JP2001093234A

JP2001093234A - ディスク媒体並びにその記録方法、記録装置及び再生装置

Info

Publication number: JP2001093234A
Application number: JP26811699A
Authority: JP
Inventors: Ryoji Kobayashi; 良治小林; Shigeru Furumiya; 成古宮
Original assignee: Matsushita Electric Industrial Co Ltd
Current assignee: Panasonic Holdings Corp
Priority date: 1999-09-22
Filing date: 1999-09-22
Publication date: 2001-04-06

Abstract

(57)【要約】【課題】記録密度が高いディスクでも記録密度が低い
ディスクと同一のＥＣＣブロックフォーマットで、同一
以上の物理的な長さのバーストエラーを訂正できるよう
にする。【解決手段】ディスク１の半径Ｒの位置におけるトラ
ック２で、１つのＥＣＣブロックのビット数がＢ、１ビ
ットあたりの記録長がＰであり、Ｎ個（Ｎは自然数）の
ＥＣＣブロックを１情報単位として、２πＲ＞ＢＰＮの
関係を満足するように、データ３をインターリーブ記録
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、ディスク状のディ
ジタル情報記録媒体並びにその記録方法、記録装置及び
再生装置に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】近年、ＣＤ、ＤＶＤといった光ディスク
は高密度化の一途を辿っているが、高密度化するほどよ
り高いエラー訂正能力が要求される。

【０００３】図４は、光ディスクの記録データフォーマ
ットを示し、具体的にはＥＣＣ（エラー訂正符号）ブロ
ックの一例を示した図である。図４において、各々の箱
は１バイトのデータを示しており、箱の中の記号はバイ
トデータの識別のための番号である。この記号は、左上
を原点として、縦方向をｉ行、横方向をｊ列として、Ｂ
i,j（ｉ＝0〜207、ｊ＝0〜181）のように番号がふられ
ている。同図のＥＣＣブロックは、縦２０８行、横１８
２列で、全体で３７８５６バイトを１つのＥＣＣブロッ
クとしたフォーマットとなっている。

【０００４】図４において、原点より縦１９２行、横１
７２列、Ｂx,y（ｘ＝0〜191、ｙ＝0〜171）のデータ
は、記録すべきユーザーデータであり、全部で３３０２
４バイトとなっている。右の部分、Ｂx,172〜Ｂx,181
（ｘ＝0〜207）の各行のデータは、左の部分、Ｂx,0〜
Ｂx,171（ｘ＝0〜207）の各行のデータのパリティとな
っている。このパリティを「内符号パリティ」、データ
とパリティを「内符号」と呼ぶ。下の部分、Ｂ192,y〜
Ｂ207,y（ｙ＝0〜171）の各列のデータは、各列で、そ
れより上の部分のデータのパリティとなっている。この
パリティを「外符号パリティ」、データとパリティを
「外符号」と呼ぶ。右下の部分、Ｂx,y（ｘ＝192〜20
7、ｙ＝172〜181）の各行のデータは、外符号パリティ
の各行の内符号パリティとなっている。これらのＥＣＣ
は、元の数が２⁸のガロア体ＧＦ（２⁸）のリード・ソロ
モン符号（ＲＳ符号）で構成されている。

【０００５】図５は、図４のＥＣＣブロックのデータを
ディスクに書き込む順番を示している。ＥＣＣブロック
の上より１２行のユーザーデータとその内符号パリティ
とを記録した後、上より１行の外符号パリティとその内
符号パリティとを記録することを１６回繰り返して、Ｅ
ＣＣブロック全体を記録する。各行は、列の数の小さい
方より記録される。ディスク上に記録されたデータを再
生する時も同一の順番でデータが再生されていく。

【０００６】ＲＳ符号は、パリティのシンボル数の半分
の数のエラーシンボルがあっても訂正可能である。ま
た、パリティのシンボル数と同じ数のシンボルにエラー
があってもエラー検出可能である。更に、エラーシンボ
ルの位置が分かっている場合、パリティのシンボル数と
同じ数のシンボルがエラーしても訂正可能である。図４
のＥＣＣブロックの内符号パリティの場合、同じ行の５
個のシンボルにエラーがあっても訂正可能であり、同じ
行の１０個のシンボルにエラーがあっても検出可能であ
る。また、図４のＥＣＣブロックの外符号パリティの場
合、エラーシンボルの位置が分かっているときは、同じ
列の１６個のシンボルにエラーがあっても訂正可能であ
る。

【０００７】再生時には、まず各行について、内符号パ
リティによってエラー訂正を行う。このときに、内符号
パリティで訂正しきれなかった行を記憶しておく。次
に、各列について外符号パリティで訂正を行う。このと
きは、内符号パリティで訂正した際に訂正できなかった
行を記憶しているので、エラーシンボルの位置が予め分
かっている。よって、各列に１６個のエラーシンボルが
あっても訂正可能である。よって、訂正可能なバースト
エラーの最大バイト数は、１８２バイト×１６行＝２９
１２バイトである。

【０００８】ここで、ディスクの記録領域が半径２２．
５９ｍｍより始まるものとすると、１トラックの長さは
２×π×２２．５９ｍｍ＝１４１．９４ｍｍである。一
方、１つのＥＣＣブロックを構成するビットの数は１８
２バイト×２０８バイト×８ビット＝３０２８４８ビッ
トである。したがって、ディスクに１ビットを記録する
のに必要な長さを０．２６７μｍとすると、１つのＥＣ
Ｃブロックの物理的な長さは、３０２８４８ビット×
０．２６７μｍ／ビット＝８０．９ｍｍであって、１ト
ラック長より短い。この場合には、２９１２バイト×８
ビット×０．２６７μｍ／ビット＝６．２ｍｍまでの長
さのゴミ等によるバーストエラーがあっても訂正可能で
ある。

【０００９】しかしながら、上記と同一のＥＣＣブロッ
クフォーマットを記録密度の高いディスクに適用しよう
とすると、訂正できる物理的なバーストエラーの大きさ
が減少する。例えば、同一フォーマットで、１ビットを
記録するのに必要な長さを０．１３４μｍとすると、２
９１２バイト×８ビット×０．１３４μｍ／ビット＝
３．１ｍｍとなり、３．１ｍｍ以上のバーストエラーが
あると訂正できず、再生不能となり、バーストエラー訂
正能力が実質的に落ちてしまう。

【００１０】従来は、この問題を解決するために、複数
のＥＣＣブロックより所定の大きさのサブブロックずつ
順次記録を行い、訂正できるバーストエラー長を大きく
する方法が用いられてきた。このように複数のＥＣＣブ
ロックより一定の数のデータを順次記録することをイン
ターリーブ、ＥＣＣブロックの数をインターリーブの深
さという。

【００１１】図６（ａ）及び（ｂ）は、ＥＣＣブロック
のインターリーブを簡単に説明した図である。低密度記
録時は、ＥＣＣブロック間のインターリーブをかけず
に、１つのＥＣＣブロックずつ記録を行い、高密度記録
時は、所定の量のデータをＥＣＣブロック１より順番に
Ｎまで記録するシーケンスを繰り返してディスクに記録
してゆく。したがって、Ｎ個のＥＣＣブロックを記録の
最小単位としている。このとき、低密度記録時のインタ
ーリーブの深さは１、高密度記録時のインターリーブの
深さはＮである。ＥＣＣブロック単体のバーストエラー
訂正能力を超えるバーストエラーが生じた場合でも、イ
ンターリーブをすれば、バーストエラーがインターリー
ブの深さ分のＥＣＣブロックに分散し、バーストエラー
訂正が可能となる。

【００１２】図７（ａ）及び（ｂ）は、図４のＥＣＣブ
ロックフォーマットにおけるバーストエラー出現個所を
示している。図７（ａ）はインターリーブなしの場合、
図７（ｂ）はインターリーブの深さが２の場合である。
ＥＣＣブロック単体のバーストエラー訂正能力を超える
３２行×１８２バイトのバーストエラーが発生するもの
とすると、図７（ａ）のインターリーブなしの場合では
当然に訂正不能となる。しかし、図７（ｂ）のようにイ
ンターリーブをしていると、１つのバーストエラーが２
つのＥＣＣブロックに分散し、各々１６行×１８２バイ
トのバーストエラーとなって、訂正可能となる。

【００１３】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、インタ
ーリーブの深さを大きくとっても、物理的なＥＣＣブロ
ック長×インターリーブの深さが１トラック長を超える
場合は、バーストエラー訂正能力は、インターリーブの
深さに比例しない。インターリーブされたＥＣＣブロッ
クで複数のトラックに跨ってゴミ等が付着し、バースト
エラーが起きると、インターリーブされた各ＥＣＣブロ
ック内の複数個所にバーストエラーが生じ、バーストエ
ラーが倍増するからである。したがって、訂正できるバ
ーストエラー長は、かえって減少する。

【００１４】図８（ａ）及び（ｂ）は、この事情を示し
ている。図８（ｂ）は、記録密度が低いためにＥＣＣブ
ロック長×インターリーブの深さの物理的な長さが１ト
ラック長を超える場合の各ＥＣＣブロック上でバースト
エラーの起きる個所を示している。インターリーブされ
た複数のＥＣＣブロック内で、トラックが隣り合ってい
る部分にゴミ等がかかってしまっているものとする。図
８（ａ）のようなインターリーブなしの場合は、１つの
ＥＣＣブロックの物理的な長さが１トラック長以下であ
るから図７（ａ）と同様であるが、図８（ｂ）のように
インターリーブされていると、各ＥＣＣブロックの最初
と最後の部分に１６行×１８２バイトのバーストエラー
が現れ、結果的にバーストエラーは倍増してしまい、バ
ーストエラー訂正不能となってしまう。

【００１５】同様なことは、インターリーブの深さを増
してＥＣＣブロック長×インターリーブの深さの物理的
な長さが１トラック長を超える場合にも起きる。

【００１６】本発明の目的は、記録密度が高いディスク
でも記録密度が低いディスクと同一のＥＣＣブロックフ
ォーマットで、同一以上の物理的な長さのバーストエラ
ーを訂正できるようにすることにある。

【００１７】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明は、記録密度に応じた数のＥＣＣ（エラー訂
正符号）ブロック内でインターリーブ記録をすることと
したものである。具体的には、ディスクの半径Ｒの位置
で、１つのＥＣＣブロックのビット数がＢ、１ビットあ
たりの記録長がＰであり、Ｎ個（Ｎは自然数）のＥＣＣ
ブロックを１情報単位として、２πＲ＞ＢＰＮの関係を
満足するように記録する。

【００１８】

【発明の実施の形態】図１は、本発明に係るディスク媒
体の特徴を示している。図１のディスク１では、トラッ
ク２に沿ってインターリーブされたデータ３が記録され
ている。しかも、このディスク１は、半径Ｒの位置で、
１ＥＣＣブロックのビット数がＢ、１ビットあたりの記
録長がＰであり、インターリーブの深さをＮ（Ｎは自然
数）としてＮ個のＥＣＣブロックを１情報単位とし、か
つ２πＲ＞ＢＰＮの関係を満足するように形成されてい
る。

【００１９】図１のようなインターリーブの効果を、図
２（ａ）及び（ｂ）並びに図３（ａ）〜（ｄ）を用いて
説明する。これらの図中のバーストエラーは、ディスク
上のゴミや傷によるバーストエラーの起きる領域を示し
ている。一般的に、これらのバーストエラーは、１つの
トラックのみに起きるのではなく、連続する複数のトラ
ック上に起きる。

【００２０】複数のＥＣＣブロックでデータを振り分け
てＥＣＣエンコードしている場合、すなわちＥＣＣブロ
ック間でデータをインターリーブしている場合には、そ
のインターリーブしている範囲のＥＣＣブロックの物理
的な長さが１トラック長を超えると、１つのゴミ等に対
するバーストエラーが、インターリーブしている範囲の
ＥＣＣブロック内に２つ以上のバーストエラーとして生
じる（図８（ｂ）参照）。よって、インターリーブの深
さ×ＥＣＣブロックの物理的な長さが、１トラック長を
超えないようにインターリーブの深さＮを決めなければ
いけない。

【００２１】例えば、低密度記録時に０．２６７μｍ／
ビット、高密度記録時に０．１３４μｍ／ビットで、図
４のＥＣＣブロックフォーマットにて記録する場合、最
小記録半径（Ｒ）を２２．５９ｍｍとすると、１トラッ
クの長さは２×π×２２．５９ｍｍ＝１４１．９４ｍｍ
である。インターリーブを行わないときの１ＥＣＣブロ
ックの物理的な大きさとバーストエラー訂正長は、それ
ぞれ、低密度記録時（図２（ａ））に８０．９ｍｍ、
６．２ｍｍ、高密度記録時（図３（ａ））に４０．６ｍ
ｍ、３．１ｍｍである。インターリーブの深さＮを２、
すなわちデータを２つのＥＣＣブロック単位で記録する
と、高密度記録時（図３（ｂ））にバーストエラー訂正
長は１８２バイト×１６行×２ＥＣＣブロック×８ビッ
ト×０．１３４μｍ／ビット＝６．２ｍｍとなり、低密
度記録時の６．２ｍｍ（図２（ａ））と同じバーストエ
ラー訂正能力を確保できる。

【００２２】逆に、低密度記録時にインターリーブの深
さＮを２にすると（図２（ｂ））、２ＥＣＣブロックの
物理的な長さが、１８２バイト×２０８バイト×２ＥＣ
Ｃブロック×８ビット×０．２６７μｍ／ビット＝１６
１．７２ｍｍとなり、１トラック長を超える。この場合
は、１つのゴミに対するバーストエラーが２個所に現れ
るので、バーストエラー訂正長は、１８２バイト×１６
行×２ＥＣＣブロック×８ビット÷２×０．２６７μｍ
／ビット＝６．２ｍｍとなり、図２（ａ）の場合の２倍
にはならない。

【００２３】また、高密度記録時に、インターリーブの
深さＮを４にすると（図３（ｄ））、４ＥＣＣブロック
の物理的な長さは、１８２バイト×２０８バイト×４Ｅ
ＣＣブロック×８ビット×０．１３４μｍ／ビット＝１
６２．３３ｍｍとなり、１トラック長を超える。この場
合、１つのゴミに対するバーストエラーが２個所に現れ
るので、バーストエラー訂正長は、１８２バイト×１６
行×４ＥＣＣブロック×８ビット÷２×０．１３４μｍ
／ビット＝６．２ｍｍとなり、図３（ａ）の場合の４倍
にはならない。

【００２４】しかし、高密度記録時に、インターリーブ
の深さＮを３にすると（図３（ｃ））、３ＥＣＣブロッ
クの物理的な長さは、１８２バイト×２０８バイト×３
ＥＣＣブロック×８ビット×０．１３４μｍ／ビット＝
１２１．７４ｍｍとなり、１トラック長を超えない。こ
の場合、バーストエラー訂正長は、１８２バイト×１６
行×３ＥＣＣブロック×８ビット×０．１３４μｍ／ビ
ット＝９．３ｍｍとなり、バーストエラー訂正能力が図
３（ａ）の場合の３倍となっている。

【００２５】よって、最適なインターリーブの深さＮ
は、０．２６７μｍ／ビットで低密度記録する場合は１
となり、０．１３４μｍ／ビットで高密度記録する場合
は２又は３となる。

【００２６】以上のとおり、ＥＣＣブロックの物理的な
長さ（Ｂ×Ｐ）×インターリーブの深さ（Ｎ）が１トラ
ック長（２πＲ）を超えないようにすることによって、
高密度記録時においても効果的にバーストエラーを訂正
することができる。

【００２７】なお、上記の具体例では、Ｒをディスクに
おける最内周半径とし、インターリーブの深さＮも固定
であるかのように記述したが、任意の半径Ｒに対して、
条件２πＲ＞ＢＰＮを満たす範囲でインターリーブの深
さＮを可変にするものであってもよい。

【００２８】さて、図９は、本発明に係るディスク記録
再生装置の構成例を示している。この装置は、図４のＥ
ＣＣフォーマットで２種類の記録密度の異なったディス
クに情報を記録する装置である。低密度記録及び高密度
記録の各々の１ビットあたりの物理的な記録長は、それ
ぞれ０．２６７μｍ／ビット、０．１３４μｍ／ビット
である。また、ディスクは、最小半径２２．５９ｍｍよ
り記録を開始する。よって、上記説明より、低密度記録
時は、インターリーブの深さが１、すなわちインターリ
ーブしない（図２（ａ）参照）。高密度記録時は、１Ｅ
ＣＣブロック長が４０．５８ｍｍであるので、インター
リーブの深さは２又は３が可能である。ここでは、イン
ターリーブの深さが２の例を示す。よって、物理的なバ
ーストエラー長は６．２ｍｍとなり（図３（ａ）参
照）、低密度記録時の６．２ｍｍと同じになる。

【００２９】図９は、記録時及び再生時のデータの流れ
をも示している。図９中の括弧付きの数字は、以下の説
明中の数字と対応し、データの流れを表す。なお、図中
の５は、装置全体の動作を制御するためのシステムコン
トローラである。

【００３０】まず、データの記録について説明する。低
密度記録時と高密度記録時では、外部ホストからのユー
ザーデータ転送単位とバッファメモリ６より記録／再生
回路９への転送方法が異なるだけで、その他の部分は同
じである。

【００３１】(1) 外部ホストよりのユーザーデータは、
低密度記録時は１ＥＣＣブロック長、高密度記録時は２
ＥＣＣブロック長に相当するデータ長単位で外部Ｉ／Ｆ
（外部インターフェイス）４を通り、バッファメモリ６
に貯えられる。

【００３２】(2) 図４で横方向に１行ずつユーザーデー
タをバッファメモリ６よりＥＣＣエンコード演算回路７
に転送することで内符号パリティが、(4) 縦方向に１列
ずつユーザーデータをバッファメモリ６よりＥＣＣエン
コード演算回路７に転送することで外符号パリティがそ
れぞれ生成される。

【００３３】(3)(5) 生成された内／外符号パリティ
は、ＥＣＣエンコード演算回路７よりバッファメモリ６
上にアサインされた領域に転送される。

【００３４】図１０は、低密度記録時のバッファメモリ
６のメモリマップの例を示している。ページ０よりバッ
ファメモリ６への転送とパリティ演算が行われ、ページ
５まで転送と演算が終了したら、次はページ０の転送と
パリティ演算が行われる。

【００３５】図１１は、高密度記録時のバッファメモリ
６のメモリマップの例を示している。ページ０の領域
は、ユーザーデータＡとユーザーデータＢの２つの領域
にＥＣＣブロック単位で別れている。低密度記録時と同
様に、ページ０よりページ２までの転送とパリティ演算
が終了したら、次はページ０の転送とパリティ演算が行
われる。

【００３６】(6) 内／外符号パリティが生成されたペー
ジよりページ単位（低密度記録時は１ＥＣＣブロック単
位／高密度記録時は２ＥＣＣブロック単位）で順次バッ
ファメモリ６より記録／再生回路９にユーザーデータ及
び内／外符号パリティが転送されてゆく。

【００３７】図１２に低密度記録時のバッファメモリ６
より記録／再生回路９への転送シーケンスを示す。ユー
ザーデータの内符号１８２バイトを１つの転送ブロック
とした合計１２ブロックの転送と、外符号パリティの内
符号１８２バイトを１つの転送ブロックとした１ブロッ
クの転送とを１つのシーケンスとして、そのシーケンス
を１６回繰り返して１ページのデータを転送する（図５
参照）。

【００３８】図１３に高密度記録時のバッファメモリ６
より記録／再生回路９への転送シーケンスを示す。内符
号１８２バイトを１つの転送ブロックとしたデータをユ
ーザーデータＡとユーザーデータＢで交互に１ブロック
ずつ合計１２ブロックの転送を行い、次にユーザーデー
タＡの外符号パリティの内符号１８２バイトを１つの転
送ブロックとして１ブロックの転送を行い、次に内符号
１８２バイトを１つの転送ブロックとしたデータをユー
ザーデータＡとユーザーデータＢで交互に１ブロックず
つ合計１２ブロックの転送を行い、次にユーザーデータ
Ｂの外符号パリティの内符号１８２バイトを１つの転送
ブロックとして１ブロックの転送を行う。これら一連の
シーケンスを１６回繰り返して１ページ、２ＥＣＣブロ
ック分の転送を行う。このときのデータをインターリー
ブする単位は、外符号の最大訂正シンボル数÷インター
リーブの深さ以下、この場合では、８内符号単位以下で
あればよく、シンボル単位やシンクブロック単位でもよ
い。

【００３９】(7) 記録／再生回路９に転送されたデータ
は、記録／再生回路９内で、所定のシンクデータを付加
されて、所定の記録符号に変調され、パラレル−シリア
ル変換された後にレーザー制御回路に入力され、レーザ
ー／検出器１０にて半導体レーザーにより電気−光変換
されてディスク１１上に記録される。

【００４０】次に、データの再生について説明する。再
生は上記記録の手順と全く逆の手順で実行される。低密
度記録の再生時と高密度記録の再生時では、記録／再生
回路９よりバッファメモリ６への転送処理と、ユーザー
データの外部ホストへの転送単位が異なるだけで、その
他の部分は同じである。

【００４１】(8) レーザー／検出器１０の半導体レーザ
ーによってディスク１１の表面に照射されたレーザー光
の反射光をレーザー／検出器１０により光−電気変換
し、変換された信号は、記録／再生回路９に入力され
る。記録／再生回路９に入力された信号は、ヘッドアン
プで増幅され、所定のイコライザにて弁別しやすい信号
に変換されて、その後２値化され、同期クロックにてサ
ンプルされシリアルデータとなる。シリアルデータは、
シリアル−パラレル変換され、所定のシンクデータを取
り除き、記録符号の復調がされ、パラレルの再生データ
となる。このときに、シンクデータより各ページの先頭
が認識され、ページ単位、低密度記録時は１ＥＣＣブロ
ック単位、高密度記録時は２ＥＣＣブロック単位でデー
タがバッファメモリ６に転送されていく。

【００４２】(9) 低密度記録時には、再生データが、記
録／再生回路９よりバッファメモリ６へ、順次バッファ
メモリ６のユーザーデータと内／外符号パリティにアサ
インされた領域（図１０）にページ単位で転送される。
転送シーケンスは記録時の順番と同じで、図１２のとお
り、ユーザーデータの内符号１８２バイトを１つの転送
ブロックとした合計１２ブロックの転送と、外符号パリ
ティの内符号１８２バイトを１つの転送ブロックとした
１ブロックの転送とを１つのシーケンスとして１ページ
分、そのシーケンスを１６回繰り返した転送となる。

【００４３】高密度記録時には、再生データが、順次バ
ッファメモリ６のユーザーデータと内／外符号パリティ
にアサインされた領域（図１１）に転送される。転送シ
ーケンスは記録時の順番と同じで、図１３のとおり、内
符号１８２バイトを１つの転送ブロックとしたデータを
ユーザーデータＡとユーザーデータＢで交互に１ブロッ
クずつ合計１２ブロックの転送を行い、次にユーザーデ
ータＡの外符号パリティの内符号１８２バイトを１つの
転送ブロックとして１ブロックの転送を行う。次に、内
符号１８２バイトを１つの転送ブロックとしたデータを
ユーザーデータＡとユーザーデータＢで交互に１ブロッ
クずつ合計１２ブロックの転送を行い、次にユーザーデ
ータＢの外符号パリティの内符号１８２バイトを１つの
転送ブロックとして１ブロックの転送を行う。これら一
連のシーケンスを１６回繰り返して１ページ、２ＥＣＣ
ブロック分の転送を行う。

【００４４】(10) バッファメモリ６に貯えられた再生
データは、まず、内符号の部分のデータよりシンドロー
ムを計算し、エラーの有無がチェックされる。ユーザー
データ又は外符号パリティの内符号が１ブロックずつＥ
ＣＣデコード演算回路８に転送される。ＥＣＣデコード
演算回路８では、シンドロームが計算されて、エラーの
有無が分かる。１ページ内の全てのシンドロームが０で
あればＥＣＣデコードは終了である。このとき、高密度
記録時は、ユーザーデータＡ、ユーザーデータＢで各々
独立にデータ転送、シンドロームチェック及びエラー訂
正を行う。

【００４５】(11) シンドロームが０でなく、エラーが
ある場合は、まずシンドロームより誤り位置を演算し、
誤り位置より誤り数値を演算し、訂正を行う。シンドロ
ームより誤り位置が求まらなかった場合、すなわちエラ
ー検出ができてエラー訂正ができなかった場合には、こ
の内符号に対応する未訂正フラグ等を立てておき、エラ
ー訂正不能であった内符号の位置を記録しておく。

【００４６】(12) 順次内符号をＥＣＣデコード演算回
路８に入力して全ての内符号のエラー訂正処理が終了し
たら、内符号の未訂正フラグをチェックする。未訂正フ
ラグが無ければ、ＥＣＣデコードは終了する。未訂正フ
ラグがあれば、外符号のシンドロームチェック及びエラ
ー訂正を行う。このとき、高密度記録時は、ユーザーデ
ータＡ、ユーザーデータＢで各々独立にデータ転送、シ
ンドロームチェック及びエラー訂正を行う。

【００４７】外符号のエラー訂正は、まず、バッファメ
モリ６より図４で縦方向に順次データをＥＣＣデコード
演算回路８に転送する。すなわち、２０８バイトの外符
号を１つの転送ブロックとしたデータを１７２回繰り返
したシーケンスとなる。ＥＣＣデコード演算回路８で
は、シンドロームが計算される。

【００４８】(13) 内符号と同様に、シンドロームを演
算してエラーの有無をチェックし、エラーがあればシン
ドロームより誤り位置の演算を行うが、既に内符号の未
訂正フラグより誤り位置が分かっているので、立ってい
る内符号の未訂正フラグより求めた誤り位置を設定して
全ての誤り位置を計算する。求まった誤り位置より誤り
数値を計算して、エラー訂正を行う。

【００４９】このとき、誤り位置を設定した分だけ訂正
シンボル数が増える。元の数が２⁸のガロア体ＧＦ
（２⁸）のＲＳ符号の場合、１６シンボルまでのエラー
位置を設定でき、最大訂正シンボル数は１６になる。

【００５０】この結果、低密度記録時は、最大１６内符
号ブロック２９１２バイト、２３２９６ビット分、すな
わち６．２ｍｍ分のバーストエラーが起きても訂正でき
る（図２（ａ）参照）。また、高密度記録時は、最大３
２内符号ブロック５８２４バイト、４６５９２ビット
分、すなわち６．２ｍｍ分のバーストエラーが起きても
訂正できる（図３（ｂ）参照）。しかしながら、インタ
ーリーブの深さを２倍の４、すなわち、１ページをユー
ザーデータＡ〜Ｄまでの４ＥＣＣブロック分とすると、
１つのバーストエラーが１ページの中に２個所に現れ、
最大訂正シンボル数は４倍でも、エラーシンボル数が２
倍に増すので、結果的にバーストエラー訂正能力は同じ
６．２ｍｍとなり、インターリーブの深さを倍増した効
果がない（図３（ｄ）参照）。

【００５１】(14) 訂正されたユーザーデータは、ペー
ジ単位でバッファメモリ６より外部Ｉ／Ｆ４へ転送さ
れ、外部ホストに出力される。

【００５２】以上のとおり、図９のディスク記録再生装
置によれば、記録密度が高いディスクでも記録密度が低
いディスクと同一のＥＣＣブロックフォーマットで、同
一以上の物理的な長さのバーストエラーを訂正できるこ
ととなる。つまり、低記録密度のディスクで使用してい
たエラー訂正回路を高記録密度のディスクでもそのまま
流用できるので、装置のコストを上げることなくバース
トエラー訂正能力を上げることができる。

【００５３】

【発明の効果】以上説明してきたとおり、本発明によれ
ば、記録密度に応じた数のＥＣＣブロック内でインター
リーブ記録をすることとしたので、記録密度が高いディ
スクでも記録密度が低いディスクと同一のＥＣＣブロッ
クフォーマットで、同一以上の物理的な長さのバースト
エラーを訂正できる効果が得られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明に係るディスク媒体の特徴を示した説明
図である。

【図２】（ａ）及び（ｂ）は低密度記録時のインターリ
ーブの深さとバーストエラー訂正長との関係を示した説
明図である。

【図３】（ａ）〜（ｄ）は高密度記録時のインターリー
ブの深さとバーストエラー訂正長との関係を示した説明
図である。

【図４】１つのＥＣＣブロックのフォーマットの例を示
した説明図である。

【図５】図４中のユーザーデータ及びパリティがディス
クに記録される順番を示した説明図である。

【図６】（ａ）及び（ｂ）はＥＣＣブロック間のインタ
ーリーブの説明図である。

【図７】（ａ）及び（ｂ）は高密度記録の場合の各ＥＣ
Ｃブロック内におけるバーストエラー出現個所を示した
説明図である。

【図８】（ａ）及び（ｂ）は低密度記録の場合の各ＥＣ
Ｃブロック内におけるバーストエラー出現個所を示した
説明図である。

【図９】本発明に係るディスク記録再生装置の構成例を
示したブロック図である。

【図１０】低密度記録時の図９中のバッファメモリのメ
モリマップの例を示した説明図である。

【図１１】高密度記録時の図１０と同様の説明図であ
る。

【図１２】低密度記録時の図９中のバッファメモリと記
録／再生回路との間のデータ転送シーケンスの例を示し
た説明図である。

【図１３】高密度記録時の図１２と同様の説明図であ
る。

【符号の説明】

１ディスク２トラック３インターリーブされたデータ４外部Ｉ／Ｆ５システムコントローラ６バッファメモリ７ＥＣＣエンコード演算回路８ＥＣＣデコード演算回路９記録／再生回路１０レーザー／検出器１１ディスク

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁷ 識別記号ＦＩテーマコート゛(参考）Ｇ１１Ｂ 20/18 ５７２Ｇ１１Ｂ 20/18 ５７２ＦＨ０３Ｍ 13/27 Ｈ０３Ｍ 13/27 Ｆターム(参考） 5D044 BC01 BC03 CC04 DE03 DE12 DE69 DE83 EF05 FG16 FG18 5J065 AA03 AC03 AD02 AE02 AG01 AG06

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】所定のフォーマットで生成された複数の
エラー訂正符号ブロックを１情報単位として記録された
ディスク媒体であって、記録密度に応じた数の前記エラー訂正ブロック内でイン
ターリーブされて形成されたことを特徴とするディスク
媒体。
【請求項２】請求項１記載のディスク媒体において、半径Ｒの位置で、前記エラー訂正符号の１ブロックのビ
ット数がＢ、１ビットあたりの記録長がＰであり、Ｎ個
（Ｎは自然数）の前記エラー訂正符号ブロックを１情報
単位として、２πＲ＞ＢＰＮの関係を満足するように形
成されたことを特徴とするディスク媒体。
【請求項３】請求項１記載のディスク媒体において、最内周半径がＲ、前記エラー訂正符号の１ブロックのビ
ット数がＢ、１ビットあたりの記録長がＰであり、Ｎ個
（Ｎは自然数）の前記エラー訂正符号ブロックを１情報
単位として、任意の位置で２πＲ＞ＢＰＮの関係を満足
するように形成されたことを特徴とするディスク媒体。
【請求項４】所定のフォーマットで生成されたエラー
訂正符号ブロックを所定数のブロックで１情報単位とし
てディスクに記録する方法であって、前記ディスクの記録密度に応じた前記所定数のエラー訂
正符号ブロック内でインターリーブ記録することを特徴
とするディスク記録方法。
【請求項５】請求項４記載のディスク記録方法におい
て、前記ディスク上の半径Ｒの位置で、前記エラー訂正符号
の１ブロックのビット数がＢ、１ビットあたりの記録長
がＰであり、Ｎ個（Ｎは自然数）の前記エラー訂正符号
ブロックを１情報単位として、２πＲ＞ＢＰＮの関係を
満足するように記録することを特徴とするディスク記録
方法。
【請求項６】請求項４記載のディスク記録方法におい
て、前記ディスク上の最内周半径がＲ、前記エラー訂正符号
の１ブロックのビット数がＢ、１ビットあたりの記録長
がＰであり、Ｎ個（Ｎは自然数）の前記エラー訂正符号
ブロックを１情報単位として、任意の位置で２πＲ＞Ｂ
ＰＮの関係を満足するように記録することを特徴とする
ディスク記録方法。
【請求項７】記録密度の異なる複数のディスクに情報
を記録するディスク記録方法であって、同一のフォーマットで生成された所定数のエラー訂正符
号ブロックを１情報単位として、かつ各ディスクの記録
密度に応じた前記所定数のエラー訂正符号ブロック内で
インターリーブ記録することを特徴とするディスク記録
方法。
【請求項８】所定のフォーマットで所定数のエラー訂
正符号ブロックを生成してディスクに記録するディスク
記録装置であって、前記ディスクの記録密度に応じた前記所定数のエラー訂
正符号ブロック内でインターリーブ記録するように構成
されたことを特徴とするディスク記録装置。
【請求項９】請求項８記載のディスク記録装置におい
て、前記ディスク上の半径Ｒの位置で、前記エラー訂正符号
の１ブロックのビット数がＢ、１ビットあたりの記録長
がＰであり、Ｎ個（Ｎは自然数）の前記エラー訂正符号
ブロックを１情報単位として、２πＲ＞ＢＰＮの関係を
満足する記録をするように構成されたことを特徴とする
ディスク記録装置。
【請求項１０】請求項８記載のディスク記録装置にお
いて、前記ディスク上の最内周半径がＲ、前記エラー訂正符号
の１ブロックのビット数がＢ、１ビットあたりの記録長
がＰであり、Ｎ個（Ｎは自然数）の前記エラー訂正符号
ブロックを１情報単位として、任意の位置で２πＲ＞Ｂ
ＰＮの関係を満足する記録をするように構成されたこと
を特徴とするディスク記録装置。
【請求項１１】請求項８記載のディスク記録装置にお
いて、ユーザーデータを一時保存するためのバッファメモリ
と、前記ユーザーデータにパリティを付加して前記エラー訂
正符号ブロックを生成するための演算回路とを備え、前記ディスクの記録密度に応じた数の前記エラー訂正符
号ブロックに相当する量の前記ユーザーデータが前記バ
ッファメモリに保存されるように構成されたことを特徴
とするディスク記録装置。
【請求項１２】所定のフォーマットで生成された複数
のエラー訂正符号ブロックを１情報単位として記録さ
れ、かつ記録密度に応じた数の前記エラー訂正ブロック
内でインターリーブされて形成されたディスクを再生す
るように構成されたことを特徴とするディスク再生装
置。
【請求項１３】請求項１２記載のディスク再生装置に
おいて、前記ディスク上の半径Ｒの位置で、前記エラー訂正符号
の１ブロックのビット数がＢ、１ビットあたりの記録長
がＰであり、Ｎ個（Ｎは自然数）の前記エラー訂正符号
ブロックを１情報単位として、２πＲ＞ＢＰＮの関係を
満足する記録を再生するように構成されたことを特徴と
するディスク再生装置。
【請求項１４】請求項１２記載のディスク再生装置に
おいて、前記ディスク上の最内周半径がＲ、前記エラー訂正符号
の１ブロックのビット数がＢ、１ビットあたりの記録長
がＰであり、Ｎ個（Ｎは自然数）の前記エラー訂正符号
ブロックを１情報単位として、任意の位置で２πＲ＞Ｂ
ＰＮの関係を満足する記録を再生するように構成された
ことを特徴とするディスク再生装置。