JPH10222387A - エラー訂正方法 - Google Patents
エラー訂正方法Info
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- JPH10222387A JPH10222387A JP9285596A JP28559697A JPH10222387A JP H10222387 A JPH10222387 A JP H10222387A JP 9285596 A JP9285596 A JP 9285596A JP 28559697 A JP28559697 A JP 28559697A JP H10222387 A JPH10222387 A JP H10222387A
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- G11B20/10—Digital recording or reproducing
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- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
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- H03M13/2906—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes combining two or more codes or code structures, e.g. product codes, generalised product codes, concatenated codes, inner and outer codes using block codes
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- Signal Processing (AREA)
- Detection And Correction Of Errors (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Error Detection And Correction (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 現行のテクノロジによる記憶システムのアク
セス時間を大幅に改善し、信頼できるマルチレベルエラ
ー訂正を可能にするマルチレベルエラー訂正を行うため
の技術を提供すること。 【解決手段】 変更すべき旧セクタと新置換セクタの両
方の単位ブロックに関して、外側のエラー訂正コード
（ＥＣＣ２）フィールドに対する「付加量」を計算する
ことによって、アクセス性能の改善を実現することがで
きる。旧セクタによる付加量は、もとのＥＣＣ２から除
去され、新規セクタの付加量が、もとのＥＣＣ２に加え
られる。ＥＣＣ２付加量の計算は、行列乗法によって実
施される。行列の要素は、単位ブロックのどのセクタを
変更すべきかによって決まる。もとのＥＣＣ２に対する
付加量の除去または追加は、単純な排他的ＯＲプロセス
によって実施される。
セス時間を大幅に改善し、信頼できるマルチレベルエラ
ー訂正を可能にするマルチレベルエラー訂正を行うため
の技術を提供すること。 【解決手段】 変更すべき旧セクタと新置換セクタの両
方の単位ブロックに関して、外側のエラー訂正コード
（ＥＣＣ２）フィールドに対する「付加量」を計算する
ことによって、アクセス性能の改善を実現することがで
きる。旧セクタによる付加量は、もとのＥＣＣ２から除
去され、新規セクタの付加量が、もとのＥＣＣ２に加え
られる。ＥＣＣ２付加量の計算は、行列乗法によって実
施される。行列の要素は、単位ブロックのどのセクタを
変更すべきかによって決まる。もとのＥＣＣ２に対する
付加量の除去または追加は、単純な排他的ＯＲプロセス
によって実施される。
Description
【０００１】
【発明が属する技術分野】本発明は記憶システムに係
り、とりわけ記憶システムに対するアクセス時間の短縮
に関する。
り、とりわけ記憶システムに対するアクセス時間の短縮
に関する。
【０００２】
【従来の技術】デジタルデータを記録する場合、ユーザ
データをブロックに分類し、エラー訂正データを加える
ことによってデータの完全性を保護するのが通常であ
る。一般に用いられる方式は、２レベルのエラー訂正コ
ード（ＥＣＣ）が加えられるリードソロモン積符号であ
る。これら２つのレベルは、内部エラー訂正コードおよ
び外部エラー訂正コード、またはＥＣＣ１およびＥＣＣ
２と呼ばれる場合が多い。
データをブロックに分類し、エラー訂正データを加える
ことによってデータの完全性を保護するのが通常であ
る。一般に用いられる方式は、２レベルのエラー訂正コ
ード（ＥＣＣ）が加えられるリードソロモン積符号であ
る。これら２つのレベルは、内部エラー訂正コードおよ
び外部エラー訂正コード、またはＥＣＣ１およびＥＣＣ
２と呼ばれる場合が多い。
【０００３】ブロック内において、ヘッダ情報を加えた
ユーザデータが、行と列からなるアレイをなすように構
成される。各行毎にＥＣＣ１コードフィールドが加えら
れ、各列毎にＥＣＣ２コードフィールドが加えられる。
結果生じるデータブロックは、最小の記録可能なブロッ
クすなわち単位レコードを形成する。
ユーザデータが、行と列からなるアレイをなすように構
成される。各行毎にＥＣＣ１コードフィールドが加えら
れ、各列毎にＥＣＣ２コードフィールドが加えられる。
結果生じるデータブロックは、最小の記録可能なブロッ
クすなわち単位レコードを形成する。
【０００４】しかし、ホストコンピュータは、さらに小
さいデータセグメントすなわちセクタの操作を行う可能
性がある。一般に、記録可能なブロックすなわち単位レ
コード内には、複数のセクタが存在する。ホストがセク
タの修正を行うことになる場合、一般に、ドライブが、
関連ブロックを読み取って、ブロックのエラー訂正を行
い、データの新セクタでブロックを更新し、この新ブロ
ックに関するエラー訂正フィールド値を計算し、新単位
レコードをディスクに書き込む。
さいデータセグメントすなわちセクタの操作を行う可能
性がある。一般に、記録可能なブロックすなわち単位レ
コード内には、複数のセクタが存在する。ホストがセク
タの修正を行うことになる場合、一般に、ドライブが、
関連ブロックを読み取って、ブロックのエラー訂正を行
い、データの新セクタでブロックを更新し、この新ブロ
ックに関するエラー訂正フィールド値を計算し、新単位
レコードをディスクに書き込む。
【０００５】新ＥＣＣの計算プロセスには、一般に、デ
ィスクにデータを書き込みながら、行に沿ってデータを
走査することが必要になる。ＥＣＣ１は、この行走査中
に計算され、ディスクのデータに追加される。行から行
へと走査が進行するつれて、そのうち、ＥＣＣ２が漸次
累算される。これは、ＥＣＣ２が、データブロックの走
査が完了するまで得られないことを表している。それ
は、また、変更のないデータの書き換えが不要な状況に
おいても、新ＥＣＣ２を累算するには、データブロック
全体を走査しなければならないということも表してい
る。
ィスクにデータを書き込みながら、行に沿ってデータを
走査することが必要になる。ＥＣＣ１は、この行走査中
に計算され、ディスクのデータに追加される。行から行
へと走査が進行するつれて、そのうち、ＥＣＣ２が漸次
累算される。これは、ＥＣＣ２が、データブロックの走
査が完了するまで得られないことを表している。それ
は、また、変更のないデータの書き換えが不要な状況に
おいても、新ＥＣＣ２を累算するには、データブロック
全体を走査しなければならないということも表してい
る。
【０００６】さらに、例えば、ＤＶＤフォーマットのよ
うに、フォーマットによっては、ＥＣＣ２は、より一般
的な、終端への追加ではなく、データブロック全体にわ
たるインターリーブが実施される。これは、ＥＣＣ２が
得られるまで、書き込みを開始できないということを表
している。内側のトラックの場合、データブロックを読
み取り、従来のやり方でＥＣＣ２を計算するのに必要な
データブロックの完全な走査を実施し、さらに、ディス
クが１回転する間に、新データブロックの書き換えも行
うのに十分な時間はない。これは、ブロックの書き込み
を完了するには、さらに回転させる必要があることを表
している。
うに、フォーマットによっては、ＥＣＣ２は、より一般
的な、終端への追加ではなく、データブロック全体にわ
たるインターリーブが実施される。これは、ＥＣＣ２が
得られるまで、書き込みを開始できないということを表
している。内側のトラックの場合、データブロックを読
み取り、従来のやり方でＥＣＣ２を計算するのに必要な
データブロックの完全な走査を実施し、さらに、ディス
クが１回転する間に、新データブロックの書き換えも行
うのに十分な時間はない。これは、ブロックの書き込み
を完了するには、さらに回転させる必要があることを表
している。
【０００７】従って、マルチレベルのエラー訂正符号化
制約条件、とりわけ単位ブロック内におけるエラー訂正
コードのインターリーブによって、現行のテクノロジに
よる記憶システムの装置にアクセス制限が加えられ、多
くの用途において、これらの装置の利用が妨げられるこ
とになるのは明らかである。
制約条件、とりわけ単位ブロック内におけるエラー訂正
コードのインターリーブによって、現行のテクノロジに
よる記憶システムの装置にアクセス制限が加えられ、多
くの用途において、これらの装置の利用が妨げられるこ
とになるのは明らかである。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の目的
は、現行のテクノロジによる記憶システムのアクセス時
間を大幅に改善し、同時に、とりわけ単位ブロック内に
おいてエラー訂正コードのインターリーブを用いる装置
の場合に、信頼できるマルチレベルエラー訂正を可能に
するマルチレベルエラー訂正を行うための技術を提供す
ることにある。
は、現行のテクノロジによる記憶システムのアクセス時
間を大幅に改善し、同時に、とりわけ単位ブロック内に
おいてエラー訂正コードのインターリーブを用いる装置
の場合に、信頼できるマルチレベルエラー訂正を可能に
するマルチレベルエラー訂正を行うための技術を提供す
ることにある。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明は、現行のテクノ
ロジによる記憶システムのアクセス時間を大幅に改善
し、同時に、信頼できるマルチレベルエラー訂正を可能
にするマルチレベルエラー訂正を行うための技術であ
る。それ自体、単位ブロック内においてエラー訂正コー
ドがインターリーブされる場合に用いるのに適してい
る。
ロジによる記憶システムのアクセス時間を大幅に改善
し、同時に、信頼できるマルチレベルエラー訂正を可能
にするマルチレベルエラー訂正を行うための技術であ
る。それ自体、単位ブロック内においてエラー訂正コー
ドがインターリーブされる場合に用いるのに適してい
る。
【００１０】本発明は、変更すべき旧セクタと新置換セ
クタの両方の単位ブロックに関して、外側のエラー訂正
コード（ＥＣＣ２）フィールドに対する「付加量」を計
算することによって、アクセス性能の改善を実現するこ
とができる。旧セクタによる付加量は、もとのＥＣＣ２
から除去され、新規セクタの付加量が、もとのＥＣＣ２
に加えられる。
クタの両方の単位ブロックに関して、外側のエラー訂正
コード（ＥＣＣ２）フィールドに対する「付加量」を計
算することによって、アクセス性能の改善を実現するこ
とができる。旧セクタによる付加量は、もとのＥＣＣ２
から除去され、新規セクタの付加量が、もとのＥＣＣ２
に加えられる。
【００１１】ある実施例の場合、ＥＣＣ２付加量の計算
は、行列乗法によって実施される。行列の要素は、単位
ブロックのどのセクタを変更すべきかによって決まる。
もとのＥＣＣ２に対する付加量の除去または追加は、単
純な排他的ＯＲプロセスによって実施される。
は、行列乗法によって実施される。行列の要素は、単位
ブロックのどのセクタを変更すべきかによって決まる。
もとのＥＣＣ２に対する付加量の除去または追加は、単
純な排他的ＯＲプロセスによって実施される。
【００１２】セクタのＥＣＣ２に対する付加量の代替計
算方法は、もとのブロックの読み取り中に付加量を累算
することである。これは、通常のＥＣＣ２と同様のやり
方で計算されるが、変更すべきセクタのデータバイト以
外の全てのデータバイトがゼロに置換される。
算方法は、もとのブロックの読み取り中に付加量を累算
することである。これは、通常のＥＣＣ２と同様のやり
方で計算されるが、変更すべきセクタのデータバイト以
外の全てのデータバイトがゼロに置換される。
【００１３】いずれにせよ、この新しいアプローチによ
れば、読み取り操作に用いられたのと同じ回転で、更新
されるデータの書き換えに間に合うように新ＥＣＣ２を
得ることが可能になる。この結果、ディスクの追加回転
が排除されるので、アクセス時間が改善される。
れば、読み取り操作に用いられたのと同じ回転で、更新
されるデータの書き換えに間に合うように新ＥＣＣ２を
得ることが可能になる。この結果、ディスクの追加回転
が排除されるので、アクセス時間が改善される。
【００１４】エラー訂正コードに対して付加量の除去お
よび追加を行うこのアプローチは、他の記録状況にも適
用可能である。一般に、このアプローチは、エラー訂正
コード以外には、変更されるデータの処理だけしか必要
としないということである。このため、データ処理の減
少とアクセス時間の改善の両方が可能になる。
よび追加を行うこのアプローチは、他の記録状況にも適
用可能である。一般に、このアプローチは、エラー訂正
コード以外には、変更されるデータの処理だけしか必要
としないということである。このため、データ処理の減
少とアクセス時間の改善の両方が可能になる。
【００１５】
【発明の実施の形態】以下では、図１〜図５に関連し
て、本発明の実施例について説明を行うことにする。た
だし、当該技術の熟練者には容易に明らかになるよう
に、本発明は、これら制限された実施例の範囲を超える
ものであるため、これらの図に関連して行われる詳細な
説明は解説を目的としたものである。
て、本発明の実施例について説明を行うことにする。た
だし、当該技術の熟練者には容易に明らかになるよう
に、本発明は、これら制限された実施例の範囲を超える
ものであるため、これらの図に関連して行われる詳細な
説明は解説を目的としたものである。
【００１６】図１および図２は、両方を合わせると、内
部および外部エラー訂正符号化方式を用いたデータブロ
ック編成の一般化表現を利用する本発明を例示してい
る。図１には、非インターリーブ方式が示され、図２に
は、インターリーブ方式が示されている。図１の場合、
単位ブロック１００は、ユーザデータ（ヘッダ情報を加
えた）領域１０１、内部訂正コードＥＣＣ１領域１０
２、および、外部訂正コードＥＣＣ２領域１０３に分割
される。単位ブロック１００は、１度に１行ずつ走査さ
れ、各行は、対応するＥＣＣ１コードフィールドを備え
ている。例えば、行１０５には、ＥＣＣ１コードフィー
ルド１０６が含まれている。１つの行の各データ単位
は、関連するＥＣＣ２コードフィールドを備える列の一
部である。従って、行１０５のデータ単位１０９は、Ｅ
ＣＣ２コードフィールド１０８を含む列１０７の一部で
ある。
部および外部エラー訂正符号化方式を用いたデータブロ
ック編成の一般化表現を利用する本発明を例示してい
る。図１には、非インターリーブ方式が示され、図２に
は、インターリーブ方式が示されている。図１の場合、
単位ブロック１００は、ユーザデータ（ヘッダ情報を加
えた）領域１０１、内部訂正コードＥＣＣ１領域１０
２、および、外部訂正コードＥＣＣ２領域１０３に分割
される。単位ブロック１００は、１度に１行ずつ走査さ
れ、各行は、対応するＥＣＣ１コードフィールドを備え
ている。例えば、行１０５には、ＥＣＣ１コードフィー
ルド１０６が含まれている。１つの行の各データ単位
は、関連するＥＣＣ２コードフィールドを備える列の一
部である。従って、行１０５のデータ単位１０９は、Ｅ
ＣＣ２コードフィールド１０８を含む列１０７の一部で
ある。
【００１７】図２の場合、単位ブロック１００は、ユー
ザデータ（ヘッダ情報を加えた）領域１０１、内部訂正
コードＥＣＣ１領域１０２、および、外部訂正コードＥ
ＣＣ２領域１０３に分割される。しかし、図２において
明らかなように、単位ブロック１００全体にわたって、
外側訂正コードＥＣＣ２領域１０３の部分は、ユーザデ
ータ（ヘッダ情報を加えた）領域１０１の部分とインタ
ーリーブされている。
ザデータ（ヘッダ情報を加えた）領域１０１、内部訂正
コードＥＣＣ１領域１０２、および、外部訂正コードＥ
ＣＣ２領域１０３に分割される。しかし、図２において
明らかなように、単位ブロック１００全体にわたって、
外側訂正コードＥＣＣ２領域１０３の部分は、ユーザデ
ータ（ヘッダ情報を加えた）領域１０１の部分とインタ
ーリーブされている。
【００１８】ＤＶＤ光ディスク記憶フォーマットは、こ
うした方式を利用しており、こうしたマルチレベルエラ
ー訂正方式に関連した一般的な問題を例示するために利
用することが可能である。ＤＶＤの場合、３２キロバイ
トの、ヘッダ情報を加えたユーザデータが、１７２バイ
ト×１９２バイトのアレイをなすように構成される。１
７２バイトの各行毎に、１０バイトのＥＣＣ１が加えら
れ、１９２バイトの各列毎に、１６バイトのＥＣＣ２が
加えられる。結果生じる１８２バイト×２０８バイトの
データブロックが、最小の記録可能ブロック、すなわ
ち、単位レコードを形成する。
うした方式を利用しており、こうしたマルチレベルエラ
ー訂正方式に関連した一般的な問題を例示するために利
用することが可能である。ＤＶＤの場合、３２キロバイ
トの、ヘッダ情報を加えたユーザデータが、１７２バイ
ト×１９２バイトのアレイをなすように構成される。１
７２バイトの各行毎に、１０バイトのＥＣＣ１が加えら
れ、１９２バイトの各列毎に、１６バイトのＥＣＣ２が
加えられる。結果生じる１８２バイト×２０８バイトの
データブロックが、最小の記録可能ブロック、すなわ
ち、単位レコードを形成する。
【００１９】しかし、ホストコンピュータは、一般に２
キロバイトといった、より小さいデータセグメントの操
作を行う可能性がある。ホストが、２キロバイトのセク
タを修正する場合、ドライブは、一般に、３２キロバイ
トの関連ブロックを読み取って、ブロックのエラー訂正
を行い、新しい２キロバイトのデータでブロックを更新
し、この新ブロックに関するエラー訂正バイトを計算
し、新単位レコードをディスクに書き込む。
キロバイトといった、より小さいデータセグメントの操
作を行う可能性がある。ホストが、２キロバイトのセク
タを修正する場合、ドライブは、一般に、３２キロバイ
トの関連ブロックを読み取って、ブロックのエラー訂正
を行い、新しい２キロバイトのデータでブロックを更新
し、この新ブロックに関するエラー訂正バイトを計算
し、新単位レコードをディスクに書き込む。
【００２０】新ＥＣＣの計算プロセスには、一般に、デ
ィスクにデータを書き込みながら、行に沿ってデータを
走査することが必要になる。ＥＣＣ１は、この行走査中
に計算され、ディスクのデータに追加される。行から行
へと走査が進行するつれて、そのうち、ＥＣＣ２が漸次
累算される。これは、ＥＣＣ２が、データブロックの走
査が完了するまで得られないことを表している。それ
は、また、変更のないデータの書き換えが不要な状況に
おいても、新ＥＣＣ２を累算するには、データブロック
全体を走査しなければならないということも表してい
る。
ィスクにデータを書き込みながら、行に沿ってデータを
走査することが必要になる。ＥＣＣ１は、この行走査中
に計算され、ディスクのデータに追加される。行から行
へと走査が進行するつれて、そのうち、ＥＣＣ２が漸次
累算される。これは、ＥＣＣ２が、データブロックの走
査が完了するまで得られないことを表している。それ
は、また、変更のないデータの書き換えが不要な状況に
おいても、新ＥＣＣ２を累算するには、データブロック
全体を走査しなければならないということも表してい
る。
【００２１】ＤＶＤフォーマットの場合、ＥＣＣ２は、
より一般的な、終端への追加ではなく、データブロック
全体にわたるインターリーブが実施される。すなわち、
１行分のＥＣＣ２が、１６の２キロバイトセクタのそれ
ぞれに追加される。これは、ＥＣＣ２が得られるまで、
連続書き込みを開始できないことを表している。ＤＶＤ
の内側トラックの場合、データブロックを読み取り、従
来のやり方でＥＣＣ２を計算するのに必要なデータブロ
ックの完全な走査を実施し、さらに、ディスクが１回転
する間に、新データブロックの書き換えも行うのに十分
な時間はない。これは、ブロックの書き込みを完了する
には、さらに回転させる必要があることを表している。
より一般的な、終端への追加ではなく、データブロック
全体にわたるインターリーブが実施される。すなわち、
１行分のＥＣＣ２が、１６の２キロバイトセクタのそれ
ぞれに追加される。これは、ＥＣＣ２が得られるまで、
連続書き込みを開始できないことを表している。ＤＶＤ
の内側トラックの場合、データブロックを読み取り、従
来のやり方でＥＣＣ２を計算するのに必要なデータブロ
ックの完全な走査を実施し、さらに、ディスクが１回転
する間に、新データブロックの書き換えも行うのに十分
な時間はない。これは、ブロックの書き込みを完了する
には、さらに回転させる必要があることを表している。
【００２２】この新規のアプローチには、新旧の両方の
２キロバイトセクタのＥＣＣ２に対する「付加量」を計
算することが必要になる。旧セクタによる付加量は、も
とのＥＣＣ２から除去され、新セクタの付加量は、もと
のＥＣＣ２に加えられる。これは、より少ない処理を必
要とし、従って、より迅速に実施することが可能にな
る。
２キロバイトセクタのＥＣＣ２に対する「付加量」を計
算することが必要になる。旧セクタによる付加量は、も
とのＥＣＣ２から除去され、新セクタの付加量は、もと
のＥＣＣ２に加えられる。これは、より少ない処理を必
要とし、従って、より迅速に実施することが可能にな
る。
【００２３】図３は、本発明の実施例に従って構成され
た、アクセス時間を短縮するための装置を備えた記憶シ
ステムの側面図である。記憶システム２００には、記憶
媒体２０１、読み取り装置２０４、書き込み装置２０
５、および、コントローラ２０３が含まれている。記憶
媒体２０１には、データブロック２０２が含まれてお
り、方向２０６に移動する。例えば、記憶媒体２０１が
ＣＤ−ＲＯＭの場合には、方向２０６に回転する。代わ
りに、記録媒体２０１がテープであれば、テープは、方
向２０６に進む。
た、アクセス時間を短縮するための装置を備えた記憶シ
ステムの側面図である。記憶システム２００には、記憶
媒体２０１、読み取り装置２０４、書き込み装置２０
５、および、コントローラ２０３が含まれている。記憶
媒体２０１には、データブロック２０２が含まれてお
り、方向２０６に移動する。例えば、記憶媒体２０１が
ＣＤ−ＲＯＭの場合には、方向２０６に回転する。代わ
りに、記録媒体２０１がテープであれば、テープは、方
向２０６に進む。
【００２４】単位ブロックであるデータブロック２０２
が読み取り装置２０４を通過する際、読み取り装置２０
４は単位ブロックであるデータブロック２０２の走査を
行う。これには、変更すべき旧データの走査が含まれ
る。コントローラ２０３は、変更すべき旧データからの
訂正コードに対する付加量を計算し、変更すべき旧デー
タに取って代わる新データからの訂正コードに対する付
加量を計算し、訂正コードの付加量の変化に基づいて、
訂正コードを調整する。単位ブロックであるデータブロ
ック２０２が、書き込み装置２０５を通過する際、新デ
ータおよび調整された訂正コードが、単位ブロックであ
るデータブロック２０２に書き込まれる。
が読み取り装置２０４を通過する際、読み取り装置２０
４は単位ブロックであるデータブロック２０２の走査を
行う。これには、変更すべき旧データの走査が含まれ
る。コントローラ２０３は、変更すべき旧データからの
訂正コードに対する付加量を計算し、変更すべき旧デー
タに取って代わる新データからの訂正コードに対する付
加量を計算し、訂正コードの付加量の変化に基づいて、
訂正コードを調整する。単位ブロックであるデータブロ
ック２０２が、書き込み装置２０５を通過する際、新デ
ータおよび調整された訂正コードが、単位ブロックであ
るデータブロック２０２に書き込まれる。
【００２５】図４は、本発明の実施例に従って記憶シス
テムのアクセス時間を短縮するための方法を示すフロー
チャートである。フローチャート３００において、変更
すべき旧データが走査される（３０１）。変更すべき旧
データからの訂正コードに対する付加量が計算される
（３０２）。変更すべき旧データに取って代わる新デー
タからの訂正コードに対する付加量が計算される（３０
３）。訂正コードは、訂正コードの付加量の変化に基づ
いて調整される（３０４）。新データおよび調整された
訂正コードが、単位ブロックに書き込まれる（３０
５）。
テムのアクセス時間を短縮するための方法を示すフロー
チャートである。フローチャート３００において、変更
すべき旧データが走査される（３０１）。変更すべき旧
データからの訂正コードに対する付加量が計算される
（３０２）。変更すべき旧データに取って代わる新デー
タからの訂正コードに対する付加量が計算される（３０
３）。訂正コードは、訂正コードの付加量の変化に基づ
いて調整される（３０４）。新データおよび調整された
訂正コードが、単位ブロックに書き込まれる（３０
５）。
【００２６】ある実施例の場合、ＥＣＣ２の付加量の計
算は、行列乗法によって実施される。例えば、ＤＶＤの
場合、１２×１６の行列の要素は、単位ブロックのどの
２キロバイトセクタを変更すべきかによって決まる。あ
る実施例の場合、もとのＥＣＣ２に対する付加量の除去
または追加は単純な排他的ＯＲプロセスによって実施さ
れる。
算は、行列乗法によって実施される。例えば、ＤＶＤの
場合、１２×１６の行列の要素は、単位ブロックのどの
２キロバイトセクタを変更すべきかによって決まる。あ
る実施例の場合、もとのＥＣＣ２に対する付加量の除去
または追加は単純な排他的ＯＲプロセスによって実施さ
れる。
【００２７】変更すべき旧セクタのＥＣＣ２に対する付
加量を計算する代替方法では、もとの単位ブロックの読
み取り中に、付加量を累算する。従って、ＤＶＤの場
合、変更すべき２キロバイトセクタのＥＣＣ２に対する
付加量を計算する代替方法では、もとの３２キロバイト
のブロックの読み取り中に、付加量の累算を行う。この
付加量の計算は、通常のＥＣＣ２の計算と同じやり方で
実施され、変更すべき２バイトセクタのデータバイト以
外の全てのデータバイトが、ゼロだけに置換される。
加量を計算する代替方法では、もとの単位ブロックの読
み取り中に、付加量を累算する。従って、ＤＶＤの場
合、変更すべき２キロバイトセクタのＥＣＣ２に対する
付加量を計算する代替方法では、もとの３２キロバイト
のブロックの読み取り中に、付加量の累算を行う。この
付加量の計算は、通常のＥＣＣ２の計算と同じやり方で
実施され、変更すべき２バイトセクタのデータバイト以
外の全てのデータバイトが、ゼロだけに置換される。
【００２８】この累算アプローチは、行列乗法アプロー
チよりもさらに複雑である。この複雑さは、累算段階に
おいて読み取られるデータが、ＥＣＣ１プロセスだけし
か受けておらず、従って、消去、それどころか、エラー
を含んでいる可能性があるために（この可能性を最小限
に抑えるため、追加エラー検出情報があるが）、生じ
る。いずれにせよ、変更すべき旧データの消去またはエ
ラーによって、ＥＣＣ２の付加量計算にエラーを生じる
可能性がある。
チよりもさらに複雑である。この複雑さは、累算段階に
おいて読み取られるデータが、ＥＣＣ１プロセスだけし
か受けておらず、従って、消去、それどころか、エラー
を含んでいる可能性があるために（この可能性を最小限
に抑えるため、追加エラー検出情報があるが）、生じ
る。いずれにせよ、変更すべき旧データの消去またはエ
ラーによって、ＥＣＣ２の付加量計算にエラーを生じる
可能性がある。
【００２９】しかし、計算されたＥＣＣ２の付加量エラ
ーは、エラーのある行による付加量を除去し、訂正され
た行の付加量を追加するのと同じ技法を用いて訂正する
ことが可能である。代替案として、累算プロセス中に、
このエラーのある行を全てゼロにセットすることによっ
て、付加量エラーの機先を制することも可能である。こ
のアプローチを拡張すれば、行ではなく、単一バイトエ
ラーの付加量を除去し、追加することが可能になる。
ーは、エラーのある行による付加量を除去し、訂正され
た行の付加量を追加するのと同じ技法を用いて訂正する
ことが可能である。代替案として、累算プロセス中に、
このエラーのある行を全てゼロにセットすることによっ
て、付加量エラーの機先を制することも可能である。こ
のアプローチを拡張すれば、行ではなく、単一バイトエ
ラーの付加量を除去し、追加することが可能になる。
【００３０】図５は、本発明の代替実施例に従って記憶
システムのアクセス時間を短縮する方法を示すフローチ
ャートである。フローチャート４００は、旧データ行の
走査から開始される（４０１）。次に、テストを実施し
て、走査を受ける行が、変更すべきデータを有するセク
タからの行であるか否かが判定される（４０２）。走査
を受ける行が、変更すべきでない場合には、訂正コード
の累算に対して、ゼロの行付加量が設定される（４０
３）。
システムのアクセス時間を短縮する方法を示すフローチ
ャートである。フローチャート４００は、旧データ行の
走査から開始される（４０１）。次に、テストを実施し
て、走査を受ける行が、変更すべきデータを有するセク
タからの行であるか否かが判定される（４０２）。走査
を受ける行が、変更すべきでない場合には、訂正コード
の累算に対して、ゼロの行付加量が設定される（４０
３）。
【００３１】テストを実施して、最後の行の走査が済ん
だか否かの判定が行われる（４０７）。最後の行の走査
が済んでいなければ、次の旧データ行が、走査を受ける
（４０１）。一方、最後の行の走査が済んでいる場合に
は、変更されたデータによる訂正コードの付加量が計算
される（４０８）。
だか否かの判定が行われる（４０７）。最後の行の走査
が済んでいなければ、次の旧データ行が、走査を受ける
（４０１）。一方、最後の行の走査が済んでいる場合に
は、変更されたデータによる訂正コードの付加量が計算
される（４０８）。
【００３２】判定ボックス４０２に戻ると、走査を受け
る行のデータを変更すべき場合には、訂正コードの累算
に対する行付加量が設定される（４０４）。次に、テス
トを実施して、行内のエラーを検出したか否かの判定が
行われる（４０５）。エラーが検出されなければ、最後
の行のテスト（４０７）を実施して、既述のように処理
が進められる。エラーが検出されると、最後の行のテス
ト（４０７）を実施する前に、エラーの付加量によっ
て、付加量累算が調整される（４０６）。
る行のデータを変更すべき場合には、訂正コードの累算
に対する行付加量が設定される（４０４）。次に、テス
トを実施して、行内のエラーを検出したか否かの判定が
行われる（４０５）。エラーが検出されなければ、最後
の行のテスト（４０７）を実施して、既述のように処理
が進められる。エラーが検出されると、最後の行のテス
ト（４０７）を実施する前に、エラーの付加量によっ
て、付加量累算が調整される（４０６）。
【００３３】下記の例（原理を例示することだけを意図
した）では、８データバイト（すなわち、Ｄ１〜Ｄ８）
と４ＥＣＣワード（すなわち、Ｐ１〜Ｐ４）から構成さ
れるコードワードが用いられている。従って、この例の
場合、ブロック長「Ｎ」は、１２記号であり、冗長
「Ｒ」は、２記号の訂正力「ｔ」を可能にする４であ
る。この例では、原始他項式Ｐ（ｘ）＝ｘ8＋ｘ7＋ｘ2
＋ｘ＋１を利用することによって、ＧＦ（２５６）が生
成される。
した）では、８データバイト（すなわち、Ｄ１〜Ｄ８）
と４ＥＣＣワード（すなわち、Ｐ１〜Ｐ４）から構成さ
れるコードワードが用いられている。従って、この例の
場合、ブロック長「Ｎ」は、１２記号であり、冗長
「Ｒ」は、２記号の訂正力「ｔ」を可能にする４であ
る。この例では、原始他項式Ｐ（ｘ）＝ｘ8＋ｘ7＋ｘ2
＋ｘ＋１を利用することによって、ＧＦ（２５６）が生
成される。
【００３４】生成行列Ａと、８データバイトＤ１、Ｄ
２、Ｄ３、Ｄ４、Ｄ５、Ｄ６、Ｄ７、およびＤ８を利用
して、冗長バイトＰ１、Ｐ２、Ｐ３、およびＰ４を計算
することが可能である。
２、Ｄ３、Ｄ４、Ｄ５、Ｄ６、Ｄ７、およびＤ８を利用
して、冗長バイトＰ１、Ｐ２、Ｐ３、およびＰ４を計算
することが可能である。
【００３５】
【数１】
【００３６】制限されたデータバイト数による付加量を
計算すると、例えば下記のようになる。
計算すると、例えば下記のようになる。
【００３７】
【数２】
【００３８】行列乗算は、下記のより単純な計算に簡約
される。
される。
【００３９】
【数３】
【００４０】従って、４バイトコードワードが１６進表
記法で表現された、下記のもとのデータおよびＥＣＣを
想定してみることにする。
記法で表現された、下記のもとのデータおよびＥＣＣを
想定してみることにする。
【００４１】
【表１】
【００４２】ホストが、第３と第４のデータコードワー
ド（すなわち、Ｄ３およびＤ４）を、例えば、それぞれ
２Ｆおよび３２に置き換えることになるものと仮定す
る。
ド（すなわち、Ｄ３およびＤ４）を、例えば、それぞれ
２Ｆおよび３２に置き換えることになるものと仮定す
る。
【００４３】
【表２】
【００４４】しかし、変更すべき旧データからのＥＣＣ
付加量の累算、および新置換データによって、それぞれ
下記が得られる。
付加量の累算、および新置換データによって、それぞれ
下記が得られる。
【００４５】
【表３】
【００４６】
【表４】
【００４７】これは新データに必要なＥＣＣであり、変
更されたデータだけを利用して生成された。
更されたデータだけを利用して生成された。
【００４８】この例の場合、ＥＣＣ付加量は、下記の行
列乗法によって生成することも可能である。
列乗法によって生成することも可能である。
【００４９】
【数４】
【００５０】ここで要素Ｘおよび要素Ｙは、置換すべき
データバイトの位置によって決まる。
データバイトの位置によって決まる。
【００５１】本発明の多くの特徴および利点は、上記解
説から明らかであり、従って、付属の請求項は、本発明
のこうした特徴および利点の全てを包含することを意図
したものである。さらに、当該技術の熟練者であれば、
多くの修正および変更がすぐに思い浮かぶので、本発明
を例示および解説したそのままの構成および動作に制限
することを望むものではない。従って、適合する修正お
よび同等物は、全て、本発明の範囲内に含まれるものと
して再分類することが可能である。
説から明らかであり、従って、付属の請求項は、本発明
のこうした特徴および利点の全てを包含することを意図
したものである。さらに、当該技術の熟練者であれば、
多くの修正および変更がすぐに思い浮かぶので、本発明
を例示および解説したそのままの構成および動作に制限
することを望むものではない。従って、適合する修正お
よび同等物は、全て、本発明の範囲内に含まれるものと
して再分類することが可能である。
【００５２】以下に本発明の実施の形態を要約する。 １． 変更すべき旧データを走査し、前記変更すべき旧
データからの訂正コードに対する付加量を計算し、前記
変更すべき旧データに取って代わる新データからの前記
訂正コードに対する付加量を計算し、前記訂正コードの
付加量の変化に基づいて前記訂正コードの調整を行い、
前記新データおよび前記調整された訂正コードを書き込
むエラー訂正方法。
データからの訂正コードに対する付加量を計算し、前記
変更すべき旧データに取って代わる新データからの前記
訂正コードに対する付加量を計算し、前記訂正コードの
付加量の変化に基づいて前記訂正コードの調整を行い、
前記新データおよび前記調整された訂正コードを書き込
むエラー訂正方法。
【００５３】２． 前記変更すべき旧データが、レコー
ドブロックの一部であり、前記変更すべき旧データから
の前記訂正コードが、前記レコードブロック内にインタ
ーリーブされている複数の訂正コードの１つである上記
１に記載のエラー訂正方法。
ドブロックの一部であり、前記変更すべき旧データから
の前記訂正コードが、前記レコードブロック内にインタ
ーリーブされている複数の訂正コードの１つである上記
１に記載のエラー訂正方法。
【００５４】３． 前記変更すべき旧データからの前記
訂正コードに対する前記付加量が、行列乗法を利用して
計算される上記１に記載のエラー訂正方法。
訂正コードに対する前記付加量が、行列乗法を利用して
計算される上記１に記載のエラー訂正方法。
【００５５】４． 前記新データからの前記訂正コード
に対する前記付加量が、行列乗法を利用して計算される
上記１に記載のエラー訂正方法。
に対する前記付加量が、行列乗法を利用して計算される
上記１に記載のエラー訂正方法。
【００５６】５． 前記調整された訂正コードが、前記
旧データからの前記訂正コードに対する前記付加量と前
記新データからの前記訂正コードに対する前記付加量と
の間における排他的ＯＲ演算を利用して計算される上記
１に記載のエラー訂正方法。
旧データからの前記訂正コードに対する前記付加量と前
記新データからの前記訂正コードに対する前記付加量と
の間における排他的ＯＲ演算を利用して計算される上記
１に記載のエラー訂正方法。
【００５７】６． 前記調整された訂正コードが、前記
旧データが変化することになる部分以外はゼロの行が得
られるように、ゼロ化される行の旧データのエラーコー
ド付加量を計算するステップと、前記旧データが変化す
ることになる部分以外はゼロの行が得られるようにゼロ
化される行の新データのエラーコード付加量を計算し、
前記旧データが変化することになる部分の前記旧データ
を前記新データに置換するステップと、前記ゼロ化され
る行の旧データのエラーコード付加量と、前記旧データ
のエラーコードと、前記ゼロ化される行の新データのエ
ラーコードの付加量との間において、排他的ＯＲ演算を
実施するステップを利用して計算される上記１に記載の
エラー訂正方法。
旧データが変化することになる部分以外はゼロの行が得
られるように、ゼロ化される行の旧データのエラーコー
ド付加量を計算するステップと、前記旧データが変化す
ることになる部分以外はゼロの行が得られるようにゼロ
化される行の新データのエラーコード付加量を計算し、
前記旧データが変化することになる部分の前記旧データ
を前記新データに置換するステップと、前記ゼロ化され
る行の旧データのエラーコード付加量と、前記旧データ
のエラーコードと、前記ゼロ化される行の新データのエ
ラーコードの付加量との間において、排他的ＯＲ演算を
実施するステップを利用して計算される上記１に記載の
エラー訂正方法。
【００５８】７． 前記旧データを有する行が正しく読
み取られたか否かを判定し、エラーが生じた場合には、
エラーのある前記行による前記付加量を除去し、前記訂
正されたデータ行の前記付加量を加算する上記６に記載
のエラー訂正方法。
み取られたか否かを判定し、エラーが生じた場合には、
エラーのある前記行による前記付加量を除去し、前記訂
正されたデータ行の前記付加量を加算する上記６に記載
のエラー訂正方法。
【００５９】８． 前記旧データが正しく読み取られた
か否かを判定し、エラーが生じた場合には、エラーのあ
る前記データによる前記付加量を除去し、前記訂正され
たデータの前記付加量を加算する上記６に記載のエラー
訂正方法。
か否かを判定し、エラーが生じた場合には、エラーのあ
る前記データによる前記付加量を除去し、前記訂正され
たデータの前記付加量を加算する上記６に記載のエラー
訂正方法。
【００６０】９． 前記調整された訂正コードが、前記
旧データが、正しく読み取られたか否かを判定し、エラ
ーが生じなかった場合、前記旧データが変化することに
なる部分以外はゼロの行が得られるように、ゼロ化され
る行の旧データのエラーコード付加量を計算し、エラー
が生じた場合、前記旧データが変化することになる部分
以外はゼロの行が得られるように、ゼロ化される行の旧
データのエラーコード付加量を計算し、前記旧データが
変化することになる部分の前記旧データを訂正旧データ
に置換し、前記旧データが変化することになる部分以外
はゼロの行が得られるように、ゼロ化される行の新デー
タのエラーコード付加量を計算し、前記旧データが変化
することになる部分の前記旧データを前記新データに置
換し、前記ゼロ化される行の旧データのエラーコード付
加量と、前記旧データのエラーコードと、前記ゼロ化さ
れる行の新データのエラーコードと付加量との間で、排
他的ＯＲ演算を実施するステップを利用して、計算され
る上記１に記載のエラー訂正方法。
旧データが、正しく読み取られたか否かを判定し、エラ
ーが生じなかった場合、前記旧データが変化することに
なる部分以外はゼロの行が得られるように、ゼロ化され
る行の旧データのエラーコード付加量を計算し、エラー
が生じた場合、前記旧データが変化することになる部分
以外はゼロの行が得られるように、ゼロ化される行の旧
データのエラーコード付加量を計算し、前記旧データが
変化することになる部分の前記旧データを訂正旧データ
に置換し、前記旧データが変化することになる部分以外
はゼロの行が得られるように、ゼロ化される行の新デー
タのエラーコード付加量を計算し、前記旧データが変化
することになる部分の前記旧データを前記新データに置
換し、前記ゼロ化される行の旧データのエラーコード付
加量と、前記旧データのエラーコードと、前記ゼロ化さ
れる行の新データのエラーコードと付加量との間で、排
他的ＯＲ演算を実施するステップを利用して、計算され
る上記１に記載のエラー訂正方法。
【００６１】１０． エラー訂正を行う記憶システムの
装置において、変更すべき旧データを走査するための読
み取り手段と、前記変更すべき旧データからの訂正コー
ドに対する付加量を計算し、前記変更すべき旧データに
取って代わる新データからの前記訂正コードに対する付
加量を計算し、前記訂正コード付加量の変化に基づい
て、前記訂正コードを調整するためのコントローラ手段
と、 前記新データおよび前記調整された訂正コードを
書き込むための書き込み手段とを具備したエラー訂正装
置。
装置において、変更すべき旧データを走査するための読
み取り手段と、前記変更すべき旧データからの訂正コー
ドに対する付加量を計算し、前記変更すべき旧データに
取って代わる新データからの前記訂正コードに対する付
加量を計算し、前記訂正コード付加量の変化に基づい
て、前記訂正コードを調整するためのコントローラ手段
と、 前記新データおよび前記調整された訂正コードを
書き込むための書き込み手段とを具備したエラー訂正装
置。
【００６２】１１． 前記変更すべき旧データが、レコ
ードブロックの一部であり、前記変更すべき旧データか
らの前記訂正コードが、前記レコードブロック内にイン
ターリーブされている複数の訂正コードの１つである上
記１０に記載のエラー訂正装置。
ードブロックの一部であり、前記変更すべき旧データか
らの前記訂正コードが、前記レコードブロック内にイン
ターリーブされている複数の訂正コードの１つである上
記１０に記載のエラー訂正装置。
【００６３】１２． 前記変更すべき旧データからの前
記訂正コードに対する前記付加量が、行列乗法を利用し
て計算される上記１０に記載のエラー訂正装置。
記訂正コードに対する前記付加量が、行列乗法を利用し
て計算される上記１０に記載のエラー訂正装置。
【００６４】１３． 前記新データからの前記訂正コー
ドに対する前記付加量が、行列乗法を利用して計算され
る上記１０に記載のエラー訂正装置。
ドに対する前記付加量が、行列乗法を利用して計算され
る上記１０に記載のエラー訂正装置。
【００６５】１４． 前記調整された訂正コードが、前
記旧データからの前記訂正コードに対する前記付加量と
前記新データからの前記訂正コードに対する前記付加量
との間における排他的ＯＲ演算を利用して計算される上
記１０に記載のエラー訂正装置。
記旧データからの前記訂正コードに対する前記付加量と
前記新データからの前記訂正コードに対する前記付加量
との間における排他的ＯＲ演算を利用して計算される上
記１０に記載のエラー訂正装置。
【００６６】１５． 前記コントローラ手段が、前記旧
データが変化することになる部分以外はゼロの行が得ら
れるように、ゼロ化される行の旧データのエラーコード
付加量を計算することと、前記旧データが変化すること
になる部分以外はゼロの行が得られるように、ゼロ化さ
れる行の新データのエラーコード付加量を計算し、前記
旧データが変化することになる部分の前記旧データを前
記新データに置換することと、前記ゼロ化される行の旧
データのエラーコード付加量と、前記旧データのエラー
コードと、前記ゼロ化される行の新データのエラーコー
ドの付加量との間において、排他的ＯＲ演算を実施する
ことによって調整訂正コードの計算を行う上記１０に記
載のエラー訂正装置。
データが変化することになる部分以外はゼロの行が得ら
れるように、ゼロ化される行の旧データのエラーコード
付加量を計算することと、前記旧データが変化すること
になる部分以外はゼロの行が得られるように、ゼロ化さ
れる行の新データのエラーコード付加量を計算し、前記
旧データが変化することになる部分の前記旧データを前
記新データに置換することと、前記ゼロ化される行の旧
データのエラーコード付加量と、前記旧データのエラー
コードと、前記ゼロ化される行の新データのエラーコー
ドの付加量との間において、排他的ＯＲ演算を実施する
ことによって調整訂正コードの計算を行う上記１０に記
載のエラー訂正装置。
【００６７】１６． 前記コントローラ手段が、前記旧
データを有する行が、正しく読み取られたか否かを判定
し、エラーが生じた場合には、エラーのある前記行によ
る前記付加量を除去し、前記訂正されたデータ行の前記
付加量を加算する上記１５に記載のエラー訂正装置。
データを有する行が、正しく読み取られたか否かを判定
し、エラーが生じた場合には、エラーのある前記行によ
る前記付加量を除去し、前記訂正されたデータ行の前記
付加量を加算する上記１５に記載のエラー訂正装置。
【００６８】１７． 前記コントローラ手段が、前記旧
データが、正しく読み取られたか否かを判定し、エラー
が生じた場合には、エラーのある前記データによる前記
付加量を除去し、前記訂正されたデータの前記付加量を
加算する上記１５に記載のエラー訂正装置。
データが、正しく読み取られたか否かを判定し、エラー
が生じた場合には、エラーのある前記データによる前記
付加量を除去し、前記訂正されたデータの前記付加量を
加算する上記１５に記載のエラー訂正装置。
【００６９】１８． 前記コントローラ手段が、前記旧
データが、正しく読み取られたか否かを判定すること
と、エラーが生じなかった場合、前記旧データが変化す
ることになる部分以外はゼロの行が得られるように、ゼ
ロ化される行の旧データのエラーコード付加量を計算す
ることと、エラーが生じた場合、前記旧データが変化す
ることになる部分以外はゼロの行が得られるように、ゼ
ロ化される行の旧データのエラーコード付加量を計算
し、前記旧データが変化することになる部分の前記旧デ
ータを訂正旧データに置換することと、前記旧データが
変化することになる部分以外はゼロの行が得られるよう
に、ゼロ化される行の新データのエラーコード付加量を
計算し、前記旧データが変化することになる部分の前記
旧データを前記新データに置換することと、前記ゼロ化
される旧データのエラーコード付加量と、前記旧データ
のエラーコードと、前記ゼロ化される新データのエラー
コードの付加量との間で、排他的ＯＲ演算を実施するこ
とによって、前記調整された訂正コードの計算を行う上
記１０に記載のエラー訂正装置。
データが、正しく読み取られたか否かを判定すること
と、エラーが生じなかった場合、前記旧データが変化す
ることになる部分以外はゼロの行が得られるように、ゼ
ロ化される行の旧データのエラーコード付加量を計算す
ることと、エラーが生じた場合、前記旧データが変化す
ることになる部分以外はゼロの行が得られるように、ゼ
ロ化される行の旧データのエラーコード付加量を計算
し、前記旧データが変化することになる部分の前記旧デ
ータを訂正旧データに置換することと、前記旧データが
変化することになる部分以外はゼロの行が得られるよう
に、ゼロ化される行の新データのエラーコード付加量を
計算し、前記旧データが変化することになる部分の前記
旧データを前記新データに置換することと、前記ゼロ化
される旧データのエラーコード付加量と、前記旧データ
のエラーコードと、前記ゼロ化される新データのエラー
コードの付加量との間で、排他的ＯＲ演算を実施するこ
とによって、前記調整された訂正コードの計算を行う上
記１０に記載のエラー訂正装置。
【００７０】
【発明の効果】付加量が行列乗法と累算のどちらで計算
されるかには関係なく、ＤＶＤの場合、付加量計算のア
プローチによって、読み取り操作に用いられていたのと
同じ回転で、更新された３２キロバイトの書き換えに間
に合うように新ＥＣＣ２を得ることが可能になる。これ
によって、ディスクの追加回転が排除され、従って、ア
クセス時間が改善される。
されるかには関係なく、ＤＶＤの場合、付加量計算のア
プローチによって、読み取り操作に用いられていたのと
同じ回転で、更新された３２キロバイトの書き換えに間
に合うように新ＥＣＣ２を得ることが可能になる。これ
によって、ディスクの追加回転が排除され、従って、ア
クセス時間が改善される。
【００７１】ただし、エラー訂正コードに対して付加量
の除去および追加を行うアプローチは、他の記録状況に
も適用可能である。一般に、この付加量の調整アプロー
チは、エラー訂正コード以外に、絶対に処理しなければ
ならないのは、変更されるデータだけということにな
る。不変のままのデータは、必ずしも、どうしても実施
しなければならないというわけではない。従って、結果
として得られる処理の減少およびアクセス時間の短縮を
利用した、データ記憶アーキテクチャの設計が可能にな
る。
の除去および追加を行うアプローチは、他の記録状況に
も適用可能である。一般に、この付加量の調整アプロー
チは、エラー訂正コード以外に、絶対に処理しなければ
ならないのは、変更されるデータだけということにな
る。不変のままのデータは、必ずしも、どうしても実施
しなければならないというわけではない。従って、結果
として得られる処理の減少およびアクセス時間の短縮を
利用した、データ記憶アーキテクチャの設計が可能にな
る。
【図１】図２を合わせると、内部および外部エラー訂正
符号化方式を用いたデータブロック編成の一般化表現を
利用する本発明を示すことになる図である。
符号化方式を用いたデータブロック編成の一般化表現を
利用する本発明を示すことになる図である。
【図２】図１を合わせると、内部および外部エラー訂正
符号化方式を用いたデータブロック編成の一般化表現を
利用する本発明を示すことになる図である。
符号化方式を用いたデータブロック編成の一般化表現を
利用する本発明を示すことになる図である。
【図３】本発明の望ましい実施例に従って構成された、
アクセス時間を短縮するための装置を備える記憶システ
ムの側面図である。
アクセス時間を短縮するための装置を備える記憶システ
ムの側面図である。
【図４】本発明の実施例に従って記憶システムのアクセ
ス時間を短縮するための方法を示すフローチャートであ
る。
ス時間を短縮するための方法を示すフローチャートであ
る。
【図５】本発明の代替実施例に従って記憶システムのア
クセス時間を短縮するための方法を示すフローチャート
である。
クセス時間を短縮するための方法を示すフローチャート
である。
２００ 記憶システム ２０１ 記憶媒体 ２０２ データブロック ２０３ コントローラ ２０４ 読み取り装置 ２０５ 書き込み装置
Claims (1)
- 【請求項１】 変更すべき旧データを走査し、 前記変更すべき旧データからの訂正コードに対する付加
量を計算し、 前記変更すべき旧データに取って代わる新データからの
前記訂正コードに対する付加量を計算し、 前記訂正コードの付加量の変化に基づいて前記訂正コー
ドの調整を行い、 前記新データおよび前記調整された訂正コードを書き込
むことを特徴とするエラー訂正方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US744-717 | 1996-10-29 | ||
| US08/744,717 US5901157A (en) | 1996-10-29 | 1996-10-29 | Method and apparatus for reducing the access time for storage systems |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10222387A true JPH10222387A (ja) | 1998-08-21 |
| JP3993921B2 JP3993921B2 (ja) | 2007-10-17 |
Family
ID=24993726
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP28559697A Expired - Fee Related JP3993921B2 (ja) | 1996-10-29 | 1997-10-17 | 記憶装置 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5901157A (ja) |
| JP (1) | JP3993921B2 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP1205930A1 (en) * | 1999-01-08 | 2002-05-15 | Pioneer Corporation | Information recording method and apparatus |
Families Citing this family (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP3896206B2 (ja) | 1997-12-16 | 2007-03-22 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | Ｅｃｃブロック構造を使用する記憶装置のための符号化方法及びシステム |
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