JPS6224475A - 情報記憶方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の利用分野〕 本発明は、電子計算機システムなどにおける情報記憶方
式に係わり、特に、光ディスクなどの記憶媒体にファイ
ルデータな記憶するて際し、該ファイルデータの記憶位
置情報を有し、該ファイルデータとブロック長が異なる
ディレクトリデータをも同一記憶媒体に記憶１ｃするに
好適な情報記憶方式に関τろ。

〔発明の背景〕

従来、電子計算機システムの光ディスクなどの記憶媒体
に情報を記憶する方式として、たとえば、特開昭５８−
１８１１６２号公報ｉｃ開示されろように、信頼性に関
する要求度が異なる情報を同一記憶媒体に記１ｆる際、
高い信頼性が要求される情報は冗長度を亮め、左程高い
信頼性が要求されない情報は冗長度を下げろよ５ＶＣＬ
、たものが知られている。さらに具体的に説明すると、
情報としては、画像情報のファイルデータとこのファイ
ルデータの記憶媒体での記憶位置な表わ丁ディレクトリ
データとである。ここで、ディレクトリデータは、ファ
イルデータの記憶位置を正確に指定できるものでなけれ
ばならないことから、高い信頼性が要求され、このため
に、ＥＣＣ符号（エラー訂正符号）な付加して冗長度を
高めている。

ところで、一般に、ブロック長が小さいデータは、ブロ
ック長が大きいデータに比べ、光ディスクのきずなどの
物理的欠陥やジッターなどの影響な受け、太ぎなエラー
を生じゃ丁い。このような場合、たとえＥＣＣ符号な用
いてエラー訂正を行なうようにしても、データの欠陥が
太きいために、エラー訂正が不能となる場合が多い。し
たがって、従来はブロック長の小さいデータの信頼性は
非常（低いものであった。ディレクトリデータは、ファ
イルデータに比べてブロック長が非常に小さく、ディレ
クトリデータＫＥＣＣ符−１！？付加しても、物理的欠
陥やジッターなどによって多くのビットにエラーが生じ
−ＩＰ−ｆいことから、エラー訂正が不能になることが
多い。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、かかる問題点な解消し、ブロック長が
異なるデータブロックの記憶に際し、ブロック長が大き
いデータブロックと同様に、ブロック長が小さいデータ
ブロックの信頼性を高めることができろようにした情報
記憶方式を提供するにある。

〔発明の概要〕

この目的を達成するために、本発明は、ブロック長が大
きいデータについては、一般的なエラー訂正符号（ＥＣ
Ｃ）を用いてデータの信頼性を向上させ、ブロック長が
小さいデーテについては、エラー検出符号な用いてエラ
ーの有無を検出可能とするとともに、同一データを複数
個記憶していずれかのエラーがないデータを使用可能と
し、このデータ長が小さいデータの信頼性を高めろよう
くした点に特徴がある。

〔発明の実施例〕

まず、第２図により、本発明が適用可能な電子計算機シ
ステムについて説明する。

同図において、電子計算機７は、光デイスク制御装置８
に書込み、読出しなどのコマンドを送り、光デイスク制
御装置９は、これらコマンドを解析し、光ディスク装ｅ
９に：所定の動作な実行させたり、複数台の光ディスク
装置を接続して多重動作を行なわせたりする機能な有し
ている。光デイスク制御装置９のかかる機能１ｉマイク
ロプログラムによって実現される。光デイスク装置８で
の光ディスクは、１枚当り約２０億バイトの記憶容ｆｋ
ｔｆ：有している。

第３図はこの光ディスク装ｆｒ１９の一具体例を示す構
成図であって、１は光ディスク、１０１まアクチュエー
タ、１１はスピンドルモータ、１２は制御回路、１３は
ＥＣＣ符号エンコーダ、１４１１駆動回路、１５はレー
ザ発揖子−１６けＥｃｃ宛会デコーダ、１７は増幅回路
、１８は受光素子、１９は機構部制御回路、２０はフォ
ーカスサーボ回路、２１はトラッΦングサーボ回路、２
２はモータサーボ回路、２３はアクチュエータ駆動回路
、２４はモータ駆動回路、２５はＣＲＣ（エラー検出）
符号エンコーダ、２６１−！、ＣＲＣ符号デコーダであ
る。

同図（おいて、制御回路１２は光デイスク装置全体を制
御し、機構部制御回路１９は、フォーカニエータ１０を
駆動てるとともに、モータサーボ回路２２を介してモー
タ駆動回路２４な制御し、スピンドルモータ１１な駆動
τろ。これにより、光ディスク１は所定の回転数で回転
し、また、レーザ発振子からのレーザビームの光デイス
ク１上でのフォーカス制御、トラッキング制御が行なわ
れ、レーザ発振子１５．受光素子１８およびアクチュエ
ータ１０によって駆動される光学系（図示せず）からな
ろ弄ピックアップが臀ディスク１Ｖ対して正しい相対位
置関係を保つように制御される。さらに、アクチュエー
タ１０は、図示しないが、機構部制御回路によって制御
され、光ピツクアップを光デイスク１上のトラック方向
に移動させ、ジッター制御も行なう。

まず、画像情報のようなファイルデータな光ディスク１
に記憶する場合には、このファイルデータは、たとえば
２にバイトのファイルデータブロックに区分され、夫々
がＥＣＣ符号エンコーダ１３でエラー訂正のための２８
８バイトのＥＣＣ符号が付加されて記録データブロック
となる。各記憶データブロックは駆動回路１４に供給さ
れ、これによってレーザ発振子１５が駆動されて光ディ
スクｌに記憶データブロックが記憶されろ。この記憶は
、光デイスク１上の１セクタに１記憶データブロツクの
セクタ単位で行なわれ、この例では、１セクタは２にバ
イトのファイルデータブロック、２８８バイトのＥＣＣ
符号およびセクタアドレスやトラックアドレスを表わ丁
数バイトのデータからなっている。

ファイルデータな再生する場合には、受光素子１８によ
って光ディスクｌからｇ己憧データブロックが順次再生
され、増幅回路１７で増幅された後、ＥＣＣ符号デコー
ダ１６で、ＥＣＣ符号な用い、記憶データブロック毎に
ファイルデータブロックのエラー訂正が行なわれて２に
バイトのファイルデータブロックを出力でろ。

光ディスク１には、ファイルデータのほかに、各ファイ
ルデータリファイル名情報や記憶位置情報を有するディ
レクトリデータも記憶されろ。したがって、各ファイル
データには、夫々ディレクトリデータが１つずつ対応し
ており、所望のファイルデータを再生する場合には、こ
のファイルデータのファイル名を指定てろことにより、
このファイル名を有するディレクトリデータが検索され
、こ°のディレクトリデータかも上記所望のファイルデ
ータが記憶されている位置がわかる。このディレクトリ
データのブロック長は、ファイルデータブロックのブロ
ック長よりも充分小さく、たとえば、３０バイトである
。

かかるディレクトリデータな記憶τる場合には、ＣＲＣ
符号エンコーダ２５で、この３０バイトのディレクトリ
データにＣＲＣ符号エンコーダで生成されろ２バイトの
ＣＲＣ符号が付加され、記憶データとして駆動回路１４
に供給されろ。これにより、レーザ発振子１５は駆動さ
れ、光ディスク１に記憶データが記憶される。この記憶
は、３２バイトのディレクトリ単位で行なわれる。

ディレクトリデータな再生てろ場合には、受光素子１８
によって記憶データが再生され、増幅回路１７で増ｌさ
ねた後、ＣＲＣ符号デコーダ２６に供給されろ。ＣＲ，
Ｃ符号デコーダ２６では、２バイトのＣＲＣ符号を用い
、記憶データ毎にブイレフ）　ＩＪデータでのエラーの
有無の判定が行なわれ、エラーがなげれば３０バイトの
ディレクトリデータな出力てろが、エラーが検出され、
ると、これな表わすリードエラーを出力する。

本発明は、ブロック長が異なるデータを記憶媒体に記憶
するものであるが、以下、本発明の実施世１な図面によ
って説明する。

第１図は本発明による情報記憶方式の一実施例な光ディ
スクを対象として示した説明図であって、１は光ディス
ク、２ａ〜２ｄはセクタマーク、３はディレクトリデー
タ記憶領域、４はファイルデータ記憶領域、５ａ〜５ｄ
はセクタ、６ａ〜６Ｃはディレクトリデータである。

同図において、光ディスク１は外周側のディレクトリデ
ータが記憶されろディレクトリデータ記憶領域３と内周
側のファイルデータが記憶されろファイルデータ記憶領
域４とに区分され、また、その周方向に複数のセクタに
区分されている。ここでは、図面および説明を簡潔にす
るために、４セクタ５ａ、５ｂ、５ｃ、５ｄとしており
、各セクタの始端には、夫々セクタマーク２ａ、２ｂ。

２ｃ、２ｄが予じめ設げられている。

画像Ｍ　報などのファイルデータは、１ファイルデータ
当りｌトラックあるいは複数トランクで記憶され、また
、１セクタには、１フアイルデータブロツクが記憶され
ろ。光ディスク１におけ°るセクタの単位は２０４８バ
イト、１０２４バイトなどがあろが、ここでは、２０４
８バイトとし、ファイルデータブロックのブロック＆を
約２にバイトとする。

これに対し、ディレクトリデータは、ファイルデータブ
ロックに比べてブロック長が非常に小さく、３０バイト
程度で充分である。このディレクトリデータの信頼１は
高いことが必要であり、このためには、ＥＣＣ符号な付
加して１セクタ［１つずつ記憶することか考えらねるが
、データブロックが小さいと、光デイスク１上に生ずる
きずなどの物理的欠陥により、ブロック長に対してツク
−ストエラー（連続的に発生するエラー）が長くなり、
ＥＣＣ符号によるエラー訂正能力は著しく低いものとな
る。このために、ディレクトリデータの信頼性が低下す
る。また、１セクタＶＣ１つのディレクトリデータな記
憶τろと、セクタ数×トラック数は少なくともディレク
トリデータ数程度とｆｘ　ｌから、ディレクトリデータ
のバイト数から入て、ディレクトリデータ記憶領域３０
面積が非常（広くなり、光ディスクｌの記憶効率が著し
く低下する。たとえば、ＥＣＣ符号な２バイトとした場
合、１セクタに３２バイト程度記憶されろことになるか
ら、その記憶効率としては、３２Ｘ１００／２０４８＝
１．５（チ）程度となり、１セクタ当り６３／６４の領
域がデータが記憶されない無効領域となる。

そこで、この実施例では、１セクタに多数のディレクト
リデータな記憶するようにするとともに、同一のディク
トリデータを複数個ディレクトリデータ記録領域３に記
憶し、しかも、各ディレクトリデータには、ＥＣＣ符号
ではなく、エラーの検出の入が可能なＣＲＣ符号な付加
てるものである。

第１図において、３個の同一ブイレフ）　＋３データ６
ａ、６ｂ、６ｃがディレクトリデータ記憶領域３の別々
の場所に記憶されろ。この場合、各ディレクトリデータ
６ａ、ｓｂ、６ｃには、夫々２ビツトのＣＲＣ符号が付
加されているが、図面上で省略している。このようにし
【、各ディレクトリデータは３個ずつブイレフ）　ＩＪ
データ記憶領域３に記憶される。

再生に際しては、ディレクトリデータ腸憶領域３でトラ
ンクの再生走査とともに記憶された順序で各ディレクト
リデータが再生されるが、再生された各ブイレフ）　Ｉ
Ｊデータは、ＣＲＣ符号を用いろことにより、夫々エラ
ーの有無が判定されろ。

そこで、いま、ディレクトリデータ６ａが再生されたと
すると、こね、がエラーを有していなければそのままフ
ァイルデータの記憶位置の指定圧用いられろが、ディレ
クトリデータ６ａからエラーが検出さハろと、このディ
レクトリデータ６ａは使用されず、次に再生されろ同一
内容のディレクトリデータ６ｂｉ一ついてエラーの有無
の判定が行なわれろ。これがエラーをもたなければその
まま使用されるが、エラー検出されろと、さらに同一内
容のブイレフ）　ＩＪデータ６Ｃ’に再生して同様の処
理を行なう。

コノように、同一のブイレフ）　ＩＪデータを複数個ブ
イレフ）　ＩＪデータ記憶領域３に記憶丁れば、こね、
ら全てにエラーが含まれることは非常にまれであり、少
なくとも１つはエラーがなくて使用可能である。これに
よって、この実施例では、ブロック長が小さいブイレフ
）ＩＪデータの信頼性が高まることになる。また、この
ようにディレクトリデータな記憶することにより、１セ
クタ当りの有効領域な少なくとも３３（チ）（１／３）
程度に確保することができ、記憶効率を高めろことがで
きろ。

ディスク状記憶媒体を回転させろときには、必ず回転む
らが生ずる。この回転むらは再生信号にジッターを生じ
させろ。光ディスクＩＫついても同様であり、これによ
り、ディレクトリデータにエラーを生じさせろ１つの原
因となる。ところで、このジッターは光デイスク１０回
転周期に同期した周期的なものである。一方、同一のデ
ィレクトリデータ６ａ、６ｂ、６ｃは互いに近接した位
置に記憶してもよいが、光ディスク１の基準位置に対し
てジッター量が最大となる時点は光ディスク１の光デイ
スク装置（第３図）への装置毎に異なるために、同一の
ディレクトリデータ６ａ、’６ｂ。

６Ｃが再生されろとぎにジッター量が最大となると、こ
れらが全てエラーを含むこともあり得ることになる。こ
のために、これらディレクトリデータ６ａ＠　６ｂ、５
ｃは互いに充分離れて記憶されることが好ましい。また
、ジッターは光デイスク１０回転周期に同期した周期性
を有てろことから、これらディレクトリデータ６ａ、６
ｂ、６ｃを互いに充分離れた位置に記憶しても、これら
を全て等間隔に記憶した場合、同程度の大きなジッター
の影響を受けろこともある。このために、さらに、これ
らディレクトリデータ６ａ、６ｂ、６ｃの記憶位置間隔
はランダムにした方が好ましい。このように、記憶位置
間隔をランダムｌｃｆる一方法としては、ディレクトリ
データの記憶位置を乱数表を用いて指定することかでき
る。このように、同一のディレクトリデータ５ａ、６ｂ
、５ｃをランダムな位置関係で分散記憶することは、光
デイスク１上の周方向の周期的な物理的欠陥による影響
をも避けることができる。

光ディスクの利用効率から入ると、光ディスクを定速駆
動した場合、内周側からブロック長の小さいデータを、
外周側からブロック長が大き（、データを夫々記憶する
ようにしても、また、その逆テア−’）て同じことであ
る。しかし、光デイスク上に生じたきずなどの物理的欠
陥による影響を入ると、内周側はどデータは密に記憶さ
れるから、外周側では、１ビツト以下の狭幅の物理的欠
陥であっても、これと同じ物理的欠陥が内周側で生じた
場合、数ビットに及ぶバーストエラーを生ずることくな
る。そこで、ブロック長が小さいデータな内周側に記憶
すると、ブロック長が大きいデータの場合に比べ、ブロ
ック長に対してバーストエラーが長くなり、たとえＥＣ
Ｃ符号を用いたとし【も、それによるエラー訂正能力は
著しく低下する。

このことから、この実施例では、ブロック長が小さいデ
ィレクトリデータな記憶するディレクトリデータ記憶領
域３を光ディスク１の外周側に、ブロック長が大きいフ
ァイルデータな記憶するファイルデータ記憶領域４をそ
の内周側に夫々設けている。これにより、ディレクトリ
データの物理的欠陥による影響が軽減され、その信頼性
がさらに向上する。ファイルデータも物理的欠陥による
影響す受けるが、生じたバーストエラーの長さに比べて
データブロック長は充分に大きいから、ＥＣＣ符号な用
いてエラー訂正することができろ。

以上のように、この実施例においては、ブロック長が異
なるいずれのデータについても、信頼性が著しく向上で
ろことになる。

第４図は第１図におけろディレクトリデータ記憶領域３
の１セクタ中のデータ構成を示す模式図である。

第４図［ａｌ　において、１セクタは、セクタの先頭位
置な示すセクタマークＳＭとこのセクタの光デイスク１
上の物理的アドレスを示すインデックスＩＤとディレク
トリデータブロックＤＩＲとで構成され、この場合、イ
ンデックスＩＤの後ＶＣは、所定の間隙を介して複数の
ブイレフ）　ＩＪデータブロックＤＩＲが配されている
。

各ディレクトリデータブロックＤＩＲは、第４図（し）
に示τように、１１バイトの７フイルデータの名称を表
わ丁データＰＮ、１バイトのファイルデータの属性を表
わ丁データ人、ファイルデータの記憶位置の先頭を表わ
丁セクタアドレスＳＡおよびファイルデータの大きさを
表わ丁データＦＬで構成されろディレクトリデータに、
このディレクトリデータのエラーを検出するためのＣＲ
Ｃ符号が付加されてなる。再生時、かかるディレクトリ
データにエラーが生ずると、ＣＲＣ符号によってこのエ
ラーが検出され、このディレクトリデータブロックＤＩ
Ｒが使用可能であるか否かを判定できる。

ところで、ディレクトリデータブロックＤＩＲは、通常
、第４図ｆｂ）に示す構成で充分であり、ｌセクタに１
データブロツクが記憶される場合のように、１セクタに
一度にデータの書込入、読出によって問題はないが、こ
の実施例においては、１セクタに複数個のディレクトリ
データブロックＤＩＲが記憶され、しかも、これらディ
レクトリデータブロック、Ｄ　ＩＲは夫々必要に応じて
任意の時刻ＶＣ？込入が行なわれろものであり、１セク
タの全てのディレクトリデータブロックＤＩＲのビット
続出し位相がセクタマークＳＭの読出しタイミングに同
期しているとは限らない。こねは、先に述べた光デイス
ク１０回転むらなどによるものであり、各ディレクトリ
データブロックＤＩＲはセクタマークな基準ＶＣ＠込ま
れるのであるが、あるディレクトリデータブロックＤＩ
Ｒを書込むときの光ディスク１の回転むらの状態と、他
の時刻に他のディレクトリデータブロックＤＩＲを曹込
むときの光デイスク１０回転むらの状態とは一般に異な
っており、したがって、同一セクタ内であっても、セク
タマーク５ＭＩＣ対する各ディレクトリデータブロック
のビットの読出し位相は互いに異なることのが一般的で
ある。

そこで、かかるディレクトリデータブロックＤＩＲな読
入出し、セクタマークＳＭに同期したクロックを基準に
してＣＲＣ符号によりエラー検出を行なうと、このクロ
ックとディレクトリデータブロックＤＩＲのビットとが
所鹸の位相関係にないため和、たとえディレクトリデー
タブロックが正しく再生されたとしても、エラーが発生
したと判定してしまうことになる。しかし、第４図（ｃ
）Ｋ示すように、各ディレクトリデータブロックＤＩＲ
の先頭に夫々データビット同期信号５ＹＮＣな付加し、
ディレクトリデータブロックＤＩＲの読出し時、このデ
ータビット周期信号５ＹＮＣからクロックを形成Ｔろこ
とにより、ディレクトリデータブロックＤＩＲ毎に、そ
のデータビットに位相同期したクロックを得ることがで
き、ディレクトリデータの信頼性が向上する。

記憶媒体に記憶されている１部のファイルデータが不要
となったとき、この記憶媒体がデータ消去再書退入可能
な場合、このファイルデータとともこれに対応したブイ
レフ）　ＩＪデータを消去すればよい。しかし、たとえ
ば、金属薄膜の記憶層にデータに応じたパルス状のレー
ザ光を照射し、これによる熱でこの金属薄膜に小穴（ビ
ット）を明けて破壊書込みを行ない、記憶層に連続的に
弱いレーザ光を照射し、この小穴による反射光の有無を
検出してデータの読出しを行なう方式の光ディスクのよ
うな消去再書込み不能な記憶媒体に対しては、不要ファ
イルデータの消去は不可能である。

このような記憶媒体に対しては、不要となったファイル
データは読出し不能と丁ればよい。このための１つの方
法として）１、ディレクトリデータな等測的に削除丁れ
ばよい。この方法を第５図に示す。

第５図［ａ）はブイレフ）　ＩＪデータブロックの記憶
領域が未記憶の状態にある場合を示す。このときには、
いまだビットは形成されていないから、この記憶領域の
データは全てＯである。丁なわち、全てのデータビット
が０である。この記憶領域にディレクトリデータブロッ
クＤＩＲが書込まれろと、データＦＮ、Ａ、Ｓ人、ＦＬ
の内容な表わ丁ピント列が形成されろ。

このディレクトリデータブロックＤＩＲを削除する場合
には、この記憶領域にいかなるディレクトリデータブロ
ックも含まないデータなＶき込めばよい。この場合、全
てが１６進データであろＦＦのデータがその１例であり
、これはデータピントが全て′１”であるから、この記
憶領域の全体にわたって再破壊書込みを行なって小穴を
明ければよい。また、このようにしなくとも、第５図［
ｂ）に示すように、この記憶領域の先頭あるいはＦＦの
データが存在し得ない位１ｊｌｃＦＦのデータを鼓壊苔
込入してもよい。このＦＦのデータの有無により、読出
されたディレクトリデータが削除されたものか否か（無
効か否か）を判断でさ、削除されたものであれば、こね
からファイルデータが指定されろことはない。したがっ
て、ファイルデータ記憶領域４（第１図）ＶＣ対しては
、何ら処置をこうする必要はない。

この方法は、ディレクトリデータブロックＤＩＲが誤っ
て書込まれ、これを使用不能としたい場合にも用いろこ
とができろことはいうまでもない。

次に、第６図により、同一ディレクトリデータブロック
の分散配食について説明する。

ここでは、第１図を対象とし、３種のディレクトリデー
タＤＩ几−Ａ、ＤＩＲ，−Ｂ、ＤＩＩ（、−Ｃについて
説明する。ここで、第６図＋ａ＋は第１°図のディレク
トリデータ記憶領域３のセクタ５ａＫおける記憶データ
、第６図（ｂ）　ｉ−！、同じくセクタ５ｂＫおけろ記
憶データ、８ｇ６図（Ｃ）は同じくセクタ５Ｃにおける
記憶データ？示すものとし、各ディレクトリデータＤＩ
几−Ａ、ＤＩＲ−Ｂ、ＤＩＲ−Ｃは夫々セクタ５ａ、５
ｂ、５ｃＫ１つずつ記憶するものとする。したがって、
セクタマークＳＭＩ。

８Ｍ２，８Ｍ３は夫々第１図のセクタマーク２！ｌ。

２ｂ、２ｃである。

まず、第６図１ａ）　ＶＣ示すように、セクタ５ａで上
記３稽のディレクトリデータブロックがＤＩＲ−Ａ、　
　Ｄ　Ｉ　Ｒ−Ｂ、　Ｄ　Ｉ　Ｒ−Ｃの順であるとてろ
と（これらの間には、他のディレクトリデータブロック
ＤＩＲが存在することもある。以下同じ）、ランダムの
分散配置によってセクタ５ｂではこれとは順序が異なり
、第６図（ｂ）に示すように、たとえば、ディレクトリ
データブロックＤＩ）Ｌ−Ｃ。

ＤＩＲ−Ａ、ＤＩＲ−Ｂの順序で配置され、さらに、セ
クタ５Ｃでは、セクタ５’ａ、５ｂの場合と異なり、第
６図（Ｃ）に示すよ５１Ｃ，ディレクトリデータＤＩル
ーＢ、ＤＩＲ−Ｃ，ＤＩＲ−Ａの順序で配置されろ。

このようにしてディレクトリデータブロックＤＩＲの記
憶位ｒ！ＬＶｃランダム性を与えることにより、光デイ
スク１０回転むらや周期的な物理的欠陥によろ影ｑｉな
避けろことができ、その信頼性がより向上する。

第７図はこのようにディレクトリデータブロックＤ　Ｉ
　Ｒの記憶位置にランダム性な与えるための手法な示す
フローチャートである。同図の各ステップについて説明
する。

ステップ■：ディレクトリデータな書込むセクタを指定
する。これは、ディレクトリデータとして何番目である
かがわかると算出できる。たとえば、１セクタが２にバ
イトの場合、６４番目までのディレクトリデータは１〜
３番目のセクタ中に３個ずつ書込み、６５〜１２８番目
までのディレクトリデータは４〜６番目のセクタに３個
ずつ書込むようにする。

ステップ■：セクタマークな基準としたブイレフ）　Ｉ
Ｊデータの書込み位置（Ｗ通入エリア）を決定する。こ
れは、１〜６４までの一様乱数な発生させ、セクタマー
クから何番目の書込みエリアに書込むかを決定する。

ステップ■ニステップ■で決定された書込みエリアをチ
ェックする。これは、この書込みエリアに既に他のディ
レクトリデータが書込まれていないか否かを確認するも
のである。もし、この書込みエリアに他のブイレフ）　
ＩＪデータが書込まれていねば、ステップ■に戻る。

ステップ■ニステップ■で決定された香込入エリアにデ
ィレクトリデータな書込む。

ステップ■：３個の同一ディグ）　ＩＪデータが異なる
セクタに書込まれたことを確認する。

これらが確認されたときには、３個の同一ディグ）　Ｉ
Ｊデータの書込み動作は終了する。

ステップ■ニステップ■で３個の同一ディレクトリデー
タの書込みが終っていないと判定されたとぎ、このディ
レクトリデータに対して次のセクタを指定し、ステップ
■に戻る。

以上の一連のステップをディレクトリデータ毎に行なう
。なお、ステップ■では、次のセクタの代りと、２つお
きや３つおきなどのセクタを指定するようにしてもよい
し、また、等間隔にセクタを指定するのではなく、ラン
ダムな間隔でセクタを指定してもよい。さらに、同一セ
クタに２個以上の同一ディレクトリデータな曹込むよう
にしてもよい。

第８因は第１図におけろファイルデータ記憶領域４の１
セクタ中のデータ構成を示す模式図である。ここでは、
セクタマークＳＭ、インデックスＩＤ、７アイルデータ
ブロツクおよびＥＣＣ符号から構成されており、このセ
クタ内で発生するデータエラー）−１Ｅ　ＣＣ符号を用
いて訂正される。これにより、高信頼性のファイルデー
タが得られる。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば、ブロック長が異
なるいずれのデータブロックに対しても、高い信頼性を
確保てることができ、特に、エラー訂正が困難なブロッ
ク長が小さいデータプロ“ツクの信頼性を高めることが
できろという優れた効果を得ろことができろ。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明による情報記憶方式の一実施例の説明図
、第２図は本発明を適用した電子計算機システムの構成
図、第３図は第２図におけろ光デイスク装置の一具体ｆ
１１な示す構成図、第４図は第１図におけろディレクト
リデータ記憶領域の１セクタ中のデータ構成を示す模式
図、第５図は記憶媒体に書込まれたブイレフ）　ＩＪデ
ータの削除方法を示す説明図、第６図は記憶媒体上での
同一ディレクトリデータの分配配置を示す説明図、第７
図はブイレフ）　ＩＪデータの書込み手法な示すフロー
チャート、第８図は第１図におけるファイルデータ記憶
領域の１セクタ中のデータ構成を示す模式１・・・・・
・記憶媒体、２ａ〜２ｄ・・・・・・セクタマーク、３
・・・・・・ディレクトリデータ記憶領域、４・・・・
・・ファイルデータ記憶領域、５ａ〜５・ｄ・・・・・
・セクタ、６ａ〜６Ｃ・・・・・・同一ディレクトリデ
ータ。 范１図 范２図 范３図 鬼４図 第５区 第６図 范８図 鬼７図

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. （１）高い信頼性が要求されるブロック長が異なるデー
   タブロックをディスク状記憶媒体に記憶する情報記憶方
   式において、ブロック長が大きいデータブロックを１個
   ずつかつ夫々にエラー訂正符号を付加して記憶し、ブロ
   ック長の小さい同一データブロックを複数個ずつかつ夫
   々にエラー検出符号を付加して記憶するようにしたこと
   を特徴とする情報記憶方式。
2. （２）特許請求の範囲第（１）項において、複数個の前
   記同一データブロックを前記ディスク状記憶媒体の周方
   向に関しては異なる位置に記憶するようにしたことを特
   徴とする情報記憶方式。
3. （３）特許請求の範囲第（１）項または第（２）項にお
   いて、前記データブロック長が大きいデータブロックを
   前記ディスク状記憶媒体の内周側に、前記データブロッ
   ク長が小さいデータブロックを前記ディスク状記憶媒体
   の外周側に夫々記憶するようにしたことを特徴とする情
   報記憶方式。
4. （４）特許請求の範囲第（１）項、第（２）項または第
   （３）項において、前記データブロック長が小さいデー
   タブロック毎にデータビット同期信号を付加したことを
   特徴とする情報記憶方式。