JP3016598B2 - 共通素材データを有する多数のプログラムバージョンの途切れのない再生のためのデータインターリーブ方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 この発明は、ソフトウェア（例えば、動画）キャリア
の再生に関し、さらに、特に、途切れなく再生されるべ
き共通素材データを有する同じプログラムの２つのバー
ジョン（version）を可能とするキャリア上のデータの
インターリーブ方法に関する。

発明の背景 発明の名称が“Data Block Format for Software Car
rier and Player Therefor"であり、1995年10月31日に
特許され、発明者名がCooksonおよびOstroverである特
許番号第5,463,565号明細書は、本明細書に併合され
る。以下、この発明を「'565特許」として参照する。そ
こには、同じ動画の２つのバージョンのいずれをも再生
できる光学ディスク再生装置が開示されている。動画
は、単一のトラック内に、連続したデータブロックの形
式で、「圧縮された映像」として、ディスク上に記録さ
れ、各ブロックは、映像情報、音声情報、字幕情報等を
収容することができる。'565特許は、大量のデータが、
どのようにして、今日のオーディオCDよりも大きくない
ディスク上に記録されるのかを説明する。複数言語の音
声トラックを含むことが可能であるだけでなく、同じ動
画の２つのバージョン、例えば、Ｒレイト（Ｒ−rate
d）とPGレイト（PG−rated）、を記録することさえ可能
である。

同じ動画の２つのバージョンは、通常、大量の共通素
材データを含む。これは、特に、同じプログラムのＲレ
イトバージョンとPGレイトバージョンに当てはまる。し
かし、同じことは、同じプログラム素材データの複数
（少なくとも２つ）のバージョンの他の例にも当てはま
る。例えば、同じディスクは、教示素材データと試験素
材データとを含み、共通内容は、両「バージョン」内に
含まれる。データの冗長な記録を最小にするために、３
つのタイプのデータブロックが、データブロックをイン
ターリーブする方法にて、同じトラック内に用意され
る。この３つのデータブロックとは、一方のバージョン
に特有の素材データを含むブロックと、もう一方のバー
ジョンに特有の素材データを含むブロックと、両方に共
通の素材データを含むブロックとである。各ブロックに
含まれる一連のコード及びポインタは、いずれかのバー
ジョンが再生されているときに、共通ブロックの再生を
許可し、また、選択されたバージョンに依存して、他の
２つのタイプのうちの１つのブロックのみの再生を許可
する。選択されないバージョンに特有のデータを含むブ
ロックはスキップされる。

プログラムの２つ以上のバージョンが、デジタル光学
ディスクシステムから引き出されるべき場合、「機械的
な制約およびバッファ管理の制約によって、バージョン
の交互の途切れのない導出が妨げられる」ということが
示唆される。「途切れのない再生」という言葉は、「た
とえ再生装置の読み出しヘッドが（選択されていない）
データブロックをスキップしなくてはならなくとも（何
等明白な中断なしに）連続再生を可能とするために、必
要なバッファ内に、いつも利用可能なデータが十分にあ
る」ということを指し示す。再生装置の読み出しヘッド
が、データブロックの選択されていないシーケンスをス
キップしている間、再生されているバージョンのための
データは、ジャンプの開始前に補充されたバッファによ
って供給される。しかし、もし、スキップされなくては
ならないデータブロックのシーケンスが非常に長いなら
ば、読み出しヘッドは、ジャンプ中に空になった特定の
バッファ（映像、音声等）のためのデータを再び得るの
に間に合って、読み出しヘッド自身を再配置することは
できないかもしれない。そのような場合、読み出しヘッ
ドがそれ自身を再配置しかつ空のバッファの補充を開始
する時間まで、画面は空白となり、あるいは、音声トラ
ックは停止する。

もちろん、バッファが大きければ大きいほど、その中
に記録され得るデータの量も多くなり、そして、バッフ
ァが空にならないジャンプの許可時間も長くなる。しか
し、バッファのサイズには実際的な制限がある。例え
ば、再生が、共通素材データの後に、片方のバージョン
のための10分間のセグメントと、他方のバージョンのた
めの20分間のセグメントとのいずれかに分岐し、その後
に、両バージョンが、さらにいくつかの共通素材データ
を含む動画を考える。ディスク上に記憶された４つの連
続したブロックシーケンスのうち、最初と最後は共通素
材データを示し、真ん中の２つのシーケンスは、それぞ
れのバージョンを示す。ディスクの再生中に、読み出し
ヘッドは、10分間あるいは20分間のいずれかを示すブロ
ックシーケンスを越えて、スキップしなくてはならな
い。そのような大きなジャンプは、１つあるいはそれ以
上のバッファが維持できるよりも長い時間を要求する。
そのような場合、再生は途切れる。追加メモリは再生装
置に重大なコストを追加するので、バッファがより大き
くあるべきことを述べることによって、この問題を避け
ることは実際的ではない。実際的な制限内では、途切れ
なしには再生され得ない多様なバージョンディスクが常
に存在する。

発明の概要 本発明は、共通素材データを有するプログラムの両バ
ージョンの途切れのない再生を達成するために、ディス
ク上に、データブロックを、配置あるいはフォーマット
する方法である。もし、スキップされるべきプログラム
の一部が非常に長いならば、即ち、もし、読み出しヘッ
ドがスキップしなくてはならないトラックに沿った距離
（距離は、時間あるいは長さで測定される）が非常に長
いため、関連したバッファに対するデータを再取得する
時間までに、読み出しヘッドが、それ自身を、再配置で
きないならば、２つのバージョンを示す連続的なデータ
ブロックは、小片に切り刻まれ、トラック内にインター
リーブされる。この方法において、例えば、バージョン
Ｂが再生されており、ブロックＡがジャンプされなくて
はならない場合を考える。この場合、読み出しヘッドが
ブロックＢに存在するとき、読み出しヘッドが、それ自
身を、次のブロックＢの始まりに再配置する時間まで、
バッファが空になることなく、連続した途切れのない再
生を可能とするのに十分なデータを、バッファが全て有
するように、ブロックＡは全て十分に短い。

この単純なアプローチの問題は、「データブロックＡ
は、非常に少なく非常に短いので、データブロックＡ
は、インターリーブされた個々のブロックＢを越えてジ
ャンプすることを可能にするのに十分には、バッファを
補充できない」ということである。さらに悪いことは、
「ブロックＡが全く無い」ということがあり得ることで
ある。言い換えると、「共通素材データを含む２つの連
続したブロックの間、あるいは、共通素材データを含む
ブロックの２つのシーケンスの間に、セグメントＢはあ
るが、セグメントＡはない」場合である。バージョンＡ
が再生されているとき、読み出しヘッドは、セグメント
Ｂ全体を有するデータブロックを、ジャンプしなくては
ならない。そして、バージョンＡが再生されており、か
つ、素材データＢがスキップされなくてはならないとき
に、ある共通シーケンスから次の共通シーケンスへ、途
切れのない再生を達成することは不可能である。

そのような場合における我々の発明の基礎的な主要事
項は、素材データＡに続く共通素材データを取り出し、
かつ、（丁度述べられた例では）バージョンＡのデータ
ブロックに対して、共通素材データを用いることであ
る。故に、バージョンＡが再生されているとき、バージ
ョンＢのデータブロックの続くシーケンスのそれぞれを
ジャンプする前に、読み出しヘッドがアクセスできる素
材データが存在する。しかし、もし、共通素材データ
が、この方法で繰り上げられ、かつ、バージョンＢのデ
ータブロックでインターリーブされて記憶されるなら
ば、読み出しヘッドが共通素材データに到達する前に、
この共通素材データは、バージョンＡの一部として再生
される。そして、共通素材データをその始めから再生す
ると、その結果、たった今再生されたものの繰り返しと
なる。この理由のために、バージョンＡに対するブロッ
クとして繰り上げられかつ使用された（共通セグメント
の始めの部分の）素材データは、バージョンＢを示すブ
ロック内に複製され、かつ、共通素材データから削除さ
れる。この方法では、読み出しヘッドは、どのバージョ
ンが処理中であっても、未だ再生されずに残っている共
通素材データの始めの部分に到達する。共通素材データ
は、共通セグメント内に１回だけ記憶されなくてはなら
ないが、実際には、そこには記憶されず、その代わり
に、２回（即ち、２つのバージョンのそれぞれに１回ず
つ）記憶されるので、（ディスクのフォーマットに組み
込まれた）一定のデータの冗長性が必然的に存在する。
しかし、（記憶容量全体の中では小さな損失となる）わ
ずかな冗長性は、いずれかのバージョンの再生中にどん
な長い素材データのセグメントがスキップされなくては
ならなくとも、両バージョンの途切れのない再生を可能
とする。この「データの繰り上げ」を制御するアルゴリ
ズムは、以下に述べられている。該アルゴリズムは、冗
長性の度合いを最小にするように、設計される。

図面の簡単な説明 本発明のさらなる目的，特徴，優位性は、図面に関連
する以下の詳細な説明を考慮することによって明白にな
る。図面は以下の通りである。

図１は、共通素材データを有する同じプログラムの２
つのバージョンが、単一のトラック内に記憶されている
ときに、要求されるジャンプの種類を象徴的に示す。

図2Aおよび図2Bは、上記'565特許の図7Aおよび図7Bと
それぞれ同じものである。図2Aは、ディスク再生装置
が、動画あるいは他の映像提示の選択されたバージョン
の再生のために要求されるディスクトラック上のデータ
ブロックのみを読み出す方法を特徴つける状態図および
説明であり、図2Bは、２つの交互のバージョンのうちの
１つが、図2Aの状態図によって示されるルールに従っ
て、再生され得る方法を示す。

図３は、上記'565特許の図２と同じものであり、（本
発明の評価のために、その理解が要求されるいくつかの
バッファを具備する）ディスク再生装置のブロック図で
ある。

図４は、図2Bの線に沿って簡単化された図であり、バ
ッファ容量が問題とならない２つの場合を示す。

図５は、図５と同様の、しかし、相対的に簡単な変化
を伴った図であり、どのような長さのセグメントが、途
切れる再生を引き起こし得るのかを示す。

図６は、我々の発明のインターリーブ方法を示す。方
法において、２つの共通セグメント（Ｃ）の間の、セグ
メントＡ内とセグメントＢ内とには、十分なプログラム
素材データが存在する。

図７は、図６の拡張であり、しかし、２つのセグメン
トのうちの１つが、必要なインターリーブを許可するの
に十分な素材データを持たないときにおける、我々の発
明のインターリーブ方法を示す。

図８は、図７のパターンのさらなる拡張であり、他の
冗長的にコード化された共通素材データをジャンプする
ことを許可するために、共通素材データが冗長的にコー
ド化される極端な場合を示す。

図９は、我々の発明のインターリーブ方法のさらなる
拡張を示し、共通セグメント内の全ての共通素材データ
が、２つの異なるバージョンを示すデータブロック内に
おいて、冗長的にコード化される極端な場合を示す。

図10は、本発明の方法を示すフローチャート内で使用
される用語αおよびβ（α）によって示されるブロック
セグメントを示す。

図11Aおよび図11Bは、変数αおよびβ（α）の間にお
ける２つの交互の算術的な関係を示す。

図12は、本発明の方法を実行できるシステムを示し、
さらに、以下に詳しく記載されるいくつかのリストおよ
び原典素材データ（source material）を示す。

図13Aおよび図13Bは、同じ素材データの２つのバージ
ョンの途切れのない再生を達成するために、共通素材デ
ータを冗長的にコード化するための好ましい方法を示
す。

本発明の説明的な実施形態の詳細な説明 本発明によって取り組まれる問題 図１は、同じプログラム素材データの２つの異なるバ
ージョンのうちから選択された１つのバージョンが再生
されるべき時に、再生されなくてはならない連続的なプ
ログラムセグメントを示す。図示するように、５つの共
通セグメント（Ｃ）があり、その全ては、バージョンＡ
とバージョンＢのどちらが選択されたとしても、再生さ
れなくてはならない。「バージョンＡ」と表示された上
の列は、バージョンＡに特有の３つのセグメントを示
す。このバージョンのシーケンスで再生されるセグメン
トは、「CACACCAC」である。一方、バージョンＢは、
「バージョンＢ」と表示された列で示されるように、異
なる特有のセグメントの再生を要求する。この場合、正
確なシーケンスは、「CBCCBCBC」である。両方の場合に
おいて、矢印は、セグメントからセグメントへの流れを
示す。セグメントＣは両バージョンに対して共通であ
る。２つの異なるバージョンに対して要求されること
は、記憶量を大きく減少させるコモンセクションの使用
である。

図１において、３つの列には、様々なセグメント（そ
のそれぞれは、多くの連続したデータブロックによって
表される）が示されるが、典型的には、全てのセグメン
トは、光学ディスクあるいは他の同等の記憶媒体の単一
のトラックに記録される。分かりやすくするために、セ
グメント即ちデータブロックは、図１では、このように
示されているが、並列には記憶されていない。故に、図
１の左端と右端とで示されるように、２つの連続したセ
グメントＣの間に、セグメントＡとセグメントＢとが交
互に存在する場合、２つのセグメントＣの間にセグメン
トＡとセグメントＢとの両方を記憶する必要がある。バ
ージョンＢが再生されているときに、データブロックＡ
がスキップされ、バージョンＡが再生されているとき
に、バージョンＢのデータブロックがスキップされるな
らば、セグメントＡあるいはセグメントＢのいずれか
が、始めに記憶され得る。これは、上記'565特許の図7B
のコピーである図2Bに、さらに明瞭に示されている。

図2Bは、ＡあるいはＢあるいはＣと表示されている連
続したデータブロックを有するトラックの一部を示す。
実際には、連続した同じタイプの数千のデータブロック
が存在し、ディスク上の大部分のデータブロックはＣタ
イプである、ということが理解される。しかしながら、
要求されていないデータブロックをシステムがジャンプ
する方法を図示するために、図2Bは、多くともたった２
つの同じタイプのブロックを、連続して示す。図2Bには
２つのシーケンスが示されており、上段のシーケンス
は、バージョンＢの再生についてであり、下段のシーケ
ンスは、バージョンＡの再生についてである。もし、選
択されたのがバージョンＢであり、そして、左側のブロ
ックＢが再生されていると仮定すると、４番目のブロッ
ク、即ちブロックＢ、へ行くためには、次の２つのブロ
ックＡはジャンプされなくてはならない、ということは
明白である。４番目のブロックが再生された後、次のブ
ロックＡは、ジャンプされなくてはならない。そして、
２つの共通ブロックＣが再生され、その後に、ブロック
Ａを越えて他のブロックＣへ、ジャンプが行われる。そ
して、次のブロック、即ちブロックＢが再生され、その
後、ブロックB,C,Bが続く。最後に、ブロックＡを越え
て、図2Bに示される最後のブロック、即ちブロックＣ
へ、ジャンプが行われる。

一方、もし、バージョンＡが再生されているならば、
２つの連続したブロックＡが再生される。そして、ブロ
ックＢを越えるジャンプがあり、次の５つのブロック、
即ちACCACが再生される。次に、２つのブロックＢを越
えてブロックＣへのジャンプがあり、そして、最後に、
他のブロックＢを越えて、ブロックＡ、および、それに
続くブロックＣへのジャンプがある。明らかになるパタ
ーンは、あるブロックから他のブロックへの３種類の遷
移がある、ということである。第１に、先行するブロッ
クの再生に即座に続くブロックの再生がある。図2Bに
は、この７つの例、即ちAA,BB,CC,CA,CB,AC,BCが示され
る。２つのバージョンに特有のブロックは、同じディス
クの再生中に、決して読み出されることはなく、連続し
て読み出される可能性はさらにないので、排斥される２
つの可能性は、ABとBAである。ブロックからブロックへ
の７種類の遷移がある一方、実際には、丁度３つの基礎
的な動作がある。第１は、任意のタイプのあるブロック
から、同じタイプの次に隣接するブロックへ行くこと。
第２は、ＡからＡかＣへのジャンプ、あるいは、Ｂから
ＢかＣへのジャンプ。第３は、ブロックＣから隣接する
ＡかＢあるいはもっと離れているＢかＡへの分岐。大抵
の遷移は、第１のタイプである。Ａの後にＢが続くとき
に、（この２つのブロックは、決して、連続して再生さ
れることはない）、第２のタイプは起こる。そのＡか
ら、他のＡあるいはＣへ、ジャンプが行われる。同様の
ことは、Ｂにも適用される。この場合、Ｂの後にはＡが
続く。もはや再生されるべきいかなる共通素材データも
存在せず、かつ、あるバージョンあるいは他のバージョ
ンへ、切り換えが行われなくてはならないとき、ブロッ
クＣの再生の終了時に、第３のタイプは起こる。もし、
次のブロックが、選択されたバージョンの一部ならば、
次のブロックは再生される。あるいは、もし、分岐が、
他のバージョン内のブロックへのものならば、いくつか
のブロックは、ジャンプされなくてはならない。

図2Aは、あるブロックから他のブロックへ、遷移がど
のようにしていつ行われるのかを定義する状態図を示
す。全てのデータブロックは、２ビットのポインタフラ
グを具備し、その後に、20ビットのポインタを具備する
フィールドが続く。（ポインタが存在するとき、ポイン
タは、常に、他のデータブロックの連続したブロック番
号を指し示す。）図2A内に与えられたコードを参照する
と、もし、２ビットのポインタフラグが“00"ならば、
それは、処理が次のブロックで継続するべきことを示し
ている。この場合、ポインタは必要ない。もし、２ビッ
トのポインタフラグがコード01ならば、それは、いくら
か離れて、同じバージョン内のブロックへ、あるいは、
いくらか離れて、ブロックＣへ、ジャンプが行われるべ
きことを示している。どちらの場合でも、ポインタは必
要である。

コード10および11は、分岐が、共通ブロックＣから行
われるべき時に、使用される。次のブロックがＡである
かＢであるかによって、いずれかのコードが使用され
る。もし、Ｃの後のブロックがＡならば、コード10が使
用され、かつ、ポインタは、もっと離れたＢかＣを指
す。もし、コードが11ならば、それは、次のブロックが
Ｂであり、かつ、ポインタは、トラックに沿って離れた
ＡかＣを指している、ことを意味している。オペレーテ
ィングシステムは、どのバージョンが再生されているの
かを認識している。もし、バージョンＡが再生されてお
り、かつ、現在のブロックがポインタフラグ10を有して
いるならば、それは、次のブロック、即ちＡが、現在の
ブロックの後に再生されるべきことを意味している。ポ
インタは必要ない。バージョンＢが再生されている場合
には、ポインタが必要である。この場合、次のブロック
はブロックＡであるので、ブロックＡは再生されない。
再生装置は、ポインタによって識別されるブロック（他
のブロックＣ、あるいは、再生されているバージョンＢ
に特有のブロックＢ）へジャンプする。

同様に、もし、バージョンＡが再生されており、か
つ、現在のブロックがブロックＣであり、ポインタフラ
グがコード11であるならば、それは、次のブロックがブ
ロックＢであることを意味している。バージョンＡが再
生されているので、次のブロックは、現在のブロックの
後に、再生されるべきでない。代わりに、ポインタによ
って識別されるブロックＡあるいはブロックＣへ、ジャ
ンプが行われる。一方、もし、バージョンＢが再生され
ているならば、システムは、単に、次のブロックへ続
く。図2Aの説明は、ポインタフラグ10および11が、ブロ
ックＣ内で発見されたとき、ポインタが使用されるか否
かを示す。10（Ｐ）は、ポインタが使用されるべきこと
を示す。10［Ｐ］は、ポインタが無視されるべきことを
示す。次のブロックがブロックＡであるとき、コード10
がブロックＣに対して使用される、ということが思い出
される。もし、バージョンＡが再生されているならば、
ポインタは必要ない。そのような理由により、ブロック
Ｃから、次に続くブロック、即ちブロックＡへの遷移
は、記号10［Ｐ］によって示される。一方、もし、バー
ジョンＢが再生されているならば、次のブロックはブロ
ックＡなので、ブロックＡは、現在のブロックＣの後に
は、再生されない。代わりに、ポインタによって識別さ
れるブロックへのジャンプがなされなくてはならず、故
に、10（Ｐ）、即ち、ブロックＡまたは他のブロックＣ
のいずれかを指し示すポインタが使用される。同じこと
が、11（Ｐ）および11［Ｐ］に対しても適用される。両
者の場合、再生されるのはブロックＣであり、かつ、次
のブロックは、ブロックＢである。もし、バージョンＡ
が再生されているならば、次のブロックは再生されるべ
きではない。故に、記号11（Ｐ）は、状態遷移を示すた
めに、要求される。一方、もし、バージョンＢが再生さ
れているならば、再生されるべきブロックは、続くブロ
ックＢであり、故に、記号11［Ｐ］が適切である。

４つのコードが、（Ｐ）および［Ｐ］の使用法ととも
に、図2Bに示されている。「再生Ｂ」の遷移シーケンス
を参照すると、最初の遷移は01（Ｐ）である。コード01
は、あるバージョンのブロックから、同じバージョンの
ブロック、あるいは、共通ブロックへのジャンプを示
し、かつ、ポインタが要求される、ということが思い出
される。最初の遷移は01（Ｐ）、即ち、ブロックＢから
他のブロックＢへのジャンプである。「再生Ｂ」ライン
上の次の遷移は、10（Ｐ）、即ち、ブロックＢからブロ
ックＣへのジャンプである。次は、全ての中で最も多い
共通遷移、即ち00の例であり、これは、現在のブロック
の後における次のブロックの秩序ある再生である。

「再生Ｂ」ラインにおける第４番目の遷移は、記号10
（Ｐ）によって示される。コード10は、図2Bに一例が示
されるように、次のブロックがブロックＡであるときに
おける、ブロックＣからの分岐を示す。このような場
合、図2Aに示されるように、もし、再生されているのが
バージョンＢであるならば、ジャンプは、ポインタによ
って識別されるブロック（この場合、次のブロックＣ）
へ行われる。

コード11は、次のブロックがブロックＢであるとき
に、ブロックＣからの分岐を識別するために、使用され
る。もし、バージョンＢが再生されているならば、この
場合、次のブロックは再生されるべきであるので、ポイ
ンタは必要ない。そのような理由により、次のコードは
11［Ｐ］である。隣接するブロックへの明白な遷移を示
す２つのコード00が続く。そして、コード11［Ｐ］が続
き、ブロックＣに連続するブロック（ブロックＢ）への
分岐が行われる。最後に、このブロックＢから、次のブ
ロックＡを越えて、ブロックＣへ、ジャンプが行われ
る。これは、コード01（Ｐ）を必要とする。コードは、
いずれかのバージョンのブロックから、同じバージョン
のブロック、あるいは、共通ブロックへジャンプするた
めに使用される。

図2Bにおける「再生Ａ」のシーケンスは、再生されて
いるのがバージョンＡであることを仮定している。最初
の４つのコードは、隣接するブロックへの遷移、あるい
は、あるバージョンのブロックから同じバージョンのブ
ロックへのジャンプを示している。次のコード、10
［Ｐ］は、ブロックＣから隣接するブロックＡへの分岐
を示すために使用される。バージョンＡが再生されてい
るので、ポインタは使用されない。そして、次のブロッ
クはブロックＡであるので、コード10が使用される。次
のコード00は、ブロックＡに連続するブロックＣへの遷
移を示す。

次は、ブロックＣから他のブロックＣへのジャンプで
あり、２つのブロックＢをスキップする。コード11は、
ブロックＢがブロックＣに続くときに、使用されるコー
ドであるので、コード11が使用される。使用される記号
は11（Ｐ）であり、11［Ｐ］ではない。なぜならば、ポ
インタは、あるブロックＣからもっと離れたブロックＣ
へ行くときに、要求されるからである。同様に、ブロッ
クＣからもっと離れたブロックＡへの分岐を示すため
に、次のコードは再びコード11（Ｐ）である。図2Bのシ
ーケンスは、ブロックＡから、次のブロック（ブロック
Ｃ）への遷移で終了する。この遷移には、コード00が使
用される。

図2Aの状態図は、全ての可能性を要約している。第１
に、ブロックＡが処理されている状態、即ち、左上にお
いて、その中にＡを伴う円によって示されている状態を
考える。もし、次のブロックがまたブロックＡならば
（これは、ブロックＡからブロックＡへ戻る遷移で示さ
れる）、ブロックＡ内の２ビットのポインタフラグは00
である。一方、もし、次のブロックがブロックＢなら
ば、ブロックＢは明らかに再生されるべきではない。ブ
ロックＡから、ブロックＢを越えて、他のブロックＡあ
るいはブロックＣへのジャンプがなくてはならない。い
ずれの場合でも、コードは10（Ｐ）である。図は、ブロ
ックＢを越えた（他のブロックＡへの）ジャンプと、ブ
ロックＢを越えたブロックＣへのジャンプとを示す。も
し、次のブロックがブロックＣならば、ブロックＡから
の唯一の他の遷移は、次のブロックへの遷移である。こ
れは、コード00によって示されている。

状態Ｂに対して、４つの同様な遷移が示されている。
すなわち、バージョンＢ内のデータブロックが読まれて
いるときである。もし、次のブロックがブロックＢある
いはブロックＣならば、コード00が使用される。次のブ
ロックがブロックＡであるとき、コード01（Ｐ）が使用
される。そして、システムが他のブロックＢあるいはブ
ロックＣを次に読めるように、ブロックＡはジャンプさ
れる。

ブロックＣからの遷移は、ブロックＡおよびブロック
Ｂのそれぞれに対するようなたった４つの遷移よりも多
く、７つもあるので、さらに複雑である。もし、次のブ
ロックがまたブロックＣならば、コードは単に00であ
り、次のブロックを読む。もし、次のブロックがブロッ
クＡであり、かつ、他のブロックＣへジャンプが行われ
るならば、コード10（Ｐ）は、ブロックＡを越えるジャ
ンプを制御する。同様に、コード11（Ｐ）は、ブロック
Ｂを越える、他のブロックＣへのジャンプを制御する。
ブロックＣからの分岐を制御するために、２つのコード
が使用され、かつ、分岐は、次のブロックがブロックＡ
であるかブロックＢであるかに依存する、ということが
思い出される。いずれの場合でも、もし、次のブロック
が読み出されるべきでないならば、その読み出されるべ
きでないブロック（そして、そのような各ブロック）を
越えて、次のブロックＣへジャンプが行われなくてはな
らない。

しかしながら、ブロックＣを読んだ後、ブロックＡあ
るいはブロックＢを読むことも有り得る。ブロックＡを
読むためには、コード11（Ｐ）あるいは10［Ｐ］のうち
の１つが使用される。コード11は、次のブロックがブロ
ックＢであるときに使用され、その場合、ポインタが必
要となる。コード10は、次のブロックがブロックＡであ
るときに使用され、その場合、ポインタは使用されな
い。同様に、ブロックＢを次に読むためには、コード10
（Ｐ）あるいは11［Ｐ］のいずれかが使用される。前者
は、ディスク上の次のブロックがブロックＡであるとき
に、使用され、そして、このブロックはジャンプされな
くてはならないので、ポインタが必要となる。一方、次
のブロックがブロックＢならば、コード11は、システム
に対して、次のブロックへ進み、そして、その際に、ポ
インタは不要なので、ポインタを無視するよう伝える。

たぶん、認識すべき最も重要な点は、図からは明らか
でない点である。それは、大部分のブロックが、ポイン
タフラグ00を具備し、かつ、ポインタを具備しない、と
いうことである。（コード00は、続くポインタフィール
ドを有しない唯一のコードである。）その理由は、一
度、いずれかのバージョンのフレームが表示されると、
あるいは、一度、共通素材データのフレームが表示され
ると、次のフレームが同じタイプのフレームであること
が、最もありがちだからである。従って、コード00は、
単独で、仕事を行う。最終的な結果は、同じ動画の２つ
のバージョンは、（もし、親がロックするのであれ
ば、）ユーザーが、そのいずれかの再生を選択すること
ができるように、ディスク上に記憶され得る、というこ
とである。そして、ディスクの全容量うちの小さな断片
だけが、あるブロックから、その後に読まれるべき次の
ブロックへの遷移を制御するハウスキーピングビットに
よって浪費される。これは、処理においてビットを不当
に浪費することなく、最大の融通性と可能な限り多くの
選択枝とを供給するという基本的な設計の考え方と一致
している。

本発明は、あるタイプのデータブロックから、他のタ
イプのデータブロックへジャンプするために要求される
コードおよびポインタには関係しない。必要なポインタ
は、データブロック内、あるいは、どこかに記憶された
適切なテーブル内に配置されている、ということが仮定
されている。本発明は、ＡタイプあるいはＢタイプのデ
ータブロックが、ディスク上に、どのようにして配置
（即ち、フォーマット）されているのかに関する。先の
特許では、プログラム素材データが見られたり聞かれた
りされている時に、何等障害なしに、あるデータブロッ
クから他のデータブロックへジャンプすることが、常に
可能である、ということが仮定されている。しかしなが
ら、途切れのない再生が常に可能であるわけではない、
ということが判る。この理由を理解するためには、典型
的な再生装置の構成要素を参照しなければならない。図
３の再生装置は、先の特許の図２の再生装置と同じもの
である。

本再生装置を十分な記載とするために、'565特許が本
明細書に組み込まれるべきである。データブロックから
読まれた情報が、個々のバッファ53,55,57,59内に配置
されることを理解することは、この点において十分であ
る。情報は、情報が表示あるいは音声のために実際に処
理されるときに、バッファから読み出される。全てのバ
ッファ内に、プログラム素材データの供給の継続を可能
とするのに十分なデータがあるので、ジャンプの発生中
に、読み出しヘッドがいかなるデータも読んでいなくと
も、データブロックＡあるいはデータブロックＢを越え
たジャンプが可能である。全てのバッファが空になる前
に、ジャンプが終了し、かつ、読み出しヘッドが適当な
トラック位置に定置しさえすれば、途切れのない再生が
可能となる。

図４は、何等問題のない途切れのない再生のための２
つの簡単な場合を示す。片方の場合には、２つの共通セ
グメントの間に、再生されるべきセグメントＡ（１つあ
るいは２以上のデータブロック）があり、セグメントＢ
はない。これは、バージョンＡを再生するためには、デ
ータブロックの３つのグループが連続して次々に再生さ
れることを意味している。（いずれの図においても、A,
B,Cと表示された四角形は、文脈に応じて、実際の符号
化を参照しないプログラム素材データセグメント、ある
いは、特定のタイプの単一のデータブロック、あるい
は、特定のタイプの１つのグループの連続したデータブ
ロックを示す。）バージョンＢを再生するためには、デ
ータブロックＡを越えて、ジャンプが行われる。データ
ブロックＡが短いならば、読み出しヘッドが、最初のブ
ロックＣを離れ、２番目のブロックへ入る時間まで、バ
ッファは空にならない。図４の右側の図は、２つの異な
るセグメントのうちの１つが、処理中のバージョンに応
じて、再生されなくてはならないときにおける、トラッ
クの配置を示す。２つのグループのデータブロック、即
ちブロックＡおよびブロックＢは、２つの共通ブロック
の間に、連続して記憶される。再生されているバージョ
ンに応じて、データブロックＡがスキップされるか、あ
るいは、データブロックＢがスキップされる。再び、各
シーケンスが短いならば、途切れのない再生を達成する
のに、何等問題はない。

問題は、図５に示される２つの場合において発生す
る。図４の比較されるケース間の唯一の差異は、図５で
は、第１の場合ではセグメントＡが、そして、第２の場
合ではセグメントＡおよびセグメントＢが、図４の各セ
グメントよりも長い、ということである。バッファを空
にすることなく、そのような長いセグメントを越えてジ
ャンプすることは、不可能である。どのくらい長いセグ
メントが、再生が妨害されることなく、実際にジャンプ
され得るかは、機械的な制約と使用されているバッファ
管理システムとに依存する。本発明の理解のためには、
再生結果において、妨害なしに、ジャンプされ得るいく
つかの最大長のセグメントがあるということを理解する
必要がある。その値は、再生装置に、必然的に依存す
る。そして、ディスクは、再生装置のためにフォーマッ
トされるべきである。本発明は、以下に定義されるよう
に、そのような最大長が存在すると、仮定する。そし
て、本発明の方法は、その値の使用を限定する。

途切れのない再生を達成するための方法 多くの場合において、図６に示される技術は、それだ
けでは十分でない、ということが明らかであるが、途切
れのない再生を達成するための基礎的なアプローチは、
図６に示されている。本方法は、２つの連続した共通ブ
ロックの間にある（プログラム素材データあるいはデー
タブロックとして考えられ得る）素材データＡおよび素
材データＢを、より小さなインターリーブされたセクシ
ョンに刻むことである。この方法では、１つあるいは２
以上のバッファが空になるほど長いセクションを越えて
ジャンプすることは決して必要ではない。

図６の上段部分は、A,B,Cの３つのトラックを示す。
もちろん、ディスク上には、１つのトラックのみがあ
る。故に、図６の上段部分に示されたものは、時系列図
として扱われるべきである。バージョンＡの再生時に
は、１番目のブロックＣが再生され、ブロックＡが再生
され、最後に、２番目のブロックＣが再生される。同様
に、バージョンＢの再生時には、１番目のブロックＣが
再生され、ブロックＢが再生され、最後に、２番目のブ
ロックＣが再生される。しかしながら、単一のトラック
内に記録されるものは、シーケンスCABCではない。代わ
りに、セグメントＡおよびセグメントＢは、多くの小さ
なセグメントに分割される。これは、図６において、矢
印によって示される。２つのブロックＣが連続的に配置
され、それらの間に、多くのブロックＡおよびブロック
Ｂが交互に存在し得る。図６の中段部分は、上段に示さ
れた図と比較され得る時系列図である。しかし、中段部
分では、バージョンＡおよびバージョンＢに特有の素材
データが、より小さなセグメントに分割されて、インタ
ーリーブされることが、示されている。最終的なトラッ
クの配置は、図の下段に示されている。そして、２つの
ブロックＣの間に、いくつかのデータブロックＡおよび
データブロックＢが交互に存在することは、明らかであ
る。（再び、上記記載において、個々の「ブロック」が
参照される一方、記載は、多数のデータブロックに同様
に適用される、ということは理解されるべきである。刻
まれた各々のブロックＡおよびブロックＢでさえ、多数
のデータブロックであり得る。重要なことは、各々の
「四角形」ＡおよびＢは、十分に小さな量の情報を含ん
でいる。情報の量は、どのようなデータブロック、イン
チ、秒、あるいは、他の便利なパラメータを単位として
測定されていても、バッファ内のデータがなくなること
によって生じる再生時の明白な妨害を伴うことなく、ブ
ロックを越えたジャンプを許可するのに十分な量であ
る、ということである。） セグメントＢは、セグメントＡよりも、わずかに長
い。これは、バージョンＢの素材データの小さな断片が
残ることを意味している。その小さなセクションは、単
に、４つのブロックＡの後のトラックに配置される。故
に、５つの「小さな」ブロックＢと、４つの「小さな」
ブロックＡが存在する。４つのブロックＡが５つのブロ
ックＢにインターリーブされ得るようにするために、ト
ラックに配置される最初のブロックはブロックＢであ
る。

図６の単純なアプローチにおける明白な問題は、２つ
の共通ブロックの間に、バージョンＡのセグメントとバ
ージョンＢのセグメントとの両方があるわけではない、
ということである。もし、セグメントＡのみがあるなら
ば、セグメントＡが切り刻まれた後に、ブロックＡの間
に散在させるべき素材データＢがない。反対に、もし、
素材データＢのみがあり、それが長いならば、バージョ
ンＡが再生され、かつ、素材データＢがスキップされて
いるときに、バッファが補充され得るように、バージョ
ンＡのブロックで素材データＢを分断する明白な方法が
ない。その問題に対する解決は、図７に示されており、
図は、我々の発明の基本的な方法を示す。

ここで示されているものは、セグメントＡよりも長い
セグメントＢである。明らかに、図６に示される技術
は、片方が、他方よりも、重大に長くない限り、セグメ
ントＡとセグメントＢが等しくない長さであっても、満
足に動作する。図７のブロックの長さは、大きさを測る
ために描かれたものではない。そして、図において典型
的な単位を示すつもりはない。その理由は、あるタイプ
の非常に短いセグメントは、他のタイプのセグメントを
越える非常に長いジャンプを許可するのに十分なデータ
を、バッファに供給し、そして、このことを、図面にお
いて、実際的な方法で、図示する方法はない、からであ
る。故に、いくつかの図を見るとき、関連する期間にお
いてさえ、ブロックの長さは「実際のもの」ではない、
ということが理解されなくてはならない。

図７に示されるように、セグメントＡは、４つのブロ
ックに分割され、それらは、より長いセグメントＢから
生じた４つの比較され得るブロックとの間に、インター
リーブされる。しかし、図６に示すように、セグメント
Ａよりもほんの少しだけ長いセグメントＢの代わりに、
最後のブロックＡに続く「残された」素材データＢを有
するので、図７の場合において、素材データＢはさらに
長い。５番目のブロックＢは、トラック上において、４
つのブロックＡの後に配置される。このブロックは、図
では、B5と表示されている。全てのブロックができるだ
け長いと仮定される。言い換えれば、これより長いブロ
ックの場合には、再生が途切れてしまう、という意味に
おいて、図６および図７に示された全てのブロックは、
最大長である。図に示すように、素材データＢが、あと
少しだけ残っている。しかし、それは、ブロックB5の一
部としては記憶され得ない。なぜならば、ブロックB5の
一部として記憶することは、１つあるいは２以上のバッ
ファ内のデータがなくなる可能性がある場合にはジャン
プされ得ない長さになるからである。

セグメントＢに残っている素材データは、ブロックB6
によって示されるように、トラック内に配置される。し
かし、バージョンＡが再生されているときに、ブロック
B6が、ブロックB5の後に、スキップされるためには、ブ
ロックB5とB6との間のブロックＡ内に記憶されたＡタイ
プの素材データがいくつか存在しなくてはならない。こ
の素材データは、ブロックB6を越えるジャンプの前に、
バッファを補充するために、読み出しヘッドが読むのに
必要である。問題は、素材データＡは、インターリーブ
されたシーケンスの始まりにおいて、４つのブロックを
配置するのに、全て使用されてしまったので、素材デー
タＡは残っていない、ということである。

この理由により、バージョンＡの再生中の読み出しの
ために、ブロックB5とB6との間に配置されたものは、図
の右側の共通素材データの始まりから得られた素材デー
タC1のブロックである。この共通素材データは、両バー
ジョンの再生中に、読まれなくてはならない。そのた
め、共通素材データの前のブロックＡが実際に到達した
後に、それを繰り上げ、それを配置するのに問題はな
い。共通素材データが到達する前にバージョンＡが再生
されているとき、素材データは、読み出しヘッドによっ
て、単に、拾い上げられる。

しかしながら、もし、共通素材データC1が繰り上げら
れ、ブロックB5とB6との間に配置され、共通セグメント
が到達する前に、バージョンＡの再生中に、この素材デ
ータが読まれたとしても、それは、同じ素材データの２
重の再生となるので、セグメントＣ内において、それは
再び読み出されるべきではない。故に、素材データC1は
共通素材データから削除されなくてはならない。しか
し、もし、それが共通素材データから削除されたとして
も、バージョンＢは、全ての共通素材データが読まれる
ことをいまだ要求しているので、バージョンＢが再生さ
れているとき、それは読まれない。この解決は、C1を示
す素材データを取り出し、それを、丁度１回ではなく、
２回繰り上げることである。素材データは、丁度述べた
ように、バージョンＡの再生中に読まれるブロックシー
ケンス内に配置され、バージョンＢに特有のブロックシ
ーケンス内にも配置される。そのような理由により、ブ
ロックC1は、バージョンＢに対して特有のデータブロッ
クシーケンス内において、ブロックB6の後、直ちに示さ
れる。この方法では、素材データC1は、シーケンスＡに
特有の一部として、かつ、シーケンスＢに特有の一部と
して、読まれる。それは、両方の特有のシーケンス内で
読まれるので、もはや、ディスク上にフォーマットされ
た共通素材データ内に、それを含む必要はない。この理
由により、図７の下段右に示されるように、図示された
全般的なトラックセグメントの最後の部分は、共通素材
データの「剰余」（C1を除いた元のセグメントＣ）であ
る。

ある意味では、本発明は、「（水面に浮かんだ）すい
れんの葉」を導くこととして考えられ得る。読み出しヘ
ッドは、すいれんの葉の上に「着地」でき、しかし、次
のすいれんの葉へのジャンプの開始時に、直ちに離れ
る。ブロックシーケンスＡ内のブロックC1は、そのよう
なすいれんの葉である。それは、バージョンＢ内の続く
ブロックを越えるジャンプを許可するために、十分なデ
ータをバッファに供給しなくてはならないために、非常
に短くなければならない。各すいれんの葉は、できるだ
け短くあるべきである。なぜならば、それは、次の共通
素材データから「借りられ」、共通素材データから削除
されるので、他のバージョンに特有の素材データ内にお
いて、２重でなければならず、そして、冗長性を最小に
保持することが望まれるからである。

図７における根本的な仮定は、ブロックB6に続くバー
ジョンＢに特有の素材データに追加された素材データC1
は非常に短いので、ブロックB6とブロックC1とが一緒に
なったものは最大ブロック長を越えない、ということで
ある。もし越えると、最大ブロック長は、バージョンＡ
が再生されており、かつ、読み出しヘッドがブロックB
6,C1を越えてジャンプするときに、途切れのないジャン
プを妨害する。図８は、セグメントＢは、セグメントＡ
よりも非常に長いので、素材データの多くの断片が、バ
ージョンＡに特有のブロックシーケンス内のすいれんの
葉として動作するために、繰り上げられなくてはならな
い場合（図７の「継続」）を示す。同様に、これは、断
片がバージョンＢに特有のブロック内に含まれなければ
ならないことを、意味している。共通素材データは常に
繰り上げられるので、それは、必然的に、冗長な記録と
なる。図７においてブロックB5の後に残るものは、図８
においては非常に長いので、結果として生じた素材デー
タＢは、全ての繰り上げられたブロックＣを伴って、最
大長を越える。

状況を見る他の方法は、図７において、ブロックB6が
バージョンＢに特有の素材データの終端にあり、ブロッ
クC1がそれに付加され得る一方、このことは、図８の場
合には、可能ではない、ということである。セグメント
Ｂは非常に長いので、最大サイズのブロックB6が、丁
度、バージョンＢの素材データに対して、要求される。
（B7およびB8を含む）全てのセグメントＢの素材データ
は、共通素材データの前に、再生されなくてはならない
ので、ブロックC1をブロックB6の終端に付加することは
不可能である。そして、一旦、ブロックB6が、最終トラ
ックに記録されたならば、他のすいれんの葉が、バージ
ョンＡの再生のために要求される。このすいれんの葉
は、C2として示される。そして、それは、ブロックB6の
直後の最終トラックに配置される。バージョンＢに特有
のセグメントの次の部分は、B7として示される。そし
て、この素材データは、すいれんの葉C2の直後の最終ト
ラックに記録される。なお、共通素材データから生じた
他のすいれんの葉C3は、素材データＢの最後の部分、即
ち、ブロックB8が配置される前に、要求される。

上述したように、共通素材データから繰り上げられ、
かつ、バージョンＡに特有のデータブロックで使用され
るどのような素材データも、また、バージョンＢに特有
のデータブロックに記録されなくてはならない。バージ
ョンＢが再生されているとき、素材データC1は、素材デ
ータB8の直後に来なくてはならない。これは図８に示さ
れている。同様に、C2はC1の次に来なくてはならない。
そして、途切れのない再生を許す最大長よりも大きい結
合ブロックを与えるので、C2がB8およびC1を含むブロッ
クに付加され得ない、ということを除いて、C2はB8およ
びC1を含むデータブロックの一部であり得る。素材デー
タC2（およびC3）をバージョンＢに特有のブロック内に
置くために、バージョンＡに特有の素材データ、即ち、
共通素材データから再度得られた素材データ内に４番目
のすいれんの葉を導くことは、実際に必要である。これ
は、小さなブロックC4によって示される。しかし、C4は
共通素材データから繰り上げられるので、バージョンＢ
に対する最後のデータブロックは、C2およびC3に続くC4
を含む。最後に、ブロックC1〜C4を失った共通素材デー
タは、両バージョンの再生中に、読み出しのために記録
される。

図８のシーケンスに関して興味あることは、丁度、バ
ージョンＢに特有の素材データ内に、共通素材データC2
およびC3を記録し得るために、バージョンＡに対するシ
ーケンス内に、最後のすいれんの葉を具備することが必
要なので、共通素材データC4は、特有のデータブロック
シーケンスにおいて、２回記録される、ということであ
る。しかし、本発明の方法は、共通素材データが、共通
セグメントから得られ、２つの特有のバージョンに複製
される理由には関しない。本システムは、他のジャンプ
を可能とするすいれんの葉を置くために、素材データが
要求されるときはいつでも、単に、素材データを繰り上
げる。そして、あるバージョンについて記録されたもの
は全て、他のバージョンについても記録されなくてはな
らない。

考慮すべき最後の場合は、図９に示されている場合で
ある。図８において、２つのバージョンの片方あるいは
両方のすいれんの葉として動作するために、繰り上げら
れ得る未限定の共通素材データがあると仮定する。図８
におけるそのような最後のセグメントは、C4である。し
かし、図９の例において、共通素材データは非常に短
く、セグメントC4はデータブロックに要求される最小長
とさえ等しくない。故に、（途切れのないジャンプがな
されない長さを越える長さである）最大長に対する参照
が行われる一方、最小長も存在する。ジャンプがなされ
る前に、少なくとも部分的にバッファに詰め込むため
に、データブロックのシーケンス内のデータに対して、
いくらかの有限の時間あるいは長さが、許可されなくて
はならない。［実際の実行において、非常に小さい長さ
がジャンプを許可する。しかし、ジャンプは、非常に小
さいので、実際的ではない。以下に述べられている図示
されたフローチャートでは、たとえ、それが、使用され
得る絶対の最小値でないとしても、「剰余」C4を判断す
るために使用される最小長は、αoptとして定義される
ものである。］もし、データブロックが、すいれんの葉
として動作するならば、データブロックを非常に短く置
くことは、可能ではない。従って、もし、残った素材デ
ータC4が、非常に短いために、バージョンＡに対する自
己包含データブロックとして機能することはできないな
らば、他のものは、素材データC4と共になされなくては
ならない。そして、要求されたすいれんの葉の素材デー
タが、どこからか来なくてはならない。なされたもの
は、図９に示されている。

最後の断片である素材データC4の共通セグメントに続
いて、（データを持たない）他のセグメントＡと、（た
とえ、セグメントＡおよびセグメントＢの内の少なくと
も１つがデータを持つとしても、データを持たない）他
のセグメントＢと、続くセグメントＣとがある。最初の
共通ブロックのうちの残った断片C4は、特有のシーケン
スＡおよびＢの両方に、転換される。そして、次の共通
素材データは、要求される全ての他のすいれんの葉に対
する原典（source）として使用される。

図９を参照すると、進行中のシーケンスは、（図８に
例を示すように、）素材データＡを全く残さない。素材
データＣは、バージョンＡに対するデータブロックにお
いて、要求される各すいれんの葉のために使用されてい
る、ということが思い出される。そこで、両バージョン
に共通の残った素材データC4は、次の素材データＡの前
に再生されなくてはならないので、素材データC4は、単
に、次の素材データＡの始めに追加される。これは、図
９の下段に示されており、図では、C4は次の素材データ
Ａの前に置かれている。（図９に示されたものは、最後
の３つのセグメントA,B,Cが、どのようにして、ディス
ク上に置かれるのかではなく、むしろ、図６〜図８のイ
ンターリーブ方法が次に使用される前に、最後の３つの
セグメントA,B,Cが、どのようにして、組み替えられる
のかである。） 同じ素材データC4は、同様に、次のセグメントＢの始
めに置かれない。この理由は、ディスク上に未だ配置さ
れていないいくつかの素材データＢが、処理されている
セグメント内にまだ存在する、ということである。処理
されなくてはならない素材データＢは、配置されている
セグメントＢの終端と、終端に続かなくてはならず、か
つ、未だ配置されていないブロックC1〜C3と、ブロック
C1〜C3の後に読まれなくてはならない小さな断片C4と、
最後に、次のセグメントＢとである。故に、システムが
「共に働かなくては」ならないものは、３つの新しい近
づくセグメント（その始まりにC4を有する次のセグメン
トＡと、B8を含みC1〜C4と次の完全なセグメントＢとが
続くセグメントＢと、続くセグメントＣと）である。実
際には、次の３つのセグメントは、素材データがディス
ク上に図９に示されるように配置される、という意味で
はなく、むしろ、これは、図６〜８に示されるタイプの
続いて起こる処理に対して利用可能な素材データであ
る、という意味において、再構築される。

要約すると、素材データC4は、非常に短いので、素材
データC4は、それだけでは、ディスク上に、構成され得
ない。現在のセグメント中の共通素材データは、ほとん
ど処理済みであり、バージョンＡに対して再生されなく
てはならない素材データを含むこの１つの最後の断片が
丁度あるので、それは、次のセグメントＡの始まりに属
する、ということは明白である。バージョンＢに関して
は、ブロックB8を処理することは、まだ、必要であり、
B8の後に、C1,C2,C3が続くべきことは、いつも決まって
いる。この理由により、図９に示されるように、バージ
ョンＢに対する新たな「供給」は、B8を含み、C1〜C4が
続き、そして、最後に次のセグメントＢが続く。図９が
示そうとしているものは、バージョンＡ（あるいは、場
合によっては、バージョンＢ）に特有のデータブロック
内への記録のために共通セグメントから繰り上げられた
全ての素材データは、他のバージョンに特有のデータブ
ロックシーケンス内への記録のために予約されなくては
ならないが、それは、そのバージョンのために残った素
材データが、より早く繰り上げられた共通データブロッ
クと同時に記録されるまで、記録され得ない、というこ
とである。

処理が続くと、遂には、図６に示されるタイプの記録
が可能であり、かつ、さらなる冗長性が導かれることの
ない点に到達する。これは、フローチャートが解析され
ると、明白である。

最適かつ最大のブロック長 トラックの構成化を実際に制御するステップを示すフ
ローチャートを処理する前に、図10に示される記号αお
よびβが、理解されなくてはならない。記号αは、すい
れんの葉と呼ばれたものを示す。記号βは、あるバージ
ョンにおいて、スキップされなくてはならないブロック
を示す。そして、（再生されているバージョン内の）ブ
ロックα内に含まれるデータを読み出すことによって、
読み出しヘッドがセクションβをスキップする際に、バ
ッファ内に、再生に利用可能な素材データが存在する。
（セグメントあるいはセクションは、１つあるいは多く
のブロックであるので、セグメントと、ブロックと、セ
クションという語句は、交換可能に使用される。）αお
よびβが、単に、２つの連続的な長さである一方、記号
β（α）は、βの最大長を示す。βは、長さαのブロッ
クを読み込んだ後に、βを越えて、途切れのないジャン
プがなされる値である。図11Aを参照すると、もし、関
係が線形であるならば、より多くのデータαを読み出し
た結果、バッファ内に、より多くの利用可能なデータが
存在するので、セクションαが長ければ長いほど、続く
セクションβも長くなり得る、ということが明白であ
る。しかしながら、αが大きくなっても、βは無限に大
きくはならない。それは、どれだけ多くのデータがバッ
ファ内に含まれ得るのかについて、限界があるからであ
る。一度バッファが満たされると、そのことは、ジャン
プされ得る最も長いセグメントβを決定する。そのた
め、図11Aでは、αがどんなに大きくなっても、β
（α）の最大値が存在する。一度バッファが満たされる
と、読み出しヘッドがセクションαを残す時間まで、途
切れのないジャンプの最大長は、バッファの容量によっ
て、決定される。

もし、αがセグメントＣから繰り上げられた冗長な素
材データであるならば、最大値β（α）、即ち、グラフ
の水平線に沿う縦座標値を生じるグラフの曲部での値を
越えて、αを増加させる理由は存在しない。β（α）の
最大値を生じるαの最も低い値は、αoptである。すい
れんの葉を含むバージョンが再生されているときに、続
くデータブロックを越えるジャンプを許可することが、
その唯一の目的であるすいれんの葉を生成するとき、α
optより長いすいれんの葉を使用する理由は存在しな
い。共通素材データから導かれた全てのすいれんの葉
は、冗長性を結果とし、冗長性は最小化されるべきであ
る。

β（α）の最大値は、実際には、αmaxとして示され
る。この理由は、もし、β（α）の最大値が、途切れの
ない再生のために、トラック上に記録され得る、最も長
いセグメントを示すならば、その同じ最大長は、２つの
連続的なセクションのどちらかに適用される、というこ
とである。インターリーブされたシーケンスでは、一方
のタイプの全てのデータブロックが、他方のタイプのデ
ータブロックに先立つ。そのため、各セクションは、α
とβの両方である。従って、ブロックシーケンスの最大
長は、αmaxとして参照され得る。即ち、長さがαmaxを
越える１つのバージョンに特有のデータブロックシーケ
ンスはない。

αとβとの間の線形関係を仮定すると、典型的な変換
特徴は、図11Aに示される。１つのデータブロック（あ
るいは、複数のデータブロック）の長さαが増加する
と、続くデータブロックを越えてジャンプされ得るデー
タブロックβ（α）の最大長も増加する。しかしなが
ら、全てのデータブロックは、長さが、αmaxで制限さ
れる。例えば、次の共通素材データの前に、トラック上
に配置されるべき素材データＢが、素材データＡより非
常に多く存在すると仮定する。そのような場合、インタ
ーリーブの目的は、小さなデータブロックＡと、大きな
データブロックＢとを持つことである。長さがαである
全ての小さなデータブロックＡは、より長いデータブロ
ックＢが記録されることを許可する。データブロックＢ
の長さはβ（α）である。各データブロックＡに対する
最適な長さは、最も大きな比率β（α）／αを与える長
さである。αの最適値、即、αoptは、最大の比率を供
給する値であり、それは、図11Aにラベル付けされてい
る。図11Bに描かれるような、非線形の関係の場合、αo
ptの値は、必ずしも、曲線の曲部にあるわけではない。
両方の場合において、目的は、比率β（αopt）／αopt
を最大化する連続的なαの長さとβの長さとを使用する
ことである。セグメントαを生じるために、繰り上げら
れなくてはならない共通素材データの量を最小化する一
方、このような長さを用いるデータブロックを配置する
ことは、できるだけ早く、バージョンのより長い素材デ
ータを消費する。

ハードウェアによって使用される適用可能な表 図12は、我々の発明の方法がどのようにして実行され
るのかを図示する。コントローラ100は、典型的には、
マイクロプロセッサであり、記録装置102を直接制御す
る。コントローラに供給された入力情報は、図１に示さ
れるように、２つのバージョンに対して要求された一連
のセグメントの（通常、Groups of Pictures、即ち、GO
Ps内の）シーケンスを、ユニット長で示す標準的な編集
決定表である。３種類のセグメント（即ち、バージョン
Ａのセグメント、バージョンＢのセグメント、共通のセ
グメント）に対する実際のデジタル原典素材データは、
３つのデジタル記憶部104,106,108内にある。コントロ
ーラは、３つの原典のうちの１つを、個々のゲート110,
112,114を通して、記録されるべき出力素材データにす
る。ゲートは、コントローラ100の制御下で、記録装置1
02へ伸びる。

コントローラは、各原典に対し、次に利用可能なデー
タを識別する３つのリストを維持する。リストは、記号
Ｒ（Ａ）,R（Ｂ）,R（Ｃ）によって識別される。各リス
トは、図９の下段で示されたセグメントと関連して一例
が議論されたように、来るべきセグメントA,B,Cのうち
からのそれぞれ１つの提示にすぎない。フローチャート
に関連して議論されるように、連続した繰り返しの間
に、３つのリストが更新される。全ての時間における各
リストは、記録されなくてはならない３種類のデータの
うちの１つに対して、来るべき情報を示す。リストＲ
（Ｃ）は、処理されているセグメント中の全ての共通素
材データを、配置されるべき次の素材データから、セグ
メントの終端まで含む。もし、システムがセグメントＡ
およびセグメントＢを処理しているならば、Ｒ（Ｃ）
は、完全な次のセグメントＣを示す。セグメントＣの断
片は、「借りられなくては」（上述したように、繰り上
げられなくては）ならない。リストＲ（Ａ）およびＲ
（Ｂ）は、処理されているセグメントＡおよびセグメン
トＢを示す。もし、セグメントＣが単独で処理されてい
るならば、Ｒ（Ａ）およびＲ（Ｂ）は空である。即ち、
Ｒ（Ａ）およびＲ（Ｂ）は、新たなセグメントＡおよび
セグメントＢが到着されたときに、セグメントＣの処理
の終わりに、更新される。コントローラは、「次の利用
可能なデータ」のリストＲ（Ａ）,R（Ｂ）,R（Ｃ）を更
新するために、編集決定表上の情報を使用する。各リス
トは、処理されているセグメントの記録を完成させるた
めに、どのデータが読み出されるべきかを、個々のデジ
タル原典素材データ内において、識別する。

図13Aおよび13Bのフローチャート 図13Aおよび図13Bは、図６〜図９に関連して述べられ
たフォーマットを実行するフローチャートを示す。図１
を参照すると、２つのバージョンの動画の開始におい
て、ほとんどいつも、共通セグメントが存在する。即
ち、全ての場合において、タイトルは同じである。故
に、最初は、システムが共に働かなくてはならない共通
素材データだけが存在する。３つの関数Ｒ（Ａ）,R
（Ｂ）,R（Ｃ）は、図12に関連して述べたように、即座
に利用可能なデータのリストを示す。「即座に利用可能
な」は、ディスク上において、次にフォーマットされる
必要のあるデータを意味する。リストＲ（Ｃ）は、ディ
スク上において、未だフォーマットされていない処理中
の共通セグメント内に、あるいは、（もし、先行する共
通セグメントの処理がすでに完了しているならば、）現
在フォーマットされているセグメントＡおよびセグメン
トＢに続く共通セグメント全体内に、残っている全ての
データを含む。すいれんの葉が要求された場合には、繰
り上げられ得る共通素材データの「供給」が常になくて
はならない。そして、この終端に向かって、システム
は、１つの共通セグメントの全てあるいは一部のリスト
Ｒ（Ｃ）内に、トラックを登録する。

一方、リストＲ（Ａ）およびＲ（Ｂ）は、空になり得
る。もし、共通セグメントがディスク上に配置されてい
るならば、処理されなくてはならない素材データＡおよ
び素材データＢは存在しない。新たなセグメントＡおよ
びセグメントＢが利用可能になるのは、共通セグメント
の処理の終了時だけである（セグメントＡおよびセグメ
ントＢの１つは存在しておらず、その場合、そのリスト
は空であり、例えば、記号Ｒ（Ａ）＝０によって表され
る）。次のセグメントＡおよびセグメントＢが実際に到
着されるまでに処理されなくてはならない次のセグメン
トＡおよびセグメントＢのリストを維持する必要はな
い。しかしながら、続く共通素材データの一部をすいれ
んの葉として使用することが必要なので、セグメントＡ
およびセグメントＢのみがディスク上でフォーマットさ
れているときでさえも、リストＲ（Ｃ）を常時維持する
必要がある。

ステップS1では、最初に、処理されるべき共通素材デ
ータだけが存在するので、Ｒ（Ａ）およびＲ（Ｂ）は、
両方とも０にセットされる。同時に、Ｒ（Ｃ）は、第１
の共通セグメントに対するデータと等しい値にセットさ
れる。

変数Ｌ（Ｘ）は、現在の繰り返し中に、ディスク上に
実際に配置されるデータを示す。ＸはＡあるいはＢある
いはＣである。（ディスク上の配置データに対する全て
の参照は、テープ上あるいはメモリ内のフォーマットさ
れたデータを記憶する中間ステップと、その後で、コピ
ーがなされ得る元となるマスターを実際に生成する中間
ステップとを含む。）どれだけ多くのデータが配置され
得るかについては制限がある。即ち、我々の発明の基礎
的前提は、途切れのない再生のために、それを越えたジ
ャンプが必要であるセグメントの長さに制限がある、と
いうことである。しかし、共通セグメントを越えたジャ
ンプは要求されないので、共通セグメントの長さには制
限がない。従って、ステップS2では、Ｌ（Ｃ）はＲ
（Ｃ）に等しくされる。第１の共通セグメント内の全て
のものは、リストＬ（Ｃ）内に配置される。Ｌ（Ｃ）
は、現在のサイクルにおいて、ディスク上に置かれるべ
きデータを示す。（データそれ自体は、図12のデジタル
原典104,106,108のうちの１つから生じる。デジタル原
典104,106,108は、それぞれ、単に、処理されるべき素
材データの指標をリストに記す。） ステップS2における次のサブステップは、Ｌ（Ｃ）を
フォーマットすることである。これは、単に、Ｌ（Ｃ）
内で示されているデータが、個々の原典から回復され、
ディスク上に配置されることを意味する。

Ｒ（Ｃ）は、最初に、第１の共通セグメント全体を示
し、それは、ディスク上の全てであるので、Ｒ（Ｃ）は
０にリセットされなければならない。これは、最後のサ
ブステップで行われる。ステップS2の終わりでは、３つ
のリスト全てが空である。最初の２つのステップは、最
初の共通セグメントをフォーマットする以外の何物にも
要約されない。即ち、本考慮下における特定のシステム
において、いかなるコード、ポインタ、データブロック
フォーマット等が使用されていても、それを用いて、動
画の最初の共通セグメントを示す全てのデータを、ディ
スク上に、配置することである。

３つのリストが空になると、それらは、編集決定表
（図12参照）から補充されなくてはならない。ステップ
S3では、最後のサブステップが最も理解しやすい。共通
セグメントの処理が丁度終了すると、Ｒ（Ｃ）は、次の
共通セグメントのデータで補充される。しかし、先行す
るセグメントＡおよびセグメントＢもある。最初にステ
ップS3が実行されている間、考慮すべき先の「履歴」は
ない。これは、いつもそうであるわけではない。このこ
とは、Ｒ（Ａ）およびＲ（Ｂ）に記録されたものを複雑
にする。

図９を参照すると、次に利用可能なデータリストがど
のようにして展開されるのかが、下段に示されている。
処理されている現在のセグメントＣから残っているＲ
（Ｃ）の小さな断片（図９のC4）がある。この断片は、
リストＲ（Ａ）およびＲ（Ｂ）に追加されなくてはなら
ない。その場合においてのみ、次のセグメントＡはＲ
（Ａ）に追加され、次のセグメントＢはＲ（Ｂ）に追加
される。故に、ステップS3に示されるように、プログラ
ム素材データの新たなセグメント内に導かれることによ
って、リストが更新されているときはいつでも、Ｒ
（Ａ）は、「残された」Ｒ（Ｃ）と新たな素材データと
の両方を、その「内容」に追加する。同じことがＲ
（Ｂ）にも適用される。Ｒ（Ｃ）については、その中に
残されたものはなんでも失われているので、それは、単
に、次のセグメントＣに等しくセットされる。

ステップS4では、処理されるべきデータが更にあるか
否かがチェックされる。もし、データがないならば、処
理は停止する。すなわち、２時間動画の両バージョンを
示す全てのデータは、例えば、ディスク上に（あるい
は、上述したように、適当なフォーマットおよびシーケ
ンスで、記憶手段に）配置される。もちろん、ステップ
S4での質問に対する回答が、「NO」ならば、最初に、そ
れは質問される。しかし、このステップは、続いて起こ
る各繰り返しの丁度開始後に、実行される。遂には、セ
グメントA,B,Cは残らない。そして、処理は終了する。

ステップS4とS5との間のフローチャートに示すよう
に、フローチャートの残りの部分は、Ｒ（Ｂ）がＲ
（Ａ）より大きいことを、仮定している。言い換えれ
ば、同時に処理されている異なるバージョン内の２つの
セグメントのうち、バージョンＢのセグメントがセグメ
ントＡのそれよりも大きいことを、仮定している。も
し、逆も成り立つならば、フローチャート内の表示も逆
になるべきである。異なるバージョン内における２つの
対応するセグメントに対して、データＡより多くのデー
タＢがあることを仮定することによって、本方法を理解
することは、さらに一般的な言葉で方法を説明すること
よりも、簡単である。実際の実行において要求される全
てのものは、３つのリストの初期更新の後に、Ｒ（Ａ）
とＲ（Ｂ）とのどちらが長いかに関する判断を含むこと
と、長い方を、フローチャートにおいて、Ｒ（Ｂ）とし
て扱い、小さい方をＲ（Ａ）として扱うこととである。

Ｒ（Ａ）およびＲ（Ｂ）の相対的な長さが、たとえど
のようなものであっても、Ｒ（Ｂ）の方が長いので、セ
グメントＢに対するデータの最大量が各繰り返しの始め
に配置される、ということは明白である。非常に多くの
素材データＢがあるので、要求されたジャンプは、すい
れんの葉を導かず、かつ、付随する冗長性を持つ途切れ
のない再生を許可しない。そこで、各繰り返しの始め
に、できるだけ多くの素材データＢを「取り除く」こと
は、意味がある。図10および図11に関連して上述したよ
うに、データブロックのシーケンスの最大長は、β
（α）の最大値であり、最大値はβ（α）maxと記載さ
れる。これは、αmaxについても同じことである。従っ
て、リストＲ（Ｂ）からのこの多くのデータは、即座の
配置のために、Ｌ（Ｂ）内に配置される。実際、もし、
Ｒ（Ｂ）内に示される全体のセグメントが、αmaxを越
えないならば、Ｒ（Ｂ）内に示される全体のセグメント
は、配置され得る。これは、ステップS5で決定される。
もし、Ｒ（Ｂ）がその全体内でフォーマットされるのに
十分小さいならば、より小さなＲ（Ａ）もフォーマット
可能である。Ｌ（Ａ）およびＬ（Ｂ）は、それぞれ、Ｒ
（Ａ）およびＲ（Ｂ）に設定される。それらが、ディス
ク上でフォーマットされた後、Ｒ（Ｃ）で示される次の
共通セグメントは、配置され得る。そこで、Ｌ（Ｃ）は
Ｒ（Ｃ）に等しくセットされる。３つのセグメントは全
て、フォーマットされ、３つのリストは無効になる。リ
ストが補充されるステップS3へのリターンがなされる。

Ｒ（Ｂ）はβ（α）maxよりも大きいので、ステップS
6の単純な配置が可能ではない３つの新たなセグメント
は、遅かれ早かれ処理される、この点において、インタ
ーリーブは使用されなくてはならない。Ｒ（Ａ）および
Ｒ（Ｂ）内の不均衡を減らすために、最大長のブロック
βを最初にフォーマットすることは意味がある。しか
し、もし、大きなブロックＢが配置され、かつ、ブロッ
クＡに対するＲ（Ａ）内に十分な素材データがあるなら
ば、インターリーブすることすら開始できない。そこ
で、ステップS7において、ブロックＡに対して利用可能
な素材データが十分にあるか否かを調べるために、判断
が行われる。

問題は、どのぐらい多くの素材データが、バージョン
Ａの各ブロック内に、配置されるべきか、ということで
ある。以上説明したように、セグメントＢが、対応する
セグメントＡよりも、非常に長いときは、全ての繰り返
しの間において、次の共通セグメント内の素材データの
うちのいくつかは、Ｒ（Ａ）に移動され、それにより、
すいれんの葉は、バージョンＡの再生中に読み出すため
に、ディスク上に配置され得る。（すいれんの葉は、バ
ージョンＢに特有のブロック内で繰り返すので、）結果
として生じる冗長性を最小化するためには、「借りられ
る」必要がある素材データＲ（Ａ）が少ない分、それだ
け多くの素材データＲ（Ｂ）が処理されるべきである。
理想的な比率Ｒ（Ｂ）/R（Ａ）は、β（αopt）／αopt
であり、フローチャート内で、明白なように、「Ｑ」と
呼ばれている。そこで、αoptは、もし必要ならば、ブ
ロックＡに対して利用可能であるべきである。故に、長
さβ（α）の第１のブロックＢがフォーマットされる前
に、十分な素材データが、長さαoptのブロックＡに対
して利用可能である、ということが点検される。ブロッ
クＡは、長さβ（α）maxの第１のブロックＢに続き、
かつ、長さβ（αopt）の次のブロックＢに先立つ。
［もし、関数β（α）が、図11Aのように、線形なら
ば、長さβ（α）maxの第１ブロックは、他と同じ長さ
β（αopt）のブロックである。］問題は、実際に、ど
のぐらい多くの素材データが、次のブロックＡに対して
利用可能であるか、ということである。図７〜９を参照
すると、ブロックＡに対して利用可能なものは、リスト
Ｒ（Ａ）に残されたものと、Ｒ（Ｃ）から提示され（貸
され）得る全てのものとの和である。そこで、ステップ
S7で、合計は、ブロックＡに対して要求されたデータ
量、即ちαoptと比較される。もし、不十分なデータし
かないならば、第１のブロックＢは全く配置されない。
代わりに、ステップS3へのリターンがなされる。そのた
め、３つのリストは全て、交換され得る。即ち、Ｒ
（Ａ）およびＲ（Ｂ）は、共に、次の共通セグメントに
対して利用可能な少量のデータによって、増加される。
そして、それらは、それぞれ、その次のセグメントを追
加される。セグメントＡおよびセグメントＢは、伸ばさ
れたので、Ｒ（Ｃ）は、単に、次のセグメントＣに等し
くセットされる。

一方、もし、ステップS7において、十分な素材データ
が利用可能であることが（即ち、Ｒ（Ａ）とＲ（Ｃ）と
の合計がαoptよりも少なくないことが）確定されたな
らば、ステップS8において、（最大長の）第１のブロッ
クＢは、最終的に配置され、Ｒ（Ｂ）は、処理されたデ
ータの量によって減少される。

ステップS9が始まると、連続した繰り返しが始まり、
その間、最適な長さαopt,β（αopt）のブロックＡと
Ｂとの対が、配置され得る。しかし、いま説明されたよ
うに、最適な比率は、いつも、必要とされているわけで
はない。

ステップS10において、現在の比率Ｒ（Ｂ）/R（Ａ）
がＱ以上であるか否かを確認する判断が行われる。０に
よる除算は可能ではないので、ステップS9では、Ｒ
（Ａ）が０であるか否かを調べる検査が行われる。も
し、Ｒ（Ａ）が０ならば、それは、対応する素材データ
Ａを持たずに処理されなくてはならない素材データＢが
存在することを示す。そして、そのような場合、目的
は、対応する素材データＡが何もないときに冗長性を示
すすいれんの葉を最小値に維持する一方、できるだけ多
くの素材データＢを配置することである。ステップS11
では、Ｌ（Ａ）は、αoptに等しくセットされ、Ｌ
（Ｂ）は、β（αopt）に等しくセットされる。図11Aを
参照すると、すいれんの葉の長さがαoptであるとき、
β（α）は、最大値に等しい。言い換えると、すいれの
葉の長さとしてαoptを用いることによって、（データ
Ｂを含む）続くセクションは、セクションＡの長さに関
して、可能な限り長くなり得る。その考えは、比率β
（α）／αを最大化することである。それによって、で
きる限り少ない素材データＡを用いる一方、できるだけ
多くの素材データＢが消費され得る。

ステップS10では、Ｒ（Ａ）が０でないと仮定する
と、２つのリストＲ（Ｂ）とＲ（Ａ）との中に残ってい
るデータの比率が形成される。そして、それはＱと比較
される。Ｑは、理想的な比率β／α、すなわち、β（α
opt）／αoptであり、もし、どの素材データＲ（Ｃ）も
貸し出されなくてはならないならば、冗長性において最
も少ない「費用」で、配置され得る最も大きなデータを
示す。もし、比率Ｒ（Ｂ）/R（Ａ）がＱ以下ならば、そ
れは、セグメントＡおよびセグメントＢが、続くセグメ
ントＣからさらにすいれんの葉を借りることなく、配置
され得ることを意味する。即ち、ジョブを実行するのに
十分な素材データＡがある。ステップS12に示されるよ
うに、配置された次のデータＡ、即ちＬ（Ａ）は、αop
tに等しくセットされ、配置された次の素材データＢ、
即ちＬ（Ｂ）は、２つのリスト中に残っているデータの
比率を乗算されたαoptに等しくセットされる。この方
法では、処理が続くと、αoptが、ディスク上の配置の
ために、常に、リストＲ（Ａ）から得られ、それに続い
て、β（αopt）より少ないデータ量が、リストＲ
（Ｂ）から得られる。しかし、その結果、リストＡが空
になるのと同時に、リストＢが空になる。ステップS11
とS12との差異は、短いバージョンのためのディスク上
に配置されたデータＬ（Ａ）が、常にαoptに等しくセ
ットされている限りは、Ｌ（Ｂ）に対するより長いリス
トから得られるデータは、途切れのないジャンプのため
に使用され得る最大値ではない、ということである。も
し、非常に多くのデータＢがあるならば、Ｌ（Ｂ）＝β
（αopt）である。しかし、もし、少ないならば、ステ
ップS12に示されるように、リストＲ（Ｂ）からは、少
しのデータしか得られない。

ステップS13が到達されるまでに、システムは、Ｌ
（Ａ）とＬ（Ｂ）とに対する値を決定する。Ｌ（Ａ）の
長さは、常に、αoptに等しくされている。データはリ
ストＲ（Ａ）から得られる。ステップS7において、もし
必要ならば、Ｒ（Ｃ）は十分なデータを有する、という
ことが確認されたので、Ｌ（Ａ）は、Ｒ（Ａ）内に利用
可能なデータがあるということを検査することなく、セ
ットされる。ステップS13では、Ｒ（Ａ）内に、それだ
けでＬ（Ａ）を完全に補充するのに十分なデータがある
か否かを調べる検査がなされる。ステップS13では、Ｒ
（Ａ）内に残っているデータが、少なくとも、αoptに
等しいか否かを検査する。もし、Ｒ（Ａ）内に、Ｌ
（Ａ）を完全に補充するのに十分なデータがあるなら
ば、ステップS14はスキップされる。もし、そうでない
ならば、ステップS14は実行される。このステップで
は、次のセグメントＣからの素材データが繰り上げら
れ、バージョンＡの再生中に、読み出されるデータブロ
ックシーケンス内のすいれんの葉として配置されるため
に、バージョンＡに特有のデータとして扱われる。図７
〜図９に関連して述べられた理由によって、次のセグメ
ントＣから生じる同じ素材データを得ること、および、
素材データを、バージョンＢに特有の素材データ内に含
むことも、また必要である。即ち、本発明の基礎的主動
作は、素材データが、素材データＡのすいれんの葉とし
て使用するためにセクションＣから繰り上げられるとき
はいつでも、その同じ素材データは、バージョンＢに特
有のデータ内に含まれなくてはならない、ということで
ある。ステップS13において、Ｒ（Ａ）が空であるか否
か、あるいは、たとえＲ（Ａ）がデータを有するとして
も、Ｒ（Ａ）が、要求されたＬ（Ａ）を満たすのに十分
でないか否かが検査された後、Ｒ（Ａ）とＬ（Ａ）との
差Δは形成される。２番目のサブステップにおいて、Δ
は、Ｒ（Ａ）に追加され、それによって、Ｒ（Ａ）は、
要求されたＬ（Ａ）を満たすのに十分なデータを有す
る。次に、リストＲ（Ｃ）から得られた同じ量のデータ
は、バージョンＢに特有の素材データ内に含まれなくて
はならないので、Ｒ（Ｂ）に追加される。最後に、セグ
メントＣから払われた素材データは、すでに、２回、即
ち、データＡの処理中とデータＢの処理中とに配置され
ているので、リストＲ（Ｃ）から削除される。

ステップS14のサブステップは、図７および図８に示
される。これらの図は、各バージョンに特有のシーケン
ス内に繰り上げられ、かつ、含まれた素材データＣを示
す。これは、冗長である。即ち、共通素材データのセク
ションは削除され、しかし、代わりに、共通素材データ
のセクションは、２回記録される。それは、さもなけれ
ば存在しないすいれんの葉を生じさせるために、払われ
なくてはならない代償である。すいれんの葉は、バージ
ョンＢに特有の次のデータブロックを越えるジャンプの
ために、飛び立つ地点として動作する。

故に、ステップS13とS14とでは、Ｌ（Ａ）をサポート
するのに十分な素材データがＲ（Ａ）内にあるか否かを
確認する。もし、十分な素材データがないならば、ステ
ップS14において、Ｒ（Ａ）は（Ｒ（Ｂ）と共に）増や
される。そして、同時に、Ｒ（Ｃ）は減らされる。同種
の検査および可能な訂正が、Ｌ（Ｂ）に対しても必要で
ある。ディスク上のバージョンＢに特有のブロック内に
配置されたデータ量は、ステップS11あるいはS12で決定
される。ステップS15では、Ｌ（Ｂ）をサポートするの
に十分なデータがＲ（Ｂ）内にあるか否かを調べる検査
が行われる。もし、十分なデータがあるならば、ステッ
プS17へのジャンプが行われる。一方、もし、Ｒ（Ｂ）
がＬ（Ｂ）よりも少ないならば、処理されているセグメ
ントＢ内には、最後のブロックをサポートするのに十分
なデータが残されていない。最後のブロックは、ディス
ク上に配置されることになっているＬ（Ｂ）によって示
される。しかしながら、そのような場合、Ｒ（Ｂ）が増
やされる必要はない。ステップS16において、Ｌ（Ｂ）
は単に短くされる。Ｌ（Ｂ）はＲ（Ｂ）、即ち、処理さ
れている現在のセグメントＢに対して残っているデー
タ、に等しくセットされる。いかなる実際的なシステム
も、最小ブロック長を有している。最小ブロック長が、
処理中のセグメントＡとＢとの対の中に、より少ないデ
ータしか持たないバージョンのためのブロック長になる
と、ステップS11およびS12に関連して述べたように、α
optに等しい長さは、常に使用される。その長さは、必
然的に、最小長を越える。最小長は、図11Aから明らか
なように、αoptより短い。しかし、バージョンＢに特
有の最後のブロックに対する最小値に対しては、なにも
要求はない。それは、このブロックが、共通データに続
く直前に、トラック上に配置されるからである。バージ
ョンＢの再生時に、読み出しヘッドは、最後の短いデー
タブロックＢの始まりにジャンプし、このブロックを介
して読み出し、次のブロックＣへ継続する。そして、バ
ージョンＡが再生されているとき、短いブロックＢの丁
度後に、共通素材データの開始へのジャンプが行われ
る。ジャンプは、最後のブロックＢから得られないの
で、最小長の要求はない。従って、Ｌ（Ｂ）を調節する
ために、ステップS16において、Ｒ（Ｂ）を増やす代わ
りに、Ｌ（Ｂ）は、ステップS16において、Ｒ（Ｂ）リ
スト内に残っているデータに等しくなるように、単に減
少される。なお、上記Ｒ（Ｂ）を増やすことは、ステッ
プS14においてバージョンＡに対してなされることに似
ている。

ステップS17に移るまでに、もし必要ならば、ステッ
プS14において、少量のデータＣの分だけＲ（Ａ）は増
加される。そして、ディスク上に配置されるべき２つの
データブロック、即ち、Ｌ（Ａ）とＬ（Ｂ）は、また、
確定される。ステップS17では、Ｒ（Ａ）とＲ（Ｂ）
は、共に、ディスク上に配置されている個々のデータ量
によって、減少される。そして、Ｌ（Ａ）内のデータ
と、Ｌ（Ｂ）内のデータは、フォーマットされる。

この点から処理を理解する最も簡単な方法は、交互に
処理されるべきセグメントＡとセグメントＢとが存在す
る通常の場合を考えることである。もし、ＢがＡよりも
多く生じると、Ｌ（Ａ）およびＬ（Ｂ）は、ステップS1
1において、続くブロック内の素材データＡに関してデ
ィスク上に配置された素材データＢの量を最小化するよ
うにセットされる。この方法では、比率Ｒ（Ｂ）/R
（Ａ）は、減少し続ける。結局、もし、ステップS10に
おける不均衡が満足されると、ステップS12において、
Ｌ（Ｂ）は、現条件下におけるセグメントＡおよびＢの
残っている処理中に、ステップS11でセットされた値よ
り小さな値にセットされる。ステップS12において、Ｌ
（Ｂ）の設定に使用される比率は、Ｒ（Ａ）およびＲ
（Ｂ）リストが同時に空になるように、設計されてい
る。その場合、ステップS18において、Ｒ（Ａ）および
Ｒ（Ｂ）は、共に、同じ繰り返し中に、空になる。一
方、もし、ＢがＡよりも非常に多く生じると（例えば、
セグメントＢに対応するセグメントＡがなにもない場
合）、ステップS11においてβ，αの対に対して配置さ
れたデータの比率を最大化すると、その結果、Ｒ（Ａ）
およびＲ（Ｂ）は共に、同じ繰り返しにおいて、空にな
る。それは、対応するセグメントＡを持たないセグメン
トＢの処理を伴う第１の場所において開始しないと、仮
定すると、そのような場合に生じることは、Ｒ（Ａ）が
０まで減少することである。そして、リスト内にデータ
が残っていない地点（ステップS18において、Ｒ（Ｂ）
＝０と示される地点）へ、Ｒ（Ｂ）が空にされるには、
時間的にもっと長くかかる。故に、Ｒ（Ｂ）と同じ繰り
返しの間、あるいは、より早い繰り返しの間のいずれか
において、Ｒ（Ａ）は、常に空になる。しかし、Ｒ
（Ｂ）が空になった次の繰り返し中には、決して、空に
ならない。

始めに、Ｒ（Ａ）が最初に空にされた場合を考える。
Ｒ（Ａ）がステップS14中の各繰り返しにおいて増加さ
れ、それによって、リスト内に、要求Ｌ（Ａ）を満たす
のに十分なデータがある、ということが想起される。し
かし、データはディスク上に記憶されるので、同じステ
ップにおいて、Ｒ（Ａ）は、再び空にされる。そのよう
な場合、セグメントＣから、Ａのすいれんの葉に対して
借り出す（および、借りた素材データを、処理されなく
てはならないＲ（Ｂ）リストへ追加する）間に、システ
ムは、データＢの塊の配置を続行しなくてはならない。
ステップS18の全ての実行がＲ（Ａ）＝０を示している
間に、Ｒ（Ｂ）は０ではないので、ステップS19への分
岐がなされる。このとき、処理されなくてはならない素
材データＢ、および、おそらく素材データＡもが、未だ
存在する。しかし、次の繰り返しが始まり得る前に、Ｒ
（Ｃ）リスト内に、次の要求Ｌ（Ａ）を満足する十分な
素材データＣが残されていることが、確定されなくては
ならない。言い換えれば、もし、ブロックＡが、ディス
ク上に配置されなくてはならないのみならず、すいれん
の葉に対する素材データが、少なくとも、部分的に、処
理されているセグメントＣから来なくてはならないなら
ば、セグメントＣ内に、これが達成されるのに十分なデ
ータが残されていなくてはならない。故に、ステップS1
9の判断は、ステップS7の判断と同じものである。も
し、Ｒ（Ｃ）内に、要求αoptを満たすのに十分な素材
データがあるならば、即ち、Ｒ（Ａ）とＲ（Ｃ）との和
が、αoptより小さくないならば、ステップS9へのリタ
ーンが行われる。利用可能なデータが十分にあるので、
ステップS9〜S12における繰り返し、および、Ｌ（Ａ）
およびＬ（Ｂ）の発生は、継続される。

一方、Ｒ（Ａ）＋Ｒ（Ｃ）がαoptよりも小さい場合
を仮定する。この仮定は、ステップS14中に、Ｒ（Ａ）
に加える際において、αoptに等しい量の借り出しを許
可するのに十分なデータが、Ｒ（Ｃ）内にないことを意
味している。メインループの始まり、即ちステップS3へ
のリターンが行われ、ステップS3は、図９に示されるこ
とを実行する。素材データＣの最終ビット、即ち図９の
C4は、処理されるために残された続く素材データＡおよ
びＢの終わりに追加される。続く素材データＣは、常
に、処理されている続くセグメントＡおよびＢの終端に
配置されるので、上記素材データＣの追加は実行され得
る。完全には配置されていないセグメントＢの場合でさ
え、必要なすべてのことは、Ｒ（Ｂ）リスト内に常に存
在するものの終わりに、セグメントＣの最終ビットを、
配置することである。それらから分離した全ての素材デ
ータＣは、すでに、説明されているので、C4を、現在の
Ｒ（Ａ）およびＲ（Ｂ）の終わりに配置することは、
（もし、その中に何か残っているならば、）現在のセグ
メントＡを、続くセグメントＡと合わせ、現在のセグメ
ントＢを、続くセグメントＢと合わせることに等しい。
そこで、図９に示されるように、C4は、次のセグメント
Ａの始めに追加され、それは、現在のセグメントＢ（即
ち、Ｒ（Ｂ）であり、それは、Ｒ（Ｂ）に追加された先
行するＲ（Ｃ）ブロックC1〜C3を含む）の終わりに追加
される。現在のセグメントＢに続いて、次のセグメント
ＢはＲ（Ｂ）に追加される。結局、Ｒ（Ｃ）は、単に、
次のセグメントＣになる。

処理は、ステップS3に戻る外側ループと、ステップS9
に戻る内側ループとで継続する。最終的に、ステップS4
において、データが全くないことが確定すると、処理は
終了する。

本発明は、プログラムのたった２つのバージョンを有
する実施形態という条件において、説明された。しか
し、本発明の方法は、もっと広い範囲の利用を有する。
例えば、その主題がアメリカ大統領であるマルチメディ
アディスクと、そして、一般的な戦争のセグメントの再
生とを考えると、その任期においてアメリカが戦争中で
あった全ての大統領のセグメントへの分岐が行われる。
ルーズベルトやトルーマンのセグメントは、その始めの
部分や他の部分において、共通内容を具備し、両セグメ
ントは、分岐が得られているセグメントから離れてい
る。他の対となる大統領ビデオセグメントに対して同じ
ことが行われる間、共通素材データは、上述したよう
に、これら２つのビデオセグメントへ向かう途切れのな
いジャンプのためのすいれんの葉を生成するために、冗
長的に記録される。もし、ユーザの選択に基づいた広範
囲にわたる分岐が許されるならば、たった２種類の素材
データを越えるジャンプ（数ダースあるいは数百の素材
データがあり、両方向のジャンプ）を限定する理由は何
もない。同様に、共通素材データを分け合う３つ以上の
ビデオセグメントは、もし必要ならば、途切れのない分
岐を許可する３つ以上のビデオセグメントに個々に対応
したすいれんの葉内に、３回以上記録された共通素材デ
ータを有する。全ての場合の共通点は、途切れのない再
生が生じることを許可するために、（「ディスク容量」
を犠牲にして、）冗長的に記録された、少なくとも２つ
のプログラムあるいは２つのプログラムセグメントに対
して共通の素材データである。

焦点が冗長性を最小に減ずることにある一方、いくつ
かのゆるみは許可される。ビット容量の全てを使いきる
ことは必要ではない。故に、本発明が特定の実施形態を
参照して述べられている一方、この実施形態は単に本発
明の主要な適用の説明であるということが、理解される
べきである。本発明の趣旨および範囲から離れることな
く、多数の修正がなされ、他のアレンジが案出される。

フロントページの続き (72)発明者 サガード， グレゴリー ビー アメリカ合衆国 カリフォルニア 90277 レドンド ビーチ エメラルド ストリート 601 (72)発明者 ウォール， ジョセフ イー ザ サー ド イギリス国 ＳＷ１Ｙ ４ＵＨ ロンド ン ジャーミン ストリート １ マッ キンズィ アンド カンパニー (72)発明者 クックソン， クリストファー ジェイ アメリカ合衆国 カリフォルニア 90046 ロサンジェルス トレイソン ドライヴ 7825 (56)参考文献 特開 平７−79399（ＪＰ，Ａ) 特開 平７−129624（ＪＰ，Ａ) 特表 平８−510850（ＪＰ，Ａ) 特表 平８−511124（ＪＰ，Ａ) 米国特許5463565（ＵＳ，Ａ) 米国特許5434678（ＵＳ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G11B 27/00 G11B 20/12 H04N 5/76

Claims (24)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】原典素材データの少なくとも２つのプログ
   ラムバージョンＡおよびＢの途切れのない再生のため
   に、記録媒体上で、データをインターリーブするための
   方法であって、 前記媒体は、所定のデータバッファ管理システムを有す
   る再生装置上で再生可能であり、 前記データは、バージョンＡの原典素材データのＡタイ
   プセグメントと、バージョンＢの原典素材データのＢタ
   イプセグメントと、前記少なくとも２つのバージョンの
   両方に共通の原典素材データのＣタイプセグメントとを
   有し、 データは、連続したＣタイプセグメントの間に配置され
   たＡタイプセグメントとＢタイプセグメントとの対を有
   するように、原典素材データのどのバージョンが再生さ
   れていても読み出されるＣタイプセグメントを有するデ
   ータと、原典素材データのどのバージョンが再生されて
   いるのかに依存して読み出されるＡタイプセグメントの
   みまたはＢタイプセグメントのみを有するデータとを用
   いて、前記媒体上で、インターリーブされるべきであ
   り、 （ａ） ある対の中の各Ａタイプセグメントと各Ｂタイ
   プセグメントとを有するデータを、データブロックの２
   つの列に分割する過程と、 （ｂ） 過程（ａ）の２つの列の中のデータブロック
   を、単一の列の中にインターリーブする過程と、 （ｃ） ＡタイプセグメントとＢタイプセグメントとの
   対について過程（ｂ）でインターリーブされたＡタイプ
   データブロックとＢタイプデータブロックとの後に、次
   に続くＣタイプセグメントのみを有するデータブロック
   を続ける過程と、 （ｄ） 原典素材データのバージョンＢが再生されると
   きには、前記媒体が再生される再生装置がＡタイプデー
   タブロックを中断なくスキップすることを可能とするよ
   うに、かつ、原典素材データのバージョンＡが再生され
   るときには、前記再生装置がＢタイプデータブロックを
   中断なくスキップすることを可能とするように、Ａタイ
   プデータブロックとＢタイプデータブロックとのそれぞ
   れの長さを制限する過程と、 （ｅ） ＡタイプセグメントとＢタイプセグメントとの
   対のうちの片方が他方よりも非常に長いときには、再生
   中の中断を回避するために、前記対に続くＣタイプセグ
   メントから素材データを削除し、該素材データを、先行
   するインターリーブされたＡタイプおよびＢタイプのデ
   ータブロックの２つの列のそれぞれの中に、重複して再
   配置する過程と を具備する ことを特徴とする方法。
2. 【請求項２】インターリーブされたデータブロックの列
   は、それぞれの対の中の２つのセグメントのうちの長い
   方に対応するデータブロックで始まりかつ終わる ことを特徴とする請求項１記載の方法。
3. 【請求項３】インターリーブされたデータブロックの列
   は、片方が他方よりも非常に長いセグメントの対に対応
   し、 ある対の中の隣接するブロックの長さの比率は、重複の
   度合いが最小となるような値である ことを特徴とする請求項２記載の方法。
4. 【請求項４】インターリーブされたデータブロックの列
   は、片方が他方よりも非常に長いセグメントの対に対応
   し、 ある対の中の隣接するブロックの長さの比率は、重複の
   度合いが最小となるような値である ことを特徴とする請求項１記載の方法。
5. 【請求項５】インターリーブされたデータブロックの列
   は、 Ａタイプ素材データとＢタイプ素材データとを示す２つ
   のリストを保持することと、 インターリーブされるべきデータブロックを前記リスト
   から決定することと、 再生中の中断を回避するために前記重複を導く必要があ
   る場合、次に続くいくつかのＣタイプ素材データを有す
   るように前記リストの両方を拡張することと によって形成される ことを特徴とする請求項１記載の方法。
6. 【請求項６】原典素材データの少なくとも２つのプログ
   ラムバージョンＡおよびＢの途切れのない再生のため
   に、記録媒体上で、データをインターリーブするための
   方法であって、 前記媒体は、所定のデータバッファ管理システムを有す
   る再生装置上で再生可能であり、 前記データは、バージョンＡの原典素材データのＡタイ
   プセグメントと、バージョンＢの原典素材データのＢタ
   イプセグメントと、前記少なくとも２つのバージョンの
   両方に共通の原典素材データのＣタイプセグメントとを
   有し、 データは、連続したＣタイプセグメントの間に配置され
   たＡタイプセグメントとＢタイプセグメントとの対を有
   するように、原典素材データのどのバージョンが再生さ
   れていても読み出されるＣタイプセグメントを有するデ
   ータと、原典素材データのどのバージョンが再生されて
   いるのかに依存して読み出されるＡタイプセグメントの
   みまたはＢタイプセグメントのみを有するデータとを用
   いて、前記媒体上で、インターリーブされるべきであ
   り、 （ａ） もし可能ならば、ある対の中の各Ａタイプセグ
   メントと各Ｂタイプセグメントとを有するデータを、イ
   ンターリーブされたデータブロックの単一の列に再配置
   し、原典素材データのバージョンＢが再生されるときに
   は、前記媒体が再生される再生装置がＡタイプデータブ
   ロックを中断なくスキップすることを可能とするよう
   に、かつ、原典素材データのバージョンＡが再生される
   ときには、前記再生装置がＢタイプデータブロックを中
   断なくスキップすることを可能とするように、Ａタイプ
   データブロックとＢタイプデータブロックとのそれぞれ
   の長さを制限し、インターリーブされたＡタイプデータ
   ブロックとＢタイプデータブロックとの後に、次に続く
   Ｃタイプセグメントのみを有するデータブロックを続け
   る過程と、 （ｂ） ＡタイプセグメントとＢタイプセグメントとの
   対のうちの片方が他方よりも非常に長いときには、再生
   中の中断を回避するために、前記対に続くＣタイプセグ
   メントから素材データを削除し、該素材データを、先行
   するインターリーブされたＡタイプおよびＢタイプのデ
   ータブロックの２つの列のそれぞれの中に、重複して再
   配置する過程と を具備する ことを特徴とする方法。
7. 【請求項７】インターリーブされたデータブロックの列
   は、それぞれの対の中の２つのセグメントのうちの長い
   方に対応するデータブロックで始まりかつ終わる ことを特徴とする請求項６記載の方法。
8. 【請求項８】インターリーブされたデータブロックの列
   は、片方が他方よりも非常に長いセグメントの対に対応
   し、 ある対の中の隣接するブロックの長さの比率は、重複の
   度合いが最小となるような値である ことを特徴とする請求項７記載の方法。
9. 【請求項９】インターリーブされたデータブロックの列
   は、片方が他方よりも非常に長いセグメントの対に対応
   し、 ある対の中の隣接するブロックの長さの比率は、重複の
   度合いが最小となるような値である ことを特徴とする請求項６記載の方法。
10. 【請求項１０】インターリーブされたデータブロックの
    列は、 Ａタイプ素材データとＢタイプ素材データとを示す２つ
    のリストを保持することと、 インターリーブされるべきデータブロックを前記リスト
    から決定することと、 再生中の中断を回避するために前記重複を導く必要があ
    る場合、次に続くいくつかのＣタイプ素材データを有す
    るように前記リストの両方を拡張することと によって形成される ことを特徴とする請求項６記載の方法。
11. 【請求項１１】原典素材データの少なくとも２つのプロ
    グラムバージョンＡおよびＢを有するためのディスク記
    録媒体であり、 前記ディスク記録媒体は、単一の記録用トラックを有
    し、 前記ディスク記録媒体は、再生する必要のないデータを
    読み飛ばす際にはバッファに保持されたデータに基づい
    て再生を行う再生装置上で再生可能であり、 前記ディスク記録媒体上のデータは、バージョンＡの原
    典素材データのＡタイプセグメントと、バージョンＢの
    原典素材データのＢタイプセグメントと、前記少なくと
    も２つのバージョンの両方に共通の原典素材データのＣ
    タイプセグメントとを有し、 前記ディスク記録媒体は、原典素材データのどのバージ
    ョンが再生されていてもＣタイプセグメントを有するデ
    ータを読み出しかつ原典素材データのどのバージョンが
    再生されているのかに依存してＡタイプセグメントのみ
    またはＢタイプセグメントのみを有するデータを読み出
    す再生装置上で再生されることに適応され、 データは、連続したＣタイプセグメントの間に配置され
    たＡタイプセグメントとＢタイプセグメントとの対を有
    するように、前記ディスク記録媒体の記録用トラック上
    で、インターリーブされ、 ある対の中の各Ａタイプセグメントと各Ｂタイプセグメ
    ントとを有するデータは、前記記録用トラック上におい
    て、インターリーブされたデータブロックの単一の列に
    再配置され、 原典素材データのバージョンＢが再生されるときには、
    前記ディスク記録媒体が再生される再生装置がＡタイプ
    データブロックを前記バッファの枯渇に起因する中断な
    くスキップすることを可能とするように、かつ、原典素
    材データのバージョンＡが再生されるときには、前記再
    生装置がＢタイプデータブロックを前記バッファの枯渇
    に起因する中断なくスキップすることを可能とするよう
    に、ＡタイプデータブロックとＢタイプデータブロック
    とのそれぞれの長さが制限され、 前記記録用トラック上において、インターリーブされた
    ＡタイプデータブロックとＢタイプデータブロックとの
    各列は、次に続くＣタイプセグメントのみを有するデー
    タブロックによって続かれ、 ＡタイプセグメントとＢタイプセグメントとの対のうち
    の片方は他方よりも非常に長い場合、 前記記録用トラック上において、両バージョンに共通の
    素材データは、該対に続くＣタイプセグメントには存在
    せず、その代わりに、先行するインターリーブされたＡ
    タイプおよびＢタイプのデータブロックの２つの列のそ
    れぞれの中に、重複して再配置され、もし該再配置され
    ていないならば、再生中に中断を生じる ことを特徴とするディスク記録媒体。
12. 【請求項１２】インターリーブされたデータブロックの
    列は、それぞれの対の中の２つのセグメントのうちの長
    い方に対応するデータブロックで始まりかつ終わる ことを特徴とする請求項11記載のディスク記録媒体。
13. 【請求項１３】インターリーブされたデータブロックの
    列は、片方が他方よりも非常に長いセグメントの対に対
    応し、 ある対の中の隣接するブロックの長さの比率は、重複の
    度合いが最小となるような値である ことを特徴とする請求項12記載のディスク記録媒体。
14. 【請求項１４】インターリーブされたデータブロックの
    列は、片方が他方よりも非常に長いセグメントの対に対
    応し、 ある対の中の隣接するブロックの長さの比率は、重複の
    度合いが最小となるような値である ことを特徴とする請求項11記載のディスク記録媒体。
15. 【請求項１５】少なくとも２つのバージョンのプログラ
    ムを有するデジタルデータを、再生可能な媒体上に、フ
    ォーマットする方法であり、各バージョンに特有のデー
    タシーケンスと、各バージョンの内の２つに共通のデー
    タシーケンスとを、単一のデータストリームの中にイン
    ターリーブし、前記媒体に対応しておりしかし制限され
    たバッファ記憶装置を有する再生装置上において、両バ
    ージョンの途切れのない再生を達成するために、前記２
    つのバージョンの各々に特有のデータシーケンス内に、
    所定のデータを重複して配置し、もし該配置を行わない
    ならば、該所定のデータは両バージョンに共通のデータ
    である ことを特徴とする方法。
16. 【請求項１６】少なくとも２つのバージョンのプログラ
    ムを有するデジタルデータを伴ってフォーマットされた
    再生可能なディスク記録媒体であり、単一の記録用トラ
    ックを具備し、各バージョンに特有のデータシーケンス
    と各バージョンの内の２つに共通のデータシーケンスと
    をインターリーブして含む単一のデータストリームを前
    記記録用トラック上に具備し、再生する必要のないデー
    タを読み飛ばす際にはバッファに保持されたデータに基
    づいて再生を行う再生装置上において、前記バッファの
    枯渇に起因する中断なく、両バージョンの再生を達成す
    るために、前記２つのバージョンに特有の両データシー
    ケンス内に、所定のデータを重複して配置し、もし該配
    置を行わないならば、該所定のデータは共通シーケンス
    内に存在する ことを特徴とするディスク記録媒体。
17. 【請求項１７】インターリーブされたデータブロックの
    列は、それぞれの対の中の２つのセグメントのうちの長
    い方に対応するデータブロックで始まりかつ終わる ことを特徴とする請求項16記載のディスク記録媒体。
18. 【請求項１８】原典素材データの少なくとも２つのプロ
    グラムバージョンＡおよびＢの途切れのない再生のため
    に、記録媒体上で、データをインターリーブするための
    方法であって、 前記媒体は、所定のデータバッファ管理システムを有す
    る再生装置上で再生可能であり、 前記データは、バージョンＡの原典素材データのＡタイ
    プセグメントと、バージョンＢの原典素材データのＢタ
    イプセグメントと、前記少なくとも２つのバージョンの
    両方に共通の原典素材データのＣタイプセグメントとを
    有し、 データは、連続したＣタイプセグメントの間に配置され
    たＡタイプセグメントとＢタイプセグメントとの対を有
    するように、原典素材データのどのバージョンが再生さ
    れていても読み出されるＣタイプセグメントを有するデ
    ータと、原典素材データのどのバージョンが再生されて
    いるのかに依存して読み出されるＡタイプセグメントの
    みまたはＢタイプセグメントのみを有するデータとを用
    いて、前記媒体上で、インターリーブされるべきであ
    り、 （ａ） ある対の中の各Ａタイプセグメントと各Ｂタイ
    プセグメントとを有するデータを、データブロックの２
    つの列に分割する過程と、 （ｂ） 過程（ａ）の２つの列の中のデータブロック
    を、単一の列の中にインターリーブする過程と、 （ｃ） ＡタイプセグメントとＢタイプセグメントとの
    対について過程（ｂ）でインターリーブされたＡタイプ
    データブロックとＢタイプデータブロックとの後に、次
    に続くＣタイプセグメントのみを有するデータブロック
    を続ける過程と、 （ｄ） 原典素材データのバージョンＢが再生されると
    きには、前記媒体が再生される再生装置がＡタイプデー
    タブロックを中断なくスキップすることを可能とするよ
    うに、かつ、原典素材データのバージョンＡが再生され
    るときには、前記再生装置がＢタイプデータブロックを
    中断なくスキップすることを可能とするように、Ａタイ
    プデータブロックとＢタイプデータブロックとのそれぞ
    れの長さを制限する過程と を具備する ことを特徴とする方法。
19. 【請求項１９】インターリーブされたデータブロックの
    列は、それぞれの対の中の２つのセグメントのうちの長
    い方に対応するデータブロックで始まりかつ終わる ことを特徴とする請求項18記載の方法。
20. 【請求項２０】原典素材データの少なくとも２つのプロ
    グラムバージョンＡおよびＢの途切れのない再生のため
    に、記録媒体上で、データをインターリーブするための
    方法であって、 前記媒体は、所定のデータバッファ管理システムを有す
    る再生装置上で再生可能であり、 前記データは、バージョンＡの原典素材データのＡタイ
    プセグメントと、バージョンＢの原典素材データのＢタ
    イプセグメントと、前記少なくとも２つのバージョンの
    両方に共通の原典素材データのＣタイプセグメントとを
    有し、 データは、連続したＣタイプセグメントの間に配置され
    たＡタイプセグメントとＢタイプセグメントとの対を有
    するように、原典素材データのどのバージョンが再生さ
    れていても読み出されるＣタイプセグメントを有するデ
    ータと、原典素材データのどのバージョンが再生されて
    いるのかに依存して読み出されるＡタイプセグメントの
    みまたはＢタイプセグメントのみを有するデータとを用
    いて、前記媒体上で、インターリーブされるべきであ
    り、 （ａ） ある対の中の各Ａタイプセグメントと各Ｂタイ
    プセグメントとを有するデータを、インターリーブされ
    たデータブロックの単一の列に再配置する過程と、 （ｂ） 原典素材データのバージョンＢが再生されると
    きには、前記媒体が再生される再生装置がＡタイプデー
    タブロックを中断なくスキップすることを可能とするよ
    うに、かつ、原典素材データのバージョンＡが再生され
    るときには、前記再生装置がＢタイプデータブロックを
    中断なくスキップすることを可能とするように、Ａタイ
    プデータブロックとＢタイプデータブロックとのそれぞ
    れの長さを制限する過程と、 （ｃ） インターリーブされたＡタイプデータブロック
    とＢタイプデータブロックの後に、次に続くＣタイプセ
    グメントのみを有するデータブロックを続ける過程と を具備する ことを特徴とする方法。
21. 【請求項２１】インターリーブされたデータブロックの
    列は、それぞれの対の中の２つのセグメントのうちの長
    い方に対応するデータブロックで始まりかつ終わる ことを特徴とする請求項20記載の方法。
22. 【請求項２２】原典素材データの少なくとも２つのプロ
    グラムバージョンＡおよびＢを有するためのディスク記
    録媒体であり、 前記ディスク記録媒体は、単一の記録用トラックを有
    し、 前記ディスク記録媒体は、再生する必要のないデータを
    読み飛ばす際にはバッファに保持されたデータに基づい
    て再生を行う再生装置上で再生可能であり、 （ａ） 前記ディスク記録媒体上のデータは、バージョ
    ンＡの原典素材データのＡタイプセグメントと、バージ
    ョンＢの原典素材データのＢタイプセグメントと、前記
    少なくとも２つのバージョンの両方に共通の原典素材デ
    ータのＣタイプセグメントとを有し、前記ディスク記録
    媒体は、原典素材データのどのバージョンが再生されて
    いてもＣタイプセグメントを有するデータを読み出しか
    つ原典素材データのどのバージョンが再生されているの
    かに依存してＡタイプセグメントのみまたはＢタイプセ
    グメントのみを有するデータを読み出す再生装置上で再
    生されることに適応され、 （ｂ） データは、連続したＣタイプセグメントの間に
    配置されたＡタイプセグメントとＢタイプセグメントと
    の対を有するように、前記ディスク記録媒体の記録用ト
    ラック上で、インターリーブされ、ある対の中の各Ａタ
    イプセグメントと各Ｂタイプセグメントとを有するデー
    タは、前記記録用トラック上において、インターリーブ
    されたデータブロックの単一の列に再配置され、原典素
    材データのバージョンＢが再生されるときには、前記デ
    ィスク記録媒体が再生される再生装置がＡタイプデータ
    ブロックを前記バッファの枯渇に起因する中断なくスキ
    ップすることを可能とするように、かつ、原典素材デー
    タのバージョンＡが再生されるときには、前記再生装置
    がＢタイプデータブロックを前記バッファの枯渇に起因
    する中断なくスキップすることを可能とするように、Ａ
    タイプデータブロックとＢタイプデータブロックとのそ
    れぞれの長さが制限され、 （ｃ） 前記記録用トラック上において、インターリー
    ブされたＡタイプデータブロックとＢタイプデータブロ
    ックとの各列は、次に続くＣタイプセグメントのみを有
    するデータブロックによって続かれる ことを特徴とするディスク記録媒体。
23. 【請求項２３】少なくとも２つのバージョンのプログラ
    ムを有するデジタルデータを、再生可能な媒体上に、フ
    ォーマットする方法であり、 （ａ） 各バージョンに特有のデータシーケンスと、各
    バージョンの内の２つに共通のデータシーケンスとを、
    単一のデータストリームの中にインターリーブする過程
    と、 （ｂ） 前記媒体に対応しておりしかし制限されたバッ
    ファ記憶装置を有する再生装置上において、両バージョ
    ンの途切れのない再生を達成するために、前記媒体が再
    生される再生装置が他のバージョンに特有のデータシー
    ケンスを中断なくスキップすることを可能とするよう
    に、各バージョンに特有のデータセグメントの長さを制
    限する過程と を具備する ことを特徴とする方法。
24. 【請求項２４】少なくとも２つのバージョンのプログラ
    ムを有するデジタルデータを伴ってフォーマットされた
    再生可能なディスク記録媒体であり、 （ａ） 単一の記録用トラックを具備し、 （ｂ） 各バージョンに特有のデータシーケンスと各バ
    ージョンの内の２つに共通のデータシーケンスとをイン
    ターリーブして含む単一のデータストリームを前記記録
    用トラック上に具備し、 （ｃ） 再生する必要のないデータを読み飛ばす際には
    バッファに保持されたデータに基づいて再生を行う再生
    装置上において、前記バッファの枯渇に起因する中断な
    く、両バージョンの再生を達成するために、前記ディス
    ク記録媒体が再生される再生装置が他のバージョンに特
    有のデータシーケンスを中断なくスキップすることを可
    能とするように、各バージョンに特有のデータシーケン
    スの長さが制限される ことを特徴とするディスク記録媒体。