトにつきシフトレジス
タＢ_kは８回左シフトしてスクランブルデータＳ_kを出力
し、デ・スクランブル前のデータＤ’_kとＥＸ−ＯＲ演
算してデ・スクランブル後のデータＤ_kを得る。

【０００９】なお、一般に、デ・スクランブル回路はス
クランブル回路と同じであり、スクランブル時とデ・ス
クランブル時とでは次の関係を有する。スクランブル時（エンコード時）Ｄ_k＝Ｄ’_k＋Ｓ_k ただし、＋はＥＸＯＲ（排他的論理和）を示す。デ・スクランブル時（デコード時：再生時）上式の両辺にＳ_kを加算するとＤ_k＋Ｓ_k＝Ｄ’_k＋Ｓ_k＋Ｓ_k ＝Ｄ’_k ゆえに、スクランブル時には、図４のＤ’_kをＤ_kとし、
Ｄ_kをＤ’_kすればよく、デ・スクランブル時とスクラン
ブル時の回路は同じになる。

【００１０】ＤＶＤでは、画像音声データがディスク上
に間欠的に、つまりインターリーブに記録されている。
ここで言うインターリーブとは、ＥＣＣの訂正能力を上
げるためのインターリーブではなく、画像音声が再生で
きるＶＯＢＵ（ビデオ・オブジェクト・ユニット）単位
のものである。以後、このインターリーブをビデオイン
ターリーブと称し、ＥＣＣでのインターリーブをチャン
ネルインターリーブと称す。

【００１１】１ＶＯＢＵの先頭には制御情報セクタであ
るナビゲーションパック（Navigation pack）が挿入さ
れている。ナビゲーションパックは、システムヘッダ
（System header）やＰＣＩ（プレゼンテーション・コ
ントロール・インフォメーション）パケットやＤＳＩ
（ディスク・サーチ・インフォメーション）パケットな
どで構成され、ＤＳＩパケットには、物理的にビデオイ
ンターリーブされた画像音声データを連続的につなぎ合
わせる（シームレス再生）ために必要な次のセクタアド
レスなどの情報が記録されている。

【００１２】通常、ドライブのＣＰＵは、状況に応じて
ナビゲーションパックから必要な情報のみを読み出し、
ドライブを制御する。ここで、ＤＳＩパケットのデータ
が早く読み出せないと、ドライブは次の再生データをシ
ークできないため、シームレス再生が行えなくなること
もある。逆に、ＤＳＩパケットのデータを早く読み出す
ことは、ＤＲＡＭ内に早期にデータを蓄積でき耐振動衝
撃に対しても強くなる。

【００１３】

【発明が解決しようとする課題】前述したような従来の
デ・スクランブル回路では、スクランブルデータをセク
タの先頭から読み取り対象までシフト動作（空回し：ダ
ミーシフト）をさせる必要があるため、ＤＳＩパケット
のデータを早期に読み取ることができない。逆に、スク
ランブルデータの全てをＲＯＭに記憶させることによっ
てデ・スクランブルを即座に行うこともできるが、ＲＯ
Ｍ容量が大きいため、外部ＲＯＭを使用するにせよ、Ｌ
ＳＩにＲＯＭを内蔵するにせよ、コストアップにつなが
る。

【００１４】本発明はかかる点に鑑み、スクランブルデ
ータを適当な間隔でＲＯＭメモリにあらかじめ格納して
おくことにより小容量のＲＯＭで、かつデ・スクランブ
ルされたデータをすばやく得ることができるデ・スクラ
ンブル装置を提供するものである。

【００１５】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明に係るデ・スクランブル装置は、スクランブ
ルが施されたデータを記録した情報記録媒体を再生する
情報再生装置に用いられるデ・スクランブル装置であっ
て、スクランブルデータの初期値及びスクランブルデー
タの初期値からｎデータ間隔（ｎ：整数）のスクランブ
ルデータをあらかじめ格納するメモリと、当該メモリに
対して、直前のスクランブルデータをアクセスして所望
のスクランブルデータを得るまでダミーシフト動作し、
所望のスクランブルデータを得た場合に、そのときのス
クランブルデータと上記情報記録媒体に記録されたスク
ランブルデータを蓄積する蓄積手段と、この蓄積手段か
ら入力されたスクランブルデータとの排他的論理和を取
りデ・スクランブルするデ・スクランブル手段とを備え
たことを特徴とするものである。

【００１６】

【発明の実施の形態】本発明のデ・スクランブル装置
は、特にＤＶＤに有効であり、ＤＶＤデコーダを１ＤＲ
ＡＭで構成した場合、ＣＰＵからのＤＲＡＭアクセスの
際必要とされるデ・スクランブル回路のスクランブルデ
ータの初期値を適当な間隔でＲＯＭに格納しておくこと
で、小容量のＲＯＭでＣＰＵによるアクセス時間の短縮
を可能とするものである。

【００１７】本発明をＤＶＤに応用した場合の信号処理
ブロックを図１に、ＤＶＤのデータ構成を図２に、さら
に、図１のＲＯＭ２１に格納されているスクランブルデ
ータのＲＯＭテーブル内容を図３に示す。ＤＶＤのスク
ランブルは、データのメインデータ部分のみについて行
われており、図３に示すように、セクタＩＤに含まれる
セクタアドレスｂ２３〜ｂ０のうちの上位アドレスｂ７
〜ｂ４（図３の表の縦方向の０ｈ〜Ｆｈ）によってスク
ランブルデータの各初期値が１６通り（図３の表の横方
向の０ｈ〜Ｆｈ、ｈ：ヘクサデシマル表示）に決められ
ている。この例では、メインデータの先頭から１２８バ
イト間隔にスクランブルデータを用いた場合である。

【００１８】次に、図１に示す信号処理ブロックの動作
を説明しつつデ・スクランブル装置を説明する。ピック
アップ１で読み取られたディスクＤの信号は、ＲＦＡＭ
Ｐ２，ＥＱ（イコライザ）／スライサ３を経てＢｉｔ
（ビット）ＰＬＬ４でビットクロックが抽出される。処
理回路５によりそのビットクロックを用いデータをＮＲ
Ｚ変換しフレームシンクの検出、保護を行った後、８／
１６復調回路６によりデータの８／１６復調を行い、デ
ータ入出力制御部７により、フレームシンクを除くデー
タをデ・インターリーブしながら一度ＤＲＡＭ８に格納
する。同時に、ＩＤ検出訂正回路９により、セクタアド
レスなどの書かれたＩＤを検出し、そのＩＤは、ＣＰＵ
１０に送られ、シーク制御部１１、スレッドモータ１２
を介してピックアップ１のシークなどに用いられる。

【００１９】ＤＲＡＭ８に蓄積された復調データは、水
晶発振器によってつくられた安定したクロックにより読
み出され、データ入出力制御部７を介して第１のデ・ス
クランブル手段１３でデ・スクランブルされ、またこの
デ・スクランブル出力はＥＤＣ（エラー・ディテクショ
ン・コード：通常ＣＲＣと呼ばれる）手段１４によって
ＥＣＣ誤訂正の確認が行われる。

【００２０】ＥＤＣは、符号化時にはメインデータがス
クランブルされた後、データセクタの先頭からメインデ
ータの終わりまで２０６４バイトに対して行われてお
り、復号時には、デ・スクランブルされた後、データセ
クタの先頭バイトの最上位ビットをｘ¹⁶⁵¹¹ とし、ＥＤ
Ｃパリティの最下位ビットをｘ⁰（＝１）として、各ビ
ットが“１”に対応する場所のみの方程式を生成多項式
ｇで割ることにより行われる。

【００２１】その余りが０であればエラー無し、すなわ
ちＥＣＣ誤訂正なしと判断する。この例では、ＥＤＣ手
段１４による処理がＥＣＣ手段１５での読み出し時に同
時に行われるので、得られたＥＤＣの結果は、ＥＣＣ訂
正前のデータに対する結果であるため、ＥＣＣからの誤
りの場所を表すエラーロケーションと誤りの大きさ（差
分値）を表すエラーベクトルより、ＥＤＣデータ列のエ
ラーベクトルｅ１に換算し、ｅ１÷ｇの余りを求め、エ
ラーが有る状態（ＥＣＣ訂正前）で求めたＥＤＣの余り
に加算すればＥＣＣ処理後のＥＤＣの余りを得ることが
できる。

【００２２】本発明とは特に関連は無いが簡単にこの動
作を説明する。正常なＥＤＣデータ列をＡ、間違ったＥ
ＤＣデータ列をＡ’とし、ＥＤＣデータ列のエラーベク
トルをｅとし、ＥＤＣの生成多項式をｇとし、さらにス
クランブルデータをＳとすれば、エラーが無い場合、Ｅ
ＣＣ訂正前に求めたＥＤＣの余り（Ａ＋Ｓ）／ｇの余り
は０である。エラーが有る場合は、（Ａ’十Ｓ）／ｇ＝（Ａ＋ｅ＋Ｓ）／ｇ＝（Ａ＋Ｓ）／ｇ＋ｅ／ｇとなり、（Ａ＋Ｓ）／ｇの余りは０よりｅ／ｇに余りが
生じる。

【００２３】ここでエラーベクトルｅと、ＥＣＣの結果
から求めたエラーベクトルｅ１が等しい場合、前式にｅ
１／ｇを加算すると、（Ａ＋Ｓ）／ｇ＋ｅ／ｇ＋ｅ１／ｇ＝（Ａ＋Ｓ）／ｇ（ｅ／ｇ＝ｅ１／ｇ）となり、余りは０でＥＣＣによる誤訂正が無いと判断で
きる。等しくなければ、余りは０にならずＥＣＣの結果
から求めたＥＤＣデータ列のエラーベクトルｅ１は実際
のエラーベクトルｅではなく、ＥＣＣにより誤訂正され
たことになる。

【００２４】ナビゲーションパック検出手段１６も、Ｅ
ＣＣ手段１５でのデータ呼び出し時に行うことができ
る。図２に示すデータ構成において、ナビゲーションパ
ック内のシステムヘッダの先頭には、画像音声データに
は含まれないユニークなデータパターン０００００１Ｂ
Ｂｈ（ｈ：ヘクサデシマル）が記録され、ＰＣＩパケッ
ト、ＤＳＩパケットの先頭にもそれぞれユニークなデー
タパターンであるパケットヘッダ０００００１ＢＦ０３
Ｄ４ｈ，０００００１ＢＦ０３ＦＡｈが記録されてい
る。

【００２５】ナビゲーションパックセクタの検出は、そ
れらの何れかを検出することにより行うことができる。
ナビゲーションパックの検出は、図示しないが、まず、
第１のデ・スクランブル手段１３の出力のうちセクタの
決まった場所のデータをレジスタに保持する。このデー
タは、ＥＣＣ手段１５による訂正が行われていないの
で、ＥＣＣ手段１５からのエラーロケーションとエラー
ベクトルより保持したレジスタ内のデータを訂正する。
訂正したデータと規格で決められたユニークなデータパ
ターンの既定値を比較し、一致していれば、ナビゲーシ
ョンパックであると判断できる。

【００２６】ナビゲーションパック検出手段１６は、ナ
ビゲーションパックが検出されたとき、そのときのセク
タアドレスを第３のデ・スクランブル手段１７へ、その
セクタのメインデータの先頭ＤＲＡＭアドレスをＣＰＵ
アクセス管理手段１８へ、検出信号をＣＰＵ１０へ出力
する。ＣＰＵ１０は、ナビゲーションパック検出手段１
６からの検出信号を受けると、アクセス要求とアクセス
したい情報の書かれた場所を示すオフセットアドレス
（メインデータの何番目のデータ）をＣＰＵアクセス管
理手段１８へ送る。また、オフセットアドレスは、第３
のデ・スクランブル手段１７へ送られる。

【００２７】ＣＰＵアクセス管理手段１８は、ＣＰＵ１
０からのアクセス要求を受けると、ＣＰＵ１０からのオ
フセットアドレス及びナビゲーションパック検出手段１
６からの先頭ＤＲＡＭアドレスなどからＤＲＡＭ８のア
クセスアドレスを計算し、ＣＰＵアクセスアドレスとＣ
ＰＵリードリクエスト信号をメモリ制御部１９へ送る。
メモリ制御部１９は、ＥＣＣ手段１５のＤＲＡＭリード
ライトやＨｏｓｔリードなどのＤＲＡＭ８への各種アク
セスアドレスの生成及び各手段からのアクセス要求を管
理し、メモリアクセスが重ならないようにする。

【００２８】メモリ制御部１９がＣＰＵアクセス管理手
段１８からのＣＰＵリードリクエストを選択した場合、
各種アドレスの中からＣＰＵアクセスアドレスを選び、
ＤＲＡＭ８をアクセスする。また、メモリ制御部１９
は、ＤＲＡＭ８のデータ出力がデータ入出力制御部７を
介して第２のデ・スクランブル手段２０へ送られるよう
に、データ入出力制御部７ヘデータ入出力制御信号を出
すと同時に、ＤＲＡＭ８からのデータをデ・スクランブ
ルした後のデータをラッチするためのラッチクロック
を、第３のデ・スクランブル手段１７へ送出する。ＤＲ
ＡＭ８からの出力データは、第３のデ・スクランブル手
段１７に送られる。

【００２９】第３のデ・スクランブル手段１７は、ナビ
ゲーションパック検出手段１６からのセクタアドレスの
ｂ７〜ｂ４及びＣＰＵ１０からのオフセットアドレスよ
りＲＯＭアドレスを求めて、ＲＯＭ２１をアクセスし、
ＲＯＭデータを第３のデ・スクランブル手段１７の初期
値としてロードし、ＤＲＡＭ８からの出力データをデ・
スクランブルした後、メモリ制御部１９からのラッチク
ロックによってラッチされ、ＣＰＵ１０へ送られる。

【００３０】以上の作業を終えた後、ＤＲＡＭ８内のデ
ータは、ＭＰＥＧデコーダからのＨｏｓｔデータリクエ
スト信号を受けて第２のデ・スクランブル手段２０にお
いてデ・スクランブルされ、さらにＣＳＳ（コンテント
・スクランブル・システム）デコード手段２２を介して
ＭＰＥＧデコーダへ送られる。

【００３１】ここで、図１に示す構成において、第１と
第２のデ・スクランブル手段１３と２０は、ＥＣＣ手段
１５及びＭＰＥＧデコーダへ全てのメインデータをＤＲ
ＡＭ８から読み出すため、図４に示す構成のデ・スクラ
ンブル回路で十分である。従来、図１に示す第３のデ・
スクランブル手段１７は、オフセット値がある場合、図
４に示す構成の回路を用いてシフトレジスタにまずスク
ランブルデータの初期値をロードし、オフセット分、空
回し（ダミーシフト）すればよいが、例えばメインデー
タの最後のデータが必要な場合は、２０４７×８回もの
空回し（ダミーシフト）が必要となり、ＣＰＵ１０への
転送に遅延時間を要する。

【００３２】また、スクランブルデータを全てＲＯＭ２
１に記憶させておいた場合は、ＤＶＤではセクタアドレ
スのｂ７〜ｂ４によってスクランブルの１６ビットの初
期値が１６通り決められており、スクランブルされてい
るデータはメインデータ２０４８バイトであるため、３
２７６８ワード（２０４８×１６words，words：１６bi
t）ものＲＯＭ容量が必要となり、遅延時間は小さく収
まるがコストアップにつながる。

【００３３】本発明では、ＲＯＭ容量の小さいものを用
い、かつ遅延量を小さくすることを目的としている。以
下に、第３のデ・スクランブル手段１７についての詳細
な説明をする。あらかじめ、メインデータの先頭から１
２８バイト間隔にあらかじめ計算したスクランブルデー
タをＲＯＭ２１に図３に示すようにＲＯＭテーブルとし
て記憶させておく。ＲＯＭ容量は、１セクタに１６ワー
ド（２０４８÷１２８）、１６セクタでそれぞれ初期値
が異なるため、合計で２５６ワード（１６×１６）あれ
ばよい。

【００３４】ＣＰＵ１０からアクセス要求があると、Ｃ
ＰＵアクセス管理手段１８は、先頭ＤＲＡＭアドレスと
オフセットアドレスからターゲットのＤＲＡＭアドレス
（ＣＰＵアクセスアドレス）を計算し、ＣＰＵリードリ
クエストとともに、メモリ制御部１９へ送る。このと
き、ＣＰＵアクセスアドレスの計算は、メインデータ以
外のデータ（ＩＤ，ＩＥＣ，パリティーなど）を飛ばし
て計算する。

【００３５】メモリ制御部１９は、ＣＰＵアクセス管理
手段１８からのＣＰＵリードリクエストを選択したと
き、ＤＲＡＭ８をアクセスする。また、第３のデ・スク
ランブル手段１７ヘデ・スクランブル後のデータをラッ
チさせるラッチクロックを送出する。

【００３６】第３のデ・スクランブル手段１７は、ナビ
ゲーションパック検出手段１６からのセクタアドレスの
ｂ７〜ｂ４及びＣＰＵ１０からのオフセットアドレスよ
りＲＯＭアドレスを求めて、ＲＯＭ２１をアクセスし、
ＲＯＭ２１の出力データをデ・スクランブル回路の初期
値とする。

【００３７】この例では、第３のデ・スクランブル手段
１７は、ＲＯＭアドレスのｂ７〜ｂ４を上位アドレスと
し、オフセットアドレスを１２８で割りその商を下位ア
ドレスとした。例えば、セクタアドレス０００１２５ｈ
（ｈ：ＨＥＸ）でメインデータの先頭から数えてオフセ
ットアドレス１３０のアクセス要求があった場合、上位
アドレスは２ｈ、下位アドレスは１ｈであるから、２１
ｈをアクセスすれば所望のデータの最も手前の初期値が
アクセスできる。

【００３８】次に、オフセットアドレスより所望のデー
タのスクランブルデータを得るまでデ・スクランブル回
路のシフトレジスタの空回し回数を計算して、空回し
（ダミーシフト）する。空回し回数の計算は、オフセッ
トアドレスを１２８で割りその余りのバイト数だけ空回
しすればよい。この例では、余りは２ｈであるので、２
バイト分空回しする。図４に示す回路では１６回のシフ
ト動作を行えばよい。

【００３９】所望のスクランブルデータを得たならば、
そのときのスクランブルデータとＤＲＡＭ８から入力し
たデータとＥＸ−ＯＲを取りデ・スクランブルする。デ
・スクランブルされたデータは、ラッチされた後、ＣＰ
Ｕ１０に送られる。本実施の形態では、所望のデータを
１バイトのみアクセスする例で示したが、連続する数デ
ータをアクセスする場合は、ＣＰＵ１０はセクタアドレ
スとオフセットアドレスに加えて連続バイト数を用いれ
ばよい。このとき、ＲＯＭ２１へのアクセスアドレスの
計算及びデ・スクランブル回路の空回し回数の計算は前
例と同じで良く、デ・スクランブル回路は、所望の最初
のスクランブルデータを得た後、順次シフトレジスタを
１バイト（８回）分のシフト動作を行えばよい。

【００４０】以上により、容量の小さいＲＯＭ２１を用
いて、所望のデータをアクセスするのに要する遅延時間
を短縮することができる。例えば、従来ではメインデー
タの最後のデータが必要な場合は、２０４７×８回もの
空回しが必要となるが、本実施の形態では、１２７回
（２０４７÷１２８の余り）の空回し（ダミーシフト）
でよい。また、オフセットアドレスが１２８で割り切れ
れば、空回しの必要はなく即座にアクセス可能となる。
この場合のＲＯＭ容量は２５６ワードしか必要とせず、
コストアップが小さく収まる。特に、ＬＳＩにＲＯＭを
内蔵した場合ほとんどコストアップすることなく有効で
ある。

【００４１】本発明は、情報再生装置のデ・スクランブ
ル装置において、特にＤＶＤに有効であり、ＤＶＤデコ
ーダを１ＤＲＡＭで構成した場合、ＣＰＵからのＤＲＡ
Ｍアクセスの際必要とされるデ・スクランブル回路のス
クランブルデータを適当な間隔でＲＯＭに格納しておく
ことで、小容量のＲＯＭでＣＰＵによるアクセス時間の
短縮が可能とするものであるが、上述した実施の形態に
限定されるものではなく、スクランブルを行っている全
ての情報再生装置に適用可能なものである。

【００４２】

【発明の効果】以上のように、本発明によれば、ＤＶＤ
デコーダのエラー訂正用のワークＲＡＭと可変転送レー
ト用のバッファＲＡＭを１個のバッファＲＡＭで共用し
た場合、ＣＰＵによるバッファＲＡＭアクセスの際に必
要となるデ・スクランブル回路において、スクランブル
データを適当な間隔でＲＯＭメモリにあらかじめ格納し
ておくことにより、小容量のＲＯＭでバッファＲＡＭア
クセス時間の短縮が可能となり、高速化及び耐振動衝撃
に有利となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のデ・スクランブル装置をＤＶＤに応用
した場合の信号処理ブロック図である。

【図２】ＤＶＤのデータ構成図である。

【図３】スクランブルデータを格納するＲＯＭテーブル
の内容図である。

【図４】一般的なデ・スクランブル回路を示す回路図で
ある。

【図５】スクランブルデータの初期値を示す説明図であ
る。

【符号の説明】

８ＤＲＡＭ（蓄積手段）１７第３のデ・スクランブル手段２１ＲＯＭ（メモリ）Ｄディスク（情報記録媒体）

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】スクランブルが施されたデータを記録し
た情報記録媒体を再生する情報再生装置に用いられるデ
・スクランブル装置であって、スクランブルデータの初
期値及びスクランブルデータの初期値からｎデータ間隔
（ｎ：整数）のスクランブルデータをあらかじめ格納す
るメモリと、当該メモリに対して、直前のスクランブル
データをアクセスして所望のスクランブルデータを得る
までダミーシフト動作し、所望のスクランブルデータを
得た場合に、そのときのスクランブルデータと上記情報
記録媒体に記録されたスクランブルデータを蓄積する蓄
積手段と、この蓄積手段から入力されたスクランブルデ
ータとの排他的論理和を取りデ・スクランブルするデ・
スクランブル手段とを備えたことを特徴とするデ・スク
ランブル装置。