JP3366318B2 - 高密度ディスクのためのエラー訂正方法 - Google Patents
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Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は光ディスクのエラー
訂正方法に係り、特に、高密度ディスクに適したエラー
訂正方法に関する。
訂正方法に係り、特に、高密度ディスクに適したエラー
訂正方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】光ディスクにはコンパクトディスク（Ｃ
Ｄ）、ＤＶＤ（デジタルバーサタイルディスク）などが
あり、現在、ＤＶＤよりも高密度の記録及び再生が要さ
れる高密度ＤＶＤ(High Density ＤＶＤ；ＨＤ−ＤＶ
Ｄ）が開発中にある。従来のＤＶＤが４．７ＧＢの記録
容量を有するのに対し、ＨＤ−ＤＶＤは１５ＧＢ以上の
記録容量を有する。ＨＤ−ＤＶＤの高記録容量は、デー
タ記録／再生のためのビームスポットの直径を小さく
し、かつ、記録線密度を高めることによって可能にな
る。
Ｄ）、ＤＶＤ（デジタルバーサタイルディスク）などが
あり、現在、ＤＶＤよりも高密度の記録及び再生が要さ
れる高密度ＤＶＤ(High Density ＤＶＤ；ＨＤ−ＤＶ
Ｄ）が開発中にある。従来のＤＶＤが４．７ＧＢの記録
容量を有するのに対し、ＨＤ−ＤＶＤは１５ＧＢ以上の
記録容量を有する。ＨＤ−ＤＶＤの高記録容量は、デー
タ記録／再生のためのビームスポットの直径を小さく
し、かつ、記録線密度を高めることによって可能にな
る。
【０００３】ＨＤ−ＤＶＤにおいて同じ長さの欠陥によ
って影響されるデータの量は、従来のＤＶＤに比べて遥
かに多い。この理由から、ＨＤ−ＤＶＤには従来のＤＶ
Ｄに比べて一層強いエラー訂正処理が要される。図１
は、従来のＤＶＤにおけるエラー訂正コード（ＥＣＣ）
ブロックの構造を示すものである。図１に示されたエラ
ー訂正コードブロックは、内符号（ＰＩ）として行方向
に１７２バイトのデータに対して１０バイトのエラー訂
正用パリティを付加し、外符号（ＰＯ）として列方向に
１９２バイトのデータに対して１６バイトのエラー訂正
用パリティを付加する構成となっている。ここで、内符
号（ＰＩ）のエラー訂正能力は最大５バイトであり、外
符号（ＰＯ）のエラー訂正能力は消去訂正時に最大１６
バイトである。
って影響されるデータの量は、従来のＤＶＤに比べて遥
かに多い。この理由から、ＨＤ−ＤＶＤには従来のＤＶ
Ｄに比べて一層強いエラー訂正処理が要される。図１
は、従来のＤＶＤにおけるエラー訂正コード（ＥＣＣ）
ブロックの構造を示すものである。図１に示されたエラ
ー訂正コードブロックは、内符号（ＰＩ）として行方向
に１７２バイトのデータに対して１０バイトのエラー訂
正用パリティを付加し、外符号（ＰＯ）として列方向に
１９２バイトのデータに対して１６バイトのエラー訂正
用パリティを付加する構成となっている。ここで、内符
号（ＰＩ）のエラー訂正能力は最大５バイトであり、外
符号（ＰＯ）のエラー訂正能力は消去訂正時に最大１６
バイトである。
【０００４】ＨＤ−ＤＶＤがＤＶＤと同一のエラー訂正
方法を使用したとするとき、欠陥の影響について調べて
みよう。図２は、通常の光ディスクにおいてビームスポ
ットと対物レンズとの関係を示すものである。表１に
は、ディスクの厚さ（ｔ）、対物レンズの開口数(Numer
al Aperture;ＮＡ）、ビームスポットの直径（２Ｒ）、
及び欠陥の長さ（ｋ）間の関係が示されている。
方法を使用したとするとき、欠陥の影響について調べて
みよう。図２は、通常の光ディスクにおいてビームスポ
ットと対物レンズとの関係を示すものである。表１に
は、ディスクの厚さ（ｔ）、対物レンズの開口数(Numer
al Aperture;ＮＡ）、ビームスポットの直径（２Ｒ）、
及び欠陥の長さ（ｋ）間の関係が示されている。
【０００５】
【表１】
【０００６】１）大きい欠陥の影響
ここで、大きい欠陥とは、内符号（ＰＩ）による訂正が
不可能なバーストエラーをいい、スクラッチ、指紋、ブ
ラックドットなどによって発生される。エラーの長さが
５バイトを超える欠陥は、内符号（ＰＩ）によるエラー
訂正が不可能なバーストエラーとなる。このときの欠陥
長さは、ｋ＝５バイト×１６チャンネルビット×０．１
３３μｍ（１チャンネルビットの長さ）＝１０．６４μ
ｍである。
不可能なバーストエラーをいい、スクラッチ、指紋、ブ
ラックドットなどによって発生される。エラーの長さが
５バイトを超える欠陥は、内符号（ＰＩ）によるエラー
訂正が不可能なバーストエラーとなる。このときの欠陥
長さは、ｋ＝５バイト×１６チャンネルビット×０．１
３３μｍ（１チャンネルビットの長さ）＝１０．６４μ
ｍである。
【０００７】１５ＧＢ容量のＨＤ−ＤＶＤ及び４．７Ｇ
Ｂ容量のＤＶＤとを比較したとき、線密度増加分＝（２
０／４．７）1/2であるため、同じ長さの欠陥に対し
て、ＨＤ−ＤＶＤはＤＶＤに比べて２．１倍のデータが
損傷される。ＨＤ−ＤＶＤはＤＶＤに比べてスポットサ
イズが小さいので有利かのように思えるが、欠陥発生後
に再生信号（ＲＦ）が元の状態に回復されるのに要され
る安定化時間がより長くなると予想される。したがっ
て、ＨＤ−ＤＶＤにおいてもＤＶＤにおいてもスポット
サイズによる影響はほぼ同様である。
Ｂ容量のＤＶＤとを比較したとき、線密度増加分＝（２
０／４．７）1/2であるため、同じ長さの欠陥に対し
て、ＨＤ−ＤＶＤはＤＶＤに比べて２．１倍のデータが
損傷される。ＨＤ−ＤＶＤはＤＶＤに比べてスポットサ
イズが小さいので有利かのように思えるが、欠陥発生後
に再生信号（ＲＦ）が元の状態に回復されるのに要され
る安定化時間がより長くなると予想される。したがっ
て、ＨＤ−ＤＶＤにおいてもＤＶＤにおいてもスポット
サイズによる影響はほぼ同様である。
【０００８】２）小さい欠陥の影響
ここで、小さい欠陥とは、内符号（ＰＩ）による訂正が
可能なバーストエラーをいい、微細なホコリなどによっ
て発生される。このときの欠陥長さは１０．６４μｍ以
下である。表１において、ＮＡ＝０．８５、ｔ＝０．１
ｍｍである場合、ＨＤ−ＤＶＤのディスク表面に入射さ
れるビームスポットの直径は１２８μｍとなって、ＤＶ
Ｄの０．４９６μｍよりも１／３．８８倍に小さくなる
ので、小さい欠陥に対してもエラーを引き起こす確率が
３．８８倍に大きくなることが分かる。
可能なバーストエラーをいい、微細なホコリなどによっ
て発生される。このときの欠陥長さは１０．６４μｍ以
下である。表１において、ＮＡ＝０．８５、ｔ＝０．１
ｍｍである場合、ＨＤ−ＤＶＤのディスク表面に入射さ
れるビームスポットの直径は１２８μｍとなって、ＤＶ
Ｄの０．４９６μｍよりも１／３．８８倍に小さくなる
ので、小さい欠陥に対してもエラーを引き起こす確率が
３．８８倍に大きくなることが分かる。
【０００９】のみならず、ＨＤ−ＤＶＤの線密度がＤＶ
Ｄに比べて２．１倍に大きくなるため、同じ長さの欠陥
であるとしても、エラーを引き起こす確率が３．８８×
２．１＝８．１４８倍に大きくなる。このことは、ＨＤ
−ＤＶＤがＤＶＤと同じ変調方法を使用したとすると
き、内符号（ＰＩ）によるエラー訂正が約４０．７４バ
イト（５バイト×８．１４８）まで可能でなければなら
ないということを意味する。したがって、ＨＤ−ＤＶＤ
は多数の内符号（ＰＩ）を必要とする。図１に示された
ような従来のＤＶＤのエラー訂正方法において、同数の
パリティを付加しながらもバーストエラー訂正能力を高
めるためには、内符号（ＰＩ）方向にデータ列を増やし
ながら、外符号（ＰＯ）方向にはデータ行を減らすべき
である。
Ｄに比べて２．１倍に大きくなるため、同じ長さの欠陥
であるとしても、エラーを引き起こす確率が３．８８×
２．１＝８．１４８倍に大きくなる。このことは、ＨＤ
−ＤＶＤがＤＶＤと同じ変調方法を使用したとすると
き、内符号（ＰＩ）によるエラー訂正が約４０．７４バ
イト（５バイト×８．１４８）まで可能でなければなら
ないということを意味する。したがって、ＨＤ−ＤＶＤ
は多数の内符号（ＰＩ）を必要とする。図１に示された
ような従来のＤＶＤのエラー訂正方法において、同数の
パリティを付加しながらもバーストエラー訂正能力を高
めるためには、内符号（ＰＩ）方向にデータ列を増やし
ながら、外符号（ＰＯ）方向にはデータ行を減らすべき
である。
【００１０】しかし、内符号（ＰＩ）方向のデータ列の
数（ｎ）が２５６を超えると、ガローアフィールド(Gal
ois Field)演算ＧＦ（２8）ができなくなる。すなわ
ち、図１に示されたような従来のＤＶＤでのエラー訂正
方法をＨＤ−ＤＶＤに適用し難いという問題点がある。
数（ｎ）が２５６を超えると、ガローアフィールド(Gal
ois Field)演算ＧＦ（２8）ができなくなる。すなわ
ち、図１に示されたような従来のＤＶＤでのエラー訂正
方法をＨＤ−ＤＶＤに適用し難いという問題点がある。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】そこで、本発明の目的
は、ＨＤ−ＤＶＤに適したエラー訂正方法を提供するこ
とである。本発明の他の目的は、上記ＨＤ−ＤＶＤに適
した基本アドレッシング構造を提供することである。
は、ＨＤ−ＤＶＤに適したエラー訂正方法を提供するこ
とである。本発明の他の目的は、上記ＨＤ−ＤＶＤに適
した基本アドレッシング構造を提供することである。
【００１２】
【課題を解決するための手段】本発明によるエラー訂正
方法は、（ｎ×ｍ×ｏ）バイトサイズのエラー訂正ブロ
ックに対して内符号訂正及び外符号訂正のためのパリテ
ィを付加するエラー訂正方法において、前記エラー訂正
ブロックを内符号方向にｘ個（ここで、ｘは少なくとも
２以上の整数）の複数のデータグループにセグメント化
して複数の内符号パリティブロック（ＰＩブロック）を
得るステップと、セグメント化によって生成された複数
のＰＩブロックの各々に対してｅバイトずつの内符号パ
リティを生成し、かつ、これらを内符号方向に付加する
ステップと、内符号パリティが付加されたエラー訂正ブ
ロックの外符号方向に対してｆバイトの外符号パリティ
（ＰＯ）を生成し、かつ、これらを外符号方向に付加す
るステップとを含むことを特徴とする。
方法は、（ｎ×ｍ×ｏ）バイトサイズのエラー訂正ブロ
ックに対して内符号訂正及び外符号訂正のためのパリテ
ィを付加するエラー訂正方法において、前記エラー訂正
ブロックを内符号方向にｘ個（ここで、ｘは少なくとも
２以上の整数）の複数のデータグループにセグメント化
して複数の内符号パリティブロック（ＰＩブロック）を
得るステップと、セグメント化によって生成された複数
のＰＩブロックの各々に対してｅバイトずつの内符号パ
リティを生成し、かつ、これらを内符号方向に付加する
ステップと、内符号パリティが付加されたエラー訂正ブ
ロックの外符号方向に対してｆバイトの外符号パリティ
（ＰＯ）を生成し、かつ、これらを外符号方向に付加す
るステップとを含むことを特徴とする。
【００１３】ここで、好ましくは、エラー訂正ブロック
を構成するデータフレームは、各々が２ＫＢの容量をも
つ２つのユーザーデータを含む。さらに、好ましくは、
前記データフレームは、各々のユーザーデータに対して
エラー検出をするための付加情報を有する。
を構成するデータフレームは、各々が２ＫＢの容量をも
つ２つのユーザーデータを含む。さらに、好ましくは、
前記データフレームは、各々のユーザーデータに対して
エラー検出をするための付加情報を有する。
【００１４】
【発明の実施の形態】以下、添付した図面に基づき、本
発明の構成及び動作について詳細に説明する。図３は、
本発明によるエラー訂正方法において、エラー訂正ブロ
ックと内符号及び外符号パリティの関係を示すものであ
る。前にも述べたように、同数のパリティを付加しなが
らもバーストエラー訂正能力を高めるためには、内符号
パリティ（ＰＩ）方向にデータ列を増やしながら、外符
号パリティ（ＰＯ）方向にはデータ行を減らすべきであ
る。
発明の構成及び動作について詳細に説明する。図３は、
本発明によるエラー訂正方法において、エラー訂正ブロ
ックと内符号及び外符号パリティの関係を示すものであ
る。前にも述べたように、同数のパリティを付加しなが
らもバーストエラー訂正能力を高めるためには、内符号
パリティ（ＰＩ）方向にデータ列を増やしながら、外符
号パリティ（ＰＯ）方向にはデータ行を減らすべきであ
る。
【００１５】しかし、内符号パリティ（ＰＩ）方向のデ
ータ列の数（ｎ）が２５６を超えると、ガローアフィー
ルド演算ができなくなるため、本発明のエラー訂正方法
では多重内符号パリティ訂正(Multi-way PI Error Corr
ection)方式を用いる。すなわち、１行内のデータ列の
数（ｎ）を適宜な個数（ｘ個）のセグメントに分けてセ
グメント化し、セグメント化した内符号パリティブロッ
ク（以下、ＰＩブロックと称する）の各々にｅバイトの
内符号パリティを付加する。ここで、ｎ／ｘのサイズは
記録に際してシンクを付加するのに適したサイズにし、
ｎ／ｘ＋ｅ≦２５６になるようにｎ、ｘ、ｅを定める。
ータ列の数（ｎ）が２５６を超えると、ガローアフィー
ルド演算ができなくなるため、本発明のエラー訂正方法
では多重内符号パリティ訂正(Multi-way PI Error Corr
ection)方式を用いる。すなわち、１行内のデータ列の
数（ｎ）を適宜な個数（ｘ個）のセグメントに分けてセ
グメント化し、セグメント化した内符号パリティブロッ
ク（以下、ＰＩブロックと称する）の各々にｅバイトの
内符号パリティを付加する。ここで、ｎ／ｘのサイズは
記録に際してシンクを付加するのに適したサイズにし、
ｎ／ｘ＋ｅ≦２５６になるようにｎ、ｘ、ｅを定める。
【００１６】外符号パリティ（ＰＯ）方向にデータフレ
ームの数（ｏ）が１６個であるとするとき、ｍ（行）×
１６＋ｆ（行）≦２５６であり、内符号方向のセグメン
ト数（ｘ）×外符号パリティ数（ｆ）がデータフレーム
の数（ｏ）で割れるようにする。その理由は、外符号パ
リティの数（ｆ）をＤＶＤでのようにデータフレーム数
（ｏ）と同じ数にしなくても良いようにするためであ
る。
ームの数（ｏ）が１６個であるとするとき、ｍ（行）×
１６＋ｆ（行）≦２５６であり、内符号方向のセグメン
ト数（ｘ）×外符号パリティ数（ｆ）がデータフレーム
の数（ｏ）で割れるようにする。その理由は、外符号パ
リティの数（ｆ）をＤＶＤでのようにデータフレーム数
（ｏ）と同じ数にしなくても良いようにするためであ
る。
【００１７】図３に示されたエラー訂正ブロックは、チ
ャンネル変調の直後にディスクへの記録を行なう場合に
は問題がある。すなわち、小さい欠陥が生じて一つのＰ
Ｉブロックでｅ／２バイト以上のデータが損傷された場
合、内符号パリティ（ＰＩ）による訂正ができなくな
る。したがって、欠陥の生じたＰＩブロックの全てのデ
ータは、訂正ができなかったというフラグを付けて外符
号パリティ（ＰＯ）による訂正ステップに送るべきであ
る。内符号パリティ（ＰＩ）による訂正ができなかった
というフラグが付けられて送られたデータがｆ個を超え
ると、外符号パリティ（ＰＯ）による訂正もできなくな
る。
ャンネル変調の直後にディスクへの記録を行なう場合に
は問題がある。すなわち、小さい欠陥が生じて一つのＰ
Ｉブロックでｅ／２バイト以上のデータが損傷された場
合、内符号パリティ（ＰＩ）による訂正ができなくな
る。したがって、欠陥の生じたＰＩブロックの全てのデ
ータは、訂正ができなかったというフラグを付けて外符
号パリティ（ＰＯ）による訂正ステップに送るべきであ
る。内符号パリティ（ＰＩ）による訂正ができなかった
というフラグが付けられて送られたデータがｆ個を超え
ると、外符号パリティ（ＰＯ）による訂正もできなくな
る。
【００１８】すなわち、小さい欠陥及び散発エラーを効
率良く訂正するために、ｘ個のＰＩブロック間で内符号
パリティ（ＰＩ）方向にインタリーブが行われる。図４
は、同じ行のＰＩブロック間のインタリーブによる効果
を示すものである。図４に示されたように、バーストエ
ラーが生じてもこれがＰＩブロック間のインタリーブに
よって散発エラーに変わる。したがって、ｅ／２バイト
以上のデータが損傷されても、インタリーブ後には１つ
のＰＩブロック内でｅ／２以下にエラーが減り、これに
より訂正ができるようになる。
率良く訂正するために、ｘ個のＰＩブロック間で内符号
パリティ（ＰＩ）方向にインタリーブが行われる。図４
は、同じ行のＰＩブロック間のインタリーブによる効果
を示すものである。図４に示されたように、バーストエ
ラーが生じてもこれがＰＩブロック間のインタリーブに
よって散発エラーに変わる。したがって、ｅ／２バイト
以上のデータが損傷されても、インタリーブ後には１つ
のＰＩブロック内でｅ／２以下にエラーが減り、これに
より訂正ができるようになる。
【００１９】また、他の方法として、ｅバイトのパリテ
ィを内符号パリティ（ＰＩ）方向にｘ個のデータおきに
付加する方法がある。インタリーブ効果をより高めるた
めの対策として、別の列内のＰＩブロック間にもインタ
リーブを行なう方法がある。しかし、この場合、エラー
訂正が終わってからデータを出力するまでの遅延時間が
長びいてしまう不具合がある。したがって、インタリー
ブの範囲は、このような遅延時間及び訂正すべきバース
トエラーの長さを考慮して決めることが好ましい。
ィを内符号パリティ（ＰＩ）方向にｘ個のデータおきに
付加する方法がある。インタリーブ効果をより高めるた
めの対策として、別の列内のＰＩブロック間にもインタ
リーブを行なう方法がある。しかし、この場合、エラー
訂正が終わってからデータを出力するまでの遅延時間が
長びいてしまう不具合がある。したがって、インタリー
ブの範囲は、このような遅延時間及び訂正すべきバース
トエラーの長さを考慮して決めることが好ましい。
【００２０】図５は、本発明によるエラー訂正を行なう
過程を示すものである。まず、アドレス情報（ＩＤ）５
０２にエラー検出用データ（ＩＥＤ）を付加する。次
に、“ＩＤ＋ＩＥＤ”５０４に、今後の拡張性及びユー
ザ情報、生産者情報、著作権保護などの情報を書き込む
ための予約空間(ＲＳＶ:reserve)及び４ＫＢのユーザデ
ータを付加する。“（ＩＤ＋ＩＥＤ）＆ＲＳＶ＆４ＫＢ
ユーザデータ”５０６において、４ＫＢのユーザデー
タを既存のＣＤ、ＤＶＤとの互換性を考慮して２ＫＢず
つのユーザデータに分けた後にエラー検出用付加情報
（ＥＤＣ：error detection code)を付加する。こうす
れば、基本的な１データフレーム５０８が完成される。
過程を示すものである。まず、アドレス情報（ＩＤ）５
０２にエラー検出用データ（ＩＥＤ）を付加する。次
に、“ＩＤ＋ＩＥＤ”５０４に、今後の拡張性及びユー
ザ情報、生産者情報、著作権保護などの情報を書き込む
ための予約空間(ＲＳＶ:reserve)及び４ＫＢのユーザデ
ータを付加する。“（ＩＤ＋ＩＥＤ）＆ＲＳＶ＆４ＫＢ
ユーザデータ”５０６において、４ＫＢのユーザデー
タを既存のＣＤ、ＤＶＤとの互換性を考慮して２ＫＢず
つのユーザデータに分けた後にエラー検出用付加情報
（ＥＤＣ：error detection code)を付加する。こうす
れば、基本的な１データフレーム５０８が完成される。
【００２１】次に、１データフレーム５０８に対してデ
ータの保護及びチャンネル変調、サーボ性能を確保する
ためのスクランブルを行なう。例えば、４ＫＢのデータ
フレームに６４ＫＢをエラー訂正の基本単位とする２０
ＧＢ級のＨＤ−ＤＶＤに適したデータのスクランブルを
行なうためには、本実施例のように、６４ＫＢのエラー
訂正基本単位を有し、かつ、１データフレーム内のユー
ザデータのサイズが４ＫＢであるＨＤ−ＤＶＤにおい
て、ランダムデータ発生器の周期を６４ＫＢにすること
が安定したサーボ動作及び変調に際してのＤＣ抑圧の面
から有利である。
ータの保護及びチャンネル変調、サーボ性能を確保する
ためのスクランブルを行なう。例えば、４ＫＢのデータ
フレームに６４ＫＢをエラー訂正の基本単位とする２０
ＧＢ級のＨＤ−ＤＶＤに適したデータのスクランブルを
行なうためには、本実施例のように、６４ＫＢのエラー
訂正基本単位を有し、かつ、１データフレーム内のユー
ザデータのサイズが４ＫＢであるＨＤ−ＤＶＤにおい
て、ランダムデータ発生器の周期を６４ＫＢにすること
が安定したサーボ動作及び変調に際してのＤＣ抑圧の面
から有利である。
【００２２】図６は、図５に示されたエラー訂正方法に
おいて、スクランブル済みの１データフレーム５１０の
構造を示すものである。図６に示されたように、１デー
タフレーム５１０は、例えば、４バイトのＩＤ、２バイ
トのＩＥＤ、１８バイトのＲＳＶ、各々が２ＫＢである
２個のユーザデータブロック、各々が４バイトである２
個のＥＤＣで構成される。ここで、１データフレーム
は、内符号パリティ方向（行方向）には６８８バイトで
あり、外符号パリティ方向（列方向）には６行で構成さ
れる。
おいて、スクランブル済みの１データフレーム５１０の
構造を示すものである。図６に示されたように、１デー
タフレーム５１０は、例えば、４バイトのＩＤ、２バイ
トのＩＥＤ、１８バイトのＲＳＶ、各々が２ＫＢである
２個のユーザデータブロック、各々が４バイトである２
個のＥＤＣで構成される。ここで、１データフレーム
は、内符号パリティ方向（行方向）には６８８バイトで
あり、外符号パリティ方向（列方向）には６行で構成さ
れる。
【００２３】図６に示されたデータフレームを１６枚ま
とめて一つのエラー訂正ブロック（図５の５１２）を構
成し、ここに内符号パリティ（ＰＩ）及び外符号パリテ
ィ（ＰＯ）を付加する。図７及び図８は、図５に示され
たエラー訂正方法において、エラー訂正ブロックに対し
て内符号パリティ（ＰＩ）及び外符号パリティ（ＰＯ）
を付加することを示すものである。図７及び図８を参照
すれば、本実施例においては、図６に示されたような１
６枚のデータフレームを外符号パリティ方向（列方向）
に並べた後に内符号パリティ方向（行方向）に対して各
々が８バイトで構成される４個の内符号パリティ（Ｐ
Ｉ）を付加し、外符号パリティ方向（列方向）に対して
１２バイトで構成される外符号パリティ（ＰＯ）を付加
する。
とめて一つのエラー訂正ブロック（図５の５１２）を構
成し、ここに内符号パリティ（ＰＩ）及び外符号パリテ
ィ（ＰＯ）を付加する。図７及び図８は、図５に示され
たエラー訂正方法において、エラー訂正ブロックに対し
て内符号パリティ（ＰＩ）及び外符号パリティ（ＰＯ）
を付加することを示すものである。図７及び図８を参照
すれば、本実施例においては、図６に示されたような１
６枚のデータフレームを外符号パリティ方向（列方向）
に並べた後に内符号パリティ方向（行方向）に対して各
々が８バイトで構成される４個の内符号パリティ（Ｐ
Ｉ）を付加し、外符号パリティ方向（列方向）に対して
１２バイトで構成される外符号パリティ（ＰＯ）を付加
する。
【００２４】１）外符号パリティ（ＰＯ）
外符号パリティ（ＰＯ）は、リードソロモンコードＲＳ
（１０８，９６，１３）を用いて生成される。すなわ
ち、データ（Ｂ０，０〜Ｂｉ，ｊ）（ここで、ｉ＝０〜
９５，ｊ＝０〜６８７）に対して（Ｂ９６，０〜Ｂｉ，
ｊ）（ここで、ｉ＝９６〜１０７，ｊ＝０〜６８７）が
生成される。
（１０８，９６，１３）を用いて生成される。すなわ
ち、データ（Ｂ０，０〜Ｂｉ，ｊ）（ここで、ｉ＝０〜
９５，ｊ＝０〜６８７）に対して（Ｂ９６，０〜Ｂｉ，
ｊ）（ここで、ｉ＝９６〜１０７，ｊ＝０〜６８７）が
生成される。
【００２５】２）内符号パリティ（ＰＩ）
内符号パリティ（ＰＩ）は、リードソロモンコードＲＳ
（１８０，１７２，９）を用いて生成される。データ
（Ｂｉ，０〜Ｂｉ，１７１）（ここで、ｉ＝０〜１０
７）に対して（Ｂｉ，６８８〜Ｂｉ，６９５）（ここ
で、ｉ＝０〜１０７）が、データ（Ｂｉ，１７２〜Ｂ
ｉ，３４３）（ここで、ｉ＝０〜１０７）に対して（Ｂ
ｉ， ６９６〜Ｂｉ，７０３）（ここで、ｉ＝０〜１０
７）が、データ（Ｂｉ，３４４〜Ｂｉ，５４５）（ここ
で、ｉ＝０〜１０７）に対して（Ｂｉ，７０４〜Ｂｉ，
７１１）（ここで、ｉ＝０〜１０７）が、そしてデータ
（Ｂｉ，５４６〜Ｂｉ，６８７）（ここで、ｉ＝０〜１
０７）に対して（Ｂｉ，７１２〜Ｂｉ，７１９）（ここ
で、ｉ＝０〜１０７）が生成される。
（１８０，１７２，９）を用いて生成される。データ
（Ｂｉ，０〜Ｂｉ，１７１）（ここで、ｉ＝０〜１０
７）に対して（Ｂｉ，６８８〜Ｂｉ，６９５）（ここ
で、ｉ＝０〜１０７）が、データ（Ｂｉ，１７２〜Ｂ
ｉ，３４３）（ここで、ｉ＝０〜１０７）に対して（Ｂ
ｉ， ６９６〜Ｂｉ，７０３）（ここで、ｉ＝０〜１０
７）が、データ（Ｂｉ，３４４〜Ｂｉ，５４５）（ここ
で、ｉ＝０〜１０７）に対して（Ｂｉ，７０４〜Ｂｉ，
７１１）（ここで、ｉ＝０〜１０７）が、そしてデータ
（Ｂｉ，５４６〜Ｂｉ，６８７）（ここで、ｉ＝０〜１
０７）に対して（Ｂｉ，７１２〜Ｂｉ，７１９）（ここ
で、ｉ＝０〜１０７）が生成される。
【００２６】内符号パリティ（ＰＩ）方向にパリティを
付加するとき、４−ウェイに分けて付加する理由として
は、次の３つが挙げられる。先ず第一に、ガローアフィ
ールド演算ＧＦ（２8）ができるように、パリティを含
んで一つの内符号パリティ（ＰＩ）訂正単位を２５６個
以下にするためである。
付加するとき、４−ウェイに分けて付加する理由として
は、次の３つが挙げられる。先ず第一に、ガローアフィ
ールド演算ＧＦ（２8）ができるように、パリティを含
んで一つの内符号パリティ（ＰＩ）訂正単位を２５６個
以下にするためである。
【００２７】第二に、訂正ができなかったというフラグ
を４単位に分けて付けることにより、外符号パリティ
（ＰＯ）訂正に際して消去訂正ができるようにするため
である。最後に、４個のＰＩブロック間でインタリーブ
を行なうことにより、内符号パリティ（ＰＩ）訂正能力
を高めるためである。
を４単位に分けて付けることにより、外符号パリティ
（ＰＯ）訂正に際して消去訂正ができるようにするため
である。最後に、４個のＰＩブロック間でインタリーブ
を行なうことにより、内符号パリティ（ＰＩ）訂正能力
を高めるためである。
【００２８】本発明では、このようなエラー訂正方式を
ＲＳ−ＭＷＰＣ(Reed-Solomon Multiple Way PI or PO
Product Code)と呼ぶ。次に、内符号パリティ（ＰＩ）
方向のバーストエラーを散発エラーに変え、内符号パリ
ティ（ＰＩ）、外符号パリティ（ＰＯ）を保護するため
に内符号パリティ（ＰＩ）方向にインタリーブを行な
う。図９及び図１０は、図５に示されたエラー訂正方法
において、内符号パリティ（ＰＩ）方向にインタリーブ
を行なった結果を示すものである。図９及び図１０は、
データ区間及びパリティ区間で４個のＰＩブロック内の
データを順番に並べ替えた結果である。
ＲＳ−ＭＷＰＣ(Reed-Solomon Multiple Way PI or PO
Product Code)と呼ぶ。次に、内符号パリティ（ＰＩ）
方向のバーストエラーを散発エラーに変え、内符号パリ
ティ（ＰＩ）、外符号パリティ（ＰＯ）を保護するため
に内符号パリティ（ＰＩ）方向にインタリーブを行な
う。図９及び図１０は、図５に示されたエラー訂正方法
において、内符号パリティ（ＰＩ）方向にインタリーブ
を行なった結果を示すものである。図９及び図１０は、
データ区間及びパリティ区間で４個のＰＩブロック内の
データを順番に並べ替えた結果である。
【００２９】図１１は、図９及び図１０にさらに内符号
パリティ（ＰＩ）方向にインタリーブを行なった結果を
示すものである。内符号パリティ（ＰＩ）はさらに内符
号パリティ（ＰＩ）方向に８バイトずつに分けてインタ
リーブを行なう。これは、内符号パリティ（ＰＩ）にバ
ーストエラーが生じないようにするためである。内符号
パリティ（ＰＩ）に対するインタリーブが終わると、９
７番目の行から１０８番目の行までの合計１２行のＰＯ
＋ＰＩパリティは１６行に再構成される。１２行のＰＯ
＋ＰＩパリティが１６行のＰＯ＋ＰＩパリティに変えら
れる理由は、内符号パリティ方向のセグメント数４
（ｘ）にＰＯ＋ＰＩパリティ行数１２（ｆ）をかけたの
がデータフレーム数１６（ｏ）で割れるからである。
パリティ（ＰＩ）方向にインタリーブを行なった結果を
示すものである。内符号パリティ（ＰＩ）はさらに内符
号パリティ（ＰＩ）方向に８バイトずつに分けてインタ
リーブを行なう。これは、内符号パリティ（ＰＩ）にバ
ーストエラーが生じないようにするためである。内符号
パリティ（ＰＩ）に対するインタリーブが終わると、９
７番目の行から１０８番目の行までの合計１２行のＰＯ
＋ＰＩパリティは１６行に再構成される。１２行のＰＯ
＋ＰＩパリティが１６行のＰＯ＋ＰＩパリティに変えら
れる理由は、内符号パリティ方向のセグメント数４
（ｘ）にＰＯ＋ＰＩパリティ行数１２（ｆ）をかけたの
がデータフレーム数１６（ｏ）で割れるからである。
【００３０】このために、第１番目のＰＯ＋ＰＩ行の７
２０（＝６８８＋３２）バイトに３／４を掛けて得た５
４０バイトが第１の新しいＰＯ＋ＰＩパリティ行とな
り、残りの１８０（＝７２０−５４０）バイトは第２の
ＰＯ＋ＰＩパリティ行にパスし、そもそも第２のＰＯ＋
ＰＩパリティ行にあった７２０バイトとさらに和した後
に、順番に５４０バイトを新しい第２のＰＯ＋ＰＩパリ
ティ行に変える。
２０（＝６８８＋３２）バイトに３／４を掛けて得た５
４０バイトが第１の新しいＰＯ＋ＰＩパリティ行とな
り、残りの１８０（＝７２０−５４０）バイトは第２の
ＰＯ＋ＰＩパリティ行にパスし、そもそも第２のＰＯ＋
ＰＩパリティ行にあった７２０バイトとさらに和した後
に、順番に５４０バイトを新しい第２のＰＯ＋ＰＩパリ
ティ行に変える。
【００３１】こういうふうに合計１６行の新しいＰＯ＋
ＰＩパリティ行に変わり、第１行から外符号パリティ
（ＰＯ）方向にインタリーブを行なうことにより全ての
インタリーブが終わり、図１２ないし図１５のように合
計１６枚の記録フレームに再構成される。これらのデー
タに対してシンクを挿入してチャンネル変調を行なう
と、実際に光ディスクに記録できる形態となる。
ＰＩパリティ行に変わり、第１行から外符号パリティ
（ＰＯ）方向にインタリーブを行なうことにより全ての
インタリーブが終わり、図１２ないし図１５のように合
計１６枚の記録フレームに再構成される。これらのデー
タに対してシンクを挿入してチャンネル変調を行なう
と、実際に光ディスクに記録できる形態となる。
【００３２】最後に、インタリーブ済みのエラー訂正ブ
ロック５１４の各データフレームにシンクを付加する。
シンクが付加されたエラー訂正ブロック５１６をディス
クに記録する。
ロック５１４の各データフレームにシンクを付加する。
シンクが付加されたエラー訂正ブロック５１６をディス
クに記録する。
【００３３】
【発明の効果】以上述べたように、本発明によるエラー
訂正方法は、パリティ符号の冗長を既存のＤＶＤに同レ
ベルに維持しながら、エラー訂正能力を向上させる効果
がある。
訂正方法は、パリティ符号の冗長を既存のＤＶＤに同レ
ベルに維持しながら、エラー訂正能力を向上させる効果
がある。
【図１】 従来のＤＶＤにおけるエラー訂正コード（Ｅ
ＣＣ）ブロックの構造を示すものである。
ＣＣ）ブロックの構造を示すものである。
【図２】 通常の光ディスクにおいて、ビームスポット
と対物レンズとの関係を示すものである。
と対物レンズとの関係を示すものである。
【図３】 本発明によるエラー訂正方法において、エラ
ー訂正ブロックと内符号及び外符号パリティとの関係を
示すものである。
ー訂正ブロックと内符号及び外符号パリティとの関係を
示すものである。
【図４】 同じ行のＰＩブロック間のインタリーブによ
る効果を示すものである。
る効果を示すものである。
【図５】 本発明によるエラー訂正を行なう過程を示す
ものである。
ものである。
【図６】 図５に示されたエラー訂正方法において、ス
クランブル済みの１データフレームの構造を示すもので
ある。
クランブル済みの１データフレームの構造を示すもので
ある。
【図７】 図５に示されたエラー訂正方法において、エ
ラー訂正ブロックに対して内符号及び外符号パリティを
付加することを示すものである。
ラー訂正ブロックに対して内符号及び外符号パリティを
付加することを示すものである。
【図８】 図５に示されたエラー訂正方法において、エ
ラー訂正ブロックに対して内符号及び外符号パリティを
付加することを示すものである。
ラー訂正ブロックに対して内符号及び外符号パリティを
付加することを示すものである。
【図９】 図５に示されたエラー訂正方法において、内
符号方向にインタリーブを行なった結果を示すものであ
る。
符号方向にインタリーブを行なった結果を示すものであ
る。
【図１０】 図５に示されたエラー訂正方法において、
内符号方向にインタリーブを行なった結果を示すもので
ある。
内符号方向にインタリーブを行なった結果を示すもので
ある。
【図１１】 図９，１０の結果にさらに内符号方向にイ
ンタリーブを行なった結果を示すものである。
ンタリーブを行なった結果を示すものである。
【図１２】 図５のエラー訂正方法において、外符号方
向にインタリーブが行われた結果を示すものである。
向にインタリーブが行われた結果を示すものである。
【図１３】 図５のエラー訂正方法において、外符号方
向にインタリーブが行われた結果を示すものである。
向にインタリーブが行われた結果を示すものである。
【図１４】 図５のエラー訂正方法において、外符号方
向にインタリーブが行われた結果を示すものである。
向にインタリーブが行われた結果を示すものである。
【図１５】 図５のエラー訂正方法において、外符号方
向にインタリーブが行われた結果を示すものである。
向にインタリーブが行われた結果を示すものである。
５０２ ＩＤ
５０４ ＩＤ＋ＩＥＤ
５０６ （ＩＤ＋ＩＥＤ）＆ＲＳＶ＆４ＫＢ ユーザデ
ータ ５０８ 基本的な１データフレーム ５１０ スクランブル済みのデータフレーム ５１２ エラー訂正ブロック ５１４ インタリーブ済みのエラー訂正ブロック ５１６ シンクが付加されたエラー訂正ブロック
ータ ５０８ 基本的な１データフレーム ５１０ スクランブル済みのデータフレーム ５１２ エラー訂正ブロック ５１４ インタリーブ済みのエラー訂正ブロック ５１６ シンクが付加されたエラー訂正ブロック
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ
Ｈ０３Ｍ 13/27 Ｈ０３Ｍ 13/27
13/29 13/29
Ｈ０４Ｌ 1/00 Ｈ０４Ｌ 1/00 Ｂ
(56)参考文献 特開2000−323995（ＪＰ，Ａ)
特開 平10−188489（ＪＰ，Ａ)
特開 平８−7500（ＪＰ，Ａ)
特開 平７−192402（ＪＰ，Ａ)
特開 平７−211014（ＪＰ，Ａ)
(58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名)
G11B 20/12
G11B 20/18
H03M 13/15
H03M 13/27
H03M 13/29
H04L 1/00
Claims (16)
- 【請求項１】 （ｎ×ｍ×ｏ）バイトサイズのエラー訂
正ブロックに対して内符号訂正及び外符号訂正のための
パリティを付加するエラー訂正方法において、 前記エラー訂正ブロックを内符号方向にｘ個（ここで、
ｘは少なくとも２以上の整数）の複数のデータグループ
にセグメント化して複数の内符号パリティブロック（Ｐ
Ｉブロック）を得るステップと、 セグメント化によって生成された複数のＰＩブロックの
各々に対してｅバイトずつの内符号パリティを生成し、
かつ、これらを内符号方向に付加するステップと、 内符号パリティが付加されたエラー訂正ブロックの外符
号パリティ方向にｆバイトの外符号パリティ（ＰＯ）を
生成し、かつ、これらを外符号方向に付加するステップ
とを含むエラー訂正方法。 - 【請求項２】 前記内符号パリティはリード−ソロモン
符号であり、 （ｎ／ｘ）＋ｅ≦２５６ の条件を満足することを特徴とする請求項１に記載のエ
ラー訂正方法。 - 【請求項３】 前記（ｎ×ｍ×ｏ）バイト＝６４Ｋバイ
トであることを特徴とする請求項２に記載のエラー訂正
方法。 - 【請求項４】 前記ｎは６８８であり、前記ｍは６であ
ることを特徴とする請求項３に記載のエラー訂正方法。 - 【請求項５】 前記ｘは１７２であり、前記ｅ＝８であ
ることを特徴とする請求項４に記載のエラー訂正方法。 - 【請求項６】 前記ｆは１２であることを特徴とする請
求項５に記載のエラー訂正方法。 - 【請求項７】 内符号パリティ及び外符号パリティが付
加されたエラー訂正ブロックにおいて、前記複数のデー
タグループ及び前記複数の内符号パリティを内符号方向
にインタリーブするステップをさらに具備することを特
徴とする請求項１に記載のエラー訂正方法。 - 【請求項８】 前記複数のデータグループ（ＤＧ０，Ｄ
Ｇ１，．．．，ＤＧｘ−１）を各々に属するバイトのう
ち同じ順序をもつバイト同士にまとめて再配置すること
を特徴とする請求項７に記載のエラー訂正方法。 - 【請求項９】 前記再配置は、同じ行内のＰＩグループ
間でのみ行われることを特徴とする請求項８に記載のエ
ラー訂正方法。 - 【請求項１０】 前記複数の内符号パリティ（ＰＩ０，
ＰＩ１，．．．，ＰＩｘ−１）を各々に属するバイトの
うち同じ順序をもつバイト同士にまとめて再配置するこ
とを特徴とする請求項７に記載のエラー訂正方法。 - 【請求項１１】 前記再配置は、同じ行内の内符号パリ
ティ間でのみ行われることを特徴とする請求項１０に記
載のエラー訂正方法。 - 【請求項１２】 前記再配置されたＰＩグループ間に前
記再配置された内符号パリティを移動配置するステップ
をさらに具備することを特徴とする請求項７に記載のエ
ラー訂正方法。 - 【請求項１３】 前記外符号パリティを外符号方向にイ
ンタリーブするステップをさらに具備することを特徴と
する請求項１１に記載のエラー訂正方法。 - 【請求項１４】 前記外符号方向にインタリーブするス
テップは、 前記ｆバイトの外符号パリティを順番に整列してｎ×ｆ
バイトのビットストリームを得、これらを｛（ｎ×ｆ）
／ｍ｝ずつに分割するステップと、 前記分割された外符号パリティを外符号方向に行ごとに
移動配置するステップとをさらに具備することを特徴と
する請求項１３に記載のエラー訂正方法。 - 【請求項１５】 前記ｎ×ｍはディスク上に記録される
基本アドレス単位であり、４バイトのアドレス情報、２
バイトのエラー検出用データ、１８バイトの予約空間、
各々が２ＫＢである２個のユーザーデータブロック、及
び各々が４バイトである２個のエラー検出用付加情報で
構成されることを特徴とする請求項４に記載のエラー訂
正方法。 - 【請求項１６】 外符号方向のパリティ数（ｆ）に内符
号方向のセグメント数（ｘ）をかけたのが１エラー訂正
ブロック内のデータフレーム数（ｏ）で割れるようにし
て、外符号方向のパリティ数（ｆ）がデータフレーム数
（ｏ）と同数でなくても記録フレームが構成できるよう
にすることを特徴とする請求項１に記載のエラー訂正方
法。
Applications Claiming Priority (2)
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|---|---|---|---|
| KR199927453 | 1999-07-08 | ||
| KR1019990027453A KR100611954B1 (ko) | 1999-07-08 | 1999-07-08 | 고밀도 디스크를 위한 에러 정정방법 |
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|---|---|
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Family
ID=19600207
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2000205797A Expired - Fee Related JP3366318B2 (ja) | 1999-07-08 | 2000-07-06 | 高密度ディスクのためのエラー訂正方法 |
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| Country | Link |
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| JP (1) | JP3366318B2 (ja) |
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| CN (1) | CN1202527C (ja) |
Families Citing this family (19)
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|---|---|---|---|---|
| KR100611954B1 (ko) | 1999-07-08 | 2006-08-11 | 삼성전자주식회사 | 고밀도 디스크를 위한 에러 정정방법 |
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