JP4269844B2 - データ記録再生装置、データ記録再生方法、プログラム、記録媒体 - Google Patents
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Description
本発明は、ランダムアクセス可能な記録媒体のためのデータ記録再生装置及びデータ記録再生方法、並びにコンピュータプログラム、記録媒体に係り、特に、ハードディスクのようにメディアとしての磁気ディスク上で磁気ヘッドをスキャンさせながらデータの読み書き動作を行うディスク型記録媒体のための技術に関する。さらに詳しくは、本発明は、所望のデータ記憶場所へのアクセス時間の短縮を図りながら、安定したデータ記録再生を行う技術に関する。
情報処理や情報通信など情報技術の発達とともに、過去において作成・編集した情報についても再利用する必要が生じてきており、このために情報蓄積技術はますます重要となってきている。いままで、磁気テープや磁気ディスクなどさまざまなメディアを利用した情報記録装置が開発され普及している。
このうちＨＤＤ（Hard Disk Drive）は、磁気記録方式の補助記憶装置である。ＨＤＤのドライブ・ユニット内には記録媒体である数枚の磁気メディアが収容され、モータによって高速に回転する。メディアには、酸化鉄やコバルト・クロムなどの磁性体が、メッキや薄膜生成によって塗布されている。
そして、磁気ヘッドを回転するメディア表面上で半径方向にスキャンさせることによって、メディア上にデータに相当する磁化を生じさせて書き込みを行い、あるいはデータを読み出すことができる。
そして、磁気ヘッドを回転するメディア表面上で半径方向にスキャンさせることによって、メディア上にデータに相当する磁化を生じさせて書き込みを行い、あるいはデータを読み出すことができる。
ハードディスクは既に広汎に普及している。例えば、パーソナルコンピュータ用の標準的な外部記憶装置として、コンピュータを起動するために必要なオペレーティングシステム（ＯＳ）やアプリケーションなど、さまざまなソフトウェアをインストールしたり、作成・編集したファイルを保存したりするためにハード・ディスクが利用されている。通常、ＨＤＤは、ＩＤＥ（Integrated Drive Electronics）やＳＣＳＩ（Small Computer System Interface）などの標準的なインターフェースを介してコンピュータ本体に接続され、その記憶空間は、ＦＡＴ（File Allocation Table）などの、オペレーティングシステムのサブシステムであるファイルシステムによって管理される。
最近では、ＨＤＤの大容量化が進んできている。これに伴って、従来のコンピュータ用補助記憶装置としてだけでなく、放送受信されたＡＶコンテンツを蓄積するハードディスクレコーダなど、適用分野が拡大し、さまざまなコンテンツを記録するために利用され始めている。
ここで、コンピュータ用補助記憶装置として使用される場合を例にとって、ハードディスクの物理フォーマット方法やハードディスクへのデータ読み書きオペレーションについて考察してみる。
ハードディスク上には、データを記録するための区画として、同心円状に多数の「トラック」を形成する。そして、ディスクの最外周から内周に向かって０，１，…とトラック番号が割り振られる。ディスク表面上にトラック数が多いほどメディアの記憶容量は増す。
ハードディスク上には、データを記録するための区画として、同心円状に多数の「トラック」を形成する。そして、ディスクの最外周から内周に向かって０，１，…とトラック番号が割り振られる。ディスク表面上にトラック数が多いほどメディアの記憶容量は増す。
さらに、各トラックは、記録単位である「セクタ」に分割される。ディスクに対する通常のデータ読み書き動作はセクタ単位で行われる。セクタサイズはメディア毎に相違するが、ハードディスクのセクタは一般に５１２バイトと決まっている。また、メディアの使用効率を考慮して、各トラック上の記録密度をほぼ均一にするために、周長が長くなる外側のトラックに向かうほどセクタ数を多く設けている。これを”Ｚｏｎｅ Ｂｉｔ Ｒｅｃｏｒｄｉｎｇ”（ゾーンビットレコーディング）方式と呼ぶ。
ゾーンビットレコーディング方式を採用した場合、各トラック上の記録密度をほぼ均一にすることができる一方で、トラック毎のデータ転送速度が不均一となるという問題がある。データ転送速度は、ディスクの内周方向に進むにつれて、低くなっていく。
ゾーンビットレコーディング方式を採用した場合、各トラック上の記録密度をほぼ均一にすることができる一方で、トラック毎のデータ転送速度が不均一となるという問題がある。データ転送速度は、ディスクの内周方向に進むにつれて、低くなっていく。
また、数枚のメディアが同心円状に重なって構成されているＨＤＤの場合、各メディアの同じ番号のトラックは円筒状に配置されていると捉えることができ、これを「シリンダ」と呼ぶ。各シリンダには、トラック番号と同じ番号が割り振られ、最外周から順にシリンダ０，シリンダ１，・・・となる。各メディア間に挿設された複数のヘッドは常に一体となって作動して、シリンダ間を移動する。
目的となるセクタを指定（アドレス）する方式として、ＣＨＳモードを挙げることができる。これは、ディスク上のＰＢＡ（Physical Block Address：物理ブロック・アドレス）を、Ｃ（Cylinder）、Ｈ（Head）、Ｓ（Sector）の順に指定することによって、所望のデータにアクセスする方式である。
一方、ＣＨＳ方式においては、ＨＤＤに対するホストとして動作するコンピュータ本体側では、指定できるＣＨＳパラメータに限界があり、ハード・ディスクの大容量化に対応できなくなってくる。このため、ＬＢＡ（Logical Block Address：論理ブロック・アドレス）モードが採用されている。これは、シリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番号（ＣＨＳ）を０から始まるＬＢＡという論理的な通し番号で表現するものである。
従来のＨＤＤでは、メディアにアクセスしてデータを読み書きするためには、先ず、磁気ヘッドが目的とするセクタのあるトラックに到達するために、磁気ヘッドをメディア上で走査させる。これを磁気ヘッドの「シーク」動作と呼ぶ。次に、トラック上で目的のセクタに到達するために、メディアが回転して、目的のセクタが磁気ヘッドの真下に来るまで待つ。これを「回転待ち」と呼ぶ。
ディスクの大容量化に伴い、トラック密度が増大してトラック幅が極めて狭くなる。したがって、データを正確に書き込み及び再生するためには、磁気ヘッドの位置決めは高い精度が要求される。そこで、磁気ヘッドの位置を常にトラックの中心に合わせるというサーボ技術が採用されている。各トラック上に「サーボ・パターン」と呼ばれる信号を一定間隔で書き込んでおき、これを磁気ヘッドで読むことにより、磁気ヘッドがトラックの中心にあるかどうかをチェックすることができる。サーボ・パターンは、ＨＤＤの製造工程において、高精度に書き込まれる。サーボ領域には、例えば、ヘッドの位置決めするための信号と、シリンダ番号、ヘッド番号、サーボ番号などが書き込まれている。
従来の多くのＨＤＤは、ＩＤＥやＳＣＳＩなどコンピュータとの接続を目的としたインターフェースを持っている。そして、コンピュータ本体からのディスクドライブ制御は、インターフェースで定義されているコマンド・セットを用いて、先頭セクタを示すＬＢＡとアクセスを行うセクタ数を指定することを基本動作とする。
この場合、ＨＤＤ側では、指定された先頭セクタからのアクセスを行うとともに、その後アクセスされるセクタを予測して先読みを行うシーケンスを作成しながらアクセスを行うことができる。
この場合、ＨＤＤ側では、指定された先頭セクタからのアクセスを行うとともに、その後アクセスされるセクタを予測して先読みを行うシーケンスを作成しながらアクセスを行うことができる。
この先読みという動作は、一連のデータに対して連続するアドレスを持つセクタが割り振られていることを前提としている。通常、連続するアドレスを持つセクタは、連続するヘッド番号あるいはトラック番号に存在する。
大きなデータがメディア上に連続して書き込まれている場合には、読み出し時の先読み動作が有効に働く。
大きなデータがメディア上に連続して書き込まれている場合には、読み出し時の先読み動作が有効に働く。
しかしながら、記憶領域のフラグメンテーションが進行し、大きなデータが小さく断片化されて複数の場所に分散しているような場合には、読み出し時の先読みは別のデータを指してしまうために、有効に働くことができない。このような現象は、データの読み書きを要求するホスト（コンピュータ本体など）側が取り扱うファイル構造を、ＨＤＤ側が把握していないことから起きるとも言える。
また、ホスト側からの新たなアクセス要求によってその予測がはずれた場合、ディスクドライブは、その要求されるデータの存在するセクタが含まれるトラックへシークを行い、トラッキングが完了すると目的のセクタのアクセスが可能となるのを待つ。ここにおいて、シーク時間と回転待ち時間が発生する。
先読みデータの保存は、データバッファの容量が許容する限りである。予測が外れる場合が連続的あるいは散発的に発生すると、データバッファ上の使われていない古いデータから順に破棄されることとなる。また、この先読みを行っている間はシーク起動を行うことができない。
以上のように、シーク時間と回転待ち時間、無効な先読みによるシーク起動の遅れによる時間の損失、並びに無効な先読みによるデータの損失が発生していると言える。
通常のディスクドライブでは、このシーク時間と回転待ち時間を短縮するために、ディスクの回転数を上げることが行われている。これは、コンピュータなどのホスト側で扱われるデータ量やデータ構造に規則性がないため、アクセス方法による改善を行うことが困難であるからである。しかしディスクの回転数を上げる方式では、電力消費や記憶容量の面において不利であり、問題となる。
通常のディスクドライブでは、このシーク時間と回転待ち時間を短縮するために、ディスクの回転数を上げることが行われている。これは、コンピュータなどのホスト側で扱われるデータ量やデータ構造に規則性がないため、アクセス方法による改善を行うことが困難であるからである。しかしディスクの回転数を上げる方式では、電力消費や記憶容量の面において不利であり、問題となる。
また、ＨＤＤなどの従来の外部記憶システムの多くは、１セクタ（１セクタは通常５１２バイトからなる）単位でエラー訂正が行われる。これにより、各セクタに発生するランダムエラーに対してエラー訂正を行うことができる。そして、訂正可能範囲を越えたランダムエラーや、あるいはバーストエラーに対しては、エラー訂正を行うことができない。そこで、リトライ動作を実施するなどによって、読み取りエラーを一定以下にしていた。
しかしながら、このようなリトライ動作は、１周回転待ちして再読み込みを行う必要がある。このため、さらにデータ読み出し時間の遅れを発生させることになる。
例えば、ＡＶコンテンツを扱うシステムにおいて、ＨＤ（ハイビジョン画質）の再生やあるいは特殊再生を行うなど、高転送速度が要求される状況があり、セクタ内において訂正不能な読み取りエラーが発生しても時間的にリトライを行うことが出来ない場合がある。このようなとき、現状では、エラー訂正が行われないまま処理を進める他なく、この結果、再生品質は悪くなった。
しかしながら、このようなリトライ動作は、１周回転待ちして再読み込みを行う必要がある。このため、さらにデータ読み出し時間の遅れを発生させることになる。
例えば、ＡＶコンテンツを扱うシステムにおいて、ＨＤ（ハイビジョン画質）の再生やあるいは特殊再生を行うなど、高転送速度が要求される状況があり、セクタ内において訂正不能な読み取りエラーが発生しても時間的にリトライを行うことが出来ない場合がある。このようなとき、現状では、エラー訂正が行われないまま処理を進める他なく、この結果、再生品質は悪くなった。
なお、例えば上記特許文献２には、記録するデータブロックの重要度を示す情報を持たせ、この情報に基づいて、重要であるデータブロックについてはリトライを実行させ、それ以外はリトライをさせない等の切換を行う技術が開示されている。
また上記特許文献１には、記録するデータブロックの重要度を示す情報を持たせ、この情報に基づいて、重要であるデータブロックについてはエラー訂正能力を増加させ、それ以外は通常の訂正能力とする等の切換を行う技術が開示されている。
これらの技術は、特にＡＶコンテンツを扱うシステム等において或る程度適切に機能するが、リトライの回避やエラー訂正においてより効果的な技術が求められている。
また上記特許文献１には、記録するデータブロックの重要度を示す情報を持たせ、この情報に基づいて、重要であるデータブロックについてはエラー訂正能力を増加させ、それ以外は通常の訂正能力とする等の切換を行う技術が開示されている。
これらの技術は、特にＡＶコンテンツを扱うシステム等において或る程度適切に機能するが、リトライの回避やエラー訂正においてより効果的な技術が求められている。
またさらに、ＨＤＤがさらに高密度化していくと、効率を良くするために、ディスクフォーマットはさらに細分化されていく。例えばディスク上において、記録再生周波数や回転速度の最適化、またゾーンの数を増やしていくなどの他に、例えばＨＤＤ内で、複数のディスクあるいは複数の記録再生ヘッドを持つとき、それぞれのディスク面上において、同一ゾーン位置であっても、各ディスク面毎に与えられた記録再生ヘッドの特性に応じて記録密度を可変とし、ヘッド切り替え時にクロックやトラック間隔などを切り替えていくことが考えられる。
このように、さらに細かいフォーマット構成とすることによって、ＨＤＤの記録密度は向上すると共に、歩留まりについても改善が期待される。
それに伴って、エラー訂正能力についても、ディスク全周にわたっての高効率化、及び品質向上が望まれてくる。
このように、さらに細かいフォーマット構成とすることによって、ＨＤＤの記録密度は向上すると共に、歩留まりについても改善が期待される。
それに伴って、エラー訂正能力についても、ディスク全周にわたっての高効率化、及び品質向上が望まれてくる。
本発明は上述したような課題に鑑みたものであり、データ記録再生装置及びデータ記録再生方法、並びにコンピュータプログラム、記録媒体として、以下の目的を実現する。
即ち、所望のデータ記憶場所へのアクセス時間の短縮を図る。
また、転送速度を低下させることなく安定したデータ再生を行う。
また、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正可能とすることでリトライ動作を回避して転送速度の低下を少なくし、安定したデータ再生を行うことができるようにする。
また、フォーマット構成の細分化に対応できるエラー訂正方式を実現する。
即ち、所望のデータ記憶場所へのアクセス時間の短縮を図る。
また、転送速度を低下させることなく安定したデータ再生を行う。
また、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正可能とすることでリトライ動作を回避して転送速度の低下を少なくし、安定したデータ再生を行うことができるようにする。
また、フォーマット構成の細分化に対応できるエラー訂正方式を実現する。
本発明のデータ記録再生装置は、同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割され、データの書込／読出を行う記録面を複数備え、データの書込／読出を行う記録面は複数のゾーンに分割されているディスク記録媒体に対するデータ記録再生装置であって、目的とするトラックをシークするシーク手段と、該シークされたトラック上でアクセスを行う上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出を行う記録再生ヘッドを複数備えているデータアクセス手段と、データをエラー訂正するためのエラー訂正符号を生成するとともにエラー訂正符号に基づいてデータをエラー訂正するエラー訂正手段とを備え、上記エラー訂正手段は、所定のデータ量単位に対して第１のエラー訂正符号単位を設定し、また複数個の第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位を設定し、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位及びこれに対して付加された上記第２のエラー訂正符号単位からなるエラー訂正ブロックを形成するとともに、上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記記録面及び上記記録再生ヘッドの選択に応じて、上記エラー訂正ブロックの構成を変更し、上記エラー訂正手段は、さらに、上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記ゾーンの選択に応じて、上記エラー訂正ブロックの構成を変更し、上記シーク手段によりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行うとともに、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成する。
また、上記エラー訂正手段は、上記エラー訂正ブロックの構成を変更は、上記第２のエラー訂正符号単位の変更により行う。
また上記エラー訂正手段は、上記エラー訂正ブロックを上記第１、第２のエラー訂正符号単位の一方のみで形成することにより、上記エラー訂正ブロックの構成の変更を行う。
また、上記エラー訂正手段はリードソロモン符号方式によりエラー訂正符号を生成する。さらに、上記エラー訂正ブロックは、上記第１又は第２のエラー訂正符号単位において、インターリーブ構造を備える。
また、上記エラー訂正手段は、上記エラー訂正ブロックの構成を変更は、上記第２のエラー訂正符号単位の変更により行う。
また上記エラー訂正手段は、上記エラー訂正ブロックを上記第１、第２のエラー訂正符号単位の一方のみで形成することにより、上記エラー訂正ブロックの構成の変更を行う。
また、上記エラー訂正手段はリードソロモン符号方式によりエラー訂正符号を生成する。さらに、上記エラー訂正ブロックは、上記第１又は第２のエラー訂正符号単位において、インターリーブ構造を備える。
また上記データアクセス手段は、上記シーク手段によりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行う。
この場合、上記データアクセス手段は、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現する。
また上記エラー訂正手段は、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成する。
この場合、上記データアクセス手段は、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現する。
また上記エラー訂正手段は、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成する。
本発明のデータ記録再生方法は、同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割される、データの書込／読出を行う記録面を複数備え、データの書込／読出を行う記録面は複数のゾーンに分割されているディスク記録媒体に対するデータの書込／読出を行う記録再生ヘッドを複数備えている記録再生装置におけるデータ記録再生方法として、目的とするトラックをシークするシークステップと、該シークされたトラック上でアクセスを行うデータアクセスステップと、データをエラー訂正するためのエラー訂正符号を生成するとともにエラー訂正符号に基づいてデータをエラー訂正するエラー訂正ステップとを備え、上記エラー訂正ステップでは、所定のデータ量単位に対して第１のエラー訂正符号単位を設定し、また複数個の第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位を設定し、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位及びこれに対して付加された上記第２のエラー訂正符号単位からなるエラー訂正ブロックを形成するとともに、上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記記録面及び上記記録再生ヘッドの選択に応じて、上記エラー訂正ブロックの構成を変更し、上記エラー訂正ステップでは、さらに、上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記ゾーンの選択に応じて、上記エラー訂正ブロックの構成を変更し、上記シークステップによりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行うとともに、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成する。
また、上記エラー訂正ステップでは、上記エラー訂正ブロックの構成を変更は、上記第２のエラー訂正符号単位の変更により行う。
また上記エラー訂正ステップでは、上記エラー訂正ブロックを上記第１、第２のエラー訂正符号単位の一方のみで形成する。
上記エラー訂正ステップではリードソロモン符号方式によりエラー訂正符号を生成する。また上記エラー訂正ブロックは、上記第１又は第２のエラー訂正符号単位において、インターリーブ構造を備える。
また、上記エラー訂正ステップでは、上記エラー訂正ブロックの構成を変更は、上記第２のエラー訂正符号単位の変更により行う。
また上記エラー訂正ステップでは、上記エラー訂正ブロックを上記第１、第２のエラー訂正符号単位の一方のみで形成する。
上記エラー訂正ステップではリードソロモン符号方式によりエラー訂正符号を生成する。また上記エラー訂正ブロックは、上記第１又は第２のエラー訂正符号単位において、インターリーブ構造を備える。
また上記データアクセスステップでは、上記シークステップによりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行う。
この場合、上記データアクセスステップでは、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現する。
また上記エラー訂正ステップでは、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成する。
この場合、上記データアクセスステップでは、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現する。
また上記エラー訂正ステップでは、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成する。
本発明のプログラムは、同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割されるディスク記録媒体に対するデータ記録再生処理をコンピュータシステム上で実行するためにコンピュータ可読形式で記述されたプログラムであり、上記データ記録再生方法のステップを実行させるプログラムである。
本発明の記録媒体は、所定のデータ量単位に対して第１のエラー訂正符号単位が設定され、また複数個の第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位が設定され、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位及びこれに対して付加された上記第２のエラー訂正符号単位からなるエラー訂正ブロックが形成されるとともに、上記エラー訂正ブロックは、上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される上記記録面及び記録再生ヘッドに応じて設定されるものであって、データの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記ゾーンの選択に応じて、上記エラー訂正ブロックの構成が変更され、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックが完結するように上記エラー訂正ブロックの構成を有するデータが、上記各トラックに記録される。
以上の本発明により、上述した所期の目的を実現する。
即ち、第１のエラー訂正符号（Ｃ１）単位を用いることによりセクタ内でのランダムエラーを訂正することができるとともに、第２のエラー訂正符号（Ｃ２）単位を用いることによりセクタ内エラー訂正範囲を越えるエラーや、セクタ間にまたがるバーストエラーを訂正することができる。すなわち、エラー訂正ブロック構成をＣ１＋Ｃ２とすることによって、データ転送速度を所望以上に保つためにリトライが行えない状況においても、Ｃ１でエラー訂正が不能となった際に、さらにＣ２でエラー訂正を行うことができるので、より安定したシステムを提供することができる。そしてこのように、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正が可能として、リトライ動作を回避することによって、転送速度を低下させることなく、安定したデータ再生を行うことができる。
さらに、エラー訂正ブロック構成が、ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記記録面及び上記記録再生ヘッドの選択に応じて設定されることで、細分化されたセクタフォーマットに対応してエラー訂正能力のバラツキが発生することを回避したり、或いはヘッドや記録面の特性に合わせて効率の良いエラー訂正を実現できる。
即ち、第１のエラー訂正符号（Ｃ１）単位を用いることによりセクタ内でのランダムエラーを訂正することができるとともに、第２のエラー訂正符号（Ｃ２）単位を用いることによりセクタ内エラー訂正範囲を越えるエラーや、セクタ間にまたがるバーストエラーを訂正することができる。すなわち、エラー訂正ブロック構成をＣ１＋Ｃ２とすることによって、データ転送速度を所望以上に保つためにリトライが行えない状況においても、Ｃ１でエラー訂正が不能となった際に、さらにＣ２でエラー訂正を行うことができるので、より安定したシステムを提供することができる。そしてこのように、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正が可能として、リトライ動作を回避することによって、転送速度を低下させることなく、安定したデータ再生を行うことができる。
さらに、エラー訂正ブロック構成が、ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記記録面及び上記記録再生ヘッドの選択に応じて設定されることで、細分化されたセクタフォーマットに対応してエラー訂正能力のバラツキが発生することを回避したり、或いはヘッドや記録面の特性に合わせて効率の良いエラー訂正を実現できる。
また、上記データアクセス手段は、上記シーク手段によりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行う。例えば磁気ヘッドがオントラックしたセクタから１トラック分のアクセスを行う。すなわち、１トラックをアクセス単位とすることで、先読みという不確定な処理を省いて、シーク起動のタイミングを確実に決定することができる。
特にこの場合、上記データアクセス手段が、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現することで、トラックのどのセクタからでもアクセスを行うことができるので、シーク直後の任意のヘッド位置から読み書きを行うことにより、回転待ちをなくすことができる。この結果、シークの回数を最小限に抑え、アクセス時間が短縮化される。
また、書込や読出の要求元（例えば、ＨＤＤに接続されているコンピュータなどのホスト装置）は、ディスク上のセクタ・アドレスを意識する必要がない。また、データサイズが短くて済む相対位置アドレスを用いることにより、記憶領域の有効利用を図ることができる。
また、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを、例えばバッファメモリ上で相対位置アドレスに従って再配置することによって、アクセスを開始したセクタの位置に拘わらず、元のデータを組み立てることができるが、この場合、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるようにエラー訂正ブロックを形成することが適切である。
特にこの場合、上記データアクセス手段が、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現することで、トラックのどのセクタからでもアクセスを行うことができるので、シーク直後の任意のヘッド位置から読み書きを行うことにより、回転待ちをなくすことができる。この結果、シークの回数を最小限に抑え、アクセス時間が短縮化される。
また、書込や読出の要求元（例えば、ＨＤＤに接続されているコンピュータなどのホスト装置）は、ディスク上のセクタ・アドレスを意識する必要がない。また、データサイズが短くて済む相対位置アドレスを用いることにより、記憶領域の有効利用を図ることができる。
また、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを、例えばバッファメモリ上で相対位置アドレスに従って再配置することによって、アクセスを開始したセクタの位置に拘わらず、元のデータを組み立てることができるが、この場合、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるようにエラー訂正ブロックを形成することが適切である。
本発明によれば、エラー訂正符号による冗長の効率の良くてかつ、安定したデータ再生を行うことができる、優れたデータ記録再生装置及びデータ記録再生方法、並びにプログラム、記録媒体を提供することができる。
即ち、第１のエラー訂正符号単位を用いることによりセクタ内でのランダムエラーを訂正することができるとともに、第２のエラー訂正符号単位を用いることによって、セクタ内エラー訂正範囲を越えるエラーや、セクタ間にまたがるバーストエラーを訂正することができる。これによって、データ転送速度を所望以上に保つためにリトライが行えない状況においても、適切にエラー訂正ができ、より安定したシステムを提供することができる。そしてこのように、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正が可能として、リトライ動作を回避することによって、転送速度を低下させることなく、安定したデータ再生を行うことができる。
さらに、エラー訂正ブロック構成が、記録再生ヘッド、記録面、ゾーンなど、ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位に応じて設定されることは、それらの特性（記録再生の性能）に合わせてエラー訂正ブロックを変化させることになり、つまりエラー訂正能力のバラツキが発生することを回避したり、効率の良いエラー訂正を実現することができ、また効率の良いディスクフォーマットを実現できる。またこれらの効果は、ディスク上のフォーマット構成が細分化された場合にも有効である。
以上によって、よりいっそう安定したシステムを提供することができる。
即ち、第１のエラー訂正符号単位を用いることによりセクタ内でのランダムエラーを訂正することができるとともに、第２のエラー訂正符号単位を用いることによって、セクタ内エラー訂正範囲を越えるエラーや、セクタ間にまたがるバーストエラーを訂正することができる。これによって、データ転送速度を所望以上に保つためにリトライが行えない状況においても、適切にエラー訂正ができ、より安定したシステムを提供することができる。そしてこのように、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正が可能として、リトライ動作を回避することによって、転送速度を低下させることなく、安定したデータ再生を行うことができる。
さらに、エラー訂正ブロック構成が、記録再生ヘッド、記録面、ゾーンなど、ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位に応じて設定されることは、それらの特性（記録再生の性能）に合わせてエラー訂正ブロックを変化させることになり、つまりエラー訂正能力のバラツキが発生することを回避したり、効率の良いエラー訂正を実現することができ、また効率の良いディスクフォーマットを実現できる。またこれらの効果は、ディスク上のフォーマット構成が細分化された場合にも有効である。
以上によって、よりいっそう安定したシステムを提供することができる。
さらに本発明によれば、シークされたトラック上でアクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行うことによって、１トラックをアクセス単位とすることができ、回転待ちを発生することのないデータアクセス制御を実現することができる。すなわち、データアクセス時間を短縮することができる。
以下、図面を参照しながら本発明の実施の形態について次の順序で説明する。
１．ハードディスク装置の構成
２．アクセス動作
３．ＥＣＣ構成
４．ヘッド／記録面／ゾーンに応じたＥＣＣブロック設定
５．適用例
１．ハードディスク装置の構成
２．アクセス動作
３．ＥＣＣ構成
４．ヘッド／記録面／ゾーンに応じたＥＣＣブロック設定
５．適用例
１．ハードディスク装置の構成
図１には、本発明の一実施形態に係るＨＤＤ（ハードディスク装置）１０の全体構成を模式的に示している。
同図に示すように、ＨＤＤ１０は、ＣＰＵ（Central Processing Unit）１１と、ＲＯＭ（Read Only Memory）／ＲＡＭ（Random Access Memory）１２と、ディスクコントローラ１３と、バッファＲＡＭ１４と、データ読み書き制御部１５と、サーボ制御部１６、そして磁気ディスク２１とを備えている。
図１には、本発明の一実施形態に係るＨＤＤ（ハードディスク装置）１０の全体構成を模式的に示している。
同図に示すように、ＨＤＤ１０は、ＣＰＵ（Central Processing Unit）１１と、ＲＯＭ（Read Only Memory）／ＲＡＭ（Random Access Memory）１２と、ディスクコントローラ１３と、バッファＲＡＭ１４と、データ読み書き制御部１５と、サーボ制御部１６、そして磁気ディスク２１とを備えている。
磁気ディスク２１は、１枚あるいは複数枚で構成され、さらに記録面は片面あるいは両面（ディスクの表裏）となっている。また記録面上にはヘッドが配置される。図１においては２枚の磁気ディスク２１ａ、２１ｂが配され、また対応して２つの記録再生ヘッド（磁気ヘッド）２２ａ、２２ｂが設けられている状態を示している、。
即ちドライブユニット内には、数枚の磁気ディスク（プラッタ）が同心円状に重なって構成することができ、そのとき各磁気ディスクの同じトラック番号は円筒状に配置され（シリンダ）、トラック番号と同じシリンダ番号で指定される。
即ちドライブユニット内には、数枚の磁気ディスク（プラッタ）が同心円状に重なって構成することができ、そのとき各磁気ディスクの同じトラック番号は円筒状に配置され（シリンダ）、トラック番号と同じシリンダ番号で指定される。
なお、図１に示すように、１つの磁気ディスク２１に対して１つの記録再生ヘッド２２が配されるのは、磁気ディスク２１は片面が記録面とされる場合である。
両面が記録面とされる場合、１つの磁気ディスク２１に対して２つの記録再生ヘッド２２が配される。その例を図２に示す。
図２においては、表裏両面が記録面とされる磁気ディスク２１ａ、２１ｂを示しており、各磁気ディスク２１には、それぞれ表面に対するダウンヘッドと裏面に対するアップヘッドが設けられる。
つまり磁気ディスク２１ａに対しては、その表裏の記録面を挟むようにダウンヘッド２２ａ−１、アップヘッド２２ａ−２が設けられ、ダウンヘッド２２ａ−１は下降することで磁気ディスク２１ａの表側の記録面をトレースする。またアップヘッド２２ａ−２は上昇することで磁気ディスク２１ａの裏側の記録面をトレースする。
同様に、磁気ディスク２１ｂに対しては、その表裏の記録面を挟むようにダウンヘッド２２ｂ−１、アップヘッド２２ｂ−２が設けられる。
両面が記録面とされる場合、１つの磁気ディスク２１に対して２つの記録再生ヘッド２２が配される。その例を図２に示す。
図２においては、表裏両面が記録面とされる磁気ディスク２１ａ、２１ｂを示しており、各磁気ディスク２１には、それぞれ表面に対するダウンヘッドと裏面に対するアップヘッドが設けられる。
つまり磁気ディスク２１ａに対しては、その表裏の記録面を挟むようにダウンヘッド２２ａ−１、アップヘッド２２ａ−２が設けられ、ダウンヘッド２２ａ−１は下降することで磁気ディスク２１ａの表側の記録面をトレースする。またアップヘッド２２ａ−２は上昇することで磁気ディスク２１ａの裏側の記録面をトレースする。
同様に、磁気ディスク２１ｂに対しては、その表裏の記録面を挟むようにダウンヘッド２２ｂ−１、アップヘッド２２ｂ−２が設けられる。
図１において、ＣＰＵ１１は、ＲＯＭ／ＲＡＭ１２に格納されている制御コードを実行して、ＨＤＤ１０内の動作を統括的にコントロールする。
ディスクコントローラ１３は、インターフェース１７を介して接続されるホスト（図示しない）からコマンドを受け取る。ＣＰＵ１１はこのコマンド処理を行い、ディスクコントローラ１３はコマンド処理結果に従って、データ読み書き制御部１５やサーボ制御部１６に対するハードウェア操作を指示する。
インターフェース１７経由でホストから受け取った書き込みデータや、磁気ディスク２１から読み取ってホストに渡されるデータは、バッファＲＡＭ１４に一時的に格納される。
ディスクコントローラ１３は、インターフェース１７を介して接続されるホスト（図示しない）からコマンドを受け取る。ＣＰＵ１１はこのコマンド処理を行い、ディスクコントローラ１３はコマンド処理結果に従って、データ読み書き制御部１５やサーボ制御部１６に対するハードウェア操作を指示する。
インターフェース１７経由でホストから受け取った書き込みデータや、磁気ディスク２１から読み取ってホストに渡されるデータは、バッファＲＡＭ１４に一時的に格納される。
データ読み書き制御部１５は、符号化変調処理を行って実際に記録するデータパターンを作成し、プリアンプ２５を介して磁気ディスク２１にデータを書き込む。また、逆に読み込んだデータをプリアンプ２５を介して磁気ディスク２１から取り込み、データの復調処理を行う。
サーボ制御部１６は、磁気ヘッド２２を搭載したアームを移動するボイスコイルモータ（ＶＣＭ）２３、及び磁気ディスク２１を回転させるスピンドルモータ（ＳＰＭ）２４を同期的駆動させて、磁気ヘッド２２が磁気ディスク２１上の目的とするトラック上の所定範囲内に到達するように制御する。さらに、ディスク上のサーボパターンよりヘッド位置を所定の位置にシークさせるための制御を行う。
磁気ディスク２１上には、データを記録するための区画である多数のトラックが同心円状に形成され、例えばディスク２１の最外周から、内周に向かって０，１，２，…とトラック番号が割り振られている。また、各トラックは、さらにセクタ毎に分割されており、このセクタ単位が、データ読み書き動作の可能な最小単位となっている。
セクタ内のデータ量は例えば５１２バイトで固定である。
実際に記録されているセクタには、データに加えて、ヘッダ情報やエラー訂正用コードなどが付加されている。
セクタ内のデータ量は例えば５１２バイトで固定である。
実際に記録されているセクタには、データに加えて、ヘッダ情報やエラー訂正用コードなどが付加されている。
１周当たりのセクタ数については、周長が長くなる外側のトラックに向かうほどセクタ数を多く設けるＺＢＲ（Ｚｏｎｅ Ｂｉｔ Ｒｅｃｏｒｄｉｎｇ）方式を採用する。すなわち、磁気ディスク２１の全周に渡るトラック毎のセクタ数は均一ではなく、磁気ディスク２１を半径方向に複数のゾーンに区切り、各ゾーン内においては同じセクタ数となるように設定する。
図４には、ＺＢＲ方式の一例を示している。
同図に示す例では、ディスクを３つのゾーンに区切っており、最外周から順にゾーン０，１，２とゾーン番号が与えられている。さらに、各ゾーン内には複数本のトラックが含まれている。
また図４において、各ゾーンをセクタで区切っているが、この場合（あくまで模式的な例として）、ゾーン０は３２セクタで構成され、同様に、ゾーン１は１６セクタ、ゾーン２は８セクタでそれぞれ構成されている。ゾーンの切り替えに当たり、具体的なセクタ数については、スピンドルモータ２４の回転数は一定とし、記録再生クロックを可変にするなどによって、線記録密度を所定の範囲におさめ、ディスク当たりの記憶容量を増加させるように決定される。
同図に示す例では、ディスクを３つのゾーンに区切っており、最外周から順にゾーン０，１，２とゾーン番号が与えられている。さらに、各ゾーン内には複数本のトラックが含まれている。
また図４において、各ゾーンをセクタで区切っているが、この場合（あくまで模式的な例として）、ゾーン０は３２セクタで構成され、同様に、ゾーン１は１６セクタ、ゾーン２は８セクタでそれぞれ構成されている。ゾーンの切り替えに当たり、具体的なセクタ数については、スピンドルモータ２４の回転数は一定とし、記録再生クロックを可変にするなどによって、線記録密度を所定の範囲におさめ、ディスク当たりの記憶容量を増加させるように決定される。
図３は、図１のディスクコントローラ１３の内部構成をより詳細に示している。同図に示すように、ディスクコントローラ１３は、ＣＰＵインターフェース３１と、ホストコントローラ３２と、バッファコントローラ３３と、サーボコントローラ３４と、ディスクフォーマッタ３５と、ＥＣＣコントローラ３６とで構成されている。なお、同図において、データの移動が発生する矢印に対しては二重線で示してある。
ＣＰＵインターフェース３１は、ＣＰＵ１１と、ＲＡＭ／ＲＯＭ１２とのインターフェースであり、ホストからのコマンドを通知したり、ＣＰＵ１１からのコマンド処理結果の受信などを行ったりする。
ホストコントローラ３２は、インターフェース１７を介して接続されるホストとの通信を行う。
バッファコントローラ３３は、バッファＲＡＭ１４と、ディスクコントローラ１３内の各部間でのデータのやりとりを制御する。
サーボコントローラ３４は、ＶＣＭ（ボイスコイルモータ）２３及びＳＰＭ（スピンドルモータ）２４の動作を制御することによって、磁気ディスク２１上のサーボパターンからサーボ情報を読み取り、この情報をサーボ制御部１５へ渡す。
ディスクフォーマッタ３５は、バッファＲＡＭ１４上のデータを磁気ディスク２１に書き込んだり、あるいは磁気ディスク２１からデータを読み出したりするための制御を行う。
ＥＣＣコントローラ３６は、バッファＲＡＭ１４に格納されているデータより、書き込み時にはＥＣＣ符号を生成して付加したり、あるいは読み出し時にはエラー訂正を行ったりする。
ホストコントローラ３２は、インターフェース１７を介して接続されるホストとの通信を行う。
バッファコントローラ３３は、バッファＲＡＭ１４と、ディスクコントローラ１３内の各部間でのデータのやりとりを制御する。
サーボコントローラ３４は、ＶＣＭ（ボイスコイルモータ）２３及びＳＰＭ（スピンドルモータ）２４の動作を制御することによって、磁気ディスク２１上のサーボパターンからサーボ情報を読み取り、この情報をサーボ制御部１５へ渡す。
ディスクフォーマッタ３５は、バッファＲＡＭ１４上のデータを磁気ディスク２１に書き込んだり、あるいは磁気ディスク２１からデータを読み出したりするための制御を行う。
ＥＣＣコントローラ３６は、バッファＲＡＭ１４に格納されているデータより、書き込み時にはＥＣＣ符号を生成して付加したり、あるいは読み出し時にはエラー訂正を行ったりする。
このような図３に示すディスクコントローラ１３は、ＣＰＵ１１より、フォーマッタ制御情報および、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報を受け取る。
記録面とは、ＨＤＤ装置１０でディスク２１において記録再生可能なディスク面のことであり、例えば図１に示したディスク２１ａ、２１ｂによる構成（１ディスクに１記録面）の場合は、記録面は２つとなる。つまりディスク２１ａの記録面とディスク２１ｂの記録面である。一方、図２に示したディスク２１ａ、２１ｂによる構成（１ディスクに２記録面）の場合は、記録面は４つとなる。つまりディスク２１ａの表裏の記録面とディスク２１ｂの表裏の記録面である。
ゾーンは、上記のように記録面がＺＢＲ方式とされる場合の各ゾーンのことである。
ヘッドは各記録面に対応して設けられた各記録再生ヘッド２２のことである。
記録面とは、ＨＤＤ装置１０でディスク２１において記録再生可能なディスク面のことであり、例えば図１に示したディスク２１ａ、２１ｂによる構成（１ディスクに１記録面）の場合は、記録面は２つとなる。つまりディスク２１ａの記録面とディスク２１ｂの記録面である。一方、図２に示したディスク２１ａ、２１ｂによる構成（１ディスクに２記録面）の場合は、記録面は４つとなる。つまりディスク２１ａの表裏の記録面とディスク２１ｂの表裏の記録面である。
ゾーンは、上記のように記録面がＺＢＲ方式とされる場合の各ゾーンのことである。
ヘッドは各記録面に対応して設けられた各記録再生ヘッド２２のことである。
ところで、本例のアクセス方式としては、いわゆるＬＢＡ（Logical Block Address）に基づいてアクセスを行うものであってもよいし、後述するが、トラック単位で相対アドレスを用いたアクセスを行うものでも良い。
ＬＢＡによるアクセスを行う場合においては、上記フォーマッタ制御情報は、シークされたトラック上でアクセス可能となった後、ＬＢＡで指定されたセクタのアクセスを行うためのフォーマット情報である。この情報は、ＣＰＵインターフェース３１を介してディスクフォーマッタ３５へ送られ、ここでデータフォーマッタが生成される。
また、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報は、第１のエラー訂正符号Ｃ１および、第２のエラー訂正符号Ｃ２を持つＥＣＣブロック構成の設定を行うための情報であり、この情報は、ＣＰＵインターフェース３１を介してＥＣＣコントローラ３６へ送られ、ここでＥＣＣブロック構成が設定され、バッファＲＡＭ１４をアクセスして所定のＥＣＣ処理が行われる。
記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報によってＥＣＣブロック構成が設定されるということは、つまり記録再生を行う記録面、記録再生を行うゾーン、記録再生を実行するヘッド、の全部又は一部に応じて、ＥＣＣブロック構成が切り換えられることを意味する。
また、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報は、第１のエラー訂正符号Ｃ１および、第２のエラー訂正符号Ｃ２を持つＥＣＣブロック構成の設定を行うための情報であり、この情報は、ＣＰＵインターフェース３１を介してＥＣＣコントローラ３６へ送られ、ここでＥＣＣブロック構成が設定され、バッファＲＡＭ１４をアクセスして所定のＥＣＣ処理が行われる。
記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報によってＥＣＣブロック構成が設定されるということは、つまり記録再生を行う記録面、記録再生を行うゾーン、記録再生を実行するヘッド、の全部又は一部に応じて、ＥＣＣブロック構成が切り換えられることを意味する。
トラック単位で相対アドレスを用いたアクセスを行う場合においては、上記フォーマッタ制御情報は、シークされたトラック上でアクセス可能となった後の、先頭のセクタからアクセスを開始して、1トラック分のアクセスを行うための、フォーマット情報であり、この情報は、ＣＰＵインターフェース３１を介してディスクフォーマッタ３５へ送られ、ここでデータフォーマッタが生成される。
また、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報は、トラック単位で完結するＥＣＣブロック構成の設定を行うための情報であり、この情報は、ＣＰＵインターフェース３１を介してＥＣＣコントローラ３６へ送られ、ここでＥＣＣブロック構成が設定され、バッファＲＡＭ１４をアクセスして所定のＥＣＣ処理が行われる。
なお、上記バッファＲＡＭも関係していることより、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報は、バッファコントローラ部３３で用いることもある。
また、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報は、トラック単位で完結するＥＣＣブロック構成の設定を行うための情報であり、この情報は、ＣＰＵインターフェース３１を介してＥＣＣコントローラ３６へ送られ、ここでＥＣＣブロック構成が設定され、バッファＲＡＭ１４をアクセスして所定のＥＣＣ処理が行われる。
なお、上記バッファＲＡＭも関係していることより、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報は、バッファコントローラ部３３で用いることもある。
なお、これら制御情報（フォーマッタ制御情報、ＥＣＣ切替制御情報）は、図１のＣＰＵ１１に付随するＲＯＭ／ＲＡＭ内にある場合のほか、例えば、磁気ディスク２１にこれらの情報を記憶させておき、起動時に、磁気ディスク２１より読み出しを行い、バッファＲＡＭ１４に格納するようにしてもよく、この場合バッファＲＡＭ１４から制御情報を各部に送るようにすればよい。
本実施の形態に係るＨＤＤ１０は、上述したような構成とされ、この構成において、以下説明するように、回転待ちを発生することのないデータアクセス制御を行い、アクセス時間の短縮やデータ転送速度の早いシステムを実現する。また、広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正可能とすることでリトライ動作を回避して転送速度の低下を少なくし、安定したデータ再生を行う。その上で、フォーマット構成の細分化に対応して適切なＥＣＣ処理を実現したり、記録面やヘッドの特性に合わせたＥＣＣ処理を実現するものである。
２．アクセス動作
上記のように、アクセス方式としてはＬＢＡに基づくアクセス方式と、トラック単位で相対アドレスを用いたアクセス方式が考えられる。ＬＢＡに基づくアクセス方式とは通常、多くのＨＤＤで採用されているアクセス方式であるため、詳述は避けるが、ここでトラック単位で相対アドレスを用いたアクセス方式について説明しておく。
上記のように、アクセス方式としてはＬＢＡに基づくアクセス方式と、トラック単位で相対アドレスを用いたアクセス方式が考えられる。ＬＢＡに基づくアクセス方式とは通常、多くのＨＤＤで採用されているアクセス方式であるため、詳述は避けるが、ここでトラック単位で相対アドレスを用いたアクセス方式について説明しておく。
このアクセス方式の場合、ＨＤＤ（ハードディスク装置）１０においては、磁気ヘッド２２がオントラックしたセクタから１トラック分のアクセスを行う。同一トラック上のセクタ番号は固定されておらず、相対位置によって与えることができる。
これにより、１トラック上のどのセクタからでもアクセスを開始することができる。すなわち、１トラックをアクセス単位とすることによって、先読みという不確定要素からなる処理を行う必要をなくして、シーク起動のタイミングを確実に決定することができる。また、１トラックのどのセクタからでもアクセスを行うことによって、回転待ちを行わなくて済む。これによって、シークの回数を最小限に抑え、アクセス時間を短縮させることができる。
これにより、１トラック上のどのセクタからでもアクセスを開始することができる。すなわち、１トラックをアクセス単位とすることによって、先読みという不確定要素からなる処理を行う必要をなくして、シーク起動のタイミングを確実に決定することができる。また、１トラックのどのセクタからでもアクセスを行うことによって、回転待ちを行わなくて済む。これによって、シークの回数を最小限に抑え、アクセス時間を短縮させることができる。
所定のトラックに書き込みを行う際には、アクセスを開始したセクタから始まる相対位置をセクタに与える。
また、読み出しを行う際には、アクセスを開始したセクタから読み出しを行い、相対位置セクタ番号に基づいて、バッファＲＡＭ１４上に展開する。このため、どのセクタから読み出しを始めても良い。
また、読み出しを行う際には、アクセスを開始したセクタから読み出しを行い、相対位置セクタ番号に基づいて、バッファＲＡＭ１４上に展開する。このため、どのセクタから読み出しを始めても良い。
このような動作を可能とするために磁気ディスク２１のトラックで利用されるセクタフォーマットの例を図５に模式的に示す。
図５（ａ）に示すように、セクタは、トラック上でのセクタの相対位置を表す相対位置データと、データ本体と、セクタ領域全体に対してエラー訂正を行うためのＥＣＣとで構成され、これら全体をエラー訂正範囲及び記録範囲とする。
相対位置データをヘッダとしてエラー訂正範囲に含めることにより、例えばセクタ内でランダムエラーが発生した場合であってもエラー訂正により相対位置データを回復することができるので、円滑なディスクアクセス動作を実現することができる。
また、一般に、セクタはセクタの番地を記録するためのＩＤフィールドを持つが、絶対位置ではなく相対位置を記録するので、ＩＤフィールドのサイズを縮小することができる。その分だけセクタ中でデータ本体に使用可能なフィールドサイズが大きくなり記憶領域の有効活用になる。
図５（ａ）に示すように、セクタは、トラック上でのセクタの相対位置を表す相対位置データと、データ本体と、セクタ領域全体に対してエラー訂正を行うためのＥＣＣとで構成され、これら全体をエラー訂正範囲及び記録範囲とする。
相対位置データをヘッダとしてエラー訂正範囲に含めることにより、例えばセクタ内でランダムエラーが発生した場合であってもエラー訂正により相対位置データを回復することができるので、円滑なディスクアクセス動作を実現することができる。
また、一般に、セクタはセクタの番地を記録するためのＩＤフィールドを持つが、絶対位置ではなく相対位置を記録するので、ＩＤフィールドのサイズを縮小することができる。その分だけセクタ中でデータ本体に使用可能なフィールドサイズが大きくなり記憶領域の有効活用になる。
トラックに書き込みを行うとき、アクセスを開始したセクタから始まる相対位置をセクタに与え、相対位置と本来の記録データによるＥＣＣデータを生成して、それぞれを当該セクタの相対位置フィールド、データ・フィールド、及びＥＣＣフィールドに記録する。アクセスを開始したセクタから書き込みを開始するので、回転待ちする必要がない。
また、読み出しを行うときには、トラック上でアクセスを開始したセクタから読み出しを行い、相対位置フィールドによって得られたセクタ位置に基づいて、バッファＲＡＭ１４上での格納位置を決定する。したがって、任意のセクタからデータの読み出しを開始しても、バッファＲＡＭ１４上では相対位置に基づいてデータを再配置することによって、トラック上に格納されているデータが元の順番通りに復元される。また、アクセスを開始したセクタから読み出しを開始するので、回転待ちする必要がない。
また、図５（ｂ）には、本実施の形態に係るＨＤＤ１０において、磁気ディスク２１のトラックで利用されるセクタフォーマットの他の例を模式的に示している。
この場合も、上述と同様に、セクタは、トラック上でのセクタの相対位置を表す相対位置データと、データ本体と、セクタ領域全体に対してエラー訂正を行うためのＥＣＣとで構成される。但し、これら全体をエラー訂正範囲とするが、図５（ａ）に示した例と相違し、相対位置フィールドを記録範囲に含まない。したがって、相対位置フィールドがなくなる分だけ、さらに上述した例よりもセクタ中でデータ本体に使用可能なフィールドサイズが大きくなり記憶領域の有効活用になる。
この場合も、上述と同様に、セクタは、トラック上でのセクタの相対位置を表す相対位置データと、データ本体と、セクタ領域全体に対してエラー訂正を行うためのＥＣＣとで構成される。但し、これら全体をエラー訂正範囲とするが、図５（ａ）に示した例と相違し、相対位置フィールドを記録範囲に含まない。したがって、相対位置フィールドがなくなる分だけ、さらに上述した例よりもセクタ中でデータ本体に使用可能なフィールドサイズが大きくなり記憶領域の有効活用になる。
この場合、トラックに書き込みを行うときは、アクセスを開始したセクタから始まる相対位置をセクタに与え、相対位置と本来の記録データによるＥＣＣデータを生成して、記録データ及びＥＣＣデータのみを当該セクタ上に記録する。アクセスを開始したセクタから書き込みを開始するので、回転待ちする必要がない。
また、読み出しを行うときには、アクセスを開始したセクタから読み出しを行い、ＥＣＣを用いてエラー訂正を行うことによって、セクタには書き込まれなかった相対位置を再生成する。そして、この相対位置に基づいて、バッファＲＡＭ１４上での格納位置を決定する。したがって、任意のセクタからデータの読み出しを開始しても、バッファＲＡＭ１４上ではトラック上に格納されているデータが元の順番通りに復元される。また、アクセスを開始したセクタから読み出しを開始するので、回転待ちする必要がない。
また、読み出しを行うときには、アクセスを開始したセクタから読み出しを行い、ＥＣＣを用いてエラー訂正を行うことによって、セクタには書き込まれなかった相対位置を再生成する。そして、この相対位置に基づいて、バッファＲＡＭ１４上での格納位置を決定する。したがって、任意のセクタからデータの読み出しを開始しても、バッファＲＡＭ１４上ではトラック上に格納されているデータが元の順番通りに復元される。また、アクセスを開始したセクタから読み出しを開始するので、回転待ちする必要がない。
上記のようなセクタフォーマットに係るデータ記録再生の際のホストとの通信例を説明する。
本例のＨＤＤ１０は、インターフェース１７経由で接続されたホストからのコマンドによってデータ書き込みを行うときの通信例は、次のようになる。
まずホストは、ＨＤＤ１０に対してデータの書き込みコマンドを発行する。これに応答して、ＨＤＤ１０は現在のアクセスシーケンスからシーク時間が最小となるアドレス領域を応答する。
ホストは、ＨＤＤ１０からの応答を受けると、指示されたアドレス領域の大きさ（バイト数，セクタ数など）のデータコンテンツを転送する。ＨＤＤ１０は、受信したデータコンテンツをトラック単位で書き込み動作を行う。
本例のＨＤＤ１０は、インターフェース１７経由で接続されたホストからのコマンドによってデータ書き込みを行うときの通信例は、次のようになる。
まずホストは、ＨＤＤ１０に対してデータの書き込みコマンドを発行する。これに応答して、ＨＤＤ１０は現在のアクセスシーケンスからシーク時間が最小となるアドレス領域を応答する。
ホストは、ＨＤＤ１０からの応答を受けると、指示されたアドレス領域の大きさ（バイト数，セクタ数など）のデータコンテンツを転送する。ＨＤＤ１０は、受信したデータコンテンツをトラック単位で書き込み動作を行う。
ここで上述のように、書き込み時のトラック上のアクセス先頭位置を基準に各セクタに相対位置情報を割り振ると、書き込み要求の際、ホスト側では、シリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番号などの具体的な書き込み場所を特に意識する必要はなく、またこれらを指示する必要も特にない。
また、ＨＤＤ１０側からホストに通知されるアドレス領域は、例えば、ホストからデータ書き込み要求されるコンテンツを識別するコンテンツ番号などの簡素なものでよい。
ＨＤＤ１０側では、各コンテンツ番号とディスク２１上での物理的な記録場所との変換テーブルを用意しておく。
トラック単位でディスクアクセスを行うことから、コンテンツ番号との変換テーブルは、例えば図６に示すようなものとなる。即ち、コンテンツ番号に対応してトラック番号やヘッド番号が登録されていく。
また、ＨＤＤ１０側からホストに通知されるアドレス領域は、例えば、ホストからデータ書き込み要求されるコンテンツを識別するコンテンツ番号などの簡素なものでよい。
ＨＤＤ１０側では、各コンテンツ番号とディスク２１上での物理的な記録場所との変換テーブルを用意しておく。
トラック単位でディスクアクセスを行うことから、コンテンツ番号との変換テーブルは、例えば図６に示すようなものとなる。即ち、コンテンツ番号に対応してトラック番号やヘッド番号が登録されていく。
ここで、ＣＨＳ方式のセクタ番号が変換テーブルに含まれていないことに注意されたい。このように、書き込み時のトラック上のアクセス先頭セクタを基準に各セクタに相対位置情報を割り振る構成では、読み出し時のトラック上のアクセス先頭セクタに関わらず、各セクタの相対位置情報に基づきデータの再配置が可能となる。このため、変換テーブルにおいて、アクセス開始セクタを指定する必要がないものとなる。
この変換テーブルは、バッファＲＡＭ１４内に書き込まれる。変換テーブルの書き込みは、ホストから書き込みデータを受け取った時点で、ディスクコントローラ１３又はＣＰＵ１１が実行するソフトウェアによって行われる。
また、本例のＨＤＤ１０がインターフェース１７経由で接続されたホストからのコマンドによってデータ読み出しを行うときの通信例は次のようになる。
ホストは、ＨＤＤ１０に対してデータの読み出しコマンドを発行する。読み出しコマンドでは、目的とするコンテンツ番号が指定されている。
これに対し、ＨＤＤ１０は、コンテンツ番号に基づいて上記図６の変換テーブルから目的とするトラックを特定して、磁気ヘッド２２のシーク動作を行う。そして、データ書き込み時に応答したアドレス領域のシーケンスに従い、ディスク２１上のデータを転送する。
このデータ読み出し要求の際、ホスト側は、所望のコンテンツ番号を指定するだけで、シリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番号などの具体的な書き込み場所（ＰＢＡ）を意識する必要はない。
ホストは、ＨＤＤ１０に対してデータの読み出しコマンドを発行する。読み出しコマンドでは、目的とするコンテンツ番号が指定されている。
これに対し、ＨＤＤ１０は、コンテンツ番号に基づいて上記図６の変換テーブルから目的とするトラックを特定して、磁気ヘッド２２のシーク動作を行う。そして、データ書き込み時に応答したアドレス領域のシーケンスに従い、ディスク２１上のデータを転送する。
このデータ読み出し要求の際、ホスト側は、所望のコンテンツ番号を指定するだけで、シリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番号などの具体的な書き込み場所（ＰＢＡ）を意識する必要はない。
上述したように、ＨＤＤ１０では、磁気ヘッド２２がオントラックしたセクタから１トラック分のアクセスを行う。１トラックをアクセス単位とすることで、先読みという不確定な処理を省いて、シーク起動のタイミングを確実に決定することができる。また、トラックのどのセクタからでもアクセスを行うことができるので、シーク直後の任意のヘッド位置から読み書きを行うことにより、回転待ちをなくすことができる。この結果、シークの回数を最小限に抑え、アクセス時間が短縮化される。
このようなディスクアクセスオペレーションは、ディスクコントローラ１３が、ＣＰＵ１１によるコマンド処理結果に応じて、データ読み書き制御部１５やサーボ制御部１６に対するハードウェア操作を指示することによって実現される。
３．ＥＣＣ構成
上述してきたようにＨＤＤ１０が１トラックを単位としてアクセスを行う場合、磁気ディスク２１上には１トラックを基本単位としたＥＣＣブロックが形成されることが適切となる。
なお、ＬＢＡに基づくアクセス方式が採用される場合は、必ずしも１トラックを基本単位としたＥＣＣブロックが形成される必要はないが、もちろん１トラックを基本単位としてもよい。
ここでは、１トラックを基本としたＥＣＣブロックの例を説明する。
上述してきたようにＨＤＤ１０が１トラックを単位としてアクセスを行う場合、磁気ディスク２１上には１トラックを基本単位としたＥＣＣブロックが形成されることが適切となる。
なお、ＬＢＡに基づくアクセス方式が採用される場合は、必ずしも１トラックを基本単位としたＥＣＣブロックが形成される必要はないが、もちろん１トラックを基本単位としてもよい。
ここでは、１トラックを基本としたＥＣＣブロックの例を説明する。
図７は、１トラックを基本単位としたＥＣＣ構成例を示している。
図７（ａ）の例では、磁気ディスク２１は、ゾーン分割されており、ゾーンｎにおけるＥＣＣブロック構成の例が示されている。すなわち、ゾーンｎ内の、破線で示す所定のトラックＴＫのように、各トラックの１周分がＥＣＣブロックの構成単位となるようにする。
ＥＣＣブロックの内部には、セクタ内の訂正を行うＣ１と、セクタ間の訂正を行うＣ２が含まれている。
そしてＣ１＋Ｃ２からなるエラー訂正単位（ＥＣＣブロック構成単位）は１トラックを基本単位としており、各トラック内においては、ＥＣＣブロック構成単位が２つ以上存在することはない。
図７（ａ）の例では、磁気ディスク２１は、ゾーン分割されており、ゾーンｎにおけるＥＣＣブロック構成の例が示されている。すなわち、ゾーンｎ内の、破線で示す所定のトラックＴＫのように、各トラックの１周分がＥＣＣブロックの構成単位となるようにする。
ＥＣＣブロックの内部には、セクタ内の訂正を行うＣ１と、セクタ間の訂正を行うＣ２が含まれている。
そしてＣ１＋Ｃ２からなるエラー訂正単位（ＥＣＣブロック構成単位）は１トラックを基本単位としており、各トラック内においては、ＥＣＣブロック構成単位が２つ以上存在することはない。
また図７（ｂ）はＥＣＣブロックの他の例である。この場合も磁気ディスク２１は、ゾーン分割されており、ゾーンｍにおいて、ＥＣＣブロックの例が示されている。この例は、ゾーンｍ内の３トラック分でＥＣＣブロックの構成単位となるようにするものである。なお、この例は１トラックの整数倍を構成単位とするものであり、もちろんトラック３周分に限られるものではない。
このような例の場合も、ＥＣＣブロックの内部には、セクタ内の訂正を行うＣ１と、セクタ間の訂正を行うＣ２が含まれている。またＣ１＋Ｃ２からなるエラー訂正単位（ＥＣＣブロック構成単位）は１トラックを基本単位としており、各トラック内においては、ＥＣＣブロック構成単位が２つ以上存在することはない。
このような例の場合も、ＥＣＣブロックの内部には、セクタ内の訂正を行うＣ１と、セクタ間の訂正を行うＣ２が含まれている。またＣ１＋Ｃ２からなるエラー訂正単位（ＥＣＣブロック構成単位）は１トラックを基本単位としており、各トラック内においては、ＥＣＣブロック構成単位が２つ以上存在することはない。
図８には、図７に示したＥＣＣブロック構成を採用した磁気ディスク２１のＥＣＣブロック構造の例を示している。
ここではＥＣＣ訂正符号として、シンボル長８のリードソロモン符号を用いているものとする。
ある磁気ディスクのあるゾーンにおけるトラック１周分の有効なセクタ数を、７６８セクタとする。１セクタは例えば、５１２バイトのデータに４バイトのＣＲＣ（クロスチェックコード）、並びに合計で４８バイトのＣ１を付加し、４インターリーブで構成してある。
ここではＥＣＣ訂正符号として、シンボル長８のリードソロモン符号を用いているものとする。
ある磁気ディスクのあるゾーンにおけるトラック１周分の有効なセクタ数を、７６８セクタとする。１セクタは例えば、５１２バイトのデータに４バイトのＣＲＣ（クロスチェックコード）、並びに合計で４８バイトのＣ１を付加し、４インターリーブで構成してある。
図８のＥＣＣブロック構成の例では、セクタ０〜７０３までの７０４セクタをデータ領域として与え、セクタ７０４〜７６７までの６４セクタをＣ２領域として与えている。Ｃ２については、例えば１６セクタずつの４インターリーブで構成する。
このような構成としたとき、１つのＥＣＣブロックは合計７６８セクタとなって、このゾーン内において１周分となり、トラック単位を実現させることが出来る。
このような構成としたとき、１つのＥＣＣブロックは合計７６８セクタとなって、このゾーン内において１周分となり、トラック単位を実現させることが出来る。
この例におけるエラー訂正能力について考察する。
ランダムエラーに対してはＣ１を利用することによって、セクタ当たり最大２４バイトまで(バイトの消失情報が得られる場合は最大４８バイトまで)の訂正が可能である。
さらに、バーストエラーに対しては、Ｃ２を利用することによって、トラック当たり最大３２セクタまで（ＣＲＣの結果を利用することで最大６４セクタまで）の長さのエラー訂正が可能となる。
ランダムエラーに対してはＣ１を利用することによって、セクタ当たり最大２４バイトまで(バイトの消失情報が得られる場合は最大４８バイトまで)の訂正が可能である。
さらに、バーストエラーに対しては、Ｃ２を利用することによって、トラック当たり最大３２セクタまで（ＣＲＣの結果を利用することで最大６４セクタまで）の長さのエラー訂正が可能となる。
この他、トラック単位ではない、所定のセクタ数をＥＣＣブロックとした場合でも同様にして説明ができる。
その場合、例えばＥＣＣブロックが１９２（＝１７６セクタのデータ＋１６セクタのＣ２）セクタといった、小さいＥＣＣブロック単位とすることもできる。
その場合、例えばＥＣＣブロックが１９２（＝１７６セクタのデータ＋１６セクタのＣ２）セクタといった、小さいＥＣＣブロック単位とすることもできる。
ここで、上記のようなエラー訂正ブロックを採用する事情について述べておく。
従来のＨＤＤのシステムの多くにおいては、エラー訂正が、５１２バイトデータと情報ビットからなる１セクタ単位においてのみ行われている。
したがって、各セクタ内に発生するランダムエラーに対してはエラー訂正を行うことができるが、訂正可能範囲を越えたランダムエラーや、あるいはバーストエラーすなわちセクタを越えて長く連続したエラーに対しては、エラー訂正を行うことが出来なかった。
従来のＨＤＤのシステムの多くにおいては、エラー訂正が、５１２バイトデータと情報ビットからなる１セクタ単位においてのみ行われている。
したがって、各セクタ内に発生するランダムエラーに対してはエラー訂正を行うことができるが、訂正可能範囲を越えたランダムエラーや、あるいはバーストエラーすなわちセクタを越えて長く連続したエラーに対しては、エラー訂正を行うことが出来なかった。
このような場合、例えばリトライ動作を実施するなどによって、読み取りエラーを一定以下にし、エラー訂正を行うことができる。ところが、リトライ動作は基本的に、１回当たり１周分の余分なアクセス時間の増加に相当する。
ここで、上述のようなトラック単位アクセスによってアクセス時間の短縮がなされたにもかかわらず、リトライ動作が発生すると、結局アクセス時間は増加し、データ読み出し時間の遅れを発生させる結果となる。
例えばＨＤ（ハイビジョン画質）の再生や特殊再生時といったＡＶコンテンツを扱う場合において、高転送速度が要求されるとき、訂正不能な読み取りエラーが発生しても時間的にリトライ動作を行う余裕のないときがある。このような場合、現状では、読み取りエラー訂正が行われないまま処理を進めている。この結果、再生品質は悪くなってしまう。
ここで、上述のようなトラック単位アクセスによってアクセス時間の短縮がなされたにもかかわらず、リトライ動作が発生すると、結局アクセス時間は増加し、データ読み出し時間の遅れを発生させる結果となる。
例えばＨＤ（ハイビジョン画質）の再生や特殊再生時といったＡＶコンテンツを扱う場合において、高転送速度が要求されるとき、訂正不能な読み取りエラーが発生しても時間的にリトライ動作を行う余裕のないときがある。このような場合、現状では、読み取りエラー訂正が行われないまま処理を進めている。この結果、再生品質は悪くなってしまう。
そこで、ＥＣＣ構成を上記のようにして、安定したデータ再生を実現し、リトライの発生する事態を引き起こすようなエラー訂正の出来ない場合を減少させるようにするものである。
つまり、従来の１セクタ単位のエラー訂正であるＣ１訂正に加えて、セクタ間の訂正を行うことが可能なＣ２訂正を付加する。そして、Ｃ１＋Ｃ２からなる、エラー訂正単位（ＥＣＣブロック）を例えばトラックで完結するような構成をとる。
つまり、従来の１セクタ単位のエラー訂正であるＣ１訂正に加えて、セクタ間の訂正を行うことが可能なＣ２訂正を付加する。そして、Ｃ１＋Ｃ２からなる、エラー訂正単位（ＥＣＣブロック）を例えばトラックで完結するような構成をとる。
トラックの１周でＣ１＋Ｃ２からなるＥＣＣブロック単位を完結させた場合、１トラックをアクセス単位とすることができ、回転待ちを発生することのないデータアクセス制御を実現することができる。すなわち、所望のデータ記憶場所へのアクセス時間を短縮することができる。また、同一トラック上で２以上のＥＣＣブロックを持つことがないようにすれば、ＥＣＣ構成を複数トラック単位とした場合であっても、同様に、回転待ちを発生することのないデータアクセス制御を実現することができる。
ところで、上記図８に示すシンボル長８のリード・ソロモン符号では５１２バイトのデータに対してインターリーブを適用することができる。
図９、図１０には、本例のＥＣＣブロック構成において、インターリーブを適用した例を示している。
図９及び図１０では、セクタｎ に対してインターリーブを適用したものであり、１セクタが４バイトのヘッダと５１２バイトのデータ、そして４バイトのＣＲＣより、これらの合計を４分割し、各分割単位毎に１２バイトのＥＣＣ符号Ｃ１を付加している。
例えば、インターリーブ０は１バイトのヘッダと１２８バイトのデータと１バイトのＣＲＣに１２バイトのパリティが付加されて構成される。インターリーブ２，３，４も同様である。
図９、図１０には、本例のＥＣＣブロック構成において、インターリーブを適用した例を示している。
図９及び図１０では、セクタｎ に対してインターリーブを適用したものであり、１セクタが４バイトのヘッダと５１２バイトのデータ、そして４バイトのＣＲＣより、これらの合計を４分割し、各分割単位毎に１２バイトのＥＣＣ符号Ｃ１を付加している。
例えば、インターリーブ０は１バイトのヘッダと１２８バイトのデータと１バイトのＣＲＣに１２バイトのパリティが付加されて構成される。インターリーブ２，３，４も同様である。
そして、セクタ内の配置を、０番目にはインターリーブ０、１番目にはインターリーブ１、２番目にはインターリーブ２、３番目にはインターリーブ３、４番目には再び戻ってインターリーブ０、・・・のように順に並べる。
４バイトのヘッダ、５１２バイトのデータ、その後には４バイトのＣＲＣを付加し、続いて作成したＣ１コードを同様にして順に並べる。
図９にはインターリーブで分解したものを示しており、また、図１０にはメモリ上にアドレス０から５６７まで割り振ったときの配置を示している。
４バイトのヘッダ、５１２バイトのデータ、その後には４バイトのＣＲＣを付加し、続いて作成したＣ１コードを同様にして順に並べる。
図９にはインターリーブで分解したものを示しており、また、図１０にはメモリ上にアドレス０から５６７まで割り振ったときの配置を示している。
このようにして図９及び図１０は、前述の図８と同じセクタ単位となる。すなわち、４バイトのヘッダ、５１２バイトのデータに、４バイトのＣＲＣと、合計４８バイトのＥＣＣ符号Ｃ１が付加されて１セクタとなり、磁気ディスク２１上への記録セクタの主要部として構成される。
なお、実際の記録データの構成は、プリアンブル、同期信号、ポストアンブルなどがさらに付加されている。また、セクタ単位の他の構成例としては、ヘッダファイルを持たない形式や、あるいはＣＲＣを持たない形式などがある。
なお、実際の記録データの構成は、プリアンブル、同期信号、ポストアンブルなどがさらに付加されている。また、セクタ単位の他の構成例としては、ヘッダファイルを持たない形式や、あるいはＣＲＣを持たない形式などがある。
このようなインターリーブの構成は、主にハードウェア構成によって決定すればよく、シンボル長８のリードソロモン符号では、Ｃ１方向（すなわちセクタ方向）においてインターリーブ構成を例えば図９に示すように適用する。
なお、上述したインターリーブは、セクタ間でＥＣＣを実行したＣ２に対して適用してもよい。この場合においても、図９において、ＤＡＴＡ部のＢｙｔｅをセクタと置き換えてＣ２方向（すなわちセクタに直交する方向）に展開させることで、同様な構成及び作用を実現することができる。
また、この例においては、１セクタを５１２バイトのデータとしたが、セクタ数はこの限りではなく、例えば１０２４バイト、あるいは２０４８バイトを1セクタのデータとした場合においても、上記と同様にしてセクタ毎及びセクタ間に構成されたＥＣＣブロックを実現することができる。
ところで、ＥＣＣブロックをトラック単位で完結させるとき、磁気ディスク２１のゾーンが切り替わった際には、トラックあたりのセクタ数が異なるので、同一のＥＣＣパリティ数の構成では、エラー訂正能力がゾーン毎で大きく異なったものとなる可能性がある。
この場合、ゾーン毎でＥＣＣブロック構成を可変とすることによって、エラー訂正符号の冗長度を一定範囲内におさめることができ、その結果、エラー訂正能力をディスクの全周に渡って同様な強さとすることができる。
この場合、ゾーン毎でＥＣＣブロック構成を可変とすることによって、エラー訂正符号の冗長度を一定範囲内におさめることができ、その結果、エラー訂正能力をディスクの全周に渡って同様な強さとすることができる。
図１１（ａ）では、ＥＣＣブロックをゾーン毎で可変に構成した場合のディスクフォーマットの例を模式的に示している。
同図において、磁気ディスク２１は、ゾーン分割されており、さらにゾーン毎に１トラックあたりのセクタ数が異なる。
これは模式的な例であるが、１トラックあたりのセクタ数は、ゾーン０では３２セクタ、ゾーン１では１６セクタ、ゾーン２では８セクタとなっている。
各ゾーンに対しては、回転数を同一とするが、動作クロックを変更し、各ゾーンにおける線記録密度は一定範囲にあるものとする。
同図において、磁気ディスク２１は、ゾーン分割されており、さらにゾーン毎に１トラックあたりのセクタ数が異なる。
これは模式的な例であるが、１トラックあたりのセクタ数は、ゾーン０では３２セクタ、ゾーン１では１６セクタ、ゾーン２では８セクタとなっている。
各ゾーンに対しては、回転数を同一とするが、動作クロックを変更し、各ゾーンにおける線記録密度は一定範囲にあるものとする。
このとき、ＥＣＣは、各セクタ毎においてはＣ１が付加されている。Ｃ１の構成は固定で同一であるものとする。具体的には、例えば図８のような構成とする。
そして、Ｃ２の構成については、図１１（ａ）に示すように、ゾーン０では４セクタをＣ２パリティとして与え、ゾーン１では２セクタを、ゾーン２では１セクタをそれぞれＣ２パリティとして与えている。
このように構成にしたとき、各ゾーンの１周分のデータセクタ数に対するＣ２パリティのセクタ数の割合が一定になり、Ｃ２訂正能力についても各ゾーンで同一とすることができる。
なお、実際のフォーマットにおいては、図１１（ａ）に示すようなゾーンとセクタ数の関係にあるような、ちょうど割り切れる値となる場合は少ないので、ＥＣＣ部分の冗長度が一定範囲となるような設定をすればよい。
そして、Ｃ２の構成については、図１１（ａ）に示すように、ゾーン０では４セクタをＣ２パリティとして与え、ゾーン１では２セクタを、ゾーン２では１セクタをそれぞれＣ２パリティとして与えている。
このように構成にしたとき、各ゾーンの１周分のデータセクタ数に対するＣ２パリティのセクタ数の割合が一定になり、Ｃ２訂正能力についても各ゾーンで同一とすることができる。
なお、実際のフォーマットにおいては、図１１（ａ）に示すようなゾーンとセクタ数の関係にあるような、ちょうど割り切れる値となる場合は少ないので、ＥＣＣ部分の冗長度が一定範囲となるような設定をすればよい。
以上のように、ＥＣＣブロックをトラック単位に完結させ、Ｃ１＋Ｃ２構成とし、さらにインターリーブ構成とすることに加えて、ゾーン毎でＥＣＣ構成を可変としてＥＣＣ部分の冗長度を所定範囲内に制御することによって、ディスクの全周に渡って、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正が可能なようになり、安定したデータ再生が実現する。
なお、以上の例では、ＥＣＣ構成のうちＣ１部分を固定とし、Ｃ２部分を可変とすることでＥＣＣ部分の冗長度すなわちエラー訂正能力を所定範囲内に制御した。しかしながら、例えばＣ１部分をゾーン毎に可変としてＣ２部分を固定させてエラー訂正能力を所定範囲内に制御するようにしてもよく、あるいはＣ１とＣ２を総合的に制御してエラー訂正能力を所定範囲内に制御するようにしてもよい。
４．ヘッド／記録面／ゾーンに応じたＥＣＣブロック設定
ＥＣＣブロック構造は、基本的には以上の通りであるが、本実施の形態ではさらに、磁気ディスク２１の記録面／ゾーン、及び磁気ヘッド２２に応じてＥＣＣブロック構成が設定される。
例えば図２で説明した例では、ＨＤＤ１０における磁気ディスク２１としては、ディスク２１ａの表裏面、ディスク２１ｂの表裏面として４つの記録面がある。又これに対応して４つの磁気ヘッド２２ａ−１、２２ａ−２、２２ｂ−１、２２ｂ−２が設けられている。さららに各記録面はそれぞれ複数のゾーンに分けられている。
ＥＣＣブロック構造は、基本的には以上の通りであるが、本実施の形態ではさらに、磁気ディスク２１の記録面／ゾーン、及び磁気ヘッド２２に応じてＥＣＣブロック構成が設定される。
例えば図２で説明した例では、ＨＤＤ１０における磁気ディスク２１としては、ディスク２１ａの表裏面、ディスク２１ｂの表裏面として４つの記録面がある。又これに対応して４つの磁気ヘッド２２ａ−１、２２ａ−２、２２ｂ−１、２２ｂ−２が設けられている。さららに各記録面はそれぞれ複数のゾーンに分けられている。
これら各記録面（及び各記録面における各ゾーン）や、各磁気ヘッドは、実際には必ずしも完全に同一な特性を持っているとは限らない。
例えばディスク上の欠陥、記録面の品質などによるＳ／Ｎの違いや、あるいはヘッドの感度等の特性の違いなどがある。
このため、さらなるに高記録密度化を行ったり、あるいは歩留まりをよくするためには、それぞれのヘッド及び記録面（及びゾーン）に応じて、それぞれ適した、記録密度を設定することが考えられる。即ちフォーマットの細分化である。
例えば記録面とヘッドの組み合わせにおいて、高品位な信号記録再生が可能な記録面及びヘッドに関しては高密度記録を行い、比較的エラーレートが悪い記録面及びヘッドに関しては記録密度を低くするなどの設定である。
ところが、そのような場合、画一なＥＣＣブロック構成の仕様では対応しきれない部分がある。
そこで本例では、記録面／ゾーン／ヘッドに応じてＥＣＣブロック構成を切り換えるようにする。つまり、記録又は再生しようとする記録面／ゾーンと、その際に用いられるヘッドとに応じて、ＥＣＣブロックが設定されるものである。
例えばディスク上の欠陥、記録面の品質などによるＳ／Ｎの違いや、あるいはヘッドの感度等の特性の違いなどがある。
このため、さらなるに高記録密度化を行ったり、あるいは歩留まりをよくするためには、それぞれのヘッド及び記録面（及びゾーン）に応じて、それぞれ適した、記録密度を設定することが考えられる。即ちフォーマットの細分化である。
例えば記録面とヘッドの組み合わせにおいて、高品位な信号記録再生が可能な記録面及びヘッドに関しては高密度記録を行い、比較的エラーレートが悪い記録面及びヘッドに関しては記録密度を低くするなどの設定である。
ところが、そのような場合、画一なＥＣＣブロック構成の仕様では対応しきれない部分がある。
そこで本例では、記録面／ゾーン／ヘッドに応じてＥＣＣブロック構成を切り換えるようにする。つまり、記録又は再生しようとする記録面／ゾーンと、その際に用いられるヘッドとに応じて、ＥＣＣブロックが設定されるものである。
図１１は、例えば図２の構成において、ディスク２１ａの表の記録面と裏の記録面でＥＣＣ構成が異なるようにした例を示している。
図１１（ａ）はディスク２１ａの表の記録面を示しており、この場合、記録面はゾーン０，１，２に分けられている。またこの記録面に対しては磁気ヘッド（ダウンヘッド）２２ａ−１が対応する。
そしてこの場合の例では、最適とされたセクタ配置が、具体的には、ゾーン０では３２セクタ、ゾーン１では１６セクタ、ゾーン２では８セクタであったとする。
一方、図１１（ｂ）はディスク２１ａの裏の記録面を示しており、この場合も記録面はゾーン０，１，２に分けられている。またこの記録面に対しては磁気ヘッド（アップヘッド）２２ａ−２が対応する。
そしてこの場合の例では、最適とされたセクタ配置が、具体的には、ゾーン０では３２セクタ、ゾーン１では８セクタ、ゾーン２では８セクタであったとする。
このように、ゾーンだけではなく、記録面やヘッドによってセクタ配置を可変とする場合において、Ｃ１＋Ｃ２のＥＣＣブロック構成を与えるためには、上記図３の説明において述べたように、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報を用いる。
図１１（ａ）はディスク２１ａの表の記録面を示しており、この場合、記録面はゾーン０，１，２に分けられている。またこの記録面に対しては磁気ヘッド（ダウンヘッド）２２ａ−１が対応する。
そしてこの場合の例では、最適とされたセクタ配置が、具体的には、ゾーン０では３２セクタ、ゾーン１では１６セクタ、ゾーン２では８セクタであったとする。
一方、図１１（ｂ）はディスク２１ａの裏の記録面を示しており、この場合も記録面はゾーン０，１，２に分けられている。またこの記録面に対しては磁気ヘッド（アップヘッド）２２ａ−２が対応する。
そしてこの場合の例では、最適とされたセクタ配置が、具体的には、ゾーン０では３２セクタ、ゾーン１では８セクタ、ゾーン２では８セクタであったとする。
このように、ゾーンだけではなく、記録面やヘッドによってセクタ配置を可変とする場合において、Ｃ１＋Ｃ２のＥＣＣブロック構成を与えるためには、上記図３の説明において述べたように、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報を用いる。
図に示すように、例として８セクタに対して１セクタ相当の冗長でＥＣＣブロック構成を与える場合は、図１１（ａ）に示す磁気ディスク２１ａの表の記録面では、
・ゾーン０：３２セクタに対して２８セクタのデータセクタと４セクタのＣ２セクタ
・ゾーン１：１６セクタに対して１４セクタのデータセクタと２セクタのＣ２セクタ
・ゾーン２：８セクタに対して７セクタのデータセクタと１セクタのＣ２セクタ
を与える。
一方、図１１（ｂ）の磁気ディスク２１ａの裏の記録面では、
・ゾーン０：３２セクタに対して２８セクタのデータセクタと４セクタのＣ２セクタ
・ゾーン１：８セクタに対して７セクタのデータセクタと１セクタのＣ２セクタ
・ゾーン２：８セクタに対して７セクタのデータセクタと１セクタのＣ２セクタ
を与える。
すなわち、ゾーン１において、ディスク２１ａの表面と裏面とで異なった設定値を与えてある。
このようなＥＣＣブロック構成とすれば、どのエリアも８セクタに対して、１セクタ相当の冗長のＣ２を与えることができる。
・ゾーン０：３２セクタに対して２８セクタのデータセクタと４セクタのＣ２セクタ
・ゾーン１：１６セクタに対して１４セクタのデータセクタと２セクタのＣ２セクタ
・ゾーン２：８セクタに対して７セクタのデータセクタと１セクタのＣ２セクタ
を与える。
一方、図１１（ｂ）の磁気ディスク２１ａの裏の記録面では、
・ゾーン０：３２セクタに対して２８セクタのデータセクタと４セクタのＣ２セクタ
・ゾーン１：８セクタに対して７セクタのデータセクタと１セクタのＣ２セクタ
・ゾーン２：８セクタに対して７セクタのデータセクタと１セクタのＣ２セクタ
を与える。
すなわち、ゾーン１において、ディスク２１ａの表面と裏面とで異なった設定値を与えてある。
このようなＥＣＣブロック構成とすれば、どのエリアも８セクタに対して、１セクタ相当の冗長のＣ２を与えることができる。
例えばこのようにすることによって、所定のＨＤＤにおいて、記録面、ゾーンおよびヘッドによって、セクタ配置が異なるようにフォーマットが細分化されたディスクを持つ場合でも、ディスクの全面において、より所望に即した訂正能力を持つＥＣＣブロック構成を与えることができる。
なお、ここではＥＣＣブロック構成がトラック単位とされる場合を例にしているが、必ずしもＥＣＣブロック構成をトラック単位としなくとも、記録面／ゾーン／ヘッドに応じてＥＣＣブロック構成が異なるようにすることができることはいうまでもない。
また、実際のＥＣＣブロック構成は、必ずしも切り替えるゾーン数及び切り替えるヘッド数のそれぞれに対して、完全に独立に対応しなくても良い。
すなわち、図１１（ａ）（ｂ）の表面及び裏面の各ゾーン０や各ゾーン２のように、同じゾーン、異なるヘッドであった際に、同じＥＣＣブロック構成となっても良いし、あるいは全て異なるＥＣＣブロック構成となっても良い。
さらに、実際のＥＣＣブロック構成は、図１１の例のように単純に割り切れるセクタ数がゾーン毎に与えれるとは限らないことより、例えば完全に冗長度をそろえてＥＣＣブロック構成を与えるというよりも、所望の範囲の冗長度を与える、あるいは、所望以上の訂正能力を与える、という要求に対しても、本発明は適用できる。
また、実際のＥＣＣブロック構成は、必ずしも切り替えるゾーン数及び切り替えるヘッド数のそれぞれに対して、完全に独立に対応しなくても良い。
すなわち、図１１（ａ）（ｂ）の表面及び裏面の各ゾーン０や各ゾーン２のように、同じゾーン、異なるヘッドであった際に、同じＥＣＣブロック構成となっても良いし、あるいは全て異なるＥＣＣブロック構成となっても良い。
さらに、実際のＥＣＣブロック構成は、図１１の例のように単純に割り切れるセクタ数がゾーン毎に与えれるとは限らないことより、例えば完全に冗長度をそろえてＥＣＣブロック構成を与えるというよりも、所望の範囲の冗長度を与える、あるいは、所望以上の訂正能力を与える、という要求に対しても、本発明は適用できる。
図１２はＥＣＣブロック構成の他の例を示している。
この図１２は、例えば図２の構成において、ディスク２１ｂの表の記録面と裏の記録面でＥＣＣ構成が異なるようにした例である。
図１２（ａ）はディスク２１ｂの表の記録面を示しており、この場合、記録面はゾーン０，１，２に分けられている。またこの記録面に対しては磁気ヘッド（ダウンヘッド）２２ｂ−１が対応する。
そしてこの場合の例では、最適とされたセクタ配置が、具体的には、ゾーン０では３２セクタ、ゾーン１では１６セクタ、ゾーン２では８セクタであったとする。
一方、図１２（ｂ）はディスク２１ｂの裏の記録面を示しており、この場合も記録面はゾーン０，１，２に分けられている。またこの記録面に対しては磁気ヘッド（アップヘッド）２２ｂ−２が対応する。そしてこの裏面についても、最適とされたセクタ配置が表面と同様に、ゾーン０では３２セクタ、ゾーン１では１６セクタ、ゾーン２では８セクタであったとする。
この図１２は、例えば図２の構成において、ディスク２１ｂの表の記録面と裏の記録面でＥＣＣ構成が異なるようにした例である。
図１２（ａ）はディスク２１ｂの表の記録面を示しており、この場合、記録面はゾーン０，１，２に分けられている。またこの記録面に対しては磁気ヘッド（ダウンヘッド）２２ｂ−１が対応する。
そしてこの場合の例では、最適とされたセクタ配置が、具体的には、ゾーン０では３２セクタ、ゾーン１では１６セクタ、ゾーン２では８セクタであったとする。
一方、図１２（ｂ）はディスク２１ｂの裏の記録面を示しており、この場合も記録面はゾーン０，１，２に分けられている。またこの記録面に対しては磁気ヘッド（アップヘッド）２２ｂ−２が対応する。そしてこの裏面についても、最適とされたセクタ配置が表面と同様に、ゾーン０では３２セクタ、ゾーン１では１６セクタ、ゾーン２では８セクタであったとする。
この例では、ヘッドおよびディスク記録面によるばらつきとして、例えばメディアの欠陥やＳ／Ｎの違い、あるいはヘッドの感度等特性の違いなどを考慮し、それに対応して、ＥＣＣブロックの訂正能力を表面と裏面で変える場合である。
つまり、記録面／ゾーン／ヘッドの特性に応じて、それぞれ適切な訂正能力が得られるように、Ｃ１＋Ｃ２のＥＣＣブロック構成を変更している。
つまり、記録面／ゾーン／ヘッドの特性に応じて、それぞれ適切な訂正能力が得られるように、Ｃ１＋Ｃ２のＥＣＣブロック構成を変更している。
図に示すように、図１２（ａ）に示す磁気ディスク２１ｂの表の記録面では、
・ゾーン０：３２セクタに対して２８セクタのデータセクタと４セクタのＣ２セクタ
・ゾーン１：１６セクタに対して１４セクタのデータセクタと２セクタのＣ２セクタ
・ゾーン２：８セクタに対して７セクタのデータセクタと１セクタのＣ２セクタ
を与える。
一方、図１２（ｂ）の磁気ディスク２１ｂの裏の記録面では、
・ゾーン０：３２セクタに対して２９セクタのデータセクタと３セクタのＣ２セクタ
・ゾーン１：１６セクタに対して１４セクタのデータセクタと２セクタのＣ２セクタ
・ゾーン２：８セクタに対して７セクタのデータセクタと１セクタのＣ２セクタ
を与える。
・ゾーン０：３２セクタに対して２８セクタのデータセクタと４セクタのＣ２セクタ
・ゾーン１：１６セクタに対して１４セクタのデータセクタと２セクタのＣ２セクタ
・ゾーン２：８セクタに対して７セクタのデータセクタと１セクタのＣ２セクタ
を与える。
一方、図１２（ｂ）の磁気ディスク２１ｂの裏の記録面では、
・ゾーン０：３２セクタに対して２９セクタのデータセクタと３セクタのＣ２セクタ
・ゾーン１：１６セクタに対して１４セクタのデータセクタと２セクタのＣ２セクタ
・ゾーン２：８セクタに対して７セクタのデータセクタと１セクタのＣ２セクタ
を与える。
つまりこの場合は、磁気ディスク２１ｂの裏面のゾーン０は、表面及び裏面の他のゾーンよりもエラー訂正能力が下げられている。
例えばこの磁気ディスク２１ｂの裏面のゾーン０、及びそれに対応する磁気ヘッド２２ｂ−２による記録再生において、そのエラーレートが他のゾーン及びヘッドよりも良好である場合は、裏面のゾーン０のエラー訂正能力を下げてもよいことになる。そしてこのように裏面のゾーン０のエラー訂正能力を下げることで、当該ゾーンの冗長度を下げて記録領域を有効利用できる。
つまりエラーレートが低い記録面又はゾーン、及び磁気ヘッドによる部位について無駄に冗長度を上げないことで、効率の良いディスクを実現できる。
例えばこの磁気ディスク２１ｂの裏面のゾーン０、及びそれに対応する磁気ヘッド２２ｂ−２による記録再生において、そのエラーレートが他のゾーン及びヘッドよりも良好である場合は、裏面のゾーン０のエラー訂正能力を下げてもよいことになる。そしてこのように裏面のゾーン０のエラー訂正能力を下げることで、当該ゾーンの冗長度を下げて記録領域を有効利用できる。
つまりエラーレートが低い記録面又はゾーン、及び磁気ヘッドによる部位について無駄に冗長度を上げないことで、効率の良いディスクを実現できる。
以上のようにすることによって、所定のＨＤＤ１０において、記録面／ゾーン、およびヘッドによって、ＥＣＣブロック構成が異なっているディスクを持つ場合でも、ディスクの全面において、より所望に即した訂正能力を持つＥＣＣブロック構成を与えることができる。
なお、この図１２のようにエラー訂正能力を変化させるようにＥＣＣブロック構成を記録面／ゾーン／ヘッドに応じて設定することも、ＥＣＣブロック構成については必ずしもトラック単位の構成でなくても、実現できる。
また、実際のＥＣＣブロック構成は、必ずしも切り替える記録面／ゾーンの数、及び切り替えるヘッド数のそれぞれに対して、完全に独立に対応しなくても良い。すなわち、図１２（ａ）（ｂ）のゾーン１，ゾーン２のように、表裏の記録面で同じゾーン、異なるヘッドであった際に、同じＥＣＣブロック構成となっても良いし、あるいは全て異なるＥＣＣブロック構成となっても良い。
さらに、実際のＥＣＣブロック構成は、図１２の例のように単純に割り切れるセクタ数がゾーン毎に与えれるとは限らないことより、例えば完全に冗長度をそろえてＥＣＣブロック構成を与えるというよりも、所望の範囲の冗長度を与える、あるいは、所望以上の訂正能力を与える、という要求に対しても本発明は適用される。
なお、この図１２のようにエラー訂正能力を変化させるようにＥＣＣブロック構成を記録面／ゾーン／ヘッドに応じて設定することも、ＥＣＣブロック構成については必ずしもトラック単位の構成でなくても、実現できる。
また、実際のＥＣＣブロック構成は、必ずしも切り替える記録面／ゾーンの数、及び切り替えるヘッド数のそれぞれに対して、完全に独立に対応しなくても良い。すなわち、図１２（ａ）（ｂ）のゾーン１，ゾーン２のように、表裏の記録面で同じゾーン、異なるヘッドであった際に、同じＥＣＣブロック構成となっても良いし、あるいは全て異なるＥＣＣブロック構成となっても良い。
さらに、実際のＥＣＣブロック構成は、図１２の例のように単純に割り切れるセクタ数がゾーン毎に与えれるとは限らないことより、例えば完全に冗長度をそろえてＥＣＣブロック構成を与えるというよりも、所望の範囲の冗長度を与える、あるいは、所望以上の訂正能力を与える、という要求に対しても本発明は適用される。
以上の図１１，図１２に例では、記録再生の際に選択される、記録面／ゾーン／ヘッドに応じて適正なセクタ構成を設定し、その上で所定のエラー訂正能力が得られるようにＥＣＣブロック構成を可変とした例や、或いは記録面／ゾーン／ヘッドに応じて適正なエラー訂正能力が得られるようにＥＣＣブロック構成を可変とした例を示した。
即ち、記録面毎の特性、或いはゾーン毎の特性、或いは各磁気ヘッド２２の特性において、それぞれ適正なセクタ数が与えられるようにフォーマットが細分化されるが、その際に、エラー訂正能力のバラツキを無くしたり、或いは不要な冗長をなくすことで、効率の良いＥＣＣブロックを実現でき、高密度化、アクセス／転送速度の向上に有効となる。
即ち、記録面毎の特性、或いはゾーン毎の特性、或いは各磁気ヘッド２２の特性において、それぞれ適正なセクタ数が与えられるようにフォーマットが細分化されるが、その際に、エラー訂正能力のバラツキを無くしたり、或いは不要な冗長をなくすことで、効率の良いＥＣＣブロックを実現でき、高密度化、アクセス／転送速度の向上に有効となる。
なお、記録面やゾーンが異なると、記録再生クロック周波数、或いはトラックピッチ、或いはディスク回転速度の一部又は全部が切り換えられることもある。
例えば本例においては、各ゾーンは異なるクロック周波数で記録再生されるものとしたが、スピンドルモータ２４の回転数がゾーン毎に切り換えられる場合もある。
さらに高密度記録の要望などによって、特定の記録面ではトラックピッチが狭くされるなどの場合もある。これら記録再生クロック周波数、回転数、トラックピッチは、それぞれエラーレートに影響を与えるものであり、従って、これらに応じて適正なＥＣＣブロック構成が設定されること好適である。
そして本例では、記録面或いはゾーンによってＥＣＣブロック構成が切り換えられるが、このことは、記録再生クロック周波数、回転数、トラックピッチに応じてＥＣＣブロック構成が切り換えられるようにできることも意味するものである。
従って、記録面／ゾーン／ヘッドによってＥＣＣブロック構成が切り換えられるとは、各ヘッドの特性と記録場所（記録面／ゾーン）の物理的特性（記録面の品質や欠陥、さらにはトラックピッチ）の組み合わせや、さらにはクロック等の信号処理上の特性、回転数など動作上の特性などに総合的に対応して、ＥＣＣブロック構成が設定できるものである。
例えば本例においては、各ゾーンは異なるクロック周波数で記録再生されるものとしたが、スピンドルモータ２４の回転数がゾーン毎に切り換えられる場合もある。
さらに高密度記録の要望などによって、特定の記録面ではトラックピッチが狭くされるなどの場合もある。これら記録再生クロック周波数、回転数、トラックピッチは、それぞれエラーレートに影響を与えるものであり、従って、これらに応じて適正なＥＣＣブロック構成が設定されること好適である。
そして本例では、記録面或いはゾーンによってＥＣＣブロック構成が切り換えられるが、このことは、記録再生クロック周波数、回転数、トラックピッチに応じてＥＣＣブロック構成が切り換えられるようにできることも意味するものである。
従って、記録面／ゾーン／ヘッドによってＥＣＣブロック構成が切り換えられるとは、各ヘッドの特性と記録場所（記録面／ゾーン）の物理的特性（記録面の品質や欠陥、さらにはトラックピッチ）の組み合わせや、さらにはクロック等の信号処理上の特性、回転数など動作上の特性などに総合的に対応して、ＥＣＣブロック構成が設定できるものである。
次に、図１３、図１４により、上記のようにＥＣＣブロック構成を変化させるための記録時及び再生時の処理を説明する。
図１３は、データ書込時においてＣＰＵ１１、ディスクコントローラ１３を中心とした図１の各部の動作によって実現される処理を示している。
先ずステップＦ１０１で書き込み先の目標トラックが設定されると、ステップＦ１０２でシーク動作が起動する。
そして、目標トラック値からは、ステップＦ１０３で記録面及びゾーンが決定されるとともに、使用される磁気ヘッド２２が決定される。
するとステップＦ１０４では、例えば上述したようにＣＰＵ１１からディスクコントローラ１３に、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報、及びフォーマッタ制御情報が供給され、図３に示したディスクコントローラ１３内の各部へ送られる。
そして例えばディスクフォーマッタ３５では、ゾーン毎に決められた記録クロックの設定や、セクタ設定等のフォーマット情報が設定され、またＥＣＣコントローラ３６では、記録面／ゾーン／ヘッド毎に決められたＥＣＣブロック構成が設定される。
ステップＦ１０５においては、ＥＣＣコントローラ３６において、上記設定に基づいてＥＣＣ生成処理が実行される。
つまりバッファＲＡＭ１４を介してデータが送られ、ＥＣＣコントローラ３６でＥＣＣ演算が行われてデータにＣ１，Ｃ２が付加され、そしてディスクフォーマッタ３５で所定のフォーマット形式にされて、データ読み書き制御部１５へと送られる。
データ読み書き制御部１５は、最終的にディスクに書き込むパターンを生成し、ステップＦ１０６において実際の書き込みが、シーク完了後に行われる。
図１３は、データ書込時においてＣＰＵ１１、ディスクコントローラ１３を中心とした図１の各部の動作によって実現される処理を示している。
先ずステップＦ１０１で書き込み先の目標トラックが設定されると、ステップＦ１０２でシーク動作が起動する。
そして、目標トラック値からは、ステップＦ１０３で記録面及びゾーンが決定されるとともに、使用される磁気ヘッド２２が決定される。
するとステップＦ１０４では、例えば上述したようにＣＰＵ１１からディスクコントローラ１３に、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報、及びフォーマッタ制御情報が供給され、図３に示したディスクコントローラ１３内の各部へ送られる。
そして例えばディスクフォーマッタ３５では、ゾーン毎に決められた記録クロックの設定や、セクタ設定等のフォーマット情報が設定され、またＥＣＣコントローラ３６では、記録面／ゾーン／ヘッド毎に決められたＥＣＣブロック構成が設定される。
ステップＦ１０５においては、ＥＣＣコントローラ３６において、上記設定に基づいてＥＣＣ生成処理が実行される。
つまりバッファＲＡＭ１４を介してデータが送られ、ＥＣＣコントローラ３６でＥＣＣ演算が行われてデータにＣ１，Ｃ２が付加され、そしてディスクフォーマッタ３５で所定のフォーマット形式にされて、データ読み書き制御部１５へと送られる。
データ読み書き制御部１５は、最終的にディスクに書き込むパターンを生成し、ステップＦ１０６において実際の書き込みが、シーク完了後に行われる。
図１４は、データ読出時においてＣＰＵ１１、ディスクコントローラ１３を中心とした図１の各部の動作によって実現される処理を示している。
ステップＦ２０１で読み出し先の目標トラックが設定されると、ステップＦ２０２でシーク動作が起動する。
またステップＦ２０３では、目標トラック値から記録面／ゾーン／ヘッドが決定される。
するとステップＦ２０４では、例えばＣＰＵ１１からディスクコントローラ１３に、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報、及びフォーマッタ制御情報が供給され、図３に示したディスクコントローラ１３内の各部へ送られる。
そして例えばディスクフォーマッタ３５では、ゾーン毎に決められた記録クロックの設定や、セクタ設定等のフォーマット情報が設定され、またＥＣＣコントローラ３６では、記録面／ゾーン／ヘッド毎に決められたＥＣＣブロック構成が設定される。
この設定後、ステップＦ２０５で、ディスク２１からの読み込み処理が、シーク完了後に行われ、データ読み書き制御部１５を介して、ＥＣＣの付加されたデータがディスクコントローラ１３内部へ送られてくる。
読み込まれたデータはディスクフォーマッタ３５を介して、バッファＲＡＭ１４にてＥＣＣ構成単位以上分だけ蓄積される。
ステップＦ２０６では、ＥＣＣコントローラ３６は、バッファＲＡＭ１４より、上記記録面／ゾーン／ヘッド毎に定められたＥＣＣブロック構成に基づいて、ＥＣＣ訂正処理を行う。
このＥＣＣデコードの順序は、基本的に、Ｃ１によるセクタ内の訂正を行い、その処理においてエラー訂正が出来なかった時に、Ｃ２によるセクタ間の訂正を続いて行う。
なお、その他として、Ｃ１＋Ｃ２訂正を実行するか、あるいはＣ１訂正のみを実行するかを、任意に（例えばゾーン毎に等）選択切替してもよい。
ＥＣＣ訂正処理結果は、バッファＲＡＭ１４上において反映される。
そして所定のタイミングで、エラー訂正された読出データがホストコントローラ３２を介してインターフェース１７へ送出されていく。
ステップＦ２０１で読み出し先の目標トラックが設定されると、ステップＦ２０２でシーク動作が起動する。
またステップＦ２０３では、目標トラック値から記録面／ゾーン／ヘッドが決定される。
するとステップＦ２０４では、例えばＣＰＵ１１からディスクコントローラ１３に、記録面／ゾーン／ヘッドによるＥＣＣ切替制御情報、及びフォーマッタ制御情報が供給され、図３に示したディスクコントローラ１３内の各部へ送られる。
そして例えばディスクフォーマッタ３５では、ゾーン毎に決められた記録クロックの設定や、セクタ設定等のフォーマット情報が設定され、またＥＣＣコントローラ３６では、記録面／ゾーン／ヘッド毎に決められたＥＣＣブロック構成が設定される。
この設定後、ステップＦ２０５で、ディスク２１からの読み込み処理が、シーク完了後に行われ、データ読み書き制御部１５を介して、ＥＣＣの付加されたデータがディスクコントローラ１３内部へ送られてくる。
読み込まれたデータはディスクフォーマッタ３５を介して、バッファＲＡＭ１４にてＥＣＣ構成単位以上分だけ蓄積される。
ステップＦ２０６では、ＥＣＣコントローラ３６は、バッファＲＡＭ１４より、上記記録面／ゾーン／ヘッド毎に定められたＥＣＣブロック構成に基づいて、ＥＣＣ訂正処理を行う。
このＥＣＣデコードの順序は、基本的に、Ｃ１によるセクタ内の訂正を行い、その処理においてエラー訂正が出来なかった時に、Ｃ２によるセクタ間の訂正を続いて行う。
なお、その他として、Ｃ１＋Ｃ２訂正を実行するか、あるいはＣ１訂正のみを実行するかを、任意に（例えばゾーン毎に等）選択切替してもよい。
ＥＣＣ訂正処理結果は、バッファＲＡＭ１４上において反映される。
そして所定のタイミングで、エラー訂正された読出データがホストコントローラ３２を介してインターフェース１７へ送出されていく。
以上のように本実施の形態に係るＨＤＤ１０は、記録面／ゾーン／ヘッドに応じたＥＣＣブロック構成の処理を実現できる。
そしてこのように効率の良いＥＣＣブロック構成とすることで、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正が可能で、かつ安定したシステムを構成することができる。
そしてこのように効率の良いＥＣＣブロック構成とすることで、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正が可能で、かつ安定したシステムを構成することができる。
５．適用例
本発明は上述した例に限定されず、以下のように各種の場合に適用できる。
ＨＤＤにおける磁気ディスク２１の枚数は、２枚の場合を示したが、３枚以上の場合も、記録面／ヘッドに応じたＥＣＣブロック構成の設定を当然に適用できる。さらに、ディスク２１が１枚であっても、表裏が記録面とされる場合、記録面及びヘッドが複数（２つ）となり、記録面／ヘッドに応じたＥＣＣブロック構成の設定を適用できる。
さらには、１枚のディスクで１つの記録面のみを有する場合でも、その記録面において複数のゾーンが設定される場合、１つのヘッドと各ゾーンの組み合わせにおいて、それぞれに応じたＥＣＣブロック構成の設定を適用できる。
また、１つの記録面に対して複数の磁気ヘッド２２が対応するような装置においても、それぞれの磁気ヘッドが同一のトラックを重複してトレースしないとき、各ヘッドに応じたＥＣＣブロック構成の設定を適用できる。
また、ＥＣＣブロック構成の切替制御は、記録面、あるいはゾーン、或いはヘッド毎に対して全て可変であっても良いし、部分的に可変であってもよい。
本発明は上述した例に限定されず、以下のように各種の場合に適用できる。
ＨＤＤにおける磁気ディスク２１の枚数は、２枚の場合を示したが、３枚以上の場合も、記録面／ヘッドに応じたＥＣＣブロック構成の設定を当然に適用できる。さらに、ディスク２１が１枚であっても、表裏が記録面とされる場合、記録面及びヘッドが複数（２つ）となり、記録面／ヘッドに応じたＥＣＣブロック構成の設定を適用できる。
さらには、１枚のディスクで１つの記録面のみを有する場合でも、その記録面において複数のゾーンが設定される場合、１つのヘッドと各ゾーンの組み合わせにおいて、それぞれに応じたＥＣＣブロック構成の設定を適用できる。
また、１つの記録面に対して複数の磁気ヘッド２２が対応するような装置においても、それぞれの磁気ヘッドが同一のトラックを重複してトレースしないとき、各ヘッドに応じたＥＣＣブロック構成の設定を適用できる。
また、ＥＣＣブロック構成の切替制御は、記録面、あるいはゾーン、或いはヘッド毎に対して全て可変であっても良いし、部分的に可変であってもよい。
ＥＣＣブロック単位は、上記のようなトラック単位であっても、あるいは、そうでなくても、Ｃ１＋Ｃ２となるＥＣＣブロック単位であれば、適用できる。
また、ＥＣＣブロック構成における設定の変化は、上記例のようにＣ２設定を変化させても良いが、Ｃ１設定を変化させることも考えられるし、さらにＣ１，Ｃ２両方の設定を変化させることも考えられる。
また、或る記録面／ゾーン／ヘッドに対しては、Ｃ１＋Ｃ２となるＥＣＣブロック設定を行い、また或る記録面／ゾーン／ヘッドに対してはＣ１のみによるＥＣＣブロック構成を行うというような設定変更も可能である。
また、例えば第２のエラー訂正符号Ｃ２としての構成を変更するときは、Ｃ２セクタのパリティセクタ数を変更するほか、インターリーブ構成を変更することも考えられる。
また、ＥＣＣブロック構成における設定の変化は、上記例のようにＣ２設定を変化させても良いが、Ｃ１設定を変化させることも考えられるし、さらにＣ１，Ｃ２両方の設定を変化させることも考えられる。
また、或る記録面／ゾーン／ヘッドに対しては、Ｃ１＋Ｃ２となるＥＣＣブロック設定を行い、また或る記録面／ゾーン／ヘッドに対してはＣ１のみによるＥＣＣブロック構成を行うというような設定変更も可能である。
また、例えば第２のエラー訂正符号Ｃ２としての構成を変更するときは、Ｃ２セクタのパリティセクタ数を変更するほか、インターリーブ構成を変更することも考えられる。
またＥＣＣブロック構成を可変とする要因としては、メディアの特性や、ヘッドの特性があるが、それによる、記録面／ゾーン／ヘッドによるセクタ配置の変更については、トラック当たりのセクタ数の変更や、ＥＣＣ冗長度の変更のほか、例えばトラック密度を変更することも含んでよい。
また、一般にＨＤＤではディスク２１は装置内に固定的に内蔵されるが、ディスク２１を着脱可能とするＨＤＤも考えられる。そのような装置でも本発明は適用可能である。
その場合、装填される磁気ディスク２１における記録面／ゾーン／ヘッドに対するＥＣＣ切替制御情報（各記録面／各ゾーンに対するＥＣＣブロック構成の情報）を得るためには、各磁気ディスク２１において、そのＥＣＣ切替制御情報を記録しておくようにすればよい。
その場合、装填される磁気ディスク２１における記録面／ゾーン／ヘッドに対するＥＣＣ切替制御情報（各記録面／各ゾーンに対するＥＣＣブロック構成の情報）を得るためには、各磁気ディスク２１において、そのＥＣＣ切替制御情報を記録しておくようにすればよい。
また、ＨＤＤに限らず、他の種のディスク記録再生装置においても本発明は適用可能である。例えばトラックが同心円状とされるものの他、スパイラル状とされるディスクについてのシステムでも適用できる。もちろん磁気ディスクに限らず、光ディスク、光磁気ディスクについてのシステムでも適用できる。
本発明のプログラムは、上述したＨＤＤ１０の機能を実現するプログラムである。特にＣＰＵ１１によって起動され、ＨＤＤ１０の各部がそのプログラムに基づいて制御されることで図１３、図１４のような処理が実行される。
このプログラムは、例えばＲＯＭ／ＲＡＭ１２に予め記憶しておくことができる。或いは磁気ディスク２１に記憶しておき、ＲＯＭ／ＲＡＭ１２にロードされる形態も考えられる。
このプログラムは、例えばＲＯＭ／ＲＡＭ１２に予め記憶しておくことができる。或いは磁気ディスク２１に記憶しておき、ＲＯＭ／ＲＡＭ１２にロードされる形態も考えられる。
１０ ＨＤＤ（ハードディスク装置）、１１ ＣＰＵ、１２ ＲＯＭ／ＲＡＭ、１３ ディスクコントローラ、１４ バッファＲＡＭ、１５ データ読み書き制御部、１６ サーボ制御部、２１，２１ａ，２１ｂ 磁気ディスク ２２，２２ａ，２２ｂ，２２ａ−１，２２ａ−２，２２ｂ−１，２２ｂ−２ 磁気ヘッド
Claims (19)
- 同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割され、データの書込／読出を行う記録面を複数備え、データの書込／読出を行う記録面は複数のゾーンに分割されているディスク記録媒体に対するデータ記録再生装置であって、
目的とするトラックをシークするシーク手段と、
該シークされたトラック上でアクセスを行う上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出を行う記録再生ヘッドを複数備えているデータアクセス手段と、
データをエラー訂正するためのエラー訂正符号を生成するとともにエラー訂正符号に基づいてデータをエラー訂正するエラー訂正手段とを備え、
上記エラー訂正手段は、所定のデータ量単位に対して第１のエラー訂正符号単位を設定し、また複数個の第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位を設定し、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位及びこれに対して付加された上記第２のエラー訂正符号単位からなるエラー訂正ブロックを形成するとともに、上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記記録面及び上記記録再生ヘッドの選択に応じて、上記エラー訂正ブロックの構成を変更し、
上記エラー訂正手段は、さらに、上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記ゾーンの選択に応じて、上記エラー訂正ブロックの構成を変更し、上記シーク手段によりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行うとともに、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成する
データ記録再生装置。 - 上記エラー訂正手段は、上記エラー訂正ブロックの構成の変更を、上記第２のエラー訂正符号単位の変更により行うことを特徴とする請求項１に記載のデータ記録再生装置。
- 上記エラー訂正手段は、上記エラー訂正ブロックを上記第１、第２のエラー訂正符号単位の一方のみで形成することにより、上記エラー訂正ブロックの構成の変更を行うことを特徴とする請求項１に記載のデータ記録再生装置。
- 上記エラー訂正手段はリードソロモン符号方式によりエラー訂正符号を生成することを特徴とする請求項１に記載のデータ記録再生装置。
- 上記エラー訂正手段が形成する上記エラー訂正ブロックは、上記第１又は第２のエラー訂正符号単位において、インターリーブ構造を備えることを特徴とする請求項１に記載のデータ記録再生装置。
- 上記データアクセス手段は、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現することを特徴とする請求項１に記載のデータ記録再生装置。
- 同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割される、データの書込／読出を行う記録面を複数備え、データの書込／読出を行う記録面は複数のゾーンに分割されているディスク記録媒体に対するデータの書込／読出を行う記録再生ヘッドを複数備えている記録再生装置におけるデータ記録再生方法として、
目的とするトラックをシークするシークステップと、
該シークされたトラック上でアクセスを行うデータアクセスステップと、
データをエラー訂正するためのエラー訂正符号を生成するとともにエラー訂正符号に基づいてデータをエラー訂正するエラー訂正ステップとを備え、
上記エラー訂正ステップでは、所定のデータ量単位に対して第１のエラー訂正符号単位を設定し、また複数個の第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位を設定し、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位及びこれに対して付加された上記第２のエラー訂正符号単位からなるエラー訂正ブロックを形成するとともに、上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記記録面及び上記記録再生ヘッドの選択に応じて、上記エラー訂正ブロックの構成を変更し、
上記エラー訂正ステップでは、さらに、上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記ゾーンの選択に応じて、上記エラー訂正ブロックの構成を変更し、上記シークステップによりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行うとともに、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成する
データ記録再生方法。 - 上記エラー訂正ステップでは、上記エラー訂正ブロックの構成の変更を、上記第２のエラー訂正符号単位の変更により行うことを特徴とする請求項７に記載のデータ記録再生方法。
- 上記エラー訂正ステップでは、上記エラー訂正ブロックを上記第１、第２のエラー訂正符号単位の一方のみで形成することにより、上記エラー訂正ブロックの構成の変更を行うことを特徴とする請求項７に記載のデータ記録再生方法。
- 上記エラー訂正ステップではリードソロモン符号方式によりエラー訂正符号を生成することを特徴とする請求項７に記載のデータ記録再生方法。
- 上記エラー訂正ステップで形成される上記エラー訂正ブロックは、上記第１又は第２のエラー訂正符号単位において、インターリーブ構造を備えることを特徴とする請求項７に記載のデータ記録再生方法。
- 上記データアクセスステップでは、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現することを特徴とする請求項７に記載のデータ記録再生方法。
- 同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割されるディスク、データの書込／読出を行う記録面を複数備え、データの書込／読出を行う記録面は複数のゾーンに分割されている記録媒体に対するデータの書込／読出を行う記録再生ヘッドを複数備えている記録再生装置におけるデータ記録再生処理をコンピュータシステム上で実行するためにコンピュータ可読形式で記述されたプログラムとして、
目的とするトラックをシークするシークステップと、
該シークされたトラック上でアクセスを行うデータアクセスステップと、
データをエラー訂正するためのエラー訂正符号を生成するとともにエラー訂正符号に基づいてデータをエラー訂正するエラー訂正ステップとを備え、
上記エラー訂正ステップでは、所定のデータ量単位に対して第１のエラー訂正符号単位を設定し、また複数個の第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位を設定し、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位及びこれに対して付加された上記第２のエラー訂正符号単位からなるエラー訂正ブロックを形成するとともに、上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記記録面及び上記記録再生ヘッドの選択に応じて、上記エラー訂正ブロックの構成を変更し、
上記エラー訂正ステップでは、さらに、上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記ゾーンの選択に応じて、上記エラー訂正ブロックの構成を変更し、上記シークステップによりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行うとともに、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成するようにした
プログラム。 - 上記エラー訂正ステップでは、上記エラー訂正ブロックの構成の変更を、上記第２のエラー訂正符号単位の変更により行うようにした請求項１３に記載のプログラム。
- 上記エラー訂正ステップでは、上記エラー訂正ブロックを上記第１、第２のエラー訂正符号単位の一方のみで形成することにより、上記エラー訂正ブロックの構成の変更を行うようにした請求項１３に記載のプログラム。
- 上記エラー訂正ステップではリードソロモン符号方式によりエラー訂正符号を生成するようにした請求項１３に記載のプログラム。
- 上記エラー訂正ステップで形成される上記エラー訂正ブロックは、上記第１又は第２のエラー訂正符号単位において、インターリーブ構造を備えるようにした請求項１３に記載のプログラム。
- 上記データアクセスステップでは、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現するようにした請求項１３に記載のプログラム。
- 同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割されている、データの書込／読出を行う記録面を複数備え、データの書込／読出を行う記録面は複数のゾーンに分割されているディスク記録媒体であって、
所定のデータ量単位に対して第１のエラー訂正符号単位が設定され、また複数個の第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位が設定され、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位及びこれに対して付加された上記第２のエラー訂正符号単位からなるエラー訂正ブロックが形成されるとともに、
上記エラー訂正ブロックは、上記ディスク記録媒体に対するデータの書込／読出動作に際して選択される上記記録面及び記録再生ヘッドに応じて設定されるものであって、データの書込／読出動作に際して選択される部位としての上記ゾーンの選択に応じて、上記エラー訂正ブロックの構成が変更され、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックが完結するように上記エラー訂正ブロックの構成を有するデータが、上記各トラックに記録される記録媒体。
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