JP3496345B2 - データ記録装置および方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】この発明は、再生専用、また
は記録／再生可能なデータ記録媒体に対して適用でき、
特に、エラー訂正能力の劣化を回避でき、また、異なる
エラー訂正符号化の間で、ハードウエアの共用化が可能
なデータ記録装置および方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータの外部記憶装置として、大
容量、高速アクセスの利点から光ディスクドライブが注
目され、既に、ＣＤ−ＲＯＭ（またはＣＤ−Ｉ（ＣＤ I
nteractive) ）ドライブ、ＭＯ（イレーザブルディスク
の一つである光磁気ディスク）ドライブの採用は、急速
に拡がりつつある。これら以外にも、ディスク直径が
２．５インチのＭＤ（ミニディスク；イレーザブルディ
スク）も提案されている。さらに、映像記憶媒体とし
て、ＤＶＤ（ディジタル・ビデオ・ディスク）が開発さ
れつつある。

【０００３】ＤＶＤは、ＣＤと同一の直径の再生専用デ
ィスク、またはＭＯディスクあるいは相変化型ディスク
とされた記録／再生可能な光ディスクであって、ＭＰＥ
Ｇ等で圧縮した映像情報を再生、または記録／再生でき
るディスクである。ＤＶＤでは、レーザ光の短波長化の
進展と、対物レンズのＮＡの増大と共に、ディジタル変
調およびエラー訂正符号化の処理の改良によって、記録
密度がより一層、向上され、単層ディスクの場合でも、
データ記憶容量が約３．７Ｇバイトと膨大なものであ
る。ＣＤ、ＭＤが当初は、ディジタルオーディオディス
クとして開発され、その後、コンピュータの外部記憶媒
体としても利用されるのと同様に、より大容量のＤＶＤ
もコンピュータの外部記憶媒体として利用されることが
期待されている。

【０００４】従来では、ＣＤ、ＣＤ−ＲＯＭ等のＣＤフ
ォーマットにおけるＣＩＲＣ（クロス・インターリーブ
・リード・ソロモン符号）のように、エラー訂正符号化
として、畳み込み型の２重符号化が知られている。この
エラー訂正符号化は、入力データをブロックに区切るこ
となしに、複数の入力データシンボルに対してＣ２符号
化を行い、それによってパリティＱを形成し、データシ
ンボルおよびパリティＱに対してインターリーブ処理に
よって、配列（符号化系列）を変更し、次にＣ１符号化
を行ない、パリティＰを形成するものである。これによ
って、各データシンボルがＣ１符号およびＣ２符号の両
者に２重に含まれる。畳み込み型は、データの時系列の
順序で連続的に上述のエラー訂正符号化を行なうもので
ある。

【０００５】畳み込み型は、ＣＤあるいはＣＤ−ＲＯＭ
のような再生専用ディスクと異なる、書き換え可能なデ
ィスクの場合では、問題が生じる。すなわち、一般的に
記録／再生可能なディスクでは、書き換える単位（例え
ばセクタ）が所定の大きさとされており、畳み込み型の
符号化を採用している場合には、インターリーブ長に応
じてデータの記録を禁止する無効あるいは捨て領域を必
要とする。例えばＭＤでは、セクタ毎に捨て領域を設け
ると、冗長度が増えるので、３６セクタからなるクラス
タを定義し、クラスタ単位での書き換えを許容してい
る。

【０００６】本願発明者は、先に特開平１−２８７８７
２号公報において、記録されるデータが音楽データのよ
うなシーケンシャルなデータの場合、あるいは再生専用
のディスクの場合では、畳み込み型の符号化を採用し、
コンピュータデータのようなディスクリートなデータの
場合、あるいは書き換え可能なディスクに対しての場合
では、所定のデータ単位で完結するブロック完結型の符
号化を行なう手法を提案している。このように、書き換
え可能な光ディスクに対してブロック完結型の符号化を
採用すると、それによって、捨て領域のような無駄な領
域をディスク上に設ける必要がなく、アクセス性を向上
できる利点がある。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】畳み込み型とブロック
完結型の符号化の二つのエラー訂正符号化方法が存在す
る場合には、これらの符号化において、符号化アルゴリ
ズム、インターリーブ処理をなるべく共通とすることに
よって、ハードウエアの開発、設計の負担を少なくで
き、また、ハードウエアの規模を小さくすることができ
る。しかしながら、具体的な符号構成によっては、エラ
ー訂正能力の低下を招く問題がある。

【０００８】この問題点について図１３および図１４を
参照して説明する。図１３は、畳み込み型の２重符号化
の一例を示す。図１３において垂直方向に整列する１４
８バイト（例えば１シンボルが１バイトの場合）のデー
タシンボルと、１４バイトのパリティＱに対してＣ１符
号化がなされ、８バイトのパリティＰが生成される。ま
た、１４８バイトのデータシンボルと８バイトのパリテ
ィに対して、Ｃ２符号化がなされ、１４バイトのパリテ
ィＱが生成される。この場合、Ｃ２符号化系列は、イン
ターリーブ処理によって、１フレーム（フレームは、Ｃ
１フレームの長さを意味する）ずつの遅延が与えられた
１７０バイトにより構成される。従って、この畳み込み
型の２重符号化の総遅延量は、１６９フレームであり、
インターリーブ長（インターリーブ処理における最大遅
延量であって、拘束長、インターリーブ間隔、インター
リーブの深さとも称される）が１７０フレームとなる。

【０００９】一方、図１４がブロック完結型の２重符号
化の処理を示す。ブロックは、データシンボルの２次元
配列であって、エラー訂正符号化の単位を意味する。図
１４Ａに示すように、一例として、１ブロックが１７０
×１１２の配列とされる。この配列は、データ量（１４
８×１１２＝１６，５７６バイト≒１６Ｋバイト）を含
む。そして、図１３と同様に、インターリーブ長が１７
０フレームの２重符号化を適用すると、図１４Ｂに示す
ように、斜め方向の１７０シンボルによって一つのＣ２
符号化系列が形成される。この場合、２次元配列の横方
向の長さ（ブロック幅と称する）が１１２フレームと総
遅延量の１６９フレームより短いので、斜め方向に符号
化系列を形成する時に、一つの符号化系列を表す線がブ
ロックの縦方向（記録／再生方向）に関して重なり合う
ことになる。

【００１０】１ブロック当りで１１２個のＣ２符号化系
列が形成されるが、図１４Ｂでは、実線で示す符号化系
列Ｃ２と、一点鎖線で示す符号化系列Ｃ２´とが示され
ている。そして、記録／再生時には、図１４において縦
方向に並ぶ１７０バイトずつが順番に伝送される。より
具体的には、各バイトが８−１６変調によって、１６チ
ャンネルビットへ変換され、さらに、所定の記録データ
毎にシンク（同期信号）が付加されてから、データ記録
媒体に対して記録される。

【００１１】記録／再生の過程で、例えば図１４Ｂにお
いて斜線で示すように、ブロックの８列のデータシンボ
ルがエラーとなるバーストエラーが発生すると、Ｃ２の
符号化系列では、左上コーナーからスタートした系列の
みならず、折り返した後の符号化系列もバーストエラー
の影響を受け、１６バイトのエラーとなる。ここで、Ｃ
２符号が１４バイトまでのエラーを消失訂正できるもの
とすると、Ｃ２符号によるエラー訂正は、消失訂正もで
きなくなる。一方、Ｃ２´の符号化系列では、折り返し
た符号化系列のみがエラーとなり、８バイトのエラーで
収まり、消失訂正が可能である。このように、同一の長
さのバーストエラーであっても、エラー訂正できる場合
とできない場合とが符号化系列によって生じる。エラー
訂正符号化のバーストエラー訂正能力は、より低いもの
に依存するので、バーストエラー訂正能力が実質的に劣
化することになる。

【００１２】この問題を解決するために、ブロックの横
方向の長さを１１２バイトの２倍の２２４バイトとする
ことが考えられる。この場合の１ブロックのサイズは、
３２Ｋバイトとなる。しかしながら、ビデオ情報のよう
な書き換えの単位が大きくても良いデータであっても、
３２Ｋバイトのブロックサイズは、大きすぎる問題があ
り、１６Ｋバイトの方がより好ましい。これ以外にも、
インターリーブ処理の総遅延量よりも小さいものにブロ
ック幅が制約されることがありうる。

【００１３】 従って、この発明の目的は、総遅延量が
ブロック幅より大きい場合に、エラー訂正能力が低下す
る問題点を解決できるデータ記録装置および方法を提供
することにある。

【００１４】

【課題を解決するための手段】上述の目的を達成するた
めに、この発明は、データ記録媒体に対してディジタル
データを記録するようにしたデータ記録装置において、
ディジタルデータの所定数のシンボルで構成される２次
元配列毎に符号化を行なうと共に、記録方向に対して各
シンボルにそれぞれ遅延量を与えた、複数のシンボルを
エラー訂正符号化することによって、符号化系列を形成
し、各シンボルに与えられる遅延量を一定にした場合、
符号化系列の一つの総遅延量が２次元配列の幅より大と
なる構成において、記録方向において隣接する２シンボ
ル間の遅延量の差を部分的に一定の遅延量に比して小と
することによって、符号化系列の一つの総遅延量を２次
元配列の幅と等しいか、またはより小となされたエラー
訂正符号の符号化手段と、符号化手段の出力をディジタ
ル変調し、変調出力をデータ記録媒体に対して記録する
ための手段とからなることを特徴とするデータ記録装置
である。

【００１５】 また、この発明は、データ記録媒体に対
してディジタルデータを記録するようにしたデータ記録
方法において、ディジタルデータの所定数のシンボルで
構成される２次元配列毎に符号化を行なうと共に、記録
方向に対して各シンボルにそれぞれ遅延量を与えた、複
数のシンボルをエラー訂正符号化することによって、符
号化系列を形成し、各シンボルに与えられる遅延量を一
定にした場合、符号化系列の一つの総遅延量が２次元配
列の幅より大となる構成において、記録方向において隣
接する２シンボル間の遅延量の差を部分的に一定の遅延
量に比して小とすることによって、符号化系列の一つの
総遅延量を２次元配列の幅と等しいか、またはより小と
なされたエラー訂正符号のを行なうステップと、符号化
手段の出力をディジタル変調し、変調出力をデータ記録
媒体に対して記録するためのステップとからなることを
特徴とするデータ記録方法である。

【００１６】 さらに、この発明は、データ記録媒体に
対してディジタルデータを記録するようにしたデータ記
録装置において、ディジタルデータの所定数のシンボル
で構成される２次元配列毎に符号化を行なうと共に、記
録方向に対して各シンボルにそれぞれ遅延量を与えた、
複数のシンボルをエラー訂正符号化することによって、
符号化系列を形成し、各シンボルに与えられる遅延量を
一定にした場合、符号化系列の一つの総遅延量が２次元
配列の幅より大となる構成において、記録方向において
隣接する２シンボル間の遅延量の差を部分的に一定の遅
延量に比して小とすることによって、符号化系列の一つ
の総遅延量を２次元配列の幅と等しいか、またはより小
となされた第１のエラー訂正符号の符号化手段と、ディ
ジタルデータの時系列を区切ることなく符号化を行なう
と共に、記録方向に対して各シンボルにそれぞれ遅延量
を与えた、複数のシンボルをエラー訂正符号化すること
によって、符号化系列を形成し、符号化系列の一つの総
遅延量が２次元配列の幅よりも大きいものとされた第２
のエラー訂正符号の符号化手段と、第１および第２のエ
ラー訂正符号を選択するための選択手段と、選択された
エラー訂正符号化の出力をディジタル変調し、変調出力
をデータ記録媒体に対して記録するための手段と、選択
されたエラー訂正符号化を指示するＩＤ情報をデータ記
録媒体に記録されるデータ中に挿入するための手段とか
らなることを特徴とするデータ記録装置である。また、
この発明は、上述のようにデータを記録する記録方法で
ある。

【００１７】

【作用】一つのエラー訂正符号化系列の総遅延量を、デ
ィジタルデータの所定数のシンボルで構成される２次元
配列（ブロック）の幅と等しいか、またはより小に設定
することができる。それによって、ブロックの縦方向に
おいて、符号化系列を結ぶ線が重なることを防止するこ
とができ、エラー訂正能力の劣化を防止できる。また、
畳み込み型の符号化における総遅延量とブロック完結型
の符号化における総遅延量を等しくすることができ、こ
れらの符号化のためのアルゴリズム、ハードウエアの共
用を図ることができる。

【００１８】

【実施例】以下、この発明の一実施例について図面を参
照して説明する。図１は、この発明による光ディスク記
録システムを示し、図２は、光ディスク再生システムを
示す。記録システムでは、入力端子１から記録データが
供給され、これが光ディスク２に記録される。記録デー
タは、圧縮されたビデオデータ、圧縮されたオーディオ
データ、コンピュータ用のデータ等である。現在提案さ
れているＤＶＤの記録可能なタイプ（光磁気型あるいは
相変化型のディスク）は、光ディスク２の一例である。

【００１９】なお、図１の記録システムは、記録可能な
光ディスク２に対して適用されるのみならず、再生専用
ディスクのマスタリングシステムにも適用できる。さら
に、１枚の光ディスクのデータ領域が記録可能な領域と
再生専用の領域とに分割されたハイブリッドディスク
（マルチセッションディスクとも称される）に対しても
この発明を適用できる。

【００２０】ここで、この発明を適用できる光ディスク
２のデータ構造、特に、アクセス（記録または再生）の
ためのデータ単位について説明する。最初に読出し専用
のディスク（ＲＯＭ−タイプと称する）の一例である、
ＣＤ−ＲＯＭは、周知のＣＤ（ディジタルオーディオデ
ィスクＤＡＤ）から発展したものである。ＣＤは、図３
に示すように、伝送フレーム（ＥＦＭフレーム、Ｃ１フ
レームとも称されることがある）内に、１バイトのサブ
コード、２４バイトのデータ、各４バイトのＣ１パリテ
ィおよびＣ２パリティが配置されたものである。ＣＤ上
には、ＥＦＭ変調により各バイトが１４チャンネルビッ
トのコードワードに変換され、結合ビット（３チャンネ
ルビット）を介して記録される。さらに、各伝送フレー
ムの先頭に、１１Ｔ（Ｔは、チャンネルビットの周期）
の反転間隔が連続し、その後に２チャンネルビットが付
加された計２４チャンネルビットのシンク（同期信号を
意味する）が付加される。

【００２１】サブコードは、９８伝送フレームを周期と
して１単位となるように構成されている。従って、ＣＤ
−ＤＡでは、９８伝送フレーム内に、 ２４バイト×９８＝２３５２バイト のユーザデータが含まれる。

【００２２】このＣＤの伝送フォーマットに基づいてＣ
Ｄ−ＲＯＭのデータ構造が規定されている。すなわち、
ＣＤ−ＲＯＭは、サブコードの周期の９８フレームに含
まれるデータである、２３５２バイトをアクセス単位と
する。このアクセス単位は、ブロックとも称されるが、
以下の記述では、セクタと称することにする。図４は、
ＣＤ−ＲＯＭの１セクタのデータ構造を示す。

【００２３】ＣＤ−ＲＯＭでは、モード０、モード１、
モード２が規定されている。これらのモードに共通し
て、セクタの区切りを示すシンク（１２バイト）、ヘッ
ダ（４バイト）が付加される。モード０は、これらのシ
ンクおよびヘッダ以外が全て"0" のデータであり、ダミ
ーデータとして使用される。図４は、モード１およびモ
ード２の１セクタのデータ構造を示す。ヘッダは、ＣＤ
のサブコードと同様の３バイトのアドレス情報と１バイ
トのモード情報とからなる。

【００２４】モード１のデータ構造では、ユーザデータ
が２，０４８（２Ｋ）バイトであり、エラー訂正能力を
高めるために、２８８バイトの補助データが付加されて
いる。すなわち、エラー検出符号（４バイト）、スペー
ス（８バイト相当）、Ｐパリティ（１７２バイト）、Ｑ
パリティ（１０４バイト）が付加されている。モード１
は、文字コード、コンピュータデータ等のように、信頼
性が高いことが要求されるデータの記録に好適である。
モード２は、２８８バイトの補助データが付加されず、
従って、２，３３６バイトのユーザデータの記録が可能
なモードである。モード２は、ビデオデータ、オーディ
オデータのようなエラーを補間できるデータの記録に適
している。

【００２５】さらに、ＣＤ−ＲＯＭと同様のＲＯＭ−タ
イプとして、ＣＤ−Ｉが規格化されている。図５は、Ｃ
Ｄ−Ｉの１セクタのデータ構造を示す。ＣＤ−ＲＯＭと
同様に、１２バイトのシンク、４バイトのヘッダを付加
され、ヘッダ中のモード情報は、モード２とされる。４
バイトの後に、ＣＤ−Ｉでは、８バイトのサブヘッダが
付加される。サブヘッダは、各２バイトのファイルナン
バー、チャンネルナンバ、サブモード、データタイプか
らなる。

【００２６】さらに、ＣＤ−ＲＯＭのモード１とモード
２と同様に、ＣＤ−Ｉでは、フォーム１および２が規定
されている。フォーム１では、４バイトのエラー検出符
号、１７２バイトのＰパリティ、１０４バイトのＱパリ
ティが付加される。ＣＤ−ＲＯＭのモード１におけるス
ペースが設けられないので、ユーザデータの領域が２，
０４８バイトである。フォーム２では、リザーブ領域
（４バイト相当）が設けられ、ユーザデータの領域が
２，３２４バイトである。

【００２７】次に、光ディスク２がＲＡＭ−タイプ（イ
レーザブルディスクまたはＷＯディスクである。ＷＯデ
ィスクは、一回しか記録できないもので、厳密な意味で
は、多数回、記録／再生が可能なものではないが、ここ
では、簡単のため、ＲＡＭ−タイプの一つに含める。）
の場合の１セクタのデータ構造を図６Ａに示す。１セク
タの２，０４８バイトのユーザデータに対して、データ
シンク（４バイト）およびヘッダ（１６バイト）が付加
され、また、信頼性の向上のためのエラー検出符号ＥＤ
Ｃ（４バイト）が付加される。従って、１セクタの長さ
が２，０７２バイトである。

【００２８】一方、上述したＣＤ−ＲＯＭの例えばモー
ド２のユーザデータは、２，３３６バイトであるから、
図６Ｂに示すように、データシンク（４バイト）および
ヘッダ（１６バイト）を付加し、さらに、エラー検出符
号ＥＤＣを付加し、ＣＤ−ＲＯＭのヘッダ（４バイト）
を保存する。この場合、ＣＤ−ＲＯＭのヘッダを保存し
ないで、ユーザデータのサイズを２，３４０バイトとし
て扱っても良い。従って、１セクタの長さが２，３６８
バイトである。好ましくは、データシンクおよびヘッ
ダ、並びにエラー検出符号ＥＤＣは、図６Ａおよび図６
Ｂにそれぞれ示すＲＡＭ−タイプのディスクのデータと
ＲＯＭ−タイプのデータとの間で共通のものを使用す
る。

【００２９】このように、１セクタの長さは、異なるも
のとなり、然も、整数比の関係にはない。この一実施例
では、二つの異なるセクタサイズをＡおよびＢとすると
きに、ｎＡとｍＢ（ｎ，ｍは、それぞれ整数で、ｎ≠
ｍ、ｎ＞ｍである）が所定サイズのデータ単位（ブロッ
クと称する）に入るように、ブロックを規定する。そし
て、ブロックの単位で、データを記録／再生（すなわ
ち、アクセス）するものである。ｎ、ｍの規定の方法に
は、ｍ＝ｎ−１で構成するように考える方法と、ｎ＝２
^j （ｊは自然数）で構成する方法がある。ｍ＝ｎ−１と
規定する方法は、ブロックサイズを最小とする場合に採
用される。ｎ＝２^j と規定する方法は、コンピュータシ
ステムとの親和性を考える場合に採用される。

【００３０】上述の例において、ユーザデータのみを考
えると、ｎ＝８、ｍ＝７と規定すると、 ２０４８バイト×８＝１６，３８４バイト ２３３６バイト×７＝１６，３５２バイト となり、１６Ｋバイト（１６，３８４）バイトのブロッ
クにおさまる。

【００３１】さらに、上述した図６に示すように、デー
タシンクおよびヘッダの合計２０バイトを付加したもの
をセクタサイズとして考えると、Ａ´＝２，０７２、Ｂ
´＝２，３６８であるから、ｎ＝８、ｍ＝７と選定し、
ブロックサイズは、 ２，０７２×８＝２，３６８×７＝１６，５７６バイト となり、共通の同一ブロックサイズを規定することがで
きる。

【００３２】この場合の１ブロックのデータ構造とし
て、図７に示すように、（１４８×１１２＝１６，５７
６バイト）の２次元配列を規定し、この２次元配列に対
してエラー訂正符号を適用することによって、エラー訂
正能力を高くすることができる。エラー訂正符号として
は、縦方向（各列）の１６２バイトに対して、第１のエ
ラー訂正符号（Ｃ１符号と称する）の符号化を行い、８
バイトをＣ１パリティを生成し、斜め方向の１５６バイ
トに対して、第２のエラー訂正符号（Ｃ２符号と称す
る）の符号化を行い、１４バイトのＣ２パリティを付加
する、畳み込み型の２重符号化を採用できる。

【００３３】勿論、エラー訂正符号としては、これ以外
に、積符号、ブロック完結型の２重符号化、ＬＤＣ(Lon
g Distance Code)等を採用しても良く、単なるエラー検
出符号による符号化を行なうことも可能である。

【００３４】２つの異なるサイズのセクタを同一サイズ
のブロックに統合する場合について、図８を参照してよ
り具体的に説明する。図８Ａは、図６Ａに示す２，０７
２バイトの場合のセクタサイズの処理を示す。この１セ
クタをＲ／Ｗ方向に１４８バイト毎に区切り、１４８×
１４＝２，０７２バイトの２次元配列を形成する。従っ
て、この配列の１セクタは、１ブロック内に８個含ま
れ、１ブロックが８セクタのデータ構造が形成される。

【００３５】図８Ｂは、図６Ｂに示す２，３６８バイト
の場合のセクタサイズの処理を示す。この１セクタをＲ
／Ｗ方向に１４８バイト毎に区切り、１４８×１６＝
２，３６８バイトの２次元配列を形成する。従って、こ
の配列の１セクタは、１ブロック内に７個含まれ、１ブ
ロックが７セクタのデータ構造が形成される。記録／再
生時には、データの２，０７２バイトまたは２，３６８
バイトをカウントするカウンタを設け、７個または８個
のセクタシンクを検出することによって、ブロックの区
切りを決定する。この方法に限らず、セクタシンクと別
のブロックシンクを付加しても良い。

【００３６】また、この発明は、ＣＤ−ＤＡ(Digital A
udio) の場合の構造のデータを共通のサイズのブロック
構造とすることができる。ＣＤ−ＤＡの場合では、９８
伝送フレーム内に２，３５２バイトのユーザデータが含
まれる。図９に示すように、ユーザデータに対して、４
バイトのデータシンクと１２バイトのヘッダを付加し、
それによって、１セクタのサイズを２，３６８バイトと
することができる。従って、上述したＣＤ−ＲＯＭのセ
クタと同様に、１ブロック内に７個のＣＤ−ＤＡのセク
タが収まることになる。

【００３７】図１に戻って、この発明の一実施例の記録
システムについて説明する。入力端子１からのディジタ
ルデータがインターフェース３例えばＳＣＳＩを介して
フォーマット化回路４ａ、４ｂに供給される。これらの
フォーマット化回路４ａ、４ｂは、受け取ったディジタ
ルデータをセクタ毎に区切り、データシンクおよびヘッ
ダを付加し、エラー検出符号化を行う。すなわち、フォ
ーマット化回路４ａは、受け取ったデータを図６Ａに示
すようなＲＡＭ−タイプ（２，０７２バイトのサイズ）
のセクタ構造に変換し、フォーマット化回路４ｂは、受
け取ったデータを図６Ｂに示すようなＲＯＭ−タイプ
（２，３６８バイトのサイズ）のセクタ構造に変換す
る。

【００３８】フォーマット化回路４ａ、４ｂの出力デー
タがスイッチ回路５ａにより選択され、ブロック化回路
６に供給される。スイッチ回路５ａは、インターフェー
ス３から出力されるディスクＩＤ信号により制御され、
インターフェース３が受け付けたデータと対応してスイ
ッチ回路５ａが切り替えられる。ディスク２がＲＡＭ−
タイプの場合では、ＩＤ信号ＤＭｉによって、スイッチ
回路５ａがフォーマット化回路４ａの出力を選択し、デ
ィスク２がＲＯＭ−タイプのマスターディスクのような
場合では、スイッチ回路５ａがフォーマット化回路５ｂ
の出力を選択する。

【００３９】さらに、ディスクＩＤ信号がＴＯＣ発生回
路７に供給され、この情報を含むＴＯＣデータが生成さ
れる。ＴＯＣ(Table Of Contents) データは、ディスク
のコントロール情報、ディレクトリ情報等を含み、例え
ば最内周トラックに記録されるデータであって、ディス
クをドライブに装着した時にＴＯＣデータが読み取られ
る。この場合、ディスクＩＤ信号は、媒体に固有のもの
であるので、媒体のＴＯＣデータの一部としてプリフォ
ーマットしておくのが好ましい。

【００４０】スイッチ回路５ａの出力を受け取るブロッ
ク化回路６は、７セクタまたは８セクタからなるブロッ
クを構成し、ブロック毎のエラー訂正符号の符号化を行
う。ブロック化回路６からのデータがエラー訂正符号の
エンコーダ８ａおよび８ｂに供給される。エンコーダ８
ａは、ブロック完結型の二重符号化のエラー訂正符号化
を行い、エンコーダ８ｂは、畳み込み型の二重符号化の
エラー訂正符号の符号化を行なう。二重符号化は、Ｃ１
符号およびＣ２符号とそれぞれ称される二つの符号化系
列にデータシンボルが二重に含まれると共に、各符号化
系列が異なるデータシンボルで構成されるようにインタ
ーリーブ処理がなされる。

【００４１】エンコーダ８ａおよび８ｂの符号化出力の
一方がスイッチ回路５ｂによって選択される。スイッチ
回路５ｂは、スイッチ回路５ａと同様にディスクＩＤに
より制御される。すなわち、光ディスク２がＲＡＭ−タ
イプの場合では、エンコーダ８ａの出力をスイッチ回路
５ａが選択し、これがＲＯＭ−タイプの場合では、エン
コーダ８ｂの出力をスイッチ回路５ｂが選択する。

【００４２】エンコーダ８ａでなされるブロック完結型
の二重符号化と、エンコーダ８ｂでなされる畳み込み型
の二重符号化との間では、符号化（Ｃ１符号およびＣ２
符号のそれぞれ）が同一とされ、また、インターリーブ
長が同一の長さ（この例では、１７０フレーム）とされ
る。これによって、符号化のアルゴリズム、ハードウエ
ア等を共用できる。ブロック完結型の二重符号化におい
ては、図８に示すような二つのセクタ構造を統合できる
ブロック内で符号化が完結する。エラー訂正符号化のよ
り具体的な処理は、後述する。

【００４３】スイッチ回路５ｂで選択された符号化出力
が供給されるスイッチング回路９は、符号化出力とＴＯ
Ｃ発生回路７からのＴＯＣデータとを切り換えてディジ
タル変調回路１０に対して出力する。ディジタル変調回
路１０は、例えば１バイト（８ビット）のデータシンボ
ルを１６ビットのコードワードに、予め決めたテーブル
に従ってマッピングすることによって、直流分の少ない
変調出力を生成する。勿論、ＣＤにおけるＥＦＭ、８ビ
ットのデータシンボルを１５ビットのコードワードに変
換する８−１５変調、等をディジタル変調として採用す
ることができる。ディジタル変調回路１０の出力がシン
ク付加回路１１に供給される。

【００４４】シンク付加回路１１において、所定のシン
クが付加される。例えばエラー訂正エンコーダ８ａ、８
ｂにおいて発生する１７０個のデータシンボルからなる
Ｃ１符号化系列が８５データシンボルに分割され、この
８５データシンボルを８−１６変調したものを１伝送フ
レームとし、各伝送フレームの先頭に対してフレームシ
ンクが付加される。さらに、セクタ毎にフレームシンク
の代わりにセクタシンクが付加され、また、ブロック毎
にセクタシンクの代わりにブロックシンクが付加され
る。これらのシンクとしては、例えば３２チャンネルビ
ットの長さであって、変調されたデータ中に現れること
がない、特異なビットパターンのものが使用される。こ
の記録データのフォーマットは、エラー訂正符号化が相
違しても同一である。

【００４５】シンク付加回路１１の出力がドライバ１２
を介して光ピックアップ１３に供給され、光磁気記録、
または相変化によって光ディスク２に記録される。光デ
ィスク２は、スピンドルモータ１４によって、ＣＬＶ
（線速度一定）またはＣＡＶ（角速度一定）によって回
転される。光ピックアップ１３によって記録／再生され
るデータの最小単位が上述の１ブロックである。

【００４６】上述のようにデータが記録された光ディス
ク２の再生回路について図２を参照して説明する。光デ
ィスク２は、ＲＡＭ−タイプ、またはＲＯＭ−タイプで
あって、この媒体の識別は、ＴＯＣデータ中のディスク
ＩＤ信号によって可能である。なお、図２において、光
ディスク２、光ピックアップ３、スピンドルモータ１３
と、記録回路（図１）と同一の参照符号を使用している
が、このことは、記録および再生を同一の装置で行なう
ことを意味しない。特に、ＲＯＭ−タイプの場合では、
図１の記録装置がマスタリングシステムであり、図２の
再生装置がＲＯＭのドライブである。

【００４７】光ピックアップ１３で読出された再生デー
タがＲＦアンプ２１を介してクロック抽出用のＰＬＬ回
路２２に供給される。図示しないが、記録側および再生
側には、光ピックアップ１３のフォーカスサーボ、トラ
ッキングサーボ、送り動作（シーク）の制御、記録時の
レーザパワーコントロール等を行うために、サーボコン
トロール回路が設けられている。ＰＬＬ回路２２の出力
データがシンク分離回路２３に供給され、フレームシン
ク、セクタシンクおよびブロックシンクとそれぞれ対応
するシンク検出信号がシンク分離回路２３から発生す
る。これらのシンク検出信号が図示しないが、タイミン
グ生成回路に供給され、再生データと同期したセクタ周
期、ブロック周期等の種々のタイミング信号が生成され
る。

【００４８】シンク分離回路２３に対して、ディジタル
復調回路２４が接続される。ディジタル変調回路１０と
逆の処理によって、コードワードがデータシンボルに戻
されたデータが復調回路２４から発生する。ディジタル
復調回路２４の出力データがＴＯＣ分離回路２５に供給
される。ＴＯＣ分離回路２５は、ディスク装着時に読み
取られたＴＯＣデータを分離する。分離されたＴＯＣデ
ータがＴＯＣデコーダ２６に供給される。ＴＯＣデコー
ダ２６によってＴＯＣデータが復号され、種々のディレ
クトリ情報、制御情報が得られる。ディスクＩＤ信号も
再生ＴＯＣデータから得られる。

【００４９】ＴＯＣ分離回路２５を介された再生データ
がエラー訂正符号のデコーダ２７ａおよび２７ｂに供給
される。これらのデコーダ２７ａ、２７ｂによって、再
生データのエラー訂正がなされる。デコーダ２７ａは、
記録側のエンコーダ８ａと対応するＲＡＭ−タイプの光
ディスク用のもので、デコーダ２７ｂは、記録側のエン
コーダ８ｂと対応するＲＯＭ−タイプの光ディスク用の
ものである。デコーダ２７ａ、２７ｂの復号出力がスイ
ッチ回路２８に供給される。

【００５０】スイッチ回路２８は、ＴＯＣデコーダ２６
からの再生ディスクＩＤ信号により制御される。再生デ
ィスクＩＤ信号は、光ディスク２がＲＡＭ−タイプか、
ＲＯＭ−タイプかを指示する。スイッチ回路２８ａで選
択された再生データがブロック分解回路２９に供給され
る。ブロック分解回路２９は、記録側のブロック化回路
６の処理と逆の処理を行い、セクタ構造のデータをブロ
ック分解回路２９が出力する。ブロック分解回路２９に
対してフォーマット分解回路３０ａ、３０ｂが接続され
る。フォーマット分解回路３０ａ、３０ｂの出力がスイ
ッチ回路２８ｂにより選択される。

【００５１】フォーマット分解回路３０ａは、記録側の
フォーマット化回路４ａの処理と逆の処理を行い、フォ
ーマット分解回路３０ｂは、フォーマット化回路４ｂの
処理と逆の処理を行う。フォーマット分解回路３０ａに
よって、図６Ａに示すＲＡＭ−タイプの光ディスクのセ
クタから２，０４８バイトのユーザデータが切り出され
ると共に、エラー検出がなされる。フォーマット分解回
路３０ｂによって、図６Ｂに示すＲＯＭタイプの光ディ
スクのセクタから２，３３６バイトのユーザデータが切
り出される共に、エラー検出がなされる。

【００５２】フォーマット分解回路３０ａおよび３０ｂ
で切り出されたユーザデータの一方がスイッチ回路２８
ｂにより選択され、インターフェース３１に供給され、
インターフェース３１から出力端子３２に再生データが
取り出される。スイッチ回路２８ｂは、ＴＯＣデコーダ
２６からのディスクＩＤ信号によって制御され、実際に
再生されたデータのセクタ構造に対応する処理を行う回
路３０ａの出力または回路３０ｂの出力を選択する。

【００５３】なお、光ピックアップ１３に関連するフォ
ーカスサーボ、トラッキングサーボ、送りサーボが設け
られ、また、レーザパワーを制御する回路等が設けられ
ている。これらは、従来の回路構成のものと同等である
ので、それらの説明を省略する。

【００５４】この発明の一実施例におけるエラー訂正符
号化について、より具体的に説明する。エンコーダ８ｂ
およびデコーダ２７ｂにおいてなされるエラー訂正符号
化として、例えば帰還型−畳み込み型−２重符号化を採
用することができる。図１０は、エンコーダ８ｂにおけ
る符号化の処理を表すブロック図である。１４８バイト
の入力シンボルがＣ１エンコーダ４１に供給される。Ｃ
１エンコーダ４１の出力（データシンボル１４８バイト
および８バイトのＣ１パリティＰ）がインターリーブ用
の遅延回路群４２を介してＣ２エンコーダ４３に供給さ
れる。

【００５５】Ｃ２エンコーダ４３では、〔１７０，１５
６，１５〕リード・ソロモン符号の符号化によって、１
４バイトのＣ２パリティＱが形成される。また、Ｃ１エ
ンコーダ４１では、データのみならず、Ｃ２パリティＱ
もＣ１符号化するので、Ｃ２エンコーダ４３からインタ
ーリーブ用の遅延回路群４４を介してＣ２パリティＱが
Ｃ１エンコーダ４１にフィードバックされる。従って、
Ｃ１エンコーダ４１は、〔１７０，１６２，９〕リード
・ソロモン符号の符号化を行う。

【００５６】Ｃ１エンコーダ４１からの１７０バイト
（１４８バイトのデータ、８バイトのＣ１パリティＰ、
１４バイトのＣ２パリティＱからなる）が遅延回路を含
む配列変更回路４５を介して出力シンボルとして取り出
される。この配列変更回路４５は、隣接するシンボルの
間隔を離して、シンボル境界のエラーが２シンボルエラ
ーとなることを防止するために設けられている。この帰
還型−畳み込み型−２重符号化のインターリーブ長は、
遅延回路群４２における最大遅延量と対応した１７０フ
レーム（１フレームは、Ｃ１符号化系列の長さを意味す
る）である。

【００５７】図１０に示すＲＯＭ−タイプ用のエンコー
ダ８ｂと対応するデコーダ２７ｂの処理を図１１を参照
して説明する。入力シンボル（１７０バイト）が配列変
更回路５１を介してＣ１デコーダ５２に供給される。配
列変更回路５２は、エンコーダの配列変更回路４５と逆
の処理を行う。Ｃ１デコーダ５２は、〔１７０，１６
２，９〕リード・ソロモン符号の復号を行う。

【００５８】Ｃ１デコーダ５２の出力がディインターリ
ーブ用の遅延回路群５３を介してＣ２デコーダ５４に供
給される。Ｃ２デコーダ５４は、〔１７０，１５６，１
５〕リード・ソロモン符号の復号を行う。さらに、Ｃ２
デコーダ５４の復号出力がディインターリーブ用の遅延
回路群５５を介してＣ１デコーダ５６に供給される。こ
のように、Ｃ１復号、Ｃ２復号およびＣ１復号の処理を
経ることによって、エラー訂正された１４８バイトのデ
ータシンボルが取り出される。

【００５９】次に、光ディスク２がＲＡＭ−タイプの場
合のエラー訂正符号化について説明すると、この場合で
は、図７に示すブロックで完結する二重符号化がエンコ
ーダ８ａにおいてなされる。エンコーダ８ａは、図１０
に示すエンコーダ８ｂと同様に、Ｃ１符号化、インター
リーブ処理およびＣ２符号化からなるものである。但
し、（１４８×１１２）バイトの入力シンボルに対し
て、これらの符号化およびインターリーブ処理がなされ
る。このブロックは、その横方向の長さ（ブロック幅と
称する）が１１２であるので、総遅延量が１６９フレー
ムの場合では、折り返しがブロックの縦方向に関して重
なることになる。そこで、この発明では、記録または再
生方向に対して、遅延量を有してエラー訂正符号化され
る場合に、符号化系列を結ぶ線がブロック幅を越えて折
り返しても、縦方向に関してこの線が重ならないよう
に、隣合うシンボル間の遅延量の内の一部のものを０と
するものである。

【００６０】この一実施例のインターリーブ処理では、
１７０バイトのシンボルのそれぞれが隣のシンボルに対
して１フレームずつの差を持つように遅延され、遅延量
の合計（総遅延量）が１６９フレーム、最大遅延量（イ
ンターリーブ長）が１７０フレームとされている。そこ
で、下記のように、隣のシンボルとの間の遅延量の差の
一部を０とする。

【００６１】１７０バイトの一方の端のバイトから順に
下記のように、遅延量の差を設定する。（１，１，０）
の遅延量の差を１４回、繰り返す。（１，０）の遅延量
の差を設ける。（１，１，０）の遅延量の差を１３回、
繰り返す。（１，０）の遅延量の差を設ける。（１，
１，０）の遅延量の差を１４回、繰り返す。（１，０）
の遅延量の差を設ける。（１，１，０）の遅延量の差を
１３回、繰り返す。１の遅延量の差を設ける。

【００６２】このように、遅延量の差を設定することに
よって、遅延回路群により与えられる遅延量の合計であ
る、総遅延量が１１２となり、ブロック内で符号化系列
を結ぶ線が折り返しても縦方向に関して重ならない。勿
論、上述したインターリーブ処理のための遅延量は、一
例であって、総遅延量が１１２以下の範囲で、種々の設
定が可能である。但し、バーストエラーの訂正能力の点
では、総遅延量が１１２に等しいことが好ましく、ま
た、遅延量の差が０の部分が一つの符号化系列の中で集
中するよりも、平均的に分布する方が良い。また、ブロ
ック幅に対応して遅延量の差が０の部分を増減すること
によって、ブロック幅が任意の値の場合に対してもこの
発明を適用することができる。

【００６３】この発明の一実施例において、ブロックの
８列にわたるバーストエラーが発生した場合について図
１２を参照して説明する。図１２Ａは、上述した遅延量
の差の一部を示す。この遅延量の差と対応したＣ２符号
化系列の一部を図１２Ｂに示す。図１２Ｂにおける各ド
ットが１バイトのデータと対応している。このＣ２符号
化系列に対して、８列にわたる長さで、図１２Ｃに示す
ように、異なる位置のバーストエラーが発生した時に
は、図１２Ｃに示すように、１３バイトまたは１２バイ
トのデータエラーが生じる。８列の中で、遅延量の差が
０の部分が多く含まれるほど、同一の長さのバーストエ
ラーによりエラーとなるバイト数が増加する。この一実
施例では、最悪の場合で、８列のバーストエラーによっ
て、１３バイトのデータエラーが発生する。

【００６４】この一実施例においては、Ｃ２符号として
〔１７０，１５６，１５〕リード・ソロモン符号が使用
されているので、１４バイトまでのエラーであれば、消
失訂正が可能である。遅延量の差が０の部分を設けない
従来技術では、８列の長さにわたるバーストエラーが発
生した場合、Ｃ２符号化系列の中で、折り返したものが
重なるので、１６バイトのエラーとなるものが生じる。
この１６バイトエラーは、消失訂正も不可能なものであ
り、エラー訂正能力が劣化する。この発明の一実施例で
は、かかる問題点を生じない。

【００６５】なお、この発明は、ブロック完結型の二重
符号化に限らず、ブロックを単位として、記録または再
生方向に対して遅延量を有する複数シンボルに対してエ
ラー訂正符号化を行なうものに適用することができる。
また、この発明は、ディスク状記録媒体に限らず、大容
量の半導体メモリ、あるいは磁気テープをデータ記録媒
体として使用する場合に対しても適用することができ
る。

【００６６】

【発明の効果】この発明は、記録または再生方向に対し
て遅延量を有する複数シンボルに対してエラー訂正符号
化を行なう場合に、符号化系列を結ぶ線が折り返しても
ブロックの縦方向に関して重ならないようにするもので
ある。従って、この発明は、バーストエラーが発生した
時に、ブロック内の符号化系列によって、エラー訂正能
力を越える数のエラーが発生する問題を回避することが
でき、エラー訂正能力の劣化を防止することができる。

【００６７】また、この発明は、ブロック幅の制約を除
くことができるので、畳み込み型とブロック完結型の２
種類の符号化方式の間で、エラー訂正符号化のアルゴリ
ズム、ハードウエアの共用を図ることが可能となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明による記録回路の一実施例のブロック
図である。

【図２】この発明による再生回路の一実施例のブロック
図である。

【図３】従来のＣＤのデータ構造を説明するための略線
図である。

【図４】従来のＣＤ−ＲＯＭのデータ構造を説明するた
めの略線図である。

【図５】従来のＣＤ−Ｉのデータ構造を説明するための
略線図である。

【図６】この発明の一実施例におけるセクタの二つのデ
ータ構造の一例を示す略線図である。

【図７】この発明の一実施例におけるブロックのデータ
構造を示す略線図である。

【図８】この発明の一実施例におけるセクタとブロック
の関係を示す略線図である。

【図９】この発明の一実施例におけるセクタのデータ構
造の他の例を示す略線図である。

【図１０】この発明の一実施例に適用できる畳み込み型
のエラー訂正符号化のエンコーダの一例の処理を示すブ
ロック図である。

【図１１】この発明の一実施例に適用できる畳み込み型
のエラー訂正符号化のデコーダの一例の処理を示すブロ
ック図である。

【図１２】この発明の一実施例のバーストエラーに対す
るエラー訂正能力の説明に用いる略線図である。

【図１３】畳み込み型の二重符号化の説明に用いる略線
図である。

【図１４】ブロック完結型の二重符号化の説明に用いる
略線図である。

【符号の説明】

１ 記録データの入力端子 ２ 光ディスク ４ａ，４ｂ フォーマット化回路 ５ａ、５ｂ スイッチ回路 ７ ＴＯＣデータ発生回路 ８ａ、８ｂ エラー訂正符号のエンコーダ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁷ 識別記号 ＦＩ Ｇ１１Ｂ 20/18 Ｇ１１Ｂ 20/18 ５７２Ｆ (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G11B 20/12 G11B 20/18

Claims (10)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 データ記録媒体に対してディジタルデー
   タを記録するようにしたデータ記録装置において、 上記ディジタルデータの所定数のシンボルで構成される
   ２次元配列毎に符号化を行なうと共に、記録方向に対し
   て各シンボルにそれぞれ遅延量を与えた、複数の上記シ
   ンボルをエラー訂正符号化することによって、符号化系
   列を形成し、上記各シンボルに与えられる遅延量を一定にした場合、
   上記符号化系列の一つの総遅延量が上記２次元配列の幅
   より大となる構成において、上記記録方向において隣接
   する２シンボル間の遅延量の差を部分的に上記一定の遅
   延量に比して小とすることによって、 上記符号化系列の
   一つの総遅延量を上記２次元配列の幅と等しいか、また
   はより小となされたエラー訂正符号の符号化手段と、 上記符号化手段の出力をディジタル変調し、変調出力を
   上記データ記録媒体に対して記録するための手段とから
   なることを特徴とするデータ記録装置。
2. 【請求項２】 データ記録媒体に対してディジタルデー
   タを記録するようにしたデータ記録装置において、 上記ディジタルデータの所定数のシンボルで構成される
   ２次元配列毎に符号化を行なうと共に、記録方向に対し
   て各シンボルにそれぞれ遅延量を与えた、複数の上記シ
   ンボルをエラー訂正符号化することによって、符号化系
   列を形成し、上記各シンボルに与えられる遅延量を一定にした場合、
   上記符号化系列の一つの総遅延量が上記２次元配列の幅
   より大となる構成において、上記記録方向において隣接
   する２シンボル間の遅延量の差を部分的に上記一定の遅
   延量に比して小とすることによって、 上記符号化系列の
   一つの総遅延量を上記２次元配列の幅と等しいか、また
   はより小となされた第１のエラー訂正符号の符号化手段
   と、 上記ディジタルデータの時系列を区切ることなく符号化
   を行なうと共に、記録方向に対して各シンボルにそれぞ
   れ遅延量を与えた、複数の上記シンボルをエラー訂正符
   号化することによって、符号化系列を形成し、 上記符号化系列の一つの総遅延量が上記２次元配列の幅
   よりも大きいものとされた第２のエラー訂正符号の符号
   化手段と、 上記第１および第２のエラー訂正符号を選択するための
   選択手段と、 上記選択されたエラー訂正符号化の出力をディジタル変
   調し、変調出力を上記データ記録媒体に対して記録する
   ための手段と、 上記選択されたエラー訂正符号化を指示するＩＤ情報を
   上記データ記録媒体に記録されるデータ中に挿入するた
   めの手段とからなることを特徴とするデータ記録装置。
3. 【請求項３】 請求項１または請求項２において、 ２次元配列毎に符号化を行なう場合に、上記記録方向に
   おいて隣接する２シンボル間の遅延量の差を部分的に０
   とすることによって、上記符号化系列の一つの総遅延量
   を上記２次元配列の幅と等しいか、またはより小とする
   ことを特徴とするデータ記録装置。
4. 【請求項４】 請求項１または請求項２において、 記録方向に並ぶ複数のシンボルに対して、更に、他のエ
   ラー訂正符号の符号化系列を形成する二重符号化を行な
   うことを特徴とするデータ記録装置。
5. 【請求項５】 請求項１または請求項２において、 上記２次元配列の構成は、互いに異なるサイズＡおよび
   Ｂの第１および第２のセクタがそれぞれｎＡおよびｍＢ
   （ｎ，ｍは、それぞれ整数で、ｎ≠ｍ）が入るように規
   定されたことを特徴とするデータ記録装置。
6. 【請求項６】 データ記録媒体に対してディジタルデー
   タを記録するようにしたデータ記録方法において、 上記ディジタルデータの所定数のシンボルで構成される
   ２次元配列毎に符号化を行なうと共に、記録方向に対し
   て各シンボルにそれぞれ遅延量を与えた、複数の上記シ
   ンボルをエラー訂正符号化することによって、符号化系
   列を形成し、上記各シンボルに与えられる遅延量を一定にした場合、
   上記符号化系列の一つの総遅延 量が上記２次元配列の幅
   より大となる構成において、上記記録方向において隣接
   する２シンボル間の遅延量の差を部分的に上記一定の遅
   延量に比して小とすることによって、 上記符号化系列の
   一つの総遅延量を上記２次元配列の幅と等しいか、また
   はより小となされたエラー訂正符号のを行なうステップ
   と、 上記符号化手段の出力をディジタル変調し、変調出力を
   上記データ記録媒体に対して記録するためのステップと
   からなることを特徴とするデータ記録方法。
7. 【請求項７】 データ記録媒体に対してディジタルデー
   タを記録するようにしたデータ記録方法において、 上記ディジタルデータの所定数のシンボルで構成される
   ２次元配列毎に符号化を行なうと共に、記録方向に対し
   て各シンボルにそれぞれ遅延量を与えた、複数の上記シ
   ンボルをエラー訂正符号化することによって、符号化系
   列を形成し、上記各シンボルに与えられる遅延量を一定にした場合、
   上記符号化系列の一つの総遅延量が上記２次元配列の幅
   より大となる構成において、上記記録方向において隣接
   する２シンボル間の遅延量の差を部分的に上記一定の遅
   延量に比して小とすることによって、 上記符号化系列の
   一つの総遅延量を上記２次元配列の幅と等しいか、また
   はより小となされた第１のエラー訂正符号の符号化を行
   なうステップと、 上記ディジタルデータの時系列を区切ることなく符号化
   を行なうと共に、記録方向に対して各シンボルにそれぞ
   れ遅延量を与えた、複数の上記シンボルをエラー訂正符
   号化することによって、符号化系列を形成し、 上記符号化系列の一つの総遅延量が上記２次元配列の幅
   よりも大きいものとされた第２のエラー訂正符号の符号
   化を行なうステップと、 上記第１および第２のエラー訂正符号化を選択するステ
   ップと、 上記選択されたエラー訂正符号化の出力をディジタル変
   調し、変調出力を上記データ記録媒体に対して記録する
   ためのステップと、 上記選択されたエラー訂正符号化を指示するＩＤ情報を
   上記データ記録媒体に記録されるデータ中に挿入するた
   めのステップとからなることを特徴とするデータ記録方
   法。
8. 【請求項８】 請求項６または請求項７において、 ２次元配列毎に符号化を行なう場合に、上記記録方向に
   おいて隣接する２シンボル間の遅延量の差を部分的に０
   とすることによって、上記符号化系列の一つの総遅延量
   を上記２次元配列の幅と等しいか、またはより小とする
   ことを特徴とするデータ記録方法。
9. 【請求項９】 請求項６または請求項７において、 記録方向に並ぶ複数のシンボルに対して、更に、他のエ
   ラー訂正符号の符号化系列を形成する二重符号化を行な
   うことを特徴とするデータ記録方法。
10. 【請求項１０】 請求項６または請求項７において、 上記２次元配列の構成は、互いに異なるサイズＡおよび
    Ｂの第１および第２のセクタがそれぞれｎＡおよびｍＢ
    （ｎ，ｍは、それぞれ整数で、ｎ≠ｍ）が入るように規
    定されたことを特徴とするデータ記録方法。