JPH11185399A - 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 - Google Patents
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Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】リード・ソロモン符号のような線形符号を有す
るＥＣＣブロック構造を採用する記憶装置への書込みの
性能を高めるために、ＥＣＣブロックの符号化を効率的
に行う方法を提供する。 【解決手段】リード・ソロモン符号のような線形符号に
よって生成されたＰＯ部ｑ１を有するＥＣＣブロックＦ
１を構成する複数のデータセクタのうち一部のデータセ
クタのデータｆ１をデータｆ２で更新して更新後のＰＯ
部ｑ２を有するＥＣＣブロックＦ２を求める際に、更新
前のＥＣＣブロックＦ１と更新後のＥＣＣブロックＦ２
のソースデータ部の排他的論理和のＥＣＣブロックＦ１
＋Ｆ２を取り、更新されるデータｆ１と更新データｆ２
の排他的論理和ｆ１＋ｆ２を求める。更新されないデー
タセクタの排他的論理和は０となる。次に、排他的論理
和のＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２について符号化すると、
リード・ソロモン符号の線形性により、排他的論理和ｑ
１＋ｑ２の形のＰＯ部が得られる。ｑ１＋ｑ２とｑ１の
排他的論理和により、ｑ２を求めることができる。
るＥＣＣブロック構造を採用する記憶装置への書込みの
性能を高めるために、ＥＣＣブロックの符号化を効率的
に行う方法を提供する。 【解決手段】リード・ソロモン符号のような線形符号に
よって生成されたＰＯ部ｑ１を有するＥＣＣブロックＦ
１を構成する複数のデータセクタのうち一部のデータセ
クタのデータｆ１をデータｆ２で更新して更新後のＰＯ
部ｑ２を有するＥＣＣブロックＦ２を求める際に、更新
前のＥＣＣブロックＦ１と更新後のＥＣＣブロックＦ２
のソースデータ部の排他的論理和のＥＣＣブロックＦ１
＋Ｆ２を取り、更新されるデータｆ１と更新データｆ２
の排他的論理和ｆ１＋ｆ２を求める。更新されないデー
タセクタの排他的論理和は０となる。次に、排他的論理
和のＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２について符号化すると、
リード・ソロモン符号の線形性により、排他的論理和ｑ
１＋ｑ２の形のＰＯ部が得られる。ｑ１＋ｑ２とｑ１の
排他的論理和により、ｑ２を求めることができる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、記憶装置のデータの書
込みの際の効率的な符号化方法及びシステムに関し、特
にリード・ソロモン符号のような線形符号によって生成
されたＥＣＣ符号を有するＥＣＣブロック構造を有する
ＤＶＤなどの技術分野における効率的なソースデータの
符号化（エンコード）に関する発明である。より具体的
にはデータセクタ単位で書き込む場合に、リード・ソロ
モン符号のような線形符号の線形性を用い、更新される
データセクタのみを考慮してＥＣＣブロック全体の符号
化を高速化し、ＤＶＤなどの記憶装置への書込みの効率
を高める方法及びシステムに関する発明である。
込みの際の効率的な符号化方法及びシステムに関し、特
にリード・ソロモン符号のような線形符号によって生成
されたＥＣＣ符号を有するＥＣＣブロック構造を有する
ＤＶＤなどの技術分野における効率的なソースデータの
符号化（エンコード）に関する発明である。より具体的
にはデータセクタ単位で書き込む場合に、リード・ソロ
モン符号のような線形符号の線形性を用い、更新される
データセクタのみを考慮してＥＣＣブロック全体の符号
化を高速化し、ＤＶＤなどの記憶装置への書込みの効率
を高める方法及びシステムに関する発明である。
【０００２】
【従来の技術】マルチメディアの技術分野では、動画で
ある映像、文字音声などの大容量の情報を提供するのに
適する記憶装置が要求される。このマルチメディア関連
の技術ニーズに応えるため、記憶装置としてＤＶＤ（例
えば、ＤＶＤ−ＲＯＭは片面１層で４．７ＧＢ、ＤＶＤ
−ＲＡＭは２．６ＧＢ）が提供されている。ＤＶＤのデ
ータ構造は、大容量のデータを転送できるように図１の
右側に示すＥＣＣブロック構造を採用している。ＥＣＣ
ブロック構造には、大きさ２０６４Ｂのデータセクタの
１６個分を含む。各データセクタの構造は、図２に示さ
れる。ホスト例えばＰＣなどから書き込まれたソースデ
ータは２ＫＢ単位に分けられて、そのおのおのにＩＤの
４Ｂ, ＩＥＤ (ＩＤのエラー検出符号）の２Ｂ, ＲＳＶ
（リザーブ）の６Ｂ, ＥＤＣ (エラー検出符号）の４
Ｂ、合計で１６Ｂが付加され、２０４８＋１６= ２０６
４Ｂ = １７２Ｂ×１２行のデータ構造が形成される。
ある映像、文字音声などの大容量の情報を提供するのに
適する記憶装置が要求される。このマルチメディア関連
の技術ニーズに応えるため、記憶装置としてＤＶＤ（例
えば、ＤＶＤ−ＲＯＭは片面１層で４．７ＧＢ、ＤＶＤ
−ＲＡＭは２．６ＧＢ）が提供されている。ＤＶＤのデ
ータ構造は、大容量のデータを転送できるように図１の
右側に示すＥＣＣブロック構造を採用している。ＥＣＣ
ブロック構造には、大きさ２０６４Ｂのデータセクタの
１６個分を含む。各データセクタの構造は、図２に示さ
れる。ホスト例えばＰＣなどから書き込まれたソースデ
ータは２ＫＢ単位に分けられて、そのおのおのにＩＤの
４Ｂ, ＩＥＤ (ＩＤのエラー検出符号）の２Ｂ, ＲＳＶ
（リザーブ）の６Ｂ, ＥＤＣ (エラー検出符号）の４
Ｂ、合計で１６Ｂが付加され、２０４８＋１６= ２０６
４Ｂ = １７２Ｂ×１２行のデータ構造が形成される。
【０００３】ＤＶＤなどの記憶装置では、ディスクへの
直接の書き込みは、１６のデータセクタを一つの固まり
として行われる。従って、エラー訂正符号（ＥＣＣ）の
計算は、３２ＫＢ(１６×２ＫＢ）単位で行われる。エ
ラー訂正符号としては、リード・ソロモン符号のような
線形符号を用いた積符号が採用される。リード・ソロモ
ン符号を用いた積符号は、データに対して冗長度は約１
３％であり、大きな欠陥でもデータのエラーを訂正する
ことが可能である。リード・ソロモン符号を用いた積符
号化は、周知であるので、簡単に説明すると、ＥＣＣブ
ロックの積符号化のしかたは、まず縦方向（列方向）の
バイト列ごとに符号化を行い、得られた１６ＢのＥＣＣ
符号を関連する列の後につけ、そのＥＣＣ符号をＰＯ
（Ｐａｒｉｔｙ ｏｆ Ｏｕｔｅｒ：外符号）部と呼
ぶ。次に、ＥＣＣブロックの横方向（行方向）に対して
バイト行ごとに符号化を行い、得られた１０ＢのＥＣＣ
符号を関連する行の後につけ、そのＥＣＣ符号をＰＩ
（Ｐａｒｉｔｙ ｏｆ Ｉｎｎｅｒ：内符号）部と呼
ぶ。なお、列方向の符号化と行方向の符号化の順番を逆
にしてもその結果は同じである。
直接の書き込みは、１６のデータセクタを一つの固まり
として行われる。従って、エラー訂正符号（ＥＣＣ）の
計算は、３２ＫＢ(１６×２ＫＢ）単位で行われる。エ
ラー訂正符号としては、リード・ソロモン符号のような
線形符号を用いた積符号が採用される。リード・ソロモ
ン符号を用いた積符号は、データに対して冗長度は約１
３％であり、大きな欠陥でもデータのエラーを訂正する
ことが可能である。リード・ソロモン符号を用いた積符
号化は、周知であるので、簡単に説明すると、ＥＣＣブ
ロックの積符号化のしかたは、まず縦方向（列方向）の
バイト列ごとに符号化を行い、得られた１６ＢのＥＣＣ
符号を関連する列の後につけ、そのＥＣＣ符号をＰＯ
（Ｐａｒｉｔｙ ｏｆ Ｏｕｔｅｒ：外符号）部と呼
ぶ。次に、ＥＣＣブロックの横方向（行方向）に対して
バイト行ごとに符号化を行い、得られた１０ＢのＥＣＣ
符号を関連する行の後につけ、そのＥＣＣ符号をＰＩ
（Ｐａｒｉｔｙ ｏｆ Ｉｎｎｅｒ：内符号）部と呼
ぶ。なお、列方向の符号化と行方向の符号化の順番を逆
にしてもその結果は同じである。
【０００４】ＥＣＣブロックをディスクに書き込むとき
は、周知のように１つのＥＣＣブロックを１６の物理セ
クタに変換する。図３に示すように、ＥＣＣブロックを
データセクタの部分及びＰＩ部からなる１２行とＰＯ部
の１行とを抜き出し組合せた（図３の＋の印）サブブロ
ックが、１つの物理セクタのベースとなる。ここでＥＣ
Ｃブロックの１２行＋１行を組合せ、サブブロック(す
なわち物理セクタ)を形成することをインターリーブす
るという。インターリーブによって得られたサブブロッ
クを２６等分し、頭に２バイト分のシンクコード（Ｓ
Ｙ）を付加することによって２４１８Ｂの物理セクタが
得られる。そして、このようにして得られる物理セクタ
に必要な変調処理を行ったものを１６回順次ディスクに
書込むことによって、３２ＫＢの大きさのＥＣＣブロッ
クの書込みが行われる。
は、周知のように１つのＥＣＣブロックを１６の物理セ
クタに変換する。図３に示すように、ＥＣＣブロックを
データセクタの部分及びＰＩ部からなる１２行とＰＯ部
の１行とを抜き出し組合せた（図３の＋の印）サブブロ
ックが、１つの物理セクタのベースとなる。ここでＥＣ
Ｃブロックの１２行＋１行を組合せ、サブブロック(す
なわち物理セクタ)を形成することをインターリーブす
るという。インターリーブによって得られたサブブロッ
クを２６等分し、頭に２バイト分のシンクコード（Ｓ
Ｙ）を付加することによって２４１８Ｂの物理セクタが
得られる。そして、このようにして得られる物理セクタ
に必要な変調処理を行ったものを１６回順次ディスクに
書込むことによって、３２ＫＢの大きさのＥＣＣブロッ
クの書込みが行われる。
【０００５】ＨＤＤ、相変化型光ディスク（例えばＰ
Ｄ）、ＭＯのような記憶装置にはこのような積符号化さ
れて拘束長が長いＥＣＣブロック構造は、採用されてい
ない。そのためＰＣ側からソースデータを書き込んだと
しても、そのまま符号化するかあるいは幾つかに分割し
て符号化するので、符号化にかかる手間は小さい。しか
し、ＤＶＤでは特有の問題が生じる。次にこれについて
説明する。
Ｄ）、ＭＯのような記憶装置にはこのような積符号化さ
れて拘束長が長いＥＣＣブロック構造は、採用されてい
ない。そのためＰＣ側からソースデータを書き込んだと
しても、そのまま符号化するかあるいは幾つかに分割し
て符号化するので、符号化にかかる手間は小さい。しか
し、ＤＶＤでは特有の問題が生じる。次にこれについて
説明する。
【０００６】図５を参照して、ＥＣＣブロック構造を採
用するＤＶＤなどのディスク記憶装置において、ＥＣＣ
ブロックの１つのデータセクタの２ＫＢデータを書換え
る場合の従来の書込みシーケンス（１）〜（６）を説明
する。 （１）符号化・復号ブロック２０は、ホストから送られ
た２ＫＢのデータを、第１のバッファ２１に格納する。
同時に、ディスク側からこの２ＫＢデータが書き込まれ
るべきＥＣＣブロックを読取り、第１のバッファ２１に
格納する。 （２）読み出したＥＣＣブロックにエラーがあれば、復
号器２４によりエラー訂正を行う。 （３）第１のバッファ２１において、ホストからの２Ｋ
Ｂのデータにより第１のバッファ２１に格納されたＥＣ
Ｃブロックの対応するデータセクタが書換えられる。書
換えられたＥＣＣブロックを、第２のバッファ２２に転
送する。 （４）第２のバッファ２２から変更されたＥＣＣブロッ
クのソースデータを順次符号化器２３に送り、そのＥＣ
ＣブロックのＰＯ部の計算を行う。 （５）ＰＯ部の計算結果を第１のバッファ２１に送って
ＰＯ部を書換え、更新された完全なＥＣＣブロックを第
１のバッファ２１に格納する。 （６）このＥＣＣブロックをディスク側に書き込む。 なお、実際には、（１）ではディスクから物理セクタの
データが読取られ、第１のバッファ２１でＥＣＣブロッ
クデータに変換され、（６）ではＥＣＣブロックデータ
が物理セクタデータに変換されてディスクに書込まれ
る。
用するＤＶＤなどのディスク記憶装置において、ＥＣＣ
ブロックの１つのデータセクタの２ＫＢデータを書換え
る場合の従来の書込みシーケンス（１）〜（６）を説明
する。 （１）符号化・復号ブロック２０は、ホストから送られ
た２ＫＢのデータを、第１のバッファ２１に格納する。
同時に、ディスク側からこの２ＫＢデータが書き込まれ
るべきＥＣＣブロックを読取り、第１のバッファ２１に
格納する。 （２）読み出したＥＣＣブロックにエラーがあれば、復
号器２４によりエラー訂正を行う。 （３）第１のバッファ２１において、ホストからの２Ｋ
Ｂのデータにより第１のバッファ２１に格納されたＥＣ
Ｃブロックの対応するデータセクタが書換えられる。書
換えられたＥＣＣブロックを、第２のバッファ２２に転
送する。 （４）第２のバッファ２２から変更されたＥＣＣブロッ
クのソースデータを順次符号化器２３に送り、そのＥＣ
ＣブロックのＰＯ部の計算を行う。 （５）ＰＯ部の計算結果を第１のバッファ２１に送って
ＰＯ部を書換え、更新された完全なＥＣＣブロックを第
１のバッファ２１に格納する。 （６）このＥＣＣブロックをディスク側に書き込む。 なお、実際には、（１）ではディスクから物理セクタの
データが読取られ、第１のバッファ２１でＥＣＣブロッ
クデータに変換され、（６）ではＥＣＣブロックデータ
が物理セクタデータに変換されてディスクに書込まれ
る。
【０００７】この様な従来の書込みシーケンスでは、
（４）で列の全バイトを逐一符号化器２３に転送しなけ
らばならない。（５）で全列についてＰＯ部を計算し、
全てのＰＯ部の値を得ないと書込みに入れない。つま
り、ＤＶＤではＥＣＣブロック構造を採用している関係
上、ＰＣ側から１データセクタ分の２ＫＢのソースデー
タの書き込みを行う場合でも、３２ＫＢの大きさのＥＣ
Ｃブロック全体に関してリード・ソロモン符号を用いた
ＥＣＣ符号を計算しなおさなければならない。そのた
め、２ＫＢのデータの書き込みにもかかわらず、ＥＣＣ
ブロックの符号化に長い時間がかかり、書き込み効率が
低下する。１つのＥＣＣブロックの読取り後、ディスク
が１回転してディスク上の同じＥＣＣブロックの先頭に
戻るまでの時間内にＰＯ部の計算処理が終了しない場合
は、更にもう１回転するのを待たなければならないとい
った事態が生じ得る。特にディスク半径が小さいにトラ
ックでは、ＣＬＶ（Ｃｏｎｓｔａｎｔ Ｌｉｎｅａｒ
Ｖｅｌｏｃｉｔｙ）方式（例えば２倍速の場合、ＤＶＤ
では１周するのに１２．５ｍｓ（内周）〜２９．６ｍｓ
（外周）の時間がかかる）の場合に、書込みまたは更新
性能の低下はかなり大きい。
（４）で列の全バイトを逐一符号化器２３に転送しなけ
らばならない。（５）で全列についてＰＯ部を計算し、
全てのＰＯ部の値を得ないと書込みに入れない。つま
り、ＤＶＤではＥＣＣブロック構造を採用している関係
上、ＰＣ側から１データセクタ分の２ＫＢのソースデー
タの書き込みを行う場合でも、３２ＫＢの大きさのＥＣ
Ｃブロック全体に関してリード・ソロモン符号を用いた
ＥＣＣ符号を計算しなおさなければならない。そのた
め、２ＫＢのデータの書き込みにもかかわらず、ＥＣＣ
ブロックの符号化に長い時間がかかり、書き込み効率が
低下する。１つのＥＣＣブロックの読取り後、ディスク
が１回転してディスク上の同じＥＣＣブロックの先頭に
戻るまでの時間内にＰＯ部の計算処理が終了しない場合
は、更にもう１回転するのを待たなければならないとい
った事態が生じ得る。特にディスク半径が小さいにトラ
ックでは、ＣＬＶ（Ｃｏｎｓｔａｎｔ Ｌｉｎｅａｒ
Ｖｅｌｏｃｉｔｙ）方式（例えば２倍速の場合、ＤＶＤ
では１周するのに１２．５ｍｓ（内周）〜２９．６ｍｓ
（外周）の時間がかかる）の場合に、書込みまたは更新
性能の低下はかなり大きい。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】したがって、本発明の
目的は、ＥＣＣブロック構造を採用する記憶装置への書
込みの性能を高めるために、ＥＣＣブロックの符号化を
効率的に行う方法、そのシステム及びその方法を適用し
た書換え可能ＤＶＤシステムを提供することである。本
発明の他の目的は、リード・ソロモン符号のような線形
符号の線形性を利用して、ＥＣＣに関わる処理が完了す
る前にディスクに書き出せる新しい方法を実現し書き込
み時の性能の向上を図ることである。
目的は、ＥＣＣブロック構造を採用する記憶装置への書
込みの性能を高めるために、ＥＣＣブロックの符号化を
効率的に行う方法、そのシステム及びその方法を適用し
た書換え可能ＤＶＤシステムを提供することである。本
発明の他の目的は、リード・ソロモン符号のような線形
符号の線形性を利用して、ＥＣＣに関わる処理が完了す
る前にディスクに書き出せる新しい方法を実現し書き込
み時の性能の向上を図ることである。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明は、リード・ソロ
モン符号のような線形符号の線形性を利用することによ
り、データ書込み時の処理を大幅に効率化できるという
ことを見出したものである。上記ステップ（４）におい
てＥＣＣブロックの全データ（１７２列）を符号化して
ＥＣＣのＰＯ部を生成することはしない。実質的に更新
された１または複数のデータセクタのみを考慮してＰＯ
部の生成を実行する。
モン符号のような線形符号の線形性を利用することによ
り、データ書込み時の処理を大幅に効率化できるという
ことを見出したものである。上記ステップ（４）におい
てＥＣＣブロックの全データ（１７２列）を符号化して
ＥＣＣのＰＯ部を生成することはしない。実質的に更新
された１または複数のデータセクタのみを考慮してＰＯ
部の生成を実行する。
【００１０】本発明は、リード・ソロモン符号のような
線形符号によって生成されたＥＣＣ符号ＰＯ部ｑ１を有
するＥＣＣブロックＦ１を構成する複数のデータセクタ
のうち一部のデータセクタのデータｆ１をデータｆ２で
更新する際に、更新後のＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部ｑ
２を効率的に符号化する方法である。この方法は、上記
更新前のＥＣＣブロックＦ１と上記更新後のＦ２のソー
スデータ部のＸＯＲを表すＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２
（以下「＋」は、ＸＯＲ演算を意味する。）を想定する
ステップであって、更新される上記一部のデータセクタ
のデータは、データｆ１とデータｆ２とのＸＯＲ演算ｆ
１＋ｆ２により与えられ、更新されないデータセクタの
データは０とする、ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２を想定す
るステップと、更新された上記一部のデータセクタのデ
ータのｆ１＋ｆ２に対してはバイトごとに符号化器で符
号化するステップと、更新されない上記データセクタの
データ０に対しては、複数バイトごとに符号化器で符号
化するステップとを含む上記ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２
のＰＯ部ｑ１＋ｑ２を得るステップと、上記ＥＣＣブロ
ックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部ｑ１＋ｑ２に対して、更新前の
ＥＣＣブロックＦ１のＰＯ部ｑ１のＸＯＲ演算により、
更新後のＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部ｑ２を得るステッ
プとを備える更新後のＥＣＣブロックのＰＯ部の符号化
方法である。本発明は、さらにこの方法を適用したシス
テム、及びこの方法を書換え可能ＤＶＤシステムに応用
したものでもある。
線形符号によって生成されたＥＣＣ符号ＰＯ部ｑ１を有
するＥＣＣブロックＦ１を構成する複数のデータセクタ
のうち一部のデータセクタのデータｆ１をデータｆ２で
更新する際に、更新後のＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部ｑ
２を効率的に符号化する方法である。この方法は、上記
更新前のＥＣＣブロックＦ１と上記更新後のＦ２のソー
スデータ部のＸＯＲを表すＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２
（以下「＋」は、ＸＯＲ演算を意味する。）を想定する
ステップであって、更新される上記一部のデータセクタ
のデータは、データｆ１とデータｆ２とのＸＯＲ演算ｆ
１＋ｆ２により与えられ、更新されないデータセクタの
データは０とする、ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２を想定す
るステップと、更新された上記一部のデータセクタのデ
ータのｆ１＋ｆ２に対してはバイトごとに符号化器で符
号化するステップと、更新されない上記データセクタの
データ０に対しては、複数バイトごとに符号化器で符号
化するステップとを含む上記ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２
のＰＯ部ｑ１＋ｑ２を得るステップと、上記ＥＣＣブロ
ックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部ｑ１＋ｑ２に対して、更新前の
ＥＣＣブロックＦ１のＰＯ部ｑ１のＸＯＲ演算により、
更新後のＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部ｑ２を得るステッ
プとを備える更新後のＥＣＣブロックのＰＯ部の符号化
方法である。本発明は、さらにこの方法を適用したシス
テム、及びこの方法を書換え可能ＤＶＤシステムに応用
したものでもある。
【００１１】
【発明の実施の形態】図６は、本発明を適用するＤＶＤ
記録再生システムの構成を示す。ディスク１０はドライ
ブ回路１２に接続されたモータ１４により回転し、ディ
スク１０中に記録されたデータは、光学式ピックアップ
１６により読み取られる。また、ドライブ回路１２は、
ＤＶＤ制御ブロック１７からの指令で動作する。ピック
アップ１６によりディスクから読み取られた信号は、Ｄ
ＶＤ制御ブロック１７に入力され、信号読取回路１８で
増幅され、必要な変換がされ、符号化・復号ブロック２
０へ送られる。ＤＶＤ制御ブロック１７は、ディスク中
に記録されたサーボデータに基づいてドライブ回路１２
を制御するためのサーボ回路１９を含んでいる。
記録再生システムの構成を示す。ディスク１０はドライ
ブ回路１２に接続されたモータ１４により回転し、ディ
スク１０中に記録されたデータは、光学式ピックアップ
１６により読み取られる。また、ドライブ回路１２は、
ＤＶＤ制御ブロック１７からの指令で動作する。ピック
アップ１６によりディスクから読み取られた信号は、Ｄ
ＶＤ制御ブロック１７に入力され、信号読取回路１８で
増幅され、必要な変換がされ、符号化・復号ブロック２
０へ送られる。ＤＶＤ制御ブロック１７は、ディスク中
に記録されたサーボデータに基づいてドライブ回路１２
を制御するためのサーボ回路１９を含んでいる。
【００１２】符号化・復号ブロック２０はホストＰＣに
接続され、新たなデータがホストＰＣから送り込まれ
る。映像データはＡＴＡＰＩインタフェース（ＡＴＡ
パケット・インターフェース）２９を介し、音声データ
はＤＡＣ（デジタルアナログ・コンバータ）２５を介
し、それぞれホストＰＣから符号化・復号ブロック２０
に送られる。ディスクから読み取られたデータは、第１
のバッファ２１に格納され、復号器２４によりリアルタ
イムで誤り訂正される。復号器２４は、第１のバッファ
２１に格納された読取データのＥＣＣブロックのエラー
検出を、ＰＯ部を含むバイト列ごとに行い、正しいデー
タを生成する。一方、ホストＰＣから送られたデータ
は、第１のバッファ２１にロードされる。符号化器２３
は、バッファ２１に送られたデータを含むＥＣＣブロッ
クの符号化を、バイト列ごとに行いＰＯ部を生成する。
本発明の典型的な実施例として、ホストＰＣから１デー
タセクタの２ＫＢのソースデータの書き込みを行うもの
とする。これは単なる例であり、２以上のデータセクタ
分のデータを書き込むことも本発明に含まれる。
接続され、新たなデータがホストＰＣから送り込まれ
る。映像データはＡＴＡＰＩインタフェース（ＡＴＡ
パケット・インターフェース）２９を介し、音声データ
はＤＡＣ（デジタルアナログ・コンバータ）２５を介
し、それぞれホストＰＣから符号化・復号ブロック２０
に送られる。ディスクから読み取られたデータは、第１
のバッファ２１に格納され、復号器２４によりリアルタ
イムで誤り訂正される。復号器２４は、第１のバッファ
２１に格納された読取データのＥＣＣブロックのエラー
検出を、ＰＯ部を含むバイト列ごとに行い、正しいデー
タを生成する。一方、ホストＰＣから送られたデータ
は、第１のバッファ２１にロードされる。符号化器２３
は、バッファ２１に送られたデータを含むＥＣＣブロッ
クの符号化を、バイト列ごとに行いＰＯ部を生成する。
本発明の典型的な実施例として、ホストＰＣから１デー
タセクタの２ＫＢのソースデータの書き込みを行うもの
とする。これは単なる例であり、２以上のデータセクタ
分のデータを書き込むことも本発明に含まれる。
【００１３】本発明は、ＥＣＣブロック構造を採用する
ＤＶＤなどの記憶装置において、ソースデータが１個分
のデータセクタを書換える際に、ＥＣＣ（例えばＰＯ
部）の生成におけるリード・ソロモン符号の線形性を利
用する。具体的には、リード・ソロモン符号の線形性を
用いて、ＰＣ側から書き込まれた２ＫＢのデータセクタ
のみを考慮してＥＣＣブロックのＰＯ部の全体の符号化
を効率的に行う。
ＤＶＤなどの記憶装置において、ソースデータが１個分
のデータセクタを書換える際に、ＥＣＣ（例えばＰＯ
部）の生成におけるリード・ソロモン符号の線形性を利
用する。具体的には、リード・ソロモン符号の線形性を
用いて、ＰＣ側から書き込まれた２ＫＢのデータセクタ
のみを考慮してＥＣＣブロックのＰＯ部の全体の符号化
を効率的に行う。
【００１４】図７は、リード・ソロモン符号の線形性を
利用して、１つのデータセクタが書換えられた（更新さ
れた）ＥＣＣブロックの新しいＰＯ部を得るデータフロ
ーを示している。そこでの定義は以下の通りである。 ＋ ：ＸＯＲ（排他的論理和）演算 Ｆ１ ：更新前のＥＣＣブロック Ｆ２ ：更新後のＥＣＣブロック ｆ１ ：更新前の１つのデータセクタのデータ ｆ２ ：更新後の１つのデータセクタのデータ ｑ１ ：更新前のＰＯ部のデータ ｑ２ ：更新後のＰＯ部のデータ ｆ１＋ｆ２：更新前後の1つのデータセクタのデータの
ＸＯＲ演算 ｑ１＋ｑ２：更新前後のＰＯ部のデータのＸＯＲ演算 Ｆ１＋Ｆ２：ｆ１＋ｆ２のＸＯＲ演算後のＥＣＣブロッ
ク ただし、図７は、説明の簡略化のために、ＥＣＣブロッ
ク構造（図１）のリード・ソロモン積符号のうちＰＩ部
は省略して示す。
利用して、１つのデータセクタが書換えられた（更新さ
れた）ＥＣＣブロックの新しいＰＯ部を得るデータフロ
ーを示している。そこでの定義は以下の通りである。 ＋ ：ＸＯＲ（排他的論理和）演算 Ｆ１ ：更新前のＥＣＣブロック Ｆ２ ：更新後のＥＣＣブロック ｆ１ ：更新前の１つのデータセクタのデータ ｆ２ ：更新後の１つのデータセクタのデータ ｑ１ ：更新前のＰＯ部のデータ ｑ２ ：更新後のＰＯ部のデータ ｆ１＋ｆ２：更新前後の1つのデータセクタのデータの
ＸＯＲ演算 ｑ１＋ｑ２：更新前後のＰＯ部のデータのＸＯＲ演算 Ｆ１＋Ｆ２：ｆ１＋ｆ２のＸＯＲ演算後のＥＣＣブロッ
ク ただし、図７は、説明の簡略化のために、ＥＣＣブロッ
ク構造（図１）のリード・ソロモン積符号のうちＰＩ部
は省略して示す。
【００１５】更新前のＥＣＣブロックＦ１は、リード・
ソロモン符号を用いて既に符号化処理されている。この
符号化処理は次のように行われる。すなわち、ＥＣＣブ
ロックＦ１のソースデータからバイト列（１９２行の各
々から１バイトをとった１９２バイトの列）を読取り、
この１９２Ｂのデータを符号化器２３に送り、所定の符
号化処理をすることにより、そのバイト列のＰＯ部の１
６Ｂを得る。バイト列の符号化処理を、１７２バイト列
の全てについて行うことにより、１６行のＰＯ部の全て
が計算され、ＥＣＣブロックＦ１のＰＯ部のｑ１を得る
（図７の４０）。ＥＣＣブロックＦ１の選択されたデー
タセクタのデータｆ１を新しいデータｆ２で書換える場
合、従来は、更新されたＥＣＣブロックＦ２を用意し、
ＥＣＣブロックＦ２のソースデータの全バイト列につい
て上述の符号化処理をしてＰＯ部のｑ２を求めていた。
ソロモン符号を用いて既に符号化処理されている。この
符号化処理は次のように行われる。すなわち、ＥＣＣブ
ロックＦ１のソースデータからバイト列（１９２行の各
々から１バイトをとった１９２バイトの列）を読取り、
この１９２Ｂのデータを符号化器２３に送り、所定の符
号化処理をすることにより、そのバイト列のＰＯ部の１
６Ｂを得る。バイト列の符号化処理を、１７２バイト列
の全てについて行うことにより、１６行のＰＯ部の全て
が計算され、ＥＣＣブロックＦ１のＰＯ部のｑ１を得る
（図７の４０）。ＥＣＣブロックＦ１の選択されたデー
タセクタのデータｆ１を新しいデータｆ２で書換える場
合、従来は、更新されたＥＣＣブロックＦ２を用意し、
ＥＣＣブロックＦ２のソースデータの全バイト列につい
て上述の符号化処理をしてＰＯ部のｑ２を求めていた。
【００１６】本発明は、更新前のＥＣＣブロックＦ１の
ソースデータと更新後のＥＣＣブロックＦ２のソースデ
ータとのＸＯＲ演算をとり、得られた結果について上述
のリード・ソロモン符号化処理をしてＰＯ部を求める
と、そのＰＯ部にはｑ１＋ｑ２に相当するデータが得ら
れる（図７の５０）という知見に基づくものである。ｑ
１＋ｑ２が得られたならば、ｑ１＋ｑ２とｑ１とのＸＯ
Ｒ演算をとることにより（図７の７０）ｑ２を求めるこ
とができる（図７の６０）。ＸＯＲ演算は、対応するデ
ータ単位（この例ではバイト）ごとに行われる。
ソースデータと更新後のＥＣＣブロックＦ２のソースデ
ータとのＸＯＲ演算をとり、得られた結果について上述
のリード・ソロモン符号化処理をしてＰＯ部を求める
と、そのＰＯ部にはｑ１＋ｑ２に相当するデータが得ら
れる（図７の５０）という知見に基づくものである。ｑ
１＋ｑ２が得られたならば、ｑ１＋ｑ２とｑ１とのＸＯ
Ｒ演算をとることにより（図７の７０）ｑ２を求めるこ
とができる（図７の６０）。ＸＯＲ演算は、対応するデ
ータ単位（この例ではバイト）ごとに行われる。
【００１７】図７の５０は、本発明の処理によって得ら
れる結果を表している。このＥＣＣブロックは、更新さ
れた１データセクタについてＸＯＲ演算ｆ１＋ｆ２を有
する。データｆ１＋ｆ２は、バイト単位では全てが０と
は限らない。一方、ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２の残りの
１５データセクタについては、対応するデータは変化し
ないので、全て０である。また、このＥＣＣブロックＦ
１＋Ｆ２のソースデータ部のバイト列について上述のリ
ード・ソロモン符号化処理を施すと、ＰＯ部にはｑ１＋
ｑ２に対応するデータが得られる。図７の５０と６０の
ＰＯ部どうしを結ぶ点線７０に示すように、ＥＣＣブロ
ックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部ｑ１＋ｑ２に対して既知の値ｑ
１のＸＯＲ演算を施すことにより、更新後のＥＣＣブロ
ックＦ２のＰＯ部ｑ２を確保できる。このようにＥＣＣ
ブロックＦ１＋Ｆ２のソースデータを符号化処理すると
得られるＰＯ部が、ＥＣＣブロックＦ１とＦ２のＰＯ部
のｑ１及びｑ２のＸＯＲ演算となることを、リード・ソ
ロモン符号の線形性と呼ぶことにする。
れる結果を表している。このＥＣＣブロックは、更新さ
れた１データセクタについてＸＯＲ演算ｆ１＋ｆ２を有
する。データｆ１＋ｆ２は、バイト単位では全てが０と
は限らない。一方、ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２の残りの
１５データセクタについては、対応するデータは変化し
ないので、全て０である。また、このＥＣＣブロックＦ
１＋Ｆ２のソースデータ部のバイト列について上述のリ
ード・ソロモン符号化処理を施すと、ＰＯ部にはｑ１＋
ｑ２に対応するデータが得られる。図７の５０と６０の
ＰＯ部どうしを結ぶ点線７０に示すように、ＥＣＣブロ
ックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部ｑ１＋ｑ２に対して既知の値ｑ
１のＸＯＲ演算を施すことにより、更新後のＥＣＣブロ
ックＦ２のＰＯ部ｑ２を確保できる。このようにＥＣＣ
ブロックＦ１＋Ｆ２のソースデータを符号化処理すると
得られるＰＯ部が、ＥＣＣブロックＦ１とＦ２のＰＯ部
のｑ１及びｑ２のＸＯＲ演算となることを、リード・ソ
ロモン符号の線形性と呼ぶことにする。
【００１８】本発明の処理の特徴は、早いタイミングで
更新後のＥＣＣブロックの書込みを開始できることであ
る。これは、主として、次の組合せの作用に基づく。１
つは、ｑ１＋ｑ２が求められた段階で書込みに入ること
ができ、すべてのｑ２が求められるまで書込みを遅延さ
せる必要はないことである。すなわち、ｑ１＋ｑ２が求
められたならば、（ｑ１＋ｑ２）ＸＯＲ（ｑ１）の演算
によりＰＯ部のバイト行ごとにｑ２を順次求め、１バイ
ト行のｑ２が求められるたびに上記のインターリーブに
より１データセクタの書込みを行うことができる。第２
には、更新されないデータセクタのＸＯＲ演算はすべて
ゼロであるから、これらのデータセクタについては実際
にＸＯＲ演算を行う必要はなく、符号化器２３において
ゼロを内部発生させることによりリード・ソロモン符号
化処理を効率的に行うことができることである。したが
って、ｑ１＋ｑ２を早く求めることができ、書込み開始
可能時間を早くすることができる。
更新後のＥＣＣブロックの書込みを開始できることであ
る。これは、主として、次の組合せの作用に基づく。１
つは、ｑ１＋ｑ２が求められた段階で書込みに入ること
ができ、すべてのｑ２が求められるまで書込みを遅延さ
せる必要はないことである。すなわち、ｑ１＋ｑ２が求
められたならば、（ｑ１＋ｑ２）ＸＯＲ（ｑ１）の演算
によりＰＯ部のバイト行ごとにｑ２を順次求め、１バイ
ト行のｑ２が求められるたびに上記のインターリーブに
より１データセクタの書込みを行うことができる。第２
には、更新されないデータセクタのＸＯＲ演算はすべて
ゼロであるから、これらのデータセクタについては実際
にＸＯＲ演算を行う必要はなく、符号化器２３において
ゼロを内部発生させることによりリード・ソロモン符号
化処理を効率的に行うことができることである。したが
って、ｑ１＋ｑ２を早く求めることができ、書込み開始
可能時間を早くすることができる。
【００１９】次に図６および図８を参照して、本発明の
処理を詳細に説明する。第１のバッファ２１はＤＲＡＭ
からなり、第２のバッファ２３は符号化器２３または復
号器２４との間でデータ転送を高速に行うためにＳＲＡ
Ｍからなる。図８に示されるように、本発明において第
２のバッファ２２は、ＳＲＡＭの２つのバンク２６と２
７とから構成される。符号化器２３は、１バイト列の１
９２バイトのデータを順次入力することにより１６バイ
トのＰＯ部を生成し出力する。この１バイト列の符号化
の際、符号化器２３への入力データの単位を、バイトま
たは複数バイトとすることができる。
処理を詳細に説明する。第１のバッファ２１はＤＲＡＭ
からなり、第２のバッファ２３は符号化器２３または復
号器２４との間でデータ転送を高速に行うためにＳＲＡ
Ｍからなる。図８に示されるように、本発明において第
２のバッファ２２は、ＳＲＡＭの２つのバンク２６と２
７とから構成される。符号化器２３は、１バイト列の１
９２バイトのデータを順次入力することにより１６バイ
トのＰＯ部を生成し出力する。この１バイト列の符号化
の際、符号化器２３への入力データの単位を、バイトま
たは複数バイトとすることができる。
【００２０】次に、この例では、バイト入力モードとワ
ード（２バイト）入力モードとの間で切り換えることが
できる符号化器２３を採用することを説明する。 図９
と図１０のそれぞれは、符号化器２３がバイト（８ビッ
ト）入力モードの場合とワード（１６ビット）入力モー
ドの場合の符号化回路を示している。バイト入力符号化
回路では、入力を８ビットを単位として１バイト列の１
９２Ｂを順次入力する。入力されたバイト列は、順次１
６個の乗算器の各々において図に示す各係数ｇ0〜ｇ15
と掛け合わされ、リード・ソロモン符号の生成多項式の
演算を実行する。そして、１９２Ｂ全ての入力が終了し
た時点で、１６個の８ビットレジスタにＰＯ部の１６Ｂ
が生成される。ワード入力符号化回路では、入力を１６
ビット(列方向の２バイト）を単位として１バイト列の
１９２Ｂを順次入力する。入力されたワード列は、順次
８個の乗算／和算器の各々において図に示す各種係数と
掛け合わされ、リード・ソロモン符号の生成多項式の演
算を実行する。そして、１９２Ｂ全ての入力が終了した
時点で、８個の１６ビットレジスタにＰＯ部の１６Ｂ
（８×２Ｂ）が生成される。なお、バイト入力符号化回
路とワード入力符号化回路は独立に設けてもよくまた
は、８ビットレジスタを８個の１６ビットレジスタに内
部的に再構成して、共通して使用してもよい。
ード（２バイト）入力モードとの間で切り換えることが
できる符号化器２３を採用することを説明する。 図９
と図１０のそれぞれは、符号化器２３がバイト（８ビッ
ト）入力モードの場合とワード（１６ビット）入力モー
ドの場合の符号化回路を示している。バイト入力符号化
回路では、入力を８ビットを単位として１バイト列の１
９２Ｂを順次入力する。入力されたバイト列は、順次１
６個の乗算器の各々において図に示す各係数ｇ0〜ｇ15
と掛け合わされ、リード・ソロモン符号の生成多項式の
演算を実行する。そして、１９２Ｂ全ての入力が終了し
た時点で、１６個の８ビットレジスタにＰＯ部の１６Ｂ
が生成される。ワード入力符号化回路では、入力を１６
ビット(列方向の２バイト）を単位として１バイト列の
１９２Ｂを順次入力する。入力されたワード列は、順次
８個の乗算／和算器の各々において図に示す各種係数と
掛け合わされ、リード・ソロモン符号の生成多項式の演
算を実行する。そして、１９２Ｂ全ての入力が終了した
時点で、８個の１６ビットレジスタにＰＯ部の１６Ｂ
（８×２Ｂ）が生成される。なお、バイト入力符号化回
路とワード入力符号化回路は独立に設けてもよくまた
は、８ビットレジスタを８個の１６ビットレジスタに内
部的に再構成して、共通して使用してもよい。
【００２１】ＥＣＣブロックの１のデータセクタを更新
する際は、先ず、ホストから更新用のデータセクタが第
１のバッファ２１に送られた、またディスクからこのデ
ータセクタを含む１６データセクタからなるＥＣＣブロ
ックを第１のバッファ２１に読み出す。
する際は、先ず、ホストから更新用のデータセクタが第
１のバッファ２１に送られた、またディスクからこのデ
ータセクタを含む１６データセクタからなるＥＣＣブロ
ックを第１のバッファ２１に読み出す。
【００２２】次に、本発明の符号化処理が、ＸＯＲ演算
ｆ１＋ｆ２を確保に関して、次のように行われる。 ［１］ＥＣＣブロックの書換えられる１データセクタの
新しいデータｆ２と元のデータｆ１については、ＸＯＲ
演算ｆ１＋ｆ２を、以下の手順により第２のバッファ２
２に確保する。 （ａ）第１のバッファ２１に格納されている書換えられ
る１のデータセクタの元のデータｆ１の１２バイト行を
バンク２７に送る。 （ｂ）第１のバッファ２１に格納されている新しいデー
タｆ２の１２バイト行を第２のバッファ２２に送り、同
時にバンク２７に格納されている元のデータｆ１の１２
バイト行を読む。 （ｃ）双方のデータのＸＯＲ演算をＭＰＵ（図示せず）
で行い、その結果ｆ１＋ｆ２をバンク２６に確保する。 ［２］バンク２６のデータを符号化する場合、符号化器
２３はバイト入力モードにセットされる。そして、バン
ク２６から１つのバイト行の１バイトを取出し、そのバ
イトを符号化器２３のバイト入力とする（図９）。 ［３］ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２の残りの１５データセ
クタについては、データの変更はないため、１８０バイ
ト行の全てについて０である。このデータセクタ部の１
８０バイト行に関しては、［１］（ａ）〜（ｃ）の処理
をする必要はない。この場合符号化器２３の入力モード
を、［２］のバイト入力からワード入力に切り替え、そ
の入力のワードデータを０と見なして符号化器２３内で
オールゼロのデータを発生し、符号化をワード単位（即
ち、列方向の２バイト）で行う（図１０の２バイト入力
Ｃu、Ｃd)。符号化をワード単位で処理できるのはオー
ルゼロデータを内部発生できるからである。ＳＲＡＭで
あるバンク２６はアドレス方式の制限のため、列方向の
複数バイトを同時的にアクセスすることはできず、した
がってバンク２６の更新されるデータセクタはバイト入
力モードで符号化される必要がある。 ［４］処理［２］と［３］を全バイト列に行うことによ
り、ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部は、更新前ＥＣ
ＣブロックＦ１のＰＯ部ｑ１と更新後ＥＣＣブロックＦ
２のＰＯ部ｑ２のＸＯＲ演算ｑ１＋ｑ２として与えられ
る。このＰＯ部ｑ１＋ｑ２の１２バイト行を、第１のバ
ッファ２１に確保する。 ［５］ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部のＸＯＲ演算
ｑ１＋ｑ２の１バイト行の１７２Ｂに対して、図７の点
線のように更新前ＥＣＣブロックＦ１のＰＯ部ｑ１のＸ
ＯＲ演算を行うと、リード・ソロモン符号の線形性によ
り、データｆ２で書換えられたＥＣＣブロックＦ２の真
のＰＯ部ｑ２の１行が得られる。図７の点線の処理を、
ＰＯ部の１６バイト行全てに順次に行うことにより、デ
ータｆ２で書換えられたＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部ｑ
２の全て（１６バイト行）が確保される。更新後ＥＣＣ
ブロックＦ２の真のＰＯ部ｑ２の１バイト行が得られた
段階で、そのＥＣＣブロックのソースデータの１２バイ
ト行とＰＯ部の１バイト行とを組合せて順次インターリ
ーブして、ディスク側に送ることができる。
ｆ１＋ｆ２を確保に関して、次のように行われる。 ［１］ＥＣＣブロックの書換えられる１データセクタの
新しいデータｆ２と元のデータｆ１については、ＸＯＲ
演算ｆ１＋ｆ２を、以下の手順により第２のバッファ２
２に確保する。 （ａ）第１のバッファ２１に格納されている書換えられ
る１のデータセクタの元のデータｆ１の１２バイト行を
バンク２７に送る。 （ｂ）第１のバッファ２１に格納されている新しいデー
タｆ２の１２バイト行を第２のバッファ２２に送り、同
時にバンク２７に格納されている元のデータｆ１の１２
バイト行を読む。 （ｃ）双方のデータのＸＯＲ演算をＭＰＵ（図示せず）
で行い、その結果ｆ１＋ｆ２をバンク２６に確保する。 ［２］バンク２６のデータを符号化する場合、符号化器
２３はバイト入力モードにセットされる。そして、バン
ク２６から１つのバイト行の１バイトを取出し、そのバ
イトを符号化器２３のバイト入力とする（図９）。 ［３］ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２の残りの１５データセ
クタについては、データの変更はないため、１８０バイ
ト行の全てについて０である。このデータセクタ部の１
８０バイト行に関しては、［１］（ａ）〜（ｃ）の処理
をする必要はない。この場合符号化器２３の入力モード
を、［２］のバイト入力からワード入力に切り替え、そ
の入力のワードデータを０と見なして符号化器２３内で
オールゼロのデータを発生し、符号化をワード単位（即
ち、列方向の２バイト）で行う（図１０の２バイト入力
Ｃu、Ｃd)。符号化をワード単位で処理できるのはオー
ルゼロデータを内部発生できるからである。ＳＲＡＭで
あるバンク２６はアドレス方式の制限のため、列方向の
複数バイトを同時的にアクセスすることはできず、した
がってバンク２６の更新されるデータセクタはバイト入
力モードで符号化される必要がある。 ［４］処理［２］と［３］を全バイト列に行うことによ
り、ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部は、更新前ＥＣ
ＣブロックＦ１のＰＯ部ｑ１と更新後ＥＣＣブロックＦ
２のＰＯ部ｑ２のＸＯＲ演算ｑ１＋ｑ２として与えられ
る。このＰＯ部ｑ１＋ｑ２の１２バイト行を、第１のバ
ッファ２１に確保する。 ［５］ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部のＸＯＲ演算
ｑ１＋ｑ２の１バイト行の１７２Ｂに対して、図７の点
線のように更新前ＥＣＣブロックＦ１のＰＯ部ｑ１のＸ
ＯＲ演算を行うと、リード・ソロモン符号の線形性によ
り、データｆ２で書換えられたＥＣＣブロックＦ２の真
のＰＯ部ｑ２の１行が得られる。図７の点線の処理を、
ＰＯ部の１６バイト行全てに順次に行うことにより、デ
ータｆ２で書換えられたＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部ｑ
２の全て（１６バイト行）が確保される。更新後ＥＣＣ
ブロックＦ２の真のＰＯ部ｑ２の１バイト行が得られた
段階で、そのＥＣＣブロックのソースデータの１２バイ
ト行とＰＯ部の１バイト行とを組合せて順次インターリ
ーブして、ディスク側に送ることができる。
【００２３】本発明の符号化方法では、処理［３］では
符号化器２３への入力を０とみなせる部分では、外から
のデータ転送スピードに依存しない。符号化器２３への
入力を０とみなした部分は、実際には符号化器２３への
入力を行わず、ワード単位で符号化を行う。この符号化
方法では、符号化器２３をバイト入力からワード入力に
変更することによって、実質的に符号化器２３の計算速
度を上げることができる。従って、ＥＣＣブロックの１
６データセクタのバイト列方向の１９２バイト全てに対
してバイト毎に符号化する従来のものに比べて、ＰＯ部
の１バイト行の確保を早くできる有利な効果を有する。
図３に示すＥＣＣブロックのソースデータの１２バイト
行とＰＯ部の１バイト行とを組合せてインターリーブを
早期に行い、ディスク側の書込み性能が向上する。な
お、この例では、入力を０とみなせる部分をワード（２
バイト）単位で処理するものとして説明したが、ワード
より大きい単位で処理することにより、一層ＥＣＣブロ
ックの符号化の計算速度を高めることができる。また、
符号化器２３は、複数のバイト列を並列して符号化でき
るように、同じものを複数個設けることもできる。
符号化器２３への入力を０とみなせる部分では、外から
のデータ転送スピードに依存しない。符号化器２３への
入力を０とみなした部分は、実際には符号化器２３への
入力を行わず、ワード単位で符号化を行う。この符号化
方法では、符号化器２３をバイト入力からワード入力に
変更することによって、実質的に符号化器２３の計算速
度を上げることができる。従って、ＥＣＣブロックの１
６データセクタのバイト列方向の１９２バイト全てに対
してバイト毎に符号化する従来のものに比べて、ＰＯ部
の１バイト行の確保を早くできる有利な効果を有する。
図３に示すＥＣＣブロックのソースデータの１２バイト
行とＰＯ部の１バイト行とを組合せてインターリーブを
早期に行い、ディスク側の書込み性能が向上する。な
お、この例では、入力を０とみなせる部分をワード（２
バイト）単位で処理するものとして説明したが、ワード
より大きい単位で処理することにより、一層ＥＣＣブロ
ックの符号化の計算速度を高めることができる。また、
符号化器２３は、複数のバイト列を並列して符号化でき
るように、同じものを複数個設けることもできる。
【００２４】
【実施例】実際にかかる処理時間は、ＤＶＤ−ＲＡＭの
オプティカル・ディスク・コントローラのデータフロー
・アーキテクチャで使用される値にもとづいて、上記の
処理[1]〜［５］について表１のように計算される（表
１）。 ［Ｃ／Ｂ］ 又は [行］［列］ ［１/Ｂ］ ［回] −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− ［１］１２ ×１７２×１／３２”×２ ×１．３４［μＳ／Ｃ］＝１７３ ［２］１２ ×１７２×１ ×５０[ｎＳ］ ＝１０３ ［３］１８０×１７２×１ ×１／２×５０[ｎＳ] ＝３８７ ［４］ １７２×１ ×１．５[μＳ] ＝２５８ ［５］１６ ×１７２×１／２” ×２ ×０．８４［μＳ／Ｃ］＝２３１２ −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− 合計３２３１［μＳ］ 「Ｃ」は、サイクルを意味し、”の所の数値の単位は［Ｃ／Ｂ］ 表１ ［１］では、ＥＣＣブロックの更新される１データセク
タの元データｆ１を、第１のバッファー２１（ＤＲＡ
Ｍ）から第２のバッファー２２（ＳＲＡＭ）のバンク２
７へ転送する時間は、ＤＲＡＭバスサイクルを１．３４
μＳとして、そのサイクル中で符号化のために３２Ｂ転
送（１Ｂ当たり１／３２サイクルを占める）すると、１
２×１７２×１／３２［サイクル／Ｂ］×１．３４＝８
６．４μＳとなる。ホストから第１のバッファ２１に送
られた新データｆ２を読み出し、第２のバッファー２２
のバンク２７から読み出したデータｆ１とＸＯＲ演算を
行いながら、第２のバッファー２２のバンク２６へ転送
する時間も同様に、ＤＲＡＭバスサイクルを１．３４μ
Ｓとし、そのサイクル中で符号化のために３２Ｂ転送
（１Ｂ当たり１／３２サイクルを占める）すると、１２
×１７２×１／３２［サイクル／Ｂ］×１．３４＝８
６．４μＳとなる。表１の［１］は、両者の合計時間を
示している。［２］は、第２のバッファー２２（ＳＲＡ
Ｍ）へのアクセスタイムを５０ｎＳとした場合、第２の
バッファー（バンク２６）の１２バイト行分のデータを
１アクセスで１Ｂを読み出して、バイト入力符号化器２
３に転送する時間を示している。［３］は、符号化器２
３の動作クロックを５０ｎＳとした場合、更新されなか
ったデータ１８０Ｂをゼロと見なし、そのオール０に対
して符号化器２３をバイト入力からワード入力（２バイ
ト入力）に切り替え、内部的に符号化する時間を示して
いる。［２］と［３］の処理により、１のデータセクタ
ｆ１＋ｆ２を含むＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２に対しての
ＰＯ部の計算が終了し、ｑ１＋ｑ２が確保される。ＰＯ
部ｑ１＋ｑ２に対して、第１のバッファー２１にある元
ＰＯ部ｑ１とのＸＯＲ演算を行い、第１のバッファー２
１に書き戻すことができるので、［３］の処理までで実
質的に１７２バイト列のＰＯ部ｑ２の準備が完了したも
のと見なすことができる。［４］は、ＭＰＵが符号化器
２３の出力からＰＯ部ｑ１＋ｑ２の１バイト列の１６Ｂ
をワーキングエリアに読み出す時間を１．５μＳとした
場合、全１７２バイト列のＰＯ部を読み出す時間を示し
ている。［５］は、ＭＰＵが元のＥＣＣブロックＦ１の
ＰＯ部ｑ１を第１のバッファー２１（ＤＲＡＭ）からワ
ーキングエリアに読み出し、データｆ１＋ｆ２を含むＥ
ＣＣブロックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部ｑ１＋ｑ２とＸＯＲ演
算を行い、真のＰＯ部ｑ２（図７の点線７０の処理）を
第１のバッファ２１に書き戻す時間の合計を示してい
る。この計算において、ＤＲＡＭバスサイクルを０．８
４μＳ（処理［１］のＤＲＡＭバスサイクル１．３４μ
Ｓに比べて小さいのは、ＭＰＵは処理［５］ではＥＣＣ
ブロックのソースデータを第２のバッファ２２（ＳＲＡ
Ｍ）に転送が不要なためその分、バスサイクルを早くで
きるからである）として、ＭＰＵはそのサイクル中で２
Ｂ単位で（１Ｂ当たり１／２サイクルを占める）読み出
しまたは書込みできるとしている。真のＰＯ部ｑ２は、
バイト行ごとに生成され、最終的に１６バイト行全てが
確保される。この１バイト行１７２ＢのＰＯ部を第１の
バッファ２１のＤＲＡＭ格納し、ソースデータ部の１２
バイト行とを組合せて図３のようにインターリーブす
る。
オプティカル・ディスク・コントローラのデータフロー
・アーキテクチャで使用される値にもとづいて、上記の
処理[1]〜［５］について表１のように計算される（表
１）。 ［Ｃ／Ｂ］ 又は [行］［列］ ［１/Ｂ］ ［回] −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− ［１］１２ ×１７２×１／３２”×２ ×１．３４［μＳ／Ｃ］＝１７３ ［２］１２ ×１７２×１ ×５０[ｎＳ］ ＝１０３ ［３］１８０×１７２×１ ×１／２×５０[ｎＳ] ＝３８７ ［４］ １７２×１ ×１．５[μＳ] ＝２５８ ［５］１６ ×１７２×１／２” ×２ ×０．８４［μＳ／Ｃ］＝２３１２ −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− 合計３２３１［μＳ］ 「Ｃ」は、サイクルを意味し、”の所の数値の単位は［Ｃ／Ｂ］ 表１ ［１］では、ＥＣＣブロックの更新される１データセク
タの元データｆ１を、第１のバッファー２１（ＤＲＡ
Ｍ）から第２のバッファー２２（ＳＲＡＭ）のバンク２
７へ転送する時間は、ＤＲＡＭバスサイクルを１．３４
μＳとして、そのサイクル中で符号化のために３２Ｂ転
送（１Ｂ当たり１／３２サイクルを占める）すると、１
２×１７２×１／３２［サイクル／Ｂ］×１．３４＝８
６．４μＳとなる。ホストから第１のバッファ２１に送
られた新データｆ２を読み出し、第２のバッファー２２
のバンク２７から読み出したデータｆ１とＸＯＲ演算を
行いながら、第２のバッファー２２のバンク２６へ転送
する時間も同様に、ＤＲＡＭバスサイクルを１．３４μ
Ｓとし、そのサイクル中で符号化のために３２Ｂ転送
（１Ｂ当たり１／３２サイクルを占める）すると、１２
×１７２×１／３２［サイクル／Ｂ］×１．３４＝８
６．４μＳとなる。表１の［１］は、両者の合計時間を
示している。［２］は、第２のバッファー２２（ＳＲＡ
Ｍ）へのアクセスタイムを５０ｎＳとした場合、第２の
バッファー（バンク２６）の１２バイト行分のデータを
１アクセスで１Ｂを読み出して、バイト入力符号化器２
３に転送する時間を示している。［３］は、符号化器２
３の動作クロックを５０ｎＳとした場合、更新されなか
ったデータ１８０Ｂをゼロと見なし、そのオール０に対
して符号化器２３をバイト入力からワード入力（２バイ
ト入力）に切り替え、内部的に符号化する時間を示して
いる。［２］と［３］の処理により、１のデータセクタ
ｆ１＋ｆ２を含むＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２に対しての
ＰＯ部の計算が終了し、ｑ１＋ｑ２が確保される。ＰＯ
部ｑ１＋ｑ２に対して、第１のバッファー２１にある元
ＰＯ部ｑ１とのＸＯＲ演算を行い、第１のバッファー２
１に書き戻すことができるので、［３］の処理までで実
質的に１７２バイト列のＰＯ部ｑ２の準備が完了したも
のと見なすことができる。［４］は、ＭＰＵが符号化器
２３の出力からＰＯ部ｑ１＋ｑ２の１バイト列の１６Ｂ
をワーキングエリアに読み出す時間を１．５μＳとした
場合、全１７２バイト列のＰＯ部を読み出す時間を示し
ている。［５］は、ＭＰＵが元のＥＣＣブロックＦ１の
ＰＯ部ｑ１を第１のバッファー２１（ＤＲＡＭ）からワ
ーキングエリアに読み出し、データｆ１＋ｆ２を含むＥ
ＣＣブロックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部ｑ１＋ｑ２とＸＯＲ演
算を行い、真のＰＯ部ｑ２（図７の点線７０の処理）を
第１のバッファ２１に書き戻す時間の合計を示してい
る。この計算において、ＤＲＡＭバスサイクルを０．８
４μＳ（処理［１］のＤＲＡＭバスサイクル１．３４μ
Ｓに比べて小さいのは、ＭＰＵは処理［５］ではＥＣＣ
ブロックのソースデータを第２のバッファ２２（ＳＲＡ
Ｍ）に転送が不要なためその分、バスサイクルを早くで
きるからである）として、ＭＰＵはそのサイクル中で２
Ｂ単位で（１Ｂ当たり１／２サイクルを占める）読み出
しまたは書込みできるとしている。真のＰＯ部ｑ２は、
バイト行ごとに生成され、最終的に１６バイト行全てが
確保される。この１バイト行１７２ＢのＰＯ部を第１の
バッファ２１のＤＲＡＭ格納し、ソースデータ部の１２
バイト行とを組合せて図３のようにインターリーブす
る。
【００２５】図４に示すように、１ＥＣＣブロックを読
み取ってから、更新されたＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部
の計算終了時までに要する時間は、ＤＲＡＭバスサイク
ルなどの条件を上記計算と同じにした場合に、従来の符
号化方法においては約４５０１μＳであった。これに対
して、本発明の符号化方法の実施例の処理［１］〜
［５］の時間合計は３２３１μＳであり、従来の方法と
比べて一見大きな差が無い様にみえる。しかしながら、
本発明の符号化方法では、書き込みをスタートできるタ
イミングが速いことから本発明の方が有利である。なぜ
なら本発明では［４］の処理が終わった時点で既に全て
のＥＣＣのＰＯ部ｑ１＋ｑ２の計算が終了していて転送
をスタートすることができるからである。［４］の処理
において与えられたＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部
ｑ１＋ｑ２の１バイト行に対して、［５］の処理を介し
て更新前ＥＣＣブロックＦ１のＰＯ部ｑ１のバイト行の
ＸＯＲ演算を行うと、更新後ＥＣＣブロックＦ２のＰＯ
部ｑ２の１バイト行を得る。このＰＯ部ｑ２の１バイト
行が得られた時点で、それとソースデータの１２バイト
行とをインターリーブして（図３を参照）ディスク側に
送ることが可能となる。具体的に、本発明の方法のＥＣ
Ｃブロックの書き込み開始可能時間は、ＥＣＣブロック
の読取り後（ＰＯ部の処理を開始してから）約９１９μ
Ｓ（［１］〜［４］の処理時間の合計）である。従来の
方法では、ＰＯ部の１６バイト行全てがそろう４５０１
μＳを経ないと、更新後のＥＣＣブロックの書込みを開
始できないのと比べて本発明の方法は書込み性能が向上
している。
み取ってから、更新されたＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部
の計算終了時までに要する時間は、ＤＲＡＭバスサイク
ルなどの条件を上記計算と同じにした場合に、従来の符
号化方法においては約４５０１μＳであった。これに対
して、本発明の符号化方法の実施例の処理［１］〜
［５］の時間合計は３２３１μＳであり、従来の方法と
比べて一見大きな差が無い様にみえる。しかしながら、
本発明の符号化方法では、書き込みをスタートできるタ
イミングが速いことから本発明の方が有利である。なぜ
なら本発明では［４］の処理が終わった時点で既に全て
のＥＣＣのＰＯ部ｑ１＋ｑ２の計算が終了していて転送
をスタートすることができるからである。［４］の処理
において与えられたＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部
ｑ１＋ｑ２の１バイト行に対して、［５］の処理を介し
て更新前ＥＣＣブロックＦ１のＰＯ部ｑ１のバイト行の
ＸＯＲ演算を行うと、更新後ＥＣＣブロックＦ２のＰＯ
部ｑ２の１バイト行を得る。このＰＯ部ｑ２の１バイト
行が得られた時点で、それとソースデータの１２バイト
行とをインターリーブして（図３を参照）ディスク側に
送ることが可能となる。具体的に、本発明の方法のＥＣ
Ｃブロックの書き込み開始可能時間は、ＥＣＣブロック
の読取り後（ＰＯ部の処理を開始してから）約９１９μ
Ｓ（［１］〜［４］の処理時間の合計）である。従来の
方法では、ＰＯ部の１６バイト行全てがそろう４５０１
μＳを経ないと、更新後のＥＣＣブロックの書込みを開
始できないのと比べて本発明の方法は書込み性能が向上
している。
【００２６】ＣＬＶ（Ｃｏｎｓｔａｎｔ Ｌｉｎｅａｒ
Ｖｅｌｏｃｉｔｙ）方式の２倍速の場合のＤＶＤ技術
では、ディスク半径が小さくなる程回転速度だ増加する
（１周するのに２９．６ｍｓ（外周）〜１２．５ｍｓ
（内周）の時間がかかる）。そのため、ディスクの内側
に行くほど、更新時間に使用できる時間が短くなる。ト
ラックの半径が臨界半径、すなわち、ディスクが一回転
しＥＣＣブロックの先頭に再び戻るまでの時間内に所要
の更新処理を完了して書込み可能状態に入ることができ
るような最小半径より小さくなると、ディスクが１回転
する間に更新処理を完了できず、ディスクがさらに１回
転するのを待たなければならなくなる。図４の外側のト
ラックは、従来の方法における臨界半径を示している。
本発明の場合、ＰＯ部の準備に要する９１９μＳの後に
早いタイミングで書込みを開始できるので、図４の内側
のトラックで示されるように、臨界半径を減少させるこ
とができる。従来の方法を用いて内側のトラックのＥＣ
Ｃブロックを書換える場合、書込み可能になるのは、Ｅ
ＣＣブロックに入ってからであり、もう１回転するのを
待たなければならない。
Ｖｅｌｏｃｉｔｙ）方式の２倍速の場合のＤＶＤ技術
では、ディスク半径が小さくなる程回転速度だ増加する
（１周するのに２９．６ｍｓ（外周）〜１２．５ｍｓ
（内周）の時間がかかる）。そのため、ディスクの内側
に行くほど、更新時間に使用できる時間が短くなる。ト
ラックの半径が臨界半径、すなわち、ディスクが一回転
しＥＣＣブロックの先頭に再び戻るまでの時間内に所要
の更新処理を完了して書込み可能状態に入ることができ
るような最小半径より小さくなると、ディスクが１回転
する間に更新処理を完了できず、ディスクがさらに１回
転するのを待たなければならなくなる。図４の外側のト
ラックは、従来の方法における臨界半径を示している。
本発明の場合、ＰＯ部の準備に要する９１９μＳの後に
早いタイミングで書込みを開始できるので、図４の内側
のトラックで示されるように、臨界半径を減少させるこ
とができる。従来の方法を用いて内側のトラックのＥＣ
Ｃブロックを書換える場合、書込み可能になるのは、Ｅ
ＣＣブロックに入ってからであり、もう１回転するのを
待たなければならない。
【００２７】本発明の場合に、データセクタの更新によ
るＥＣＣブロックの書込みによる周回遅れの生ずる半径
は、以下の計算によりＣＬＶ方式において相対的に１６
％減らすことができる。本発明では、従来のＰＯ部の処
理時間４５０１μｓから、本発明の書込みの開始時間
（［１］〜［４］）９１９μｓを差し引くことにより、
これまでに比べて約３．５８ｍｓ速く書き込みを実行で
きることになる。インターリーブすることができる時間
が早くなったことにより、一周遅れなしに書き込みがで
きる半径領域は、全半径に対して ３．５８ｍｓ／（２９．６ｍｓ−１２．５ｍｓ)＝約２
１％ 増大することになる。実施例はリード・ソロモン符号を
用いたＥＣＣブロックに関して説明されたが、本発明は
同様の線形性を有する他の線形符号、例えば、ハミング
符号、ＢＨＣ符号、ファイア符号を用いたＥＣＣブロッ
クにも適用可能である。
るＥＣＣブロックの書込みによる周回遅れの生ずる半径
は、以下の計算によりＣＬＶ方式において相対的に１６
％減らすことができる。本発明では、従来のＰＯ部の処
理時間４５０１μｓから、本発明の書込みの開始時間
（［１］〜［４］）９１９μｓを差し引くことにより、
これまでに比べて約３．５８ｍｓ速く書き込みを実行で
きることになる。インターリーブすることができる時間
が早くなったことにより、一周遅れなしに書き込みがで
きる半径領域は、全半径に対して ３．５８ｍｓ／（２９．６ｍｓ−１２．５ｍｓ)＝約２
１％ 増大することになる。実施例はリード・ソロモン符号を
用いたＥＣＣブロックに関して説明されたが、本発明は
同様の線形性を有する他の線形符号、例えば、ハミング
符号、ＢＨＣ符号、ファイア符号を用いたＥＣＣブロッ
クにも適用可能である。
【００２８】
【発明の効果】本発明は、ＥＣＣブロックを有する記憶
装置などにおいて、リード・ソロモン符号のような線形
符号の線形性を用いてＥＣＣに関わる処理が完了する前
にディスクに書き出せる新しい符号化の処理方法を実現
し書き込み時の性能の向上を図ることができる。
装置などにおいて、リード・ソロモン符号のような線形
符号の線形性を用いてＥＣＣに関わる処理が完了する前
にディスクに書き出せる新しい符号化の処理方法を実現
し書き込み時の性能の向上を図ることができる。
【図１】ＤＶＤで使用するＥＣＣブロックの構造を示す
図である。
図である。
【図２】ＤＶＤで使用するデータセクタの構造を示す図
である。
である。
【図３】ＥＣＣブロックをインターリーブして与えられ
た物理セクタの構造を示す図である。
た物理セクタの構造を示す図である。
【図４】ＣＬＶ方式のディスク上のＥＣＣブロックの書
込み開始可能時間と、従来の方法に比べて本発明の方法
が、ディスクの１回転でＥＣＣブロックを書込み開始可
能となる半径が減少すること、を示す図である。
込み開始可能時間と、従来の方法に比べて本発明の方法
が、ディスクの１回転でＥＣＣブロックを書込み開始可
能となる半径が減少すること、を示す図である。
【図５】ＥＣＣブロックの書換える流れを、図６の構成
要素の１つの符号・復号化ブロック２０で示した図であ
る。
要素の１つの符号・復号化ブロック２０で示した図であ
る。
【図６】本発明の符号化方法に適用した書換え可能なＤ
ＶＤ記録再生システムの構成を示す図である。
ＶＤ記録再生システムの構成を示す図である。
【図７】リード・ソロモン符号の線形性を用いた本発明
の符号化方法の処理手順を示す図である。
の符号化方法の処理手順を示す図である。
【図８】第２のバッファを構成する２つのバンクを利用
して、更新されるデータセクタの元データと新データと
のＸＯＲ演算結果を確保する処理手順を示し図である。
して、更新されるデータセクタの元データと新データと
のＸＯＲ演算結果を確保する処理手順を示し図である。
【図９】符号化回路２３がバイト入力モードの場合のバ
イト入力符号化回路を示す。
イト入力符号化回路を示す。
【図１０】符号化回路２３がワード入力モードの場合の
バイト入力符号化回路を示す。
バイト入力符号化回路を示す。
１０ デジタルビデオ・ディスク １２ ドライブ回路 １４ モータ １６ ピックアップ １７ ＤＶＤ制御ブロック １８ 信号読取回路 １９ サーボ回路 ２０ 符号化・復号ブロック ２１ 第１のバッファ ２２ 第２のバッファ ２３ 符号化器 ２４ 復号器 ２５ デジタル・アナログ・コンバータ（ＤＡ
Ｃ） ２６ バンク１ ２７ バンク２ ２９ ＡＴＡＰＩインタフェース
Ｃ） ２６ バンク１ ２７ バンク２ ２９ ＡＴＡＰＩインタフェース
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 ＦＩ Ｈ０３Ｍ 13/00 Ｈ０３Ｍ 13/00 (72)発明者 田村 哲也 神奈川県大和市下鶴間1623番地14 日本ア イ・ビー・エム株式会社 大和事業所内 (72)発明者 佐々木 昭 滋賀県野洲郡野洲町大字市三宅800番地 日本アイ・ビー・エム株式会社 野洲事業 所内 (72)発明者 板垣 浩 神奈川県大和市下鶴間1623番地14 日本ア イ・ビー・エム株式会社 大和事業所内
Claims (14)
- 【請求項１】リード・ソロモン符号のような線形符号に
よって生成されたＥＣＣ符号ＰＯ部ｑ１を有するＥＣＣ
ブロックＦ１を構成する複数のデータセクタのうち一部
のデータセクタのデータｆ１をデータｆ２で更新して更
新後のＥＣＣブロックＦ２のＥＣＣ符号ＰＯ部ｑ２を求
める方法であって、 更新前のＥＣＣブロックＦ１と更新後のＥＣＣブロック
Ｆ２のソースデータ部のＸＯＲ演算を表すＥＣＣブロッ
クＦ１＋Ｆ２（以下「＋」は、ＸＯＲ演算を意味す
る。）を想定するステップであって、更新される上記一
部のデータセクタのデータは、データｆ１とデータｆ２
とのＸＯＲ演算ｆ１＋ｆ２により与えられ、更新されな
いデータセクタのデータは０とする、ＥＣＣブロックＦ
１＋Ｆ２を想定するステップと、 上記ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２について符号化すること
により、ｑ１＋ｑ２と等価なＰＯ部を得るステップと、 上記ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部ｑ１＋ｑ２と上
記ＥＣＣブロックＦ１のＰＯ部ｑ１とのＸＯＲ演算を行
うことにより、上記ＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部ｑ２を
得るステップと、 とからなる更新後のＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部を得る
方法。 - 【請求項２】リード・ソロモン符号のような線形符号に
よって生成されたＥＣＣ符号ＰＯ部ｑ１を有するＥＣＣ
ブロックＦ１を構成する複数のデータセクタのうち一部
のデータセクタのデータｆ１をデータｆ２で更新する際
に、更新後のＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部ｑ２を効率的
に符号化する方法において、 上記更新前のＥＣＣブロックＦ１と上記更新後のＦ２の
ソースデータ部のＸＯＲを表すＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ
２を想定するステップであって、更新される上記一部の
データセクタのデータは、データｆ１とデータｆ２との
ＸＯＲ演算ｆ１＋ｆ２により与えられ、更新されないデ
ータセクタのデータは０とする、ＥＣＣブロックＦ１＋
Ｆ２を想定するステップと、 更新された上記一部のデータセクタのデータのｆ１＋ｆ
２に対してはバイトごとに符号化器で符号化するステッ
プと、更新されない上記データセクタのデータ０に対し
ては、複数バイトごとに符号化器で符号化するステップ
とを含む、上記ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部ｑ１
＋ｑ２を得るステップと、 上記ＥＣＣブロックＦ１＋Ｆ２のＰＯ部ｑ１＋ｑ２に対
して、更新前のＥＣＣブロックＦ１のＰＯ部ｑ１のＸＯ
Ｒ演算により、更新後のＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部ｑ
２を得るステップと、 を備える更新後のＥＣＣブロックのＰＯ部の符号化方
法。 - 【請求項３】上記ＥＣＣブロックは１６のデータセクタ
で構成され、１または２のデータセクタを書換えること
を特徴とする請求項２の方法。 - 【請求項４】上記複数バイトは、ワード又はダブルワー
ドであり、更新されないデータセクタに対しては符号化
器でデータ０を内部発生して符号化することを特徴とす
る請求項２の方法。 - 【請求項５】上記データセクタは１２バイト行×１７２
バイト列からなり、上記ＥＣＣブロックのソースデータ
は１９２バイト行×１７２バイト列であり、各バイト列
に対して１６ＢのＰＯ部を有する請求項３の方法。 - 【請求項６】上記更新後のＥＣＣブロックＦ２のＰＯ部
ｑ２を得るステップは、ＰＯ部ｑ１＋ｑ２に対して、バ
イト行ごとにＰＯ部ｑ１のＸＯＲ演算を行うことにより
ＰＯ部ｑ２のバイト行を確保し、 更に上記ＰＯ部ｑ２の１バイト行が得られるたびに、該
ＰＯ部ｑ２の１バイト行と上記ＥＣＣブロックＦ２のソ
ースデータ部の所定数のバイト行とをインターリーブす
るステップを含む請求項２の方法。 - 【請求項７】上記ＰＯ部ｑ１＋ｑ２を得るステップで
は、上記符号化器の入力をバイトごと又は複数バイトご
とになるように切り換えることを特徴とする請求項２又
は請求項６の方法。 - 【請求項８】上記ＰＯ部ｑ１＋ｑ２を得るステップで
は、２つの符号化器を用い、上記ＥＣＣブロックＦ１＋
Ｆ２の２バイト列の符号化を並列して行うことを特徴と
する請求項７の方法。 - 【請求項９】第１のバッファ、第２のバッファ、及びリ
ード・ソロモン符号を生成する符号化器を有するシステ
ムにおいて、ディスク側からリード・ソロモン符号によ
って生成されたＥＣＣ符号ＰＯ部を有するＥＣＣブロッ
クが上記第１のバッファ上に読み込まれ、上記ＥＣＣブ
ロックを構成する複数のデータセクタのうち一部のデー
タセクタに対して書換えを行う際に、効率的にＥＣＣブ
ロックのＰＯ部を符号化する方法であって、（ａ）新デ
ータを第１のバッファに転送するステップと、（ｂ）上
記第１バッファから上記一部のデータセクタの元データ
と上記新データを読み出して両データのＸＯＲの演算結
果を第２のバッファに確保し、更新されないデータセク
タについてＸＯＲ演算結果を０とみなし、書換え前後の
ＥＣＣブロックのソースデータ部のＸＯＲ演算結果を準
備するステップと、（ｃ）書換え前後の上記ＥＣＣブロ
ックのソースデータ部のＸＯＲ演算結果をバイト列方向
ごとに上記符号器に送り、上記ソースデータ部の演算結
果に対するＰＯ部を確保するステップと、（ｄ）上記ス
テップ（ｃ）で確保されたＰＯ部の演算結果に対して、
更新前の上記ＥＣＣブロックのＰＯ部のＸＯＲ演算を行
い、更新後の上記ＥＣＣブロックのＰＯ部を生成するス
テップとを備え、 上記ステップ（ｃ）は、書換え前後のＥＣＣブロックの
ソースデータ部のＸＯＲ演算結果のうち更新される上記
データセクタに関しては上記第２のバッファから上記Ｘ
ＯＲ演算結果を列方向にバイトごとに符号化器に送り、
書換え前後のＥＣＣブロックのソースデータ部のＸＯＲ
演算結果のうち更新されない上記データセクタに関して
は０とみなし、複数バイト単位で符号化を行うことを特
徴とする、 ＥＣＣブロックのリード・ソロモン符号を符号化する方
法。 - 【請求項１０】上記ステップ（ｄ）でＰＯ部の１バイト
行が生成されるごとに、更新後の上記ＥＣＣブロックの
ソースデータ部の選択された部分と上記ＰＯ部の１バイ
ト行とをインターリーブしてディスク側への書込みを順
次行う書込みステップを含むことを特徴とする請求項９
の方法。 - 【請求項１１】第１のバッファ、第２のバッファ、及び
リード・ソロモン符号を生成する符号化器を有するシス
テムにおいて、ディスク側からリード・ソロモン符号に
よって生成されたＥＣＣ符号ＰＯ部を有するＥＣＣブロ
ックが上記第１のバッファ上に読み込まれ、上記ＥＣＣ
ブロックを構成する複数のデータセクタのうち一部のデ
ータセクタに対して書換えを行う際に、効率的にＥＣＣ
ブロックのＰＯ部を符号化するシステムであって、
（ａ）新データを第１のバッファに転送する手段と、
（ｂ）上記第１バッファから上記一部のデータセクタの
元データと上記新データを読み出して両データのＸＯＲ
の演算結果を第２のバッファに確保し、更新されないデ
ータセクタについてＸＯＲ演算結果を０とみなし、書換
え前後のＥＣＣブロックのソースデータ部のＸＯＲ演算
結果を準備する手段と、（ｃ）書換え前後の上記ＥＣＣ
ブロックのソースデータ部のＸＯＲ演算結果をバイト列
方向ごとに上記符号器に送り、上記ソースデータ部の演
算結果に対するＰＯ部を確保する手段と、（ｄ）上記手
段（ｃ）で確保されたＰＯ部の演算結果に対して、更新
前の上記ＥＣＣブロックのＰＯ部のＸＯＲ演算を行い、
更新後の上記ＥＣＣブロックのＰＯ部を生成する手段と
を備え、 上記手段（ｃ）は、書換え前後のＥＣＣブロックのソー
スデータ部のＸＯＲ演算結果のうち更新される上記デー
タセクタに関しては上記第２のバッファから上記ＸＯＲ
演算結果を列方向にバイトごとに符号化器に送り、書換
え前後のＥＣＣブロックのソースデータ部のＸＯＲ演算
結果うち更新されない上記データセクタに関しては０と
みなし、複数バイト単位で符号化を行うことを特徴とす
る、 ＥＣＣブロックのリード・ソロモン符号を符号化するシ
ステム。 - 【請求項１２】上記手段（ｄ）でＰＯ部の１バイト行が
生成されるごとに、更新後の上記ＥＣＣブロックのソー
スデータ部の選択された部分と上記ＰＯ部の１バイト行
とをインターリーブしてディスク側への書込みを順次行
う書込み手段を含むことを特徴とする請求項１１のシス
テム。 - 【請求項１３】ＤＶＤに記録されたデータを書換え可能
なＤＶＤ再生システムであって、 上記ＤＶＤを回転させるモータと、 上記ＤＶＤに記録されたデータを光で読み取り、またデ
ータを光で書き込む、光学式ピックアップと、 上記モータ及びピックアップを動作させる、ドライブ手
段と、 上記読取りデータを有するＥＣＣブロックの誤りを復号
により訂正しする復号器と、更新された上記ＥＣＣブロ
ックのリード・ソロモン符号を生成する符号化器とを含
む、符号化・復号手段と上記読取りデータを上記符号化
・復号手段へ送信し、上記符号化・復号手段から書き込
みデータを受信し、上記読取り又は書込み動作に基づき
上記ドライブ手段へサーボ動作指令を発する、ＤＶＤ制
御手段とを具備しており、 上記符号化・復号手段は、更に、更新されるＥＣＣブロ
ックのＰＯ部を生成するために使用する第１のバッファ
と第２のバッファとを具備し、（ａ）新データを上記第
１のバッファに転送する手段と、（ｂ）上記第１バッフ
ァから１部のデータセクタの元データと上記新データを
読み出して両データのＸＯＲの演算結果を第２のバッフ
ァに確保し、残りのデータセクタについてＸＯＲ演算結
果を０とみなし、書換え前後のＥＣＣブロックのソース
データ部のＸＯＲ演算結果を準備する手段と、（ｃ）書
換え前後の上記ＥＣＣブロックのソースデータ部のＸＯ
Ｒ演算結果をバイト列方向ごとに上記符号器に送り、上
記ソースデータ部の演算結果に対するＰＯ部を確保する
手段と、（ｄ）上記手段（ｃ）で確保されたＰＯ部の演
算結果に対して、更新前の上記ＥＣＣブロックのＰＯ部
のＸＯＲ演算を行い、更新後の上記ＥＣＣブロックのＰ
Ｏ部を生成する手段とを備え、 上記手段（ｃ）は、書換え前後のＥＣＣブロックのソー
スデータ部のＸＯＲ演算結果のうち更新される上記デー
タセクタに関しては上記第２のバッファから上記ＸＯＲ
演算結果を列方向にバイトごとに符号化器に送り、書換
え前後のＥＣＣブロックのソースデータ部のＸＯＲ演算
結果うち更新されない上記データセクタに関しては０と
みなし、複数バイト単位で符号化を行うことを特徴とす
る、 書換え可能なＤＶＤ再生システム。 - 【請求項１４】上記手段（ｄ）でＰＯ部の１バイト行が
生成されるごとに、上記更新後のＥＣＣブロックのソー
スデータ部の選択された部分と上記ＰＯ部の１バイト行
とをインターリーブしてディスク側への書込みを行う書
込み手段を含むことを特徴とする請求項１３の書換え可
能なＤＶＤ再生システム。
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