WO1998045840A1 - Dispositif et procede d'enregistrement de donnees et dispositif et procede de commande de pile de disques - Google Patents

Dispositif et procede d'enregistrement de donnees et dispositif et procede de commande de pile de disques Download PDF

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WO1998045840A1
WO1998045840A1 PCT/JP1998/001597 JP9801597W WO9845840A1 WO 1998045840 A1 WO1998045840 A1 WO 1998045840A1 JP 9801597 W JP9801597 W JP 9801597W WO 9845840 A1 WO9845840 A1 WO 9845840A1
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data
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recording
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PCT/JP1998/001597
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Masaaki Shino
Tanio Nagasaki
Yasunobu Kato
Masaki Nishikawa
Noboru Ooya
Masatoshi Imai
Original Assignee
Sony Corporation
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    • G—PHYSICS
    • G11—INFORMATION STORAGE
    • G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
    • G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
    • G11B20/10—Digital recording or reproducing
    • G11B20/12—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
    • G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
    • G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
    • G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
    • G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
    • G—PHYSICS
    • G11—INFORMATION STORAGE
    • G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
    • G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
    • G11B20/10—Digital recording or reproducing
    • G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs

Definitions

  • the present invention relates to a data recording apparatus and method for recording supplied source data on a plurality of disks, and recording / reproducing source data More particularly, the present invention relates to a disk array control apparatus and method for controlling a disk array for controlling a disk array, and in particular, by generating sub-blocks of different sizes according to a predetermined algorithm, always maintaining a real-time property and controlling a disk within a fixed time.
  • the present invention relates to a data recording apparatus and method for ensuring that recording and reproduction processing is performed, and a disk array control apparatus and method.
  • HDDs hard disks
  • This disk array device incorporates a plurality of disk devices (HDDs) and speeds up reading or writing by moving each disk device in parallel.
  • HDDs disk devices
  • the data is divided to generate a plurality of divided data, and an error correction data is generated from the plurality of divided data. Then, the plurality of divided data and the error correction data are written to separate disk devices.
  • a plurality of divided data and error correction data are simultaneously sent from a disk device storing a plurality of divided data constituting the data and an error correction data.
  • the original data is constructed from the read and read divided data, and is transmitted as it is if there is no error.
  • the data that stores the divided data cannot be read normally because of a damaged record area, etc., the other correctly read divided data and the error correction data are deleted. After restoring the correct data, send it.
  • RAID-1 is to duplicate the data of the disk unit. Also called lard disc. In RAID-1, the exact same data is stored on two disk units. RAID-2, 3 divides input data into bit units or byte units and stores them in multiple disk units. RAID-2 uses a Hamming code, and MID-3 uses a parity as error correction data. RAID-4 and RAID-5 move data in sector units. In RAID-4, the harmony is stored on the same disk device, whereas in RAID-5, it is distributed over multiple disk devices.
  • FIG. 64 shows an example of a configuration of a RAID-3 type disk array device
  • FIG. 65 shows an example of a configuration of a RAID-5 type disk array device.
  • the input data is divided into bytes, and each divided data is stored in a plurality of disk devices. Then, the parity as the correction data is stored in a predetermined disk device.
  • the parity P 1-4 for the data of numbers 1 to 4 stored in a plurality of disk devices and the parity P 5-8 for the data of numbers 5 to 8 are stored.
  • the input data is divided into sector units, and the data is interleaved and distributed to a plurality of disk devices.
  • data A, E, and I are stored in the first disk device
  • data B, F, and J are stored in the next disk device
  • data C, G, and data I are stored in the next disk device.
  • Parity PIL for L is stored.
  • the data D, and the parity P EH for the data E to H are stored.
  • the last disk device stores the parity P A-D for the data A to D and the data H, L.
  • a conventional disk array device that uses such a RAID algorithm to record the divided data divided from one video frame on each disk in a distributed manner, for example, reduces the continuity of video data.
  • it is configured to start recording data from the outer circumference (or inner circumference) of the disc.
  • the divided data divided from the relatively first half frame is all recorded on the outer peripheral side of the disc, and the divided data divided from the relatively latter half frame are all recorded on the inner peripheral side of the disc. It will be recorded.
  • the divided data obtained by the division also has a constant amount of data.
  • both the outer track having the larger storage capacity and the inner track having the smaller storage capacity are recorded with the divided data having the same data amount.
  • the time to access the split data on the inner track is longer than the time to access the split data on the inner track.
  • this conventional disk array device has a problem that it cannot guarantee that any video frame can be read within a certain time. In other words, it is not possible to process video data overnight in real time.
  • guaranteeing the upper limit that processing can be performed in such a short time in the worst case is called assurance of real-time performance.
  • the ability to guarantee this real-time capability is a very important function. In other words, it is desired that the recording and reproducing process be performed overnight within a certain processing time.
  • the present invention has been made in view of the above situation, and has a data recording apparatus that records supplied source data on a plurality of disks while guaranteeing real-time performance. It is an object of the present invention to provide a method and a disk array control apparatus and method for reproducing source data while ensuring real-time performance.
  • the data recording apparatus is a data recording apparatus for recording the supplied source data on a plurality of disk media that can be randomly accessed.
  • Data processing means for generating block data, and generating parity data for correcting errors of the plurality of sub-blocks from the plurality of sub-blocks; and a plurality of data generated by the data processing means.
  • Recording means for recording the sub-block data and the parity data on different disk media, and a sub-block having a size corresponding to a position on the disk medium designated for the sub-block.
  • control means for controlling the sub-port and the dividing process in the data processing means. It is.
  • the data processing means generates the plurality of sub-ports and the parity so that the recording error on the outer circumference and the inner circumference of each disk is used uniformly instead of the control means.
  • control means for controlling the processing can be mentioned.
  • control means instead of the control means, the data processing means according to the position on the disc designated for the sub-block. Control means for controlling the data processing means so as to vary the ratio between the sub-block data and the parity data generated as described above.
  • the data recording apparatus is a data recording apparatus for recording supplied source data on a plurality of disk media that can be randomly accessed, by dividing one block of the source data into a plurality of sub-block data.
  • Data processing means for generating parity data and generating parity data for correcting errors in the plurality of sub-blocks from the plurality of sub-blocks, and data generated by the data processing means Recording means for recording the plurality of sub-block data and the parity data on different disks, respectively, and the sub-block in the data processing means in accordance with a position on the disk designated for the sub-block.
  • Control means for controlling the data processing means so as to vary the number of divisions. .
  • the data recording apparatus is a data recording apparatus for recording the supplied source video data on a plurality of randomly accessible disks, wherein the data of one frame of the source video data is stored in the data recording apparatus.
  • Data processing means for generating a plurality of sub-blocks by dividing, and generating parity data for correcting errors of the plurality of sub-blocks from the plurality of sub-blocks; and Recording means for recording the generated plurality of subblocks and the parity data on different disks, respectively, and changing the number of divisions of the one-frame video data according to the signal system of the source video data.
  • Control means for controlling the data processing means.
  • the data recording apparatus is a data recording apparatus for recording the supplied source video data on a plurality of randomly accessible disks by dividing the source video data.
  • Data processing means for generating parity data for correcting errors of the plurality of sub-blocks from the plurality of sub-blocks, and generating the parity data from the plurality of sub-blocks.
  • Recording means for recording the plurality of sub-blocks and the parity data on different disks, respectively; and the plurality of sub-blocks and the plurality of sub-blocks so that the outer peripheral area and the inner peripheral area of each disk are used uniformly.
  • Control means for changing the disk used to record the parity data for each frame. And it said that there were pictures.
  • control means for controlling the data processing means so as to generate a plurality of different types of sub-blocks and parity data corresponding to the plurality of types.
  • the data recording apparatus is characterized in that, in a data recording apparatus for recording supplied source data on a plurality of recording media that can be randomly accessed, one block of the source data is divided.
  • a data recording apparatus for recording supplied source data on a plurality of recording media that can be randomly accessed, one block of the source data is divided.
  • the above-described sub-blocks are theoretically recorded at positions where the head rotation waiting time is minimized.
  • Block that generates a block map for formatting the recording area A plurality of sub-block data generated by dividing the source data based on the block map; and parity data for correcting errors of the plurality of sub-blocks from the plurality of sub-blocks.
  • Data recording means for generating the subblock data and the parity data generated by the data processing means on different recording media, respectively, and a subblock having a size corresponding to the block map. And a control means for controlling the sub-block division processing in the data processing means so as to generate the sub-block.
  • the data recording device in the data recording device that records the supplied source data on a plurality of recording media that can be randomly accessed, the data of one block of the source data is divided.
  • the sub-blocks are recorded at a position where the head rotation waiting time is minimized, and the plurality of sub-blocks are recorded.
  • the recording area of the above-mentioned disc should be such that the recording process of recording the disc on each disc and the reproducing process of reproducing the above-mentioned plurality of sub-blocks from each disc are performed within a certain time while ensuring real-time performance.
  • the data of one block of the source data is divided.
  • the sub-blocks are theoretically recorded so that the sub-blocks are recorded at positions where the head rotation waiting time is minimized.
  • a plurality of sub-blocks having a size of a size are generated, and errors in the plurality of sub-blocks are corrected from the plurality of sub-blocks.
  • a disk array control device in a disk array control device for controlling a disk array composed of a plurality of disks, generates a plurality of sub-blocks by dividing the source data.
  • Data processing means for generating parity data for correcting errors of the plurality of sub-blocks from the plurality of sub-blocks, and the plurality of sub-block data and the parity data generated by the data processing means.
  • Transfer means for transferring data to different disks; and a plurality of sub-packets and the parity by the data processing means so that the recording errors on the outer and inner circumferences of each of the disks are used uniformly. Control the generation process Control means.
  • the disk array control method is a disk array control method for controlling a disk array composed of a plurality of disks, wherein the disk array control method is generated by dividing data of one block of the source data.
  • the recording area of the disk is theoretically formed so that the above-mentioned sub-blocks are recorded at positions where the head rotation waiting time is minimized.
  • This is a block map for matting, and the recording process of recording a plurality of sub-blocks on each disk and the reproduction process of reproducing the plurality of sub-blocks from each disk are fixed while guaranteeing real-time performance.
  • FIG. 1 is a block diagram showing a configuration example of an editing system to which the present invention is applied.
  • FIG. 2 is a block diagram showing a configuration of the editing device in FIG.
  • FIG. 3 is a block diagram showing the configuration of the system control unit of FIG.
  • FIG. 4 is a block diagram showing the configuration of the matrix switcher section of FIG.
  • FIG. 5 is a block diagram showing the configuration of the video processing unit in FIG.
  • FIG. 6 is a block diagram showing a configuration of the audio processing unit in FIG.
  • FIG. 7 is a block diagram showing a configuration example of the disk recorder of FIG. 1.
  • FIG. 8 is a block diagram showing a configuration example of the CPU block of FIG.
  • FIG. 9 is a diagram showing an example of the ZBR tape of FIG. 8 in the case of the NTSC system.
  • FIG. 10 is a diagram showing an example of the ZBR table of FIG. 8 in the case of the PAL system.
  • FIGS. 11A and 11B are diagrams for explaining the relationship among cylinders, tracks, and sectors.
  • FIG. 12 is a diagram illustrating the principle of ZBR recording.
  • FIGS. 13 (A) and 13 (B) are diagrams showing examples of the physical address table of FIG.
  • FIG. 14 is a diagram showing the format of the block map of FIG.
  • FIG. 15 is a diagram showing an example of the block map of FIG.
  • FIG. 16 is a flowchart illustrating the process of creating a map map.
  • FIG. 17 is a diagram showing characteristics of seek time.
  • FIG. 18 is a diagram illustrating the gap Sgap.
  • FIG. 19 is a diagram for explaining the gap 0 gap and the skew 6> skew.
  • FIG. 20 is a diagram for explaining skew between a plurality of cylinders.
  • FIG. 21 is a diagram for explaining a relationship between a cylinder with a gap of 0 gap.
  • FIG. 22 is a diagram for explaining the relationship of a gap 0 cylinder to a cylinder.
  • FIG. 23 is a diagram for explaining the relationship of the gap 6> gap to the cylinder.
  • FIG. 24 is a diagram illustrating scheduling.
  • FIG. 25 is a diagram for explaining overhead.
  • FIG. 26 is a flowchart for explaining the scheduling process of the controller in FIG.
  • FIG. 27 is a flowchart illustrating the k-th data placement processing of the controller in FIG. 7.
  • FIG. 28 is a flowchart illustrating a more detailed process of step S31 in FIG.
  • FIG. 29 is a flowchart illustrating more detailed processing of step S32 of FIG. 27.
  • FIG. 30 is a flowchart illustrating a more detailed process of step S51 in FIG.
  • FIG. 31 is a flowchart illustrating a more detailed process in step S52 of FIG. 29.
  • FIG. 32 is a flowchart for explaining the more detailed processing of step S33 in FIG.
  • FIG. 33 is a diagram for explaining an arrangement of data on a hard disk realized by the processing of FIG.
  • FIGS. 34 (A) and (B) are diagrams illustrating the generation of parity data.
  • FIGS. 35 (A) and (B) are diagrams for explaining error correction by parity data.
  • FIG. 36 is a block diagram showing a more detailed configuration example of the RAID controller and the DMA controller of FIG.
  • FIGS. 37 (A) and (B) are diagrams illustrating the bit conversion processing of the RAID controller in FIG. 36.
  • FIG. 38 is a view for explaining the operation of the FIFO in FIG.
  • FIG. 39 is a diagram for explaining the pixel data of an image for one frame.
  • FIG. 40 is a diagram illustrating a bucket transfer block.
  • FIG. 41 is a diagram for explaining the DMA command.
  • FIG. 42 is a diagram illustrating a state of data writing in the data buffer of FIG. 36 over time.
  • FIG. 43 is a view for explaining the RAID area of one frame image.
  • FIG. 44 is a diagram for explaining the configuration of the sub-block of the one-frame image shown in FIG.
  • FIG. 45 is a view for explaining DMA commands at the time of reproduction when no error exists.
  • FIG. 46 is a view for explaining the DMA command at the time of reproduction when an error exists.
  • FIG. 47 is a block diagram showing a more detailed configuration of the RAID controller of FIG.
  • FIG. 48 is a diagram illustrating parity generation processing in the RAID controller of FIG. 47.
  • FIG. 49 shows the data correction process in the RAID controller in Figure 47.
  • FIG. 50 is a diagram illustrating a configuration example of parity data and a subblock in the NTSC system.
  • FIG. 51 is a diagram illustrating a configuration example of parity data and sub-blocks in the NTSC system.
  • FIG. 52 is a diagram illustrating a configuration example of parity data and subblocks in the NTSC system.
  • FIG. 53 is a diagram illustrating a configuration example of parity data and a sub-block in the NTSC system.
  • FIG. 54 is a diagram illustrating a configuration example of parity data and sub-blocks in the NTSC system.
  • FIG. 55 is a diagram illustrating a configuration example of parity data and subblocks in the NTSC system.
  • FIG. 56 is a diagram illustrating a configuration example of parity data and subblocks in the case of the PAL system.
  • FIG. 57 is a diagram illustrating a configuration example of parity data and subblocks in the case of the PAL system.
  • FIG. 58 is a diagram illustrating a configuration example of parity data and subblocks in the case of the PAL system.
  • FIG. 59 is a diagram illustrating a configuration example of parity data and subblocks in the case of the PAL system.
  • FIG. 60 is a diagram illustrating a configuration example of parity decoding and sub-blocks in the case of the PAL system.
  • FIG. 61 is a diagram illustrating a configuration example of parity data and sub-blocks in the case of the PAL system.
  • FIG. 62 is a view for explaining the arrangement of sub-blocks of each frame on each disk in the data.
  • FIG. 63 is a diagram illustrating the configuration of a stream.
  • FIG. 64 illustrates a conventional RAID.
  • FIG. 65 illustrates a conventional RAID. BEST MODE FOR CARRYING OUT THE INVENTION Preferred embodiments of a data recording apparatus and method and a disk array control apparatus and method according to the present invention will be described below.
  • FIG. 1 shows a configuration example of an editing system to which the present invention is applied.
  • video data is input to the editing apparatus 1 from a source video tape recorder (VTR) 9 or a directory server 7 and edited.
  • the editing device 1 controls the disk recorder 2 to perform editing processing.
  • the editing device 1 transmits video data and audio data to the disc recorder 2 via a 2-channel SDI (Serial Data Interface), and the disc recorder 2 transmits video data of 6 channels each. And 16 channels of audio data are supplied to the editing device 1 via SDI.
  • the editing device 1 supplies video data and audio data to the main monitor 4, the on-air buffer 8, the source VTR 9, and the host personal computer 3 via SDI.
  • the editing device 1 outputs an audio signal to the amplifier 5 and emits sound from the speaker 6.
  • the host personal computer 3 controls the editing device 1 by sending a command to the editing device 1 using a communication protocol of the RS-422 standard.
  • the editing device 1 also sends commands to the disk recorder 2, the daily server 7, the source VTR 9 and the like via the RS-422 to control each of them.
  • the editing device 1 can be controlled by Ethernet via the host personal computer 3 or can control an external device.
  • the disk recorder 2 is controlled by a host computer 3 via a SCSI (ANSI Small Computer System Interface).
  • FIG. 2 shows an example of the internal configuration of the editing device 1.
  • the editing device 1 is composed of a matrix switcher 21, a video processor 22, an audio processor 23, and a system controller 24, which are interconnected via a control bus 25. It is configured.
  • the system control unit 24 controls a matrix switcher unit 21, a video processing unit 22, an audio processing unit 23, and the like via a control port bus 25.
  • Device control CPU 1 22 2 1 to 1 2 2 that controls each device such as main CPU 12 1, source VTR 9, disk recorder 2 as oral call storage, and directory server 7 — Has three.
  • the system control unit 24 further includes a communication CPU for performing interface processing for a GUI with the host personal computer 3 and transmitting and receiving a reference time record. It has 1 2 4.
  • the matrix switcher 21 has an input line. This is a block for switching between the input and output lines.
  • the matrix switch section 21 has 12 input lines 31-1 to 31-1-12 for receiving a video signal or an audio signal supplied based on the SDI format. I have.
  • 12 output lines are arranged in a matrix, and each output line has an output processor 3 2 1 to 3 2 1 2 are arranged.
  • the input lines 3 1-1 to 3 1-1 2 and the output processors 3 2-1 to 3 2-12 correspond to the 12 output lines, which are indicated by the Xs in the figure.
  • the connection is made at the cross point as appropriate.
  • the control block 34 of the matrix switcher 21 receives a command from the main CPU 121 of the system controller 24 via the control bus 25, and responds to this command. And it is made to control.
  • This input line is supplied with video and audio signals from the directory server 7, the source VT R9, or the disk recorder 2, as shown in Fig. 1, as well as processed by the video processor 22. Video signals are also provided.
  • the control program 34 converts a predetermined one of these inputs into one of the output processors 32-1 to 32-12 of the 12 output lines. Or supply.
  • the output processors 32-1 to 32-12 perform a process of converting an input video signal into an SDI format.
  • the output of the input processor 32-1 is taken as the output of the capture line and supplied to the host personal convenience unit 3.
  • the output of the output processor 32-2 is used as the output of the preview line and supplied to the main monitor 4.
  • combiners 33-1 to 33-10 are provided, and these combiners 33-1 to 33-10 are provided.
  • — 10 indicates that the embedded audio signal supplied from the audio processing unit 23 is added to the video signal input from the corresponding input / output processor 32-3 to 32-12. Perform processing to superimpose on the I video signal.
  • the outputs of the compliers 33-1 through 33-3-10 are supplied to the disk recorder 2 as a single call storage as an output of the program outline.
  • the embedded audio signal means an audio signal inserted as ancillary data during a blanking period of the digital video data of the SDI standard.
  • the video processing unit 22 is a block for performing an image conversion process on the video signal supplied from the matrix switch unit 21.
  • the image conversion processing includes, for example, an animation effect for applying a special effect to a source video signal, a video signal having a special effect applied to a background video signal, and a background video signal. This refers to the processing of a transition effect that switches video to a foreground video signal, and the synthesis processing that mixes a first video signal and a second video signal with special effects.
  • the video processing unit 22 includes a demultiplexer block 41 for extracting a key signal or a video signal (luminance signal and chroma signal) from an SDI format signal input from the matrix switch unit 21.
  • Switcher block 42 for applying transition effects such as wipe to key signal or video signal, key signal Alternatively, the video signal from the special effect block 43, switcher block 42, special effect block 43, and matrix switch unit 21 for adding an animation effect such as three-dimensional image conversion to the video signal can be obtained. It comprises a mixer block 44 for mixing, and a control block 45 for controlling these demultiplexer blocks 41, switcher blocks 42, special effect blocks 43, and mixer blocks 44.
  • the control block 45 receives a control signal from the system control section 24 via a control bus 25, and via a control line (not shown), a demultiplexer block 41, a switcher block 42, and a special Control the effect block 4 3 or the mixer sub-block 4 4.
  • the demultiplexer block 41 has demultiplexer circuits 41 1 to 41 to 5. These demultiplexer circuits 41 to 1 to 41-5 are connected to the matrix switcher 21 to A circuit for extracting a video signal bucketed in conformity with the supplied SDI format. The circuit extracts the video signal recorded in the area of the pay mouth of each packet data. It extracts based on the synchronization signal and header information recorded at the beginning of each video signal recorded in serial form.
  • the switcher block 42 includes a wipe signal generation circuit 52-1, which generates a wipe signal corresponding to the transition effect specified by the operation block in response to the control command from the control block 45. 5 2—2.
  • the wipe signal generation circuit 52-1 supplies the generated wipe signal to the key signal processing circuit 51-1 and the video signal processing circuit 51-2, and the wipe signal generation circuit 52-2 provides the generated wipe signal.
  • the lock signal is supplied to a key signal processing circuit 51-3 and a video signal processing circuit 51-4.
  • the key signal processing circuit 51-1 processes the key signal supplied from the demultiplexer circuit 41-1 in accordance with the wipe signal supplied from the wipe signal generation circuit 52-1, or generates a new signal. Key signals are generated.
  • the video signal processing circuit 51-2 is configured to process the video signal supplied from the demultiplexer circuit 41-2 in accordance with the wipe signal supplied from the wipe signal generation circuit 52-1. .
  • the key signal processing circuit 5 1-3 processes the key signal supplied from the demultiplexer circuit 4 1-3 in accordance with the wipe signal supplied from the dip signal generation circuit 5 2-2. Or generate a new key signal.
  • the video signal processing circuit 5 1-4 processes the video signal supplied from the demultiplexer circuit 4 1-4 in accordance with the wipe signal supplied from the wipe signal generation circuit 5 2-2. .
  • One signal or video signal is respectively stored.
  • the three-dimensional address generation circuit 63 receives a special image conversion control command from the control block 45 and generates a conversion address for converting a key signal or a video signal into a three-dimensional image, respectively.
  • Frame memories 6 1— 1 and 6 1—2 are Readout of key signal or video signal is performed by 3D address generation circuit
  • Each of the 6-in and 6-in-2 circuits performs a process for spatially interpolating the pixels of the key signal or video signal supplied from the frame memory 61-1 or 61-2. This is performed based on the conversion address from the three-dimensional address generation circuit 63.
  • the mixing circuit 7 1-1 is connected to the interpolator 6 2-2 based on the image transformed key signal supplied from the interpolator 6 2-1.
  • the supplied deformed video signal and the background video signal supplied from the demultiplexer circuits 41-5 are combined.
  • the mix circuit 71-2 converts the video signal output from the mix circuit 71-1 and the video signal processed based on the wipe signal in the video signal processing circuit 51-2
  • the key signal processing circuit 51-1 is composed so as to correspond to a key signal processed based on a wipe signal output from the wipe signal.
  • the video signals output from the mix circuits 7 1-1 and 7 1-2 are supplied to two of the 12 input lines of the matrix switcher 21. .
  • the separation block 81 has separation nights 81-1 to 81-3, and these separation night blocks 81-1 to 81-3 are provided.
  • Reference numerals 8 1-3 demultiplex an embedded audio signal from the SDI format signal supplied from the matrix switch 21. These signals are considered to be signals of the AES IEBU (Audio Engineering Society / European Broadcasting Union) format.
  • the mixer block 83 includes an adder 92-1, which adjusts the output of the separators 81-1 through 81-1-3 to a predetermined level by using variable resistors 91-1 through 91-13, and then adds the outputs. It has an adder 92-2 that adjusts the output of the separation unit 8 1-1 to 8 1-3 to a predetermined level by means of the variable resistors 91-4 to 9 1-6 and then adds them. I have.
  • the embedded circuit 85 converts the audio signals output from the adders 92-1 and 92-2 into an embedded audio signal so that the audio signal can be superimposed on the SDI format signal. I do.
  • the output of the embedded circuit 85 is supplied to the compensators 33-1 to 33-10 of the matrix switcher 21 and the output processor 32-2-3 to 32-2.
  • the data is superimposed on the video signal converted into the SDI format by 1 and is supplied to the disc recorder 2.
  • the control block 86 controls the operation of the separation block 81, the mixer block 83, and the embedded circuit 85, and transmits control signals from the system control section 24 to the control bus 25. It is made to receive and control via
  • the outputs of the adders 92-1 and 92-2 are output from the speed 6 via the amplifier 5 in FIG.
  • FIG. 7 shows an example of the internal configuration of the disk recorder 2.
  • This disk recorder 2 is an application of the hard disk management algorithm FARAD (Fast Random Access Disk) (trademark) for high-speed real-time random access, and uses a relatively small number of disks and multi-channel data. Has been made to be able to perform high-speed random access.
  • FARAD Fest Random Access Disk
  • SCSI controllers 202-1 through 202-2-16 as SPCs (SCSI Peripheral Controllers) control two hard disks, respectively.
  • SCSI controller 202-1 controls the hard disk 201-1 and the hard disk 201-2
  • SCSI controller 202-2-2 controls the hard disk 201-3 and the hard disk 201-2. It is designed to control 2 0 1—4.
  • knocker blocks 203-3-1 to 203-3-8 are provided.
  • One buffer block is designed to control two SCSI controllers.
  • the buffer block 2033-1 controls the SCSI controllers 2022-1 and 2022-2.
  • the knocker block 203-3 controls the SCSI controllers 202-23 and 202-4.
  • the data buffer 2 1 2—1 to 2 1 2—8 are assigned a uniquely defined serial address by the controller 26 2 of the CPU block 261, and the data is determined by the address.
  • the storage location of can be specified. Therefore, the plurality of data buffers 2 1 2-1 to 2 1 2-8 form one data buffer when viewed from the controller 2 62.
  • the disk recorder 2 can be equipped with a total of 36 hard disks, but in this configuration example, 32 hard disks are provided.
  • These hard disks 201-1 through 201-32 are provided with audio blocks 231-1 and 231-2 as blocks for recording and reproducing audio data, and record video data.
  • Video blocks 271-1 through 271-6 are provided for playback.
  • the audio blocks 23 1—1 and 23 1—2 have the same configuration, and each is configured to process eight channels of audio data, for a total of 16 channels. The audio has been made to be able to handle overnight.
  • Each of the digital oplocks 23 1-i has an input / output (I / O) controller-242-i 2) and a DMA controller 24 1-i.
  • the input / output controller 242-i receives the supply of eight channels of audio signals from any of the compensators 33-1 to 33-10 of the matrix switcher section 21 in FIG. 4 and processes the signals.
  • the MA controller 241-i In addition to supplying the signals to the MA controller 241-i, it also processes the audio signals for up to eight channels supplied from the DMA controller 241-i, and processes the audio signals of the editing device 1 in FIG. 4. Output to the input line of the trix switcher section 21.
  • the DMA controllers 24 1-i transmit the audio signals supplied from the input / output controllers 24 2-i to the buffer controllers 2 1 1-1 through 2 1 1 via the DMA bus 25 1.
  • the data read out from these data buffers 2 1 2-1 to 2 1 2-8 is read out via the DMA bus 25 1, and is DMA-transferred to the input / output controller 242-i.
  • the DMA controller 28 l—i is connected to the data sofa 2 1 2—1 via the DMA bus 251.
  • the video data is DMA-transferred between 2 through 2-8 and the RAID controller 282-i.
  • the RAID controller 282-i performs processing for error correction on video data supplied from the video processor 283-i to be recorded on the hard disks 201-1 to 201-32. Error correction processing on the data supplied from the hard disks 201-1 to 201-32 supplied from the DMA controller 28 l-i while being supplied to the DMA controller 28 l-i. And outputs it to the video processor 283-i. Details of the processing of the RAID controller 282-i will be described later.
  • the video processor 283— ⁇ converts the video data supplied from the input / output controller 284—i to the clock rate required for processing by the RAID controller 282—i, and conversely, the RAID controller
  • the controller 28 converts the reproduced data supplied from the 2-i to the clock rate to be processed by the input / output controller 284-i.
  • the input / output controller 284-i receives the video data supplied from any of the compensators 33-1 to 33-10 of the matrix switch unit 21 of the editing device 1, switches the video data, and switches the video data.
  • the data is supplied to any of the data processors 283-1 to 283-6, and conversely, the video data supplied from the video processor 283-i is supplied to the input line of the editing device 1.
  • the CPU block 261 has a controller 262 and a RAM 263, and a SCSI controller 202-i, a buffer block 203-i, and a DMA via a control bus 252. Controllers 24 1—i, I / O controllers 24 2—i, DMA controllers 28 1—i, RAID controllers 28 2—i, Video processors 28 3—i, and inputs It is connected to the output controller 284—i, and is adapted to control them as appropriate.
  • the controller 26 2 controls each block, and the RAM 26 3 stores a software program and table data necessary for the controller 26 2 to execute various processes. Have been.
  • the controller 26 2 uses the designated format parameters—evening and, as shown in FIG. 8, as shown in FIG.
  • a block map 304 is created, and the block map 304 is appropriately updated.
  • the format parameter is composed of a size S of one block as a unit of recording and reproduction, a number n for dividing the data of one block, and an optimum skew value ⁇ skew. .
  • one block as a recording / reproducing unit is defined as one video frame, and the number of divisions of this one block of data is defined as the NTSC standard video signal. In the case of, it is set to "4", and in the case of a PAL standard video signal, it is set to "5".
  • the controller 262 controls the operation of the DMA controller 281-i and the RAID controller 282-i with reference to the block map 304. Command to execute the command.
  • the controller 26 2 reproduces the video data or audio data buffered in the data buffer 2 1 2-i when recording or reproducing the data on the hard disk 201-i.
  • SCAN process This scheduling process is executed so that the head movement amount is minimized. This scheduling process is called SCAN process. This SCAN processing will be described later.
  • the controller 262 also generates a physical addressable table 302 and an allocation map 303 as shown in FIG. 8, and records them in the M266.
  • Zone bit recording ( ⁇ ) Table 301 is a table that associates the cylinder address of the hard disk with the number of sectors used in one track at that cylinder position.
  • FIG. 9 and FIG. 10 show examples of this ZBR table.
  • FIG. 9 shows an example of the ZBR table when the video signal is a video signal of the NTSC standard. Indicates a ZBR table when the signal is a PAL standard video signal.
  • the hard disk 201-i is composed of a plurality of media (disks), and each medium has a plurality of tracks. Each track is divided into a plurality of sectors, and each sector has a size of 512 bytes in this embodiment.
  • An area constituted by tracks located at the same diameter from the center of each medium is called a cylinder.
  • the cylinder is sequentially numbered sequentially from the outer circumference toward the inner circumference, and this is used as a cylinder address.
  • Each hard disk 201-i is formatted by zone bit recording, which divides the radial recording area of the disk into a plurality of zones.
  • the recording surface is divided into a plurality of zones according to the distance from the center of the disk, and the outer zone is formatted so that the number of sectors per track is larger than that of the inner zone.
  • the cylinder addresses are defined by cylinder addresses from 00001 to 60000.
  • the cylinder addresses are formed 00 tracks, and each of these tracks is divided into 12 zones in units of 500 tracks.
  • 567 sectors are formed per track.
  • the number of sectors per track is 3933 in the innermost 12th zone defined by cylinder addresses 550 1 to 600.
  • the outermost first zone and the innermost 12th zone are used as a pair, and so on.
  • the sixth and seventh zones are used as pairs, respectively.
  • the disk capacity can be used most efficiently. This point will be described in detail later.
  • the ZBR table 301 contains the track W
  • the physical address table 302 shown in FIG. 8 associates the logical sector number of the hard disk 201-i (this logical sector number is also called a logical block address) with the physical address. It is a table for The physical address is an address composed of a cylinder number, a media number, and a sector number.
  • FIGS. 13A and 13B show examples of the physical address table 302.
  • FIG. The logical sector number L ki is a number continuously assigned to each sector of all media in each hard disk 201-i. As shown in FIG. 13 (A), this logical sector number L ki is The sector number L ki can be specified by the cylinder number CYK ki, media number MED ki, and sector number SEC ki.
  • Fig. 13 (B) shows a specific example.
  • the sector of logical sector number 2 is the sector of sector number 2 of media number 0 of cylinder number 0. Therefore, by referring to the physical address table 302, a logical sector number can be converted into a physical sector number, or conversely, a physical sector number can be converted into a logical sector number.
  • the allocation map 303 of FIG. 8 is a map for managing the recorded area of all the media (disks) of the hard disk 201-i and the address of the unrecorded area. By referring to this allocation map 303, the unrecorded area of each disc can be read. Can be searched.
  • the block map 304 is a map on a table showing where data on the disk is stored and what size data is stored.
  • k To manage the arrangement position on the disk for each block data (recorded data or data to be played back) having a block number indicated by (a natural number not exceeding the total number of data). It is a map of.
  • one block data indicated by the block number k is, for example, a video data of one frame (image of a predetermined size), and the block number k is a frame of video data of all channels. This is a number (ID number) uniquely specified for each day. Therefore, when there is a request for video data reproduction, the arrangement position on the disc can be specified by the block number k.
  • the block data for one frame is composed of n pieces of sub-block data D kl to D kn and one parity correction bit D kp for error correction.
  • the location of the parity data is the disk identification number (ID) D kp of the hard disk 201-i, the logical sector number L kp indicating the recording start position of the area where the parity data is recorded, and the parity data. It is defined by the number S kp of sectors indicating the size of the recorded area.
  • the location of the sub-block with the number k is such that the disk IDD ki of the hard disk 201-i, the logical sector number L ki indicating the recording start position of the area where the sub-block is recorded, and the sub-block are recorded. It is defined by the number Ski of sectors indicating the size of the area.
  • n the number of divisions of one frame of video data
  • NTSC or PAL data amount
  • Figure 15 shows a specific example of a block map 304 used to record a video of one frame of NTSC format of 144 pixels x 512 pixels divided into four sub-blocks.
  • the parity data P1 of the frame indicated by block number (frame number) 1 is 567 sectors from the start logical sector of number 0 on the hard disk whose disk ID is 1. (The outermost area).
  • the data S 1—1 of the first sub-block of the frame indicated by the block number 1 is obtained from the start logical section of the number 5996 0 0 on the hard disk indicated by the disk ID 2 by 3 9 Recorded in the area of 3 sectors (the innermost area).
  • data ID S 1-2 of the second sub-block of this frame is indicated by a disk ID of 3. From the starting logical sector of number 0 on the hard disk, it is recorded in an area of 567 sectors (outermost area), and the third subblock data S1-3 has the disk ID The data is recorded in the area of the 393 sectors (the innermost area) from the starting logical sector of the number 5996 0 0 on the hard disk indicated by 4, and the data S of the fourth sub-block is recorded.
  • 1—4 is the opening of number 0 on the hard disk whose disk ID is 5 It is recorded in the area of 567 sectors from the start logical sector (the innermost area).
  • the size of one sub-block of data is basically one-fourth the size of one frame of data, but this one sub-block of data is not necessarily the size of one frame of video 1/4 pixel data It is not data composed of evenings.
  • pixel data of this sub-block is used as pixel data of a continuous 1/4 area of one frame of video data, but if this is done, the effect of missing pixel data will be growing. Therefore, a single sub-block is constructed by collecting a plurality of packet transfer blocks that consist of pixel data in a predetermined area that is distributed but not in a continuous area in one frame of video data. You. Also, the size of each sub-block is not necessarily the same. This point will be described later in detail with reference to FIGS. 43 and 44.
  • the process of creating the block map 304 is a process performed before recording the source video data on each hard disk. In other words, rather than physically formatting the disk, it would be appropriate to formally format the disk using the created block map 304.
  • the controller 262 controls the size of one sub-block of the video data to be recorded and the average movement of the head when performing the SCAN schedule as the format parameters for generating the block map 304.
  • the number of cylinders, the number of sectors in one track, and the number of media that make up the cylinder) are determined in advance (the size of the sub-block will be described later with reference to FIG. 27). Then, the position of each sub-block on the hard disk 201 is determined by the procedure of steps S1 to S5 shown in FIG.
  • the average moving distance L a of the head is given by the following equation (1) based on the total number of cylinders L t of the hard disk 201 and the number N of accesses processed in one scan (see FIG. 24 (C)).
  • the drive seek time T s (L) is a function of the seek distance L (number of cylinders), the value of which depends on the mechanical properties of the disk drive used.
  • Figure 17 shows an example.
  • the number of access requests to be processed collectively using the scan (SCAN) algorithm depends on the characteristics of the application that uses this disk recorder 2, the performance required therefor, and the available data buffer 212. Determine from the amount. The larger the number N of access requests to be scanned at a time, the better the random access performance of the hard disk is, but the adverse effect is that the required buffer size increases and the response time increases.
  • step S1 of Fig. 16 the number of subblocks (Bc) existing in one cylinder is calculated.
  • the total number of sectors in one cylinder is the number of sectors in the track multiplied by the number of media. Therefore, Be is obtained by dividing the total number of sections in one cylinder by the number of sectors required to store one subblock of data.
  • Gap 0 gap This is the angle difference between the first sector and the last sector of the block as viewed from the center of the disk. For example, as shown in FIG. 18, the sub-block shown with a shadow has a sector “0” of track “1” at the beginning and a sector “6” of track “2” at the end. The gap is 5/12 of the circumference, ie 57 ⁇ / 6 radians.
  • the skew ⁇ skew is obtained in step S3 based on the above data.
  • the skew 0skew refers to the angle difference between the heads of adjacent sub-blocks on the hard disk 201 as viewed from the center of the disk in the circumferential direction.
  • T d (L) (L-B c- ⁇ skev + ⁇ gap + 2m ⁇ ) / ⁇
  • L is the seek distance and the unit is the number of cylinders
  • Be is the number of sub-projects in one cylinder
  • 0 skew is the skew and the unit is radian
  • 0gap is the gap and the unit is the radian
  • ⁇ is The rotation speed (radian / second) of the hard disk 201 and m is any integer such that T d (L) is positive.
  • FIG. 20 explains the meaning of the above equation (2) on the hard disk 201.
  • FIG. 20 it is assumed that the access of the sub-block “0” has just finished. At this time, the head is in the direction of angle A when viewed from the center. Now, access the same sub-block “0” again. Considering that the disc must rotate for the gap of 0 gap, a waiting time of ⁇ gap / ⁇ occurs.
  • To access the beginning of the inner sub-block “n” only n tracks (sub-blocks) from sub-block “0”, skew n sub-blocks from the start position of sub-block “0”. We have to wait for the rotation of the hard disk 201 by the angle of the sum with (n ⁇ skew).
  • n 0 skew / ⁇ Since the hard disk 201 is rotating, the beginning of the data reaches the position where the head exists at the time obtained by adding an integer multiple of the rotation period (Trot) to the time obtained in this way. I do.
  • the movement of n sub-blocks corresponds to the movement of n / Bc cylinders in the number of cylinders, so if you draw a graph with the number of cylinders on the horizontal axis and the waiting time until the top arrives on the vertical axis, As shown in 21. As the skew 0 skew increases, the slope of the linear group in FIG. 21 increases.
  • the circumferential position (angle) of the head viewed from the center is assumed to be constant regardless of the distance from the center. Actually, depending on the mechanism of the head, the position may not be exactly constant, but the effect is sufficiently small that it can usually be ignored.
  • the above equation (2) gives the time required for the head of the sub-block to reach below the head in each cylinder. However, since the head has to move to the desired cylinder within this time, the waiting time is the time from the seek until the beginning of the first block appears.
  • This is the overhead T d (L) considering both seek and rotation wait.
  • Figure 22 shows an example, and the following equation (3) shows its definition. Actual overhead (waiting time) T d (L) is shown by a thick line in FIG. The function of the seek time T s (L) is shown by a dotted line. In the figure, Trot is one rotation cycle.
  • T d (L) (L-B c-0 skew + ⁇ gap) / ⁇ ⁇ ⁇ ⁇ (3)
  • S 3 — 2, S 3 — 3 and S 3 — 4 indicate that this straight line is always the seek time T
  • skew ⁇ skew is selected so that it is higher (larger) than s (L) and almost touches the seek time T s (L).
  • step S3-2 the controller 26 2 initializes the skew Sskew to 0, and in step S3-3, the seek time T s (L) and the overhead T d Compare the size of (L). If it is determined that the seek time T s (L) is smaller than the overhead T d (L), the process proceeds to step S3-4, where the controller 26 increments the skew 0skew by delta. To Then, returning to step S3-3, the seek time T s (L) and the magnitude of the overhead T d (L) are compared again.
  • the seek time T s (L) is equal to the overhead T d
  • Steps S3-3 and S3-4 are repeatedly executed until it is determined that the value is equal to or larger than (L).
  • step S3-3 the seek time T s (L) is changed to the overhead T d
  • Steps S4 and S5 determine the position of each sub-block on the disk over the entire area of the hard disk 201 using the skew 0 skew and the gap 0 gap obtained as described above.
  • step S4 first, the address of the physical address (cylinder / media / sector) is initialized to (0/0/0).
  • step S5 is a loop that repeats for all sub-blocks. Inside the loop, first, in step S5-1, the logical sector number is obtained from the physical address by referring to the physical address table 302 in step S5-1. In step S5-2, this and information such as the physical address are written in the process map 304.
  • step S5-3 the physical address pointer P pa is updated in step S5-3 in preparation for the processing of the next sub-block.
  • step S5-4 it is determined whether or not the processing in steps S5-1 to S5-3 has been performed for all sub-blocks. If not, the processing is performed for sub-blocks that have not been processed. Steps S5-1 through S5-3 are performed.
  • the arrangement of the Nth sub-workpiece on the hard disk 201 is as follows:
  • a block map 304 shown in FIGS. 14 and 15 can be created.
  • the video data and parity data at that time are not recorded on the disc. That is, before actually recording the video data on the disc, the block map 304 shown in FIGS. 14 and 15 is created.
  • the block map 304 is used to theoretically format the recording error on the disk so that the video data and the parity data are recorded in accordance with the previously created block map 304. It can be said that it is a night. In other words, it can be said that the block map 304 is data for reserving a recording area on the disk so that video data and parity data are recorded according to the block map 304.
  • the parity data P 1 of the frame indicated by the block number (frame number) 1 is the starting logical sector of the number 0 on the hard disk indicated by the disk ID 1.
  • the recording area on the disk is reserved so that it is recorded in the area for the 5607 sectors (outermost area), and the first sub-block of the frame indicated by the block number 1 is reserved.
  • Data S 1—1 is recorded in the area of 39.3 sectors (the innermost area) from the starting logical sector of number 996 00 on the hard disk with disk ID 2
  • the recording area on the disk is reserved, and so on, starting from the number 0 on the hard disk whose disk ID is indicated by 3 in the second sub-block of this frame.
  • FIG. 23 shows the overhead time of the disk on which each sub-block is arranged as shown in FIG.
  • the horizontal axis represents the seek distance, that is, the number L of cylinders that the head of the hard disk 201 crosses when moving, and the vertical axis represents the time Td (L) required at that time.
  • the chain line represents the seek time T s (L)
  • the solid line represents the overall overhead time T d (L). Since the overhead time is the sum of the seek time T s (L) and the rotation waiting time T rd, the difference between the solid line and the one-dot chain line is the rotation waiting time T rd.
  • an access request occurs to any location on the hard disk 201.
  • the location to be processed by one scan may be unevenly distributed as shown in (A) and (B) in Fig. 24, or evenly distributed as shown in (C) in Fig. 24.
  • five random accesses and accompanying overhead occur to move between the six access requests.
  • overhead shown by the thick line in FIG. 22 occurs.
  • the worst sum of overhead for these five random accesses is When the overhead function T d (L) is convex upward as shown in Fig. 23, it is when all accesses are evenly distributed as shown in Fig. 24 (C). .
  • step S3 shown in FIG. 16 one of the straight line groups waiting for rotation given by the above equation (2) is above the seek time T s (L) and skewed so as to be as close as possible. Was selected. As a result, T d (L) can be reduced near the distance La, and the worst overhead T max can be reduced.
  • FIG. 25 schematically shows the overhead length in the case of using the above-described algorithm (by the FARAD (trademark) method).
  • the FARAD trademark
  • FIG. 25 schematically shows the overhead length in the case of using the above-described algorithm (by the FARAD (trademark) method).
  • the seek time can be reduced, and the overhead can be shortened accordingly.
  • the seek time can be shortened as compared with the conventional case, but the rotation waiting time cannot be shortened.
  • the size of the sub-block is a given fixed value, but the size of the sub-block can be selected within a certain range.
  • the position of the straight line can be more finely controlled so as to approach the seek time near the average movement distance La. This point will be described in detail later.
  • the overhead due to the movement between sub-blocks is greatly improved.
  • the time required to change tracks and the time required to move to an adjacent cylinder must be considered.
  • the time required for changing a truck and moving to an adjacent cylinder is constant, so after this time, between trucks or between cylinders, just like a night arrives under the head
  • By giving the skew in the sub-block it is possible to suppress the occurrence of a long rotation wait in the sub-block due to the change of the track and the movement of the cylinder.
  • step SI1 the controller 262 controls the SCSI controller 202 to move the head of the hard disk 201 to the cylinder “# 0”.
  • step SI12 the process proceeds to step S12 for performing the actual schedule.
  • step S 12 in step S 12-1, the controller 26 2 provides an N-order access request buffer (not shown) in the order from the oldest (oldest) one in time. ) To read from.
  • the access request buffer holds the access requests supplied from the host personal computer 3 in the order of input.
  • One access request describes the number of the sub-block to be accessed and the start address of the data buffer 2 12 used for data transfer.
  • the number N is a constant given from the host personal computer 3 in advance.
  • step S 1 2-2 the controller 26 2 refers to the block map 304 for each of the N access requests, and determines the physical address (cylinder number, media number, and sector number) of the sub-block to be accessed. Number).
  • step S12-3 these N access requests are rearranged in ascending order of cylinder number (in order from the outer peripheral side to the inner peripheral side). This operation realizes the schedule of the SCAN algorithm.
  • step S12-4 these sorted access requests are sent to the hard disk 201 via the SCSI controller 202 in ascending order of the cylinder number, and the actual access and data Perform overnight transfer.
  • step S12-5 wait for the end of the data transfer, and then issue the next access instruction.
  • step S1 2—6 it is determined whether or not all the requests have been transferred. If there are any requests that have not been transferred, the process returns to step S1 2—4, and the same processing is performed. Execute. By repeating this N times, it is determined in step S12-6 that the processing of the N access requests has been completed.
  • step S12-7 the host personal computer 3 is notified that the processing of N accesses has been completed, and a series of processing relating to the N access requests is completed.
  • step S12-8 all access requests are processed, and it is determined whether the access request buffer is empty. If an access request remains, the controller 26 2 returns to step S 12-1, retrieves the next N access requests, and continues processing. If there are no N requests in the access request buffer, wait in this step until N requests have been accumulated, and once N requests have been accumulated, return to step S12-1. A similar process is performed.
  • the controller 26 2 determines the size of the sub-block and the recording start position of the sub-block so that the gap S gap and the skew 0 skew are substantially constant over the entire area from the outside to the inside of the hard disk 201. By doing so, the real-time access can be further improved. Actually, the controller 2626 generates the block map 304 so that the gap 0 gap and the skew 0 skew are substantially constant over the entire area from the outside to the inside of the hard disk 201.
  • FIGS. 27 to 32 The processing procedure when the controller 262 places the k-th sub-block on a predetermined track of a predetermined hard disk 201 will be described.
  • the hard disk 201 storing the parity data is selected, and then the hard disk 201 storing the sub-block data sequentially from the inner circumference side and the sub-block data is sequentially stored from the outer circumference side.
  • Hard disk 201 to be placed is selected.
  • sub-blocks are numbered from 1 to n, for example, odd-numbered sub-blocks are sequentially arranged on the hard disk 201 from the inner side, and even-numbered sub-blocks are sequentially arranged on the hard disk 201 from the outer side. Deploy. Further, the hard disks 201 to be arranged according to the data are shifted and selected so that the sub-blocks are not concentrated on a small number of hard disks 201.
  • FIG. 28 is a flowchart showing details of the process in step S31 in FIG.
  • MOD is an operator for calculating a remainder obtained by dividing k ⁇ 1 by m (the total number of hard disks 201).
  • the size of the inner sub-block can be made smaller than the size of the outer sub-block. Yes And the gap of each sub-project 0 gap can be kept constant.o
  • the sub-blocks are arranged alternately between the sub-blocks arranged sequentially from the inner circumference and the sub-blocks arranged sequentially from the outer circumference. If they do, they do not have to be alternated. That is, the sub-blocks may be sequentially arranged on the hard disk 201 from the inner circumference side, and then the remaining sub-blocks may be sequentially arranged on the hard disk 201 from the outer circumference side. .
  • the j-th hard disk 201 represented by the above equations (4) and (5) need not be selected. I do not care.
  • the hard disk 201 in which the sub-blocks are arranged sequentially from the inner side is selected from the hard disks 201 in which the inner area is hardly used, and the hard disk 201 in which the sub-blocks are sequentially arranged from the outer side.
  • the parity data is sequentially arranged from the outer peripheral side on the hard disk 201 selected in step S41.
  • step S32 on each of the selected hard disks 201, a start logical sector for starting the disposition of parity data and sub-blocks is determined.
  • FIG. 29 is a flowchart showing a processing procedure for determining the start logical sector.
  • step S51 sequentially from the outer peripheral side With respect to the hard disk 201 in which the parity data is to be arranged, a starting logical sector address Lkp is obtained.
  • FIG. 30 is a flowchart showing details of the process in step S51 in FIG.
  • step S61 the outermost track in an unallocated area where no sub-block (parity data) is allocated is selected as a track for allocating a sub-block (in this case, overnight recording).
  • the unallocated area can be known from the allocation map 303. This determines the cylinder number (CY Lki) and media number (ME Dki) of the physical sector address. Referring to the ZBR table 301, the number of sectors per track at this location (Tki) I understand.
  • step S62 from the value of the cylinder number (CY Lki) and the optimum skew (0skew), the following formula (6) is used to select the non-placed area in the unplaced area selected in step S61.
  • the beginning of the outermost track (cylinder number CY Lki) and the beginning of the physical outermost track (the track on which the data of the first sub-block is recorded) (the track with cylinder number 0) The number of cylinders between them is CYL ki).
  • step S63 the sector number (S E Cki) is obtained by the following expression (7) from the angle 0 ki obtained in the expression (6) and the number of sectors per track (Tki).
  • ROUNDUP means an operator that finds an integer rounded up.
  • step S64 referring to the physical address table 302 (FIG. 13), the logical sector address (Lki) is obtained from the physical sector addresses (CYLki, MEDki, SE Cki) obtained in steps S61 to S63. ) (In this case, Lkp) and return
  • FIG. 31 is a flowchart showing details of the process in step S52 of FIG.
  • step s71 referring to the physical address table 302 (FIG. 13), an innermost track in an unallocated area is selected as a track on which a sub-block is allocated.
  • the shilling number (CYLki) and the media number (MEDki) of the physical sector address are determined.
  • the ZBR table 301 the number of sectors per track (Tki) at this location is known.
  • step S72 the head of the innermost track in the unallocated area selected in step S71 and the physical innermost track (the data of the first sub-block is recorded.
  • the angle 0ki between the head of the track and the track is determined, and the sector number (SE Cki) is determined in step S73.
  • step S74 the logical sector address (Lki) is determined from the obtained physical sector addresses (CYLki, MEDki, SE Cki) and returned.
  • the steps described above The processing in S72 to S74 is basically the same as the processing in steps S62 to S64 in FIG. 30 except that tracks are selected sequentially from the inner circumference side instead of the outer circumference side. Since the processing is similar, detailed description thereof is omitted here.
  • the processing procedure here is the same as the case described above with reference to the flowchart in FIG. 30, and a description thereof will be omitted here.
  • the process returns.
  • the track on which the sub-block is arranged is selected from the outermost track in the unallocated area
  • the track on which the sub-block is to be arranged is selected from the innermost track in the unallocated area, but it is not necessarily the outermost track or the innermost track. You do not need to select. For example, in the ZBR format, if the zone is the same, the number of sectors per track is the same, and the size and gap value of each sub-block do not change.
  • the processing procedure for determining the size of the sub-block will be described later with reference to the flowchart of FIG.
  • each sub-block including parity data
  • T Tkl + Tk2 +, ⁇ , + Tkn.
  • the size Skp of the parity data is given by the following equation (11) when the size of each sub-block is determined.
  • Skp M AX (Ski, Sk2, ⁇ , Skn) ⁇ ⁇ ⁇ (1 1)
  • MAX is the subblock size Ski to This is the operator that finds the largest Skn.
  • Tkp is the number of sections of the track in which the sub-block S kp is located.
  • FIG. 32 shows a flowchart for realizing the procedure for determining the size of the sub-block described above.
  • step S82 the calculation represented by the above equation (8) is performed, and the sum of the sizes Ski of the sub-blocks obtained in step S81 is equal to the original size of one block of data. It is determined whether it is equal to S. If it is determined that the sum of the size Ski of each sub-block is not equal to the size S of the original one block, the process proceeds to step S83, where the sum of the sizes S ki of each sub-block is The size Ski of each sub-block is slightly increased or decreased so as to be equal to the size S of one block of one block.
  • step S82 the process returns to step S82, and the processes of steps S82 and S83 are repeated until it is determined that the sum of the sizes S ki of the sub-blocks is equal to the size S of the original one block. .
  • step S82 the process proceeds to step S84, where the size of the parity data S kp is required. That is, the largest size in the sub-block S ki is set as the parity data size S kp.
  • Step S84 Upon completion of the process in Step S84, the process returns. As a result, the processing in step S33 of the flowchart shown in FIG. 23 ends, and all the processing ends.
  • each hard disk 201 the size of the sub-block arranged on the inner peripheral side is reduced so that the gap S gap of each sub-block is constant, and the sub-block is arranged on the outer peripheral side. Increase the size of the sub-block.
  • FIG. 33 shows an example of the sub-blocks distributed to the hard disk 201 as described above.
  • the number m of the hard disk 201 is 6, and the number n of subblocks is 4.
  • the parity data of the first frame is stored on the hard disk 210-1 and the corresponding four sub-blocks are stored on the hard disk 20.
  • Hard disk 2 0 It is arranged in a distributed manner from 1 2 to 2 0 1-5.
  • Hard disk 2 0 It is arranged in a distributed manner from 1 2 to 2 0 1-5.
  • the sub-blocks located on 201-5 are put on the outermost track, and the sub-blocks placed on the hard disks 201-1 and 201-4 are put on the innermost track.
  • the parity data of the second frame is on the hard disk 201-2
  • the sub-blocks are on the hard disks 201-1 to 201-16, respectively, from the outer circumference to the inner circumference From the inner circumference
  • the parity data of the third frame is stored on the hard disk 201-3
  • the sub-blocks are hard disks 201-4 through 210-1-6, and the hard disk 210-1.
  • the outermost, innermost, outermost, innermost, and outermost parts are inserted in that order.
  • the data of each frame is arranged, and the data of the last frame is, for example, almost in the middle of the cylinders of the hard disk 201--3 to 201-161 and the hard disk 210-1. Placed around.
  • the time for actually reading or writing the parity data and the sub-block is fixed regardless of the storage location of the data on the hard disk 201. It can be.
  • scanning is performed from the outer circumference to the inner circumference, but scanning may be performed from the inner circumference to the outer circumference. In this case, it is possible to set the optimum skew when accessing the data overnight while moving the head from the inner circumference to the outer circumference.
  • the RAID controller 282 for generating parity data and using this to correct errors will be described.
  • the sub-block The size is made larger than the size of the sub-block recorded on the inner circumference, and one block is divided into four sub-blocks # 1 to # 4.
  • the size of the parity block is set to be equal to the size of the largest subblock among the divided subblocks.
  • the j-th parity data P j is generated from the j-th data of each sub-block.
  • Fig. 34 (A) when the value of j is small, the j-th data corresponding to all sub-blocks exists, so that the data of all sub-blocks # 1 to # 4 exist. From this, parity data P j is generated.
  • j becomes larger than a certain value the j-th data does not exist in subblocks # 1 and # 3 as shown in Fig. 30 (B).
  • parity data P j is generated based on the j-th data from sub-blocks # 2 and # 4 whose size is j or more.
  • a predetermined data may be added to the sub-blocks # 1 and # 3, and the parity data Pj may be generated from the data of all the sub-blocks.
  • the operation in correcting a data error is as follows. That is, for example, when the j-th data of a predetermined sub-block is incorrect, the error is basically corrected using the j-th data and the parity data of another sub-block.
  • the i-th data Because the parity data is generated from the evening, the j-th data block of the parity data and the error-free sub-block # 1 to # 3 are used, and the erroneous sub-block # 4 J-th de-correction in the evening.
  • parity data is generated from the j-th data of the sub-block whose size is j or more.
  • FIG. 36 shows the configuration of a part that performs such processing.
  • the RAID controller 282-1 of the video block 271-1 has delay elements 401-1 to 403-1 for delaying data by one packet transfer program. ing.
  • the RAID controller 282-1 generates the parity data from the pixel data supplied from the video processor 283-1 via the 10-bit bus, and outputs the FIF0404 via the 32-bit bus. -1 and the pixel data is supplied to the FIF0405-1 via a 32-bit bus.
  • the RAID controller 282-1 converts the parity data (reproduced data) supplied from the DMA controller 281-1-1 through the 64-bit bus and the FIFO 406-1 into the parity data (reproduced data).
  • FIGS. 37 (A) and (B) show an example of conversion processing of 10-bit data and 32-bit data in the RAID controller 282-1.
  • the RAID controller 2 282-1 is controlled by the video processor 283-1 in units of 10 bits as shown in Figure 37 (A).
  • the data is supplied, three 10-bit data are collected, and a 1-bit dummy data is placed between the first and second 10-bit data. Evening is inserted, and a dummy data of 0 is inserted between the second and third 10-bit data overnight to make a total of 32 bits of data.
  • the RAID controller 282-1 is the lower 2 bits of the data input with 10 bits. Ignore the bits and combine the four sets of 8-bit data into a 32-bit data set.
  • the data is divided into 8 bits, and 2 bits of dummy data are added to the data of each 8 bits. And 10-bit data.
  • the RAID controller 282-1 and the DMA controller 281-1 in FIG. 36 are connected to each other via FIF040s 4-1 to 406-1.
  • the FIFO controllers 284—1 to 406—1 have a RAID controller 282—1 side with a 32-bit bus, and a DMA controller 281—1 side with a 64-bit bus. It consists of a bus. Since each FIFO is composed of 32 bits, for example, FIF0404-1 uses the 32-bit parity data input first as a 64-bit bus. For example, the data is output to the DMA controller 281-1-1 via the upper 32-bit bus, and the next input 32-bit parity data is transferred to the lower 32-bit bus of the 64-bit bus. It is supplied to the DMA controller 281-1 through the bit bus.
  • the first 32 bits of pixel data supplied from the RAID controller 282-1 are converted to the MSB side of the 64 bits bus. It outputs to the DMA controller port 281-1-1 via a 32-bit bus, and then inputs the input 32-bit pixel data to the LSB side of the 64-bit bus. Output to the DMA controller 281-1-1 via the 32-bit bus.
  • the pixel data (reproduced pixel data) supplied from the DMA controller 281-1-1 through the 64-bit bus is supplied to the RAID controller 282-1-1.
  • 6-1 is composed of FIFOs 406A-1 and 406B-1, each having a capacity of 32 bits.
  • the pixel data supplied via the 32-bit bus on the MSB side of the 64-bit bus from the DMA controller 281-1-1 is supplied to the FIF0406A-1 and the pixel data supplied on the LSB side is supplied to the FIF0406A-1.
  • the pixel data supplied via the bit bus is supplied to the FIF0406B-1.
  • the pixel data stored in the FIF04 06 A-1 is supplied to the RAID controller 282-1, via the 32-bit bus, and then stored in the FIF04 06 B-1, The obtained 32-bit pixel data is read out and supplied to the RAID controller 282-1-1 via the 32-bit bus.
  • the DMA controller 281-1-1 is connected to a 64-bit DMA bus 251. Also, FIF047-1 is connected to a 32-bit control bus 252, and a command input via the control bus 252 is provided. Output to the RAID controller 282-1. Although not shown, the video blocks 271-2 to 271-6 have the same configuration as the video block 271-1.
  • the board 4 21-1 is provided with three SCSI boards 43 1-1 to 43 1-3.
  • the SCSI board 43-11-1 is provided with a data buffer 2112-1 composed of S-DRAM, and its input / output is controlled by the buffer controller 21-1-1. It has been made to be.
  • To the sofa controller 2 1 1 1 1, two SCSI controllers 2 0 2 -1, 2 0 2-2 are connected via a 32-bit bus, and the SCSI controllers are connected.
  • the first rail 202-1 controls the two hard disks 201-1 and 201-2. Further, the SCSI controller 202-2 controls two hard disks 201-3 and 201-4.
  • the SCSI boards 431-1 and 431-3 have the same configuration as the SCSI board 431-1.
  • the boards 4 2 1-2 and 4 2 1-3 have the same configuration as the board 4 2 1-1. Therefore, in this configuration example, one board 4 2 1 — i can control 12 hard disks 201, and three boards are provided. It has a function of controlling a total of 36 hard disks 201. However, 32 hard disks 201 are actually connected.
  • one frame of image data is divided into, for example, four sub-blocks, and this sub-block further includes a packet transfer in units of 128 words of pixel data.
  • Blocks are divided into blocks, and parity data generation and error correction using this are performed. Is performed.
  • one frame of the image data of the NTSC system is composed of 144 ⁇ 512 pixels.
  • One pixel is composed of 10 bits of luminance (Y) data and 10 bits of color difference (U or V) data.
  • one word consists of 32 bits
  • three 10-bit luminance data can be arranged in one word.
  • the data of three pixels can be finally obtained by one word.
  • the 10-bit luminance data and the 10-bit color difference data constitute a pixel-by-pixel data transfer
  • one bucket transfer block (128 words)
  • 1.5 pixels can be placed in one word, so that one pixel of 12-pixel data is placed.
  • one pixel is composed of 10-bit luminance data, and 384 pixels are arranged in one bucket transfer block. Shall be.
  • FIG. 41 shows an example of a DMA command supplied from the controller 26 2 to the MA controller 28 1 via the control bus 25 2.
  • This example shows a RAID controller 282 shows an example of a command when the pixel data to be recorded is DMA-transferred from the data buffer 2 12 to the data buffer 2 12.
  • this DMA command is composed of a command and an operand.
  • the operand an address of a data buffer 212 for recording pixel data is stored. Is held.
  • the command specifies the number of times to transfer the packet transfer block (the number of loops).
  • a command for instructing various controls can be arranged.
  • a RAID ratio is set in the command for the RAID controller 282.
  • pixel data for one frame is AO, B0, CO, D0, A1, B1, C1, D1,...
  • ⁇ It is assumed to be sequentially divided from upper left to lower right like '.
  • the DMA controller 281 transmits the F This command is received by IF0501-1-1, and the data is written to the data buffer 212 as shown in Figure 42.
  • addresses a0 to d0 of the data buffer 212 are defined in the operand corresponding to the four sub-programs.
  • P0 is described in the operand as the address of the data buffer 2 12 to be recorded in the parity data corresponding to the four sub-blocks.
  • a loop count n is described as a command.
  • the packet transfer block A0 is written to the address a0 of the data buffer 212.
  • the packet transfer block B0 is written to the address b0
  • the packet transfer block C0 is written to the address c0
  • the packet transfer block DO is written to the address d0.
  • the parity data P 0 of the first one-bucket transfer work is stored in the address p 0 of the data buffer 2 12. Written.
  • the packet transfer block A1 is written to the address a0 + 128 (key) of the data buffer 212, and the packet is transferred to the address b0 + 128.
  • Block B1 is written
  • packet transfer block C1 is written to address c0 + 128, and packet transfer block D1 is written to address d0 + 128.
  • P 0 +128 “No, Retain Day P 1 is written.
  • data AO, A 1, A 2,--A (n-1) are written in an area continuous from address a 0, and are written in an area continuous from address b 0.
  • B 0, B 1, B 2,... B (n-1) are written.
  • data C0, C1, C2,... -C (n-1) are written in an area continuous from address c0, and data is written in an area continuous from address d0.
  • D 0, D 1, D 2,..., -D (n ⁇ 1) are written, and parity data P 0 to P (n ⁇ 1) are written in an area continuous from the address p 0.
  • FIG. 43 shows an area R1 in which pixel data of one frame of image is transferred by a 4: 1 RAID and an area R2 in which a 2: 1 RAID is performed.
  • the “n: m RA ID” used in the following description divides the source video data into n sub-blocks, and This indicates that the RAID algorithm generates m parity data from n sub-blocks. Therefore, “4: 1 R AID” is a RAID algorithm that generates one parity data from four sub-blocks.
  • A0, B0, C0, D0, A1, B1, CI, D1,..., An, Bn, Cn, Dn are successive packet transfer blocks. Is transferred in a 4: 1 RAID. Then, the packet transfer blocks A (n + 1), C (n + 1), A (n + 2), C (n + 2), '', A r, : Transfer with 1 RAID.
  • the above-described packet transfer blocks A i, B i, C i, and D i constitute first to fourth sub-blocks, respectively.
  • the first sub-block is composed of AO to Ar packet transfer blocks
  • the second sub-block is composed of B0 to Bn packet transfer blocks
  • the third sub-block is composed of C0 to Cr packet transfer blocks
  • the fourth sub-block is composed of DO to Dn packet transfer blocks.
  • the knowledge day is composed of packet transfer blocks of P0 to Pr.
  • the packet transfer block Ai constituting the first sub-block is not a continuous pixel on the image of one frame shown in FIG. (Of course, the pixels are continuous in one packet transfer block).
  • the n + 1 packet transfer blocks of each subblock, together with the n + 1 parity data blocks, have a 4: 1 ratio.
  • RAID is configured.
  • the bucket transfer block from the bucket transfer block A n +1 of the first sub-block to the bucket transfer block Ar, and the bucket transfer block C n +1 of the third sub-block constitute a 2: 1 RAID.
  • the packet transfer block in the 4: 1 RAID area is MA-transferred to the data buffer 2 12 in FIG. 36 by a DMA command as shown on the left side of FIG. 44. That is, the data A 1 of the first sub-block is stored at the address a 0 of the data buffer 2 12, and the bucket transfer block B 1 of the second sub-block is the data buffer 2 1
  • the packet transfer block C1 stored in the address b0 of the second sub-block, the packet transfer block C1 of the third sub-block is stored in the address c0 of the data buffer 212, and the packet transfer block C4 of the fourth sub-block.
  • D1 is stored at address d0 of data buffer 212.
  • the overnight data is stored in the address p0 of the data buffer 212.
  • a second packet transfer block A 2, B 2, C 2, D 2 and parity data P 2 are sequentially transferred.
  • n + 1 transfers are performed for the bucket transfer block in the area of the 4: 1 RA ID.
  • the packet transfer block in the 2: 1 RAID area is DMA-transferred to the data buffer 212 of FIG. 36 by the DMA command shown on the right side in FIG. That is, the packet transfer block A n + 1 of the first sub-block is stored in the address a 0 of the data buffer 2 12. It is memorized. Similarly, the packet transfer block of the third sub-block
  • FIG. 45 and FIG. 46 show DMA commands for reading the bucket transfer block from the data buffer 211.
  • FIG. 45 shows a case where there is no error in each packet transfer block
  • FIG. 46 shows a case where there is an error.
  • each packet transfer block when there is no error in each packet transfer block, the addresses a0 to d0 of the data buffer 212 where each packet transfer block is stored, and The number of transfers is described. That is, in this case, one bucket transfer block of the first sub-block is read from the address a0 of the data buffer 2 12 and the address of the second sub-block is read from the address b0. One packet transfer block of the third sub-block is read from address cO, and one packet transfer block of the fourth sub-block is read from address dO. Is read. Such reading is performed for the number of loops.
  • the address c0 in which the packet transfer block having the error is stored is stored. Instead, the address P0 where the parity data is stored is described. And the top As the command, the number of loops is specified, and a flag indicating that there is an error in the data of the third sub-block stored in the address CO is described. Therefore, in this case, the data of the third sub-block is not read out from the data buffer 212, but the data of the third sub-block is read out instead.
  • FIG. 47 shows a configuration example of such a part that generates parity data in real time of the RAID controller 282 and uses this to perform error correction.
  • the selector 451 selects one of the recording data (pixel data) supplied from the video processor 283 and the pixel data (reproduction data) supplied from the data buffer 221. Then, the data is supplied to other circuits (not shown) as input data, and is also supplied to the input A of the delay elements 401 to 4 and the selectors 454 and 455.
  • the delay elements 410-1-4 delay the input data by one packet transfer block, and then output the delayed data to the subsequent delay elements 410-13.
  • the delay element 401-3 also delays the input data by one packet transfer block, and then outputs it to the subsequent delay element 4101-2.
  • the delay elements 4101-1 also delay the input data by one bucket transfer block, and then output to the subsequent delay element 410-1.
  • the delay element 410-1 delays the input data by one packet transfer block and then supplies it to the input A of the selector 453.
  • the delay elements 4 0 1 -1 to 4 0 1 -4 are shown in FIG. Although four are shown in the block diagram, they are actually composed of one delay element 401 in FIG. 36, and this delay element 401 is divided by the number of loops (in this case, , 4), it is possible to obtain the delay of the bucket transfer block for the number of loops.
  • the selector 454 selects one of the input B to which the output of the delay element 402 is supplied and the input A to which the output of the selector 451 is supplied, or exclusive ORs the two inputs. And outputs it to the delay element 402. The output of the delay element 402 is supplied to the input A of the selector 452.
  • the selector 455 also selects one of the input A to which the output of the selector 451 is supplied and the input B to which the output of the delay element 403 is supplied, or exclusive ORs the two.
  • the arithmetic operation is performed and output to the delay element 403, and is output to a circuit (not shown) as parity data.
  • the output of the delay element 403 is supplied to the input B of the selector 452.
  • the selector 452 selects one of the inputs A and B and supplies it to the input B of the selector 453.
  • the selector 453 selects one of the input A from the delay element 410 1 and the input B from the selector 452, and outputs the selection result to the video processor 283.
  • the RAID controller 282 converts the pixel data into units of 10 bits. Do Data is converted from data overnight to data in units of 32 bits (1 word). Then, this data is collected for 128 words (one packet transfer block), and the recorded data is supplied to the input A of the select 451. Assume that the number of the first packet transfer block input is 0. The packet transfer block with the number 0 is selected by the selector 451, and is supplied to the input A of the selector 455 and is output as it is to an unillustrated circuit as input data.
  • the selector 455 selects the input A as it is.
  • the output of the selector 455 (packet transfer program of number 0) is supplied to the delay element 403 and held.
  • the selector 4551 selects this packet transfer block and supplies it to the selector 45.
  • the input B of the selector 455 is supplied with the packet transfer block of the number 0 held in the delay element 403, so that the selector 455 is supplied from the selector 451.
  • the exclusive OR of the bucket transfer block of No. 1 and the bucket transfer block of No. 0 supplied from the delay element 403 is calculated, and this is supplied to the delay element 403 for holding.
  • the selector 4555 causes the buckets of No. 0, No. 1, and No. 2 to be transmitted.
  • the exclusive OR of the packet transfer blocks is calculated and output, and when the bucket transfer block of number 3 is input, the exclusive logic of the bucket transfer blocks of numbers 0 to 3 is input. The sum is calculated and output. For a 4: 1 RAID, this is the desired parity.
  • parity data is sequentially generated and output in real time as shown in FIG.
  • the input data selected and output from the selector 451 is input to the FIFO controller 405-1 from the RAID controller 282 via a 32-bit bus, and the 64 bits are input therefrom. It is supplied to the DMA controller 28 1 through the bus of the device.
  • the parity data output from the selector 455 is supplied from the RAID controller 282 to the FIFO 404 through a 32-bit bus, from which a further 6 bits are output. Supplied to DMA controller 281 via 4-bit bus.
  • the MA command as shown in FIG. 41 is input to the DMA controller 281 from the controller 262.
  • the MA controller 281 in response to this DMA command, reads the pixel data or parity data stored in FIF045-1 or FIF044-11, and reads the DMA bus 2 5 1 is supplied to the buffer controller 2 1 1.
  • the NOF controller 211 executes a process of writing data supplied via the DMA bus 251 to the data buffer 212. Thereby, for example, the pixel data and the parity data are stored in the data buffer 212 in the state shown in FIG.
  • the SCSI controller 202 receives a command from the controller 262 via the control bus 252, and in response to this command, sends a control signal to the buffer controller 211. To reproduce the pixel data and the parity data stored in the data buffer 212. Capture it. Then, the SCSI controller 202 transmits the data from the data buffer 211 captured through the north controller 211 to the predetermined data of the corresponding predetermined hard disk 201. Write to track. In this way, the hard disk 201 divides the pixel data for one frame into four sub-blocks in the state shown in FIG. 33, for example, and a different c Recorded on one disk 201. Also, the parity data corresponding to the pixel data of the frame is recorded on a different hard disk 201.
  • the controller 26 2 outputs a command to the SCSI controller 202 via the control bus 25 2, and outputs a command to the pixel data of a predetermined frame recorded on the hard disk 201. Play the corresponding Paritaide overnight.
  • This reproduced data is written from the SCSI controller 202 to the buffer 212 via the buffer controller 211.
  • the controller 262 sends the data written to the data buffer 212 to the DMA controller 281 via the control bus 252 in this manner. Instructs DMA transfer to controller 2 82.
  • the DMA controller 28 1 reads out the data written to the data buffer 2 12 via the buffer controller 2 11 1, and the DMA bus 2 1 5 Receive transfer through one. This data is supplied to FIF0406A-1 and 406B-1 via a 64 bit bus and stored. The data written to FIF04 06 A-1 and 406 B-1 is transferred to the RAID controller 282 via a 32-bit bus. Supplied to
  • the data supplied from the FIFO 406A-1 and 406B-1 is received by the input B of the selector 451.
  • the packet transfer block with the number 0 is input to the selector 451, in this way, it is selected by the selector 451, and as shown in FIG. 4 and to inputs A of selectors 45 4 and 45 5, respectively.
  • the selector 455 is controlled to select the input B at this time, the data supplied to the input A is not supplied to the delay element 403 .
  • the selector 454 since the input A is controlled so as to be selected, the selector 454 selects the packet transfer block of the number 0 and the delay element in the subsequent stage. Supply to 402 and hold.
  • the packet transfer block of No. 1 is input to the selector 451, and when it is selected, it is supplied to the delay elements 401-1-4 and held in the delay elements 401-1-4 until then.
  • the bucket transfer block of No. 0 that has been transferred is transferred to the delay element 401-3 in the subsequent stage and held there.
  • the selector 454 outputs the packet transfer block of the number 1 from the selector 451 supplied from the input A and the packet transfer block of the number 0 held in the delay element 402.
  • the exclusive OR of is calculated, and this is supplied to the delay element 402 and stored.
  • the packet transfer block of number 3 is input, but now, if an error occurs in the packet transfer block of number 3, the DMA controller 281, Number 3 packet Instead of the data transfer block, the parity data is selected, read out from the data sofa 212, and supplied to the RAID controller 282.
  • This parity data is supplied from the selector 451 to the delay element 401-4 and also to the input A of the selector 454.
  • the selector 454 4 calculates the exclusive OR of the data from the input A and the data from the input B, but the parity data is input to the input A, and the data is input to the delay element 402. Since the exclusive OR of the packet transfer block of No. 0 and the packet transfer block of No. 1 is held, the selector 454 eventually selects the packet transfer block of No. 0 and the packet of No. 1 The exclusive OR of the transfer block and parity data is calculated, and this is output to the delay element 402.
  • the bucket transfer block of No. 3 is input from the selector 451, this is supplied to the delay elements 401--4, and the parity data held in the delay elements 401--4 until then is supplied. Is supplied to the subsequent delay element 401-3. Until that time, the packet transfer block of No. 1 held in the delay element 410-1-3 is supplied to the subsequent delay element 410-2 and held there. Then, the bucket transfer work of number 0, which has been held in the delay element 411-2, is supplied to and held by the delay element 411-1 in the subsequent stage.
  • the selector 454 includes a packet transfer block of No. 3 supplied from the selector 451, a packet transfer block of No. 0 held in the delay element 402, and a packet transfer block of No. 1 , And the exclusive OR with the data obtained by calculating the exclusive OR of the data.
  • the result of this operation is, in the end, data obtained by correcting the error in the packet transfer block of No. 2, which is stored in the delay element 402. Is done.
  • the packet transfer block of No. 4 is input to the selector 451, this is selected and held in the delay elements 410-14.
  • the bucket transmission block of No. 3 held by the delay elements 410-1 to 4 is supplied to the subsequent delay element 401-3.
  • the parity data stored in the delay elements 401-1-3 is supplied to the subsequent delay elements 410-1-2 and stored therein.
  • the bucket transfer block of number 1 held in the delay element 401-1-2 is supplied to the subsequent delay element 411-1 and held therein.
  • the bucket transfer block of number 0, which was held in the delay element 410-1 before, is supplied to the input A of the selector 453, selected by the selector 4553, and selected by the video processor 28. Output to 3.
  • the packet transfer block of No. 5 is input to the selector 451, the same processing as in the case described above is performed, and the packet of No. 1 previously held in the delay element 401-1-1 is performed.
  • the bucket transfer block is selected by selector 453 and output.
  • the packet transfer block of No. 6 is the timing input to the selector 451, and if an error is detected in the packet transfer block of No. 6, the selector 45 1 Then, instead of the packet transfer block of No. 6, parity data is supplied. As a result, the parity data is supplied to and held by the delay elements 401-4, and is also supplied to the delay element 403 via the selector 455 and held.
  • the combination of the selector 455 and the delay element 402 and the combination of the selector 455 and the delay element 403 are (4 packets per frame). (For each transfer block). Therefore, when the packet transfer blocks of numbers 0 to 3 are supplied to the delay elements 4 and 2 via the selectors 4 54, the numbers 4 to 8 of the next one frame are The data of the packet transfer block is supplied to the delay element 403 via the selector 455. Then, as in the case of the selector 545, the selector 455, when a packet transfer block of a new number is input from the selector 451, is held in the delay element 403 until then. A new exclusive OR is calculated with the packet transfer program or the exclusive OR operation result up to that point, and the operation result is supplied to the delay element 403 and held.
  • the selector 45 When the packet transfer blocks of No. 4, No. 5, and No. 6 (parity data) are input from the selector 451, the selector 45 The exclusive-OR of the packet data and the result of the exclusive-OR of the packet transfer blocks No. 4 and No. 5 held in the delay element 400 is calculated. Supply to 3 and hold. On the other hand, the delay element 402 holds the data (the packet transfer block of number 2) in which the error in the previous field has been corrected.
  • the delay element 411-1-1 detects the parity input in place of the bucket transfer block of No. 2 including the error. Will output the data. If this is selected and output as it is by the selector 45 3, the result will be output. Therefore, in this timing, the selector 453 selects the data from the input B instead of the data from the input A. Can be replaced. The output of the selector 45 2 is supplied to the input B of the selector 45 3, and the selector 45 2 corrects the number 2 held by the delay element 402 supplied to the input A. The bucket transfer work that has already been completed is selected and output. As a result, the parity data is not output from the switch 453 and the corrected packet transfer block of the number 2 is output.
  • the error of No. 6 starts from the delay element 401-1-1.
  • the parity data input in place of the packet transfer block containing the data is supplied to the input A of the selector 453.At this time, the selector 453 is switched to the input B side. Since the selector 452 selects the packet transfer program in which the error of the number 6 held by the delay element 403 supplied to the input B is corrected, this is output from the selector 453. Is done.
  • the recording operation of the disk recorder 2 shown in FIG. 7 is summarized as follows. It is assumed that the video data supplied from the editing apparatus 1 to the disc recorder 2 is NTSC video data.
  • the controller 26 2 of the disk recorder 2 refers to the allocation map 303 on the RAM 26 3 to edit the editing device. 1
  • the supplied video data searches for recordable empty areas. This free area search is performed for each of the sub-blocks obtained by dividing the video data for one frame into four, and for each of the parity data generated from these pixel data. At this point, the number of sectors in the Nori-Tide area and the number of sectors in the four sub-blocks have not yet been determined accurately, so this free area search is performed not on a sector-by-sector basis but on a track-by-track basis. Done.
  • the controller 262 determines a recording position for recording the overnight data and the data of the four sub-blocks on the hard disk 201 based on the status of the searched empty area.
  • This recording position is specified by the disk ID of the hard disk 201 and the starting logical sector number of the sector from which recording is started. Specifically, as shown in FIG. 15, in the parity data, the recording start position is the logical sector number 0 (the outermost track sector) of the hard disk 201-1 with the disk ID of 1. In the first sub-block, the recording start position is the logical sector number 59996 (the innermost track sector) of the hard disk 201-1-2 having the disk ID of 2.
  • the recording start position is logical sector number 0 (the outermost track sector) of the hard disk 201-3 whose disk 1D is 3. Further, in the third sub-block data, a logical sector number 59996 (the innermost track sector) of the hard disk 201-4 having a disk ID of 4 is set as a recording start position. In the fourth sub-block data, the recording start position is the logical sector number 0 (the outermost track section) of the hard disk 201-5 whose disk ID is 5.
  • the controller 26 2 refers to the physical address table 302, and comprises a cylinder address, a media number, and a sector number from the starting logical sector number determined as the recording position for the data recording. Ask for a physical address.
  • the controller 26 2 refers to the ZBR table 301 to determine which of the 12 zones includes the cylinder address obtained by referring to the physical address table 302. And the number of sectors used in one track accordingly. Further, the controller 262 determines the disk ID, the logical sector number, and the number of sectors of the parity data obtained by the above control, the disk IDs of the first to fourth sub-blocks, and the logical sector number. Generate a block map 304 based on, and the number of sectors. As described above, a block map corresponding to the video data designated as the first frame (the frame of the number 1) is created.
  • this sequence program includes an operand including an address for indicating a storage position of the parity data and the video data on the data buffer 212, the parity data and the parity data. It consists of a command to specify the number of loops for packet transfer of video data and the RAID ratio.
  • the controller 262 transfers the command part of this sequence program to the FIFO 407 via the control bus 252.
  • the MID controller 282 refers to this command supplied via FIF0407, and detects the ratio of video data to parity data (RAID ratio) and the number of transfer loops (transfer loop period). I do.
  • the RAID controller 282 receives this command, generates parity from the video data supplied from the video processor 283 at a RAID ratio of any ratio, and executes the processing. , How many times to repeat.
  • the RAID controller 282 calculates parity data from four bucket transfer blocks (sub-blocks) when the RAID ratio is 4: 1, and transfers two packets when the RAID ratio is 2: 1. Parity data is calculated from a block (sub block).
  • the calculated parity data is supplied to the FIFO 404 every one word, and the pixel data is supplied to the FIF 405 every word.
  • FIG. 50 schematically shows the size of one sub-block and one parity block of the frame indicated by number 1 in FIG.
  • the size of the first sub-block S1-1 is 3939 sectors
  • the size of the second sub-block S1-2 is 567 sectors
  • the size of the third subblock is
  • the size of S 1-3 is 3939 sectors
  • the size of the fourth sub-block S 1-4 is 567 sectors.
  • the size of the parity data is set as 567 sectors corresponding to the largest size of 567 sectors among the sizes of the first to fourth sub-blocks.
  • the size of the fourth sub-block and the parity data is the same as the size of the second sub-block, and the size of the third sub-block is the same as the size of the first sub-block.
  • the pixel data of the four sub-blocks is not obtained by dividing continuous pixels constituting one frame of image into quarters but by one pixel. It is a collection of a predetermined number of 128-word (bucket transfer program) units of data distributed at predetermined positions on the image.
  • parity data is sequentially generated for the input pixel data, so that the packet transfer processes of the four sub-blocks are sequentially input. Then, the data is sequentially output to the data buffer 212, and the parity data corresponding to the RAID ratio is generated one by one at a time in the RAID ratio, and is output to the data buffer 212.
  • transfer is performed in response to a DMA command that specifies a 4: 1 RAID.
  • the first through fourth addresses are stored in the second through fifth addresses of the data buffer 201 corresponding to the hard disks 201 through 2 through 201 through 5 having the disk IDs 2 through 5, respectively.
  • the video data (503004 pixel data) of the subpacket's 393 packet transfer block is DMA-transferred and written.
  • the parity of 393 bucket transfer blocks is transferred to the first address of the data buffer 2 1 2 corresponding to the hard disk 2 0 1—1 having the disk ID 1 by 3 9 3 times loop transfer.
  • the data (503004 words of parity data) is stored.
  • the DMA controller 281 discards a pixel data of 174 sectors corresponding to the range T2 of the second sub-block.
  • a disk ID of 5 To the eighth address of the data buffer 211 corresponding to the drive disk 201-5 (the video data of 393 sectors of the fourth sub-program of the range T1—the address following the area where the evening was recorded).
  • parity data (2,272,2-word parity data) of the 174 bucket transfer blocks is stored in the sixth address (range) corresponding to the hard disk 210-1, having a disk ID of 1. At the next address of the area where the parity data for 393 sectors of T1 was recorded).
  • the video data of the frame with the number 1 in FIG. 15 is transferred to the data buffer 212 and stored.
  • the video data of the numbers 2, 3,... ′ Are sequentially transferred to the data buffer 21 and are buffered.
  • Fig. 50 shows the parity data per zone on the outermost track of the ZBR table shown in Fig. 9 per zone 1 track with 567 sectors, and 3 per sector on the innermost track.
  • This is an example of a case where recording is performed on a track of zone 12 having three sectors. That is, for example, the parity data of 567 sectors is recorded on the track of the outermost zone 1 of the hard disk 201-1, and the data of the first sub-block of 393 sectors among the sub-blocks is recorded.
  • the data is recorded on the innermost track of zone 12 on the hard disk 201, and the second sub-block data of the section 567 is recorded on the hard disk 201-3.
  • the data of the third sub-block of 393 sectors is recorded on the track of zone 1 on the outer circumference, and is recorded on the track of zone 12 on the innermost circumference of the hard disk 201-4, and 567 sectors Of the fourth sub-block of the minute, zone 1 on the outermost circumference of hard disk 201--5 Recorded on the track.
  • the outermost track and the innermost track are used in pairs. Therefore, for example, if the pair of Zone 1 and Zone 1 2 becomes full and becomes unusable, then after V-one 1, a zone with 544 sectors per track located on the outer circumference side After zone 2 and zone 1 2, zone 11 having 4 16 sectors per track located on the inner circumference side is used as a pair.
  • FIG. 51 shows a configuration example of parity data and sub-block data in this case.
  • the parity data of 544 sectors is recorded on the track of the second zone 2 from the outermost periphery of the hard disk 201-2, for example, and 4 16 sectors of the sub block are recorded.
  • the data of the first sub-block of the minute is recorded on the second track from the inner circumference of the hard disk 201-3, which has 4 16 sectors per track, and the second 5
  • the data of 4 sub-blocks of 4 sectors is recorded on the track of zone 2 of hard disk 201-4
  • the data of the 3rd sub-block of 4 16 sectors is recorded on hard disk 201-5
  • the data is recorded on the track of zone 11 of zone 4
  • the data of the fourth sub-block of 544 sectors is recorded on the track of zone 2 of hard disk 201-6.
  • a 4: 1 RAID is performed, and in a range T 2 of 128 sectors thereafter.
  • a 2: 1 RAID is done.
  • FIG. 52 to FIG. 55 use zone 3 and zone 10 as a pair, use zone 4 and zone 9 as a pair, use zone 5 and zone 8 as a pair, or use zone 6 and Zone 7 It shows an example in the case of using.
  • FIGS. 50 to 55 show the configuration in the case of the NTSC system.
  • the video data is in the PAL system, as shown in FIG. 56 to FIG.
  • Data and sub-block sizes can be set.
  • the number of pixels in one frame is 144 ⁇ 612, which is larger than in the case of the NTSC system.As shown in Fig. 10, the number of sections per track in each zone is specified.
  • FIGS. 56 to 61 show the case where zone 1 and zone 12 in FIG. 10 are used as a pair, the case where zone 2 and zone 11 are used as a pair, and the case where zone 3 and zone 10 are used as a pair.
  • zone 4 and zone 9 are used as a pair
  • zone 5 and zone 8 are used as a pair
  • zone 6 and zone 7 are used as a pair
  • the parity of 561 sectors is recorded on the track of zone 1 on the outermost periphery of the first hard disk 201
  • the 391 sections of the sub-program are recorded.
  • the data of the first sub-block is located on the track of zone 12 on the innermost circumference of the second hard disk, and the data of the second sub-block of 561 sectors is allocated to the third hard disk.
  • the data of the third sub-block of 391 sectors is recorded in the track of zone 1 of the third hard disk, and the data of the third sub-block of the fourth hard disk is recorded in the track of zone 4 of the fourth hard disk. Is recorded on the track in zone 1 of the fifth hard disk, and the data of the fifth sub-block of 391 sectors is recorded on the innermost circumference of the sixth hard disk. Recorded on tracks in Zones 1 and 2.
  • the data in the range T1 for 391 sectors from the left side is transferred with a 5: 1 RAID
  • the data for the 170th sector on the right side is transferred with a 2: 1 RAID. Is done.
  • the size of one packet transfer block is 128 words. Therefore, in the range T1, the transfer loop is performed 391 times, and in the range T2, the transfer loop is performed 170 times.
  • step S12-8 of the flowchart in FIG. 26 for example, when the parity data and the subblock data for one frame are stored in the data buffer 212, the one buffer is stored.
  • the parity data for one frame and the sub-block data are not immediately transferred to the hard disk 201.
  • the parity data and the sub-block data for 10 frames are transferred to the data buffer 2 1 2
  • the order of the data transfer is scheduled by the controller 262 according to the SCAN algorithm.
  • the number of hard disks 201 is six, and data is to be recorded as shown in FIG. 62, data to be transferred to the hard disk 201 with a disk ID of 3 is assumed.
  • the data buffered at the third address indicating the location holding the evening is the second sub-block of frame number 1, which is S 1-2, the frame number. 2nd first sub-block data S2_1, frame number 3 parity data P3, frame number 5 fourth sub-block data S5-4, frame number 6 third sub-block Data S6-3, second sub-block data S7-2 of frame number 7, first sub-block data S8-1 of frame number 8, parity data P9 of frame number 9, and the like.
  • the sub-block data S 1-2 is arranged on the outer peripheral side
  • the sub-block data S 2-1 is arranged on the inner peripheral side
  • the parity data P 3 is arranged on the outer peripheral side
  • the sub-block data S 5-2 is arranged on the outer peripheral side. 4 is located on the outer side
  • sub block data S 6-3 is located on the inner side
  • sub block data S 7-2 is located on the outer side
  • sub block data S 8-1 is located on the inner side.
  • the parity data P9 is arranged on the outer circumference side. Therefore, these data are processed in order from S1-2, S2-1, P3, S5-4, S6-3, S7-2, S8-1, P9. If data is recorded in the hard disk, the head of the hard disk with disk ID 3 may move between the outer circumference and the inner circumference of the hard disk, causing slow access.
  • the controller 262 refers to the created block map 304 (FIG. 15) with respect to the video data of the frame numbers 1 to 10 and, by referring to the created block map 304 (FIG. 15), processes these multiple data. Scheduling is performed such that data is transferred to the hard disk 201 in order from the data located on the outermost side. That is, referring to the block map 304 in FIG. 15 and rearranging in order from the data recorded on the outermost side, the data is represented by S 1 ⁇ 2, P 3, S 5 ⁇ 4 , S 7-2, P 9, S 8-1, S 6-3, S 2-1. Controller In this way, by scheduling the order of the data arrangement, the amount of head movement for recording these multiple data arrangements is minimized and the access speed is improved. Let it do.
  • the operation is the reverse of the case of recording.
  • the controller 26 refers to the block map 304 to start the logical sector of the frame of the number instructed to reproduce.
  • the physical address corresponding to the logical sector is obtained by referring to the physical address table 302.
  • the controller 62 requests the access to the physical address thus requested to the buffer controller 21 1 via the control bus 25 2.
  • the sofa controller port 211 controls the SCSI controller 202 to reproduce data from the address specified by the physical address of the hard disk 201. .
  • This playback data is supplied from the SCSI controller 202 to the buffer controller 211, and further written to the data buffer 212.
  • the controller 262 waits until the reproduction request for 10 frames is collected, and when the reproduction request for 10 frames is received, the controller 26 2 sequentially starts from the outer peripheral side. Scheduling in an order that can minimize the amount of movement of the node. Then, according to this schedule, the buffer controller 212 is requested to reproduce 10 frames of image data.
  • Controller 26 2 also refers to block map 304, A sequence program for causing the RAID controller 282 to perform DMA transfer of the data stored in the data buffer 212 is generated. This sequence program is supplied to the FIF0 501 of the DMA controller 281 via the control bus 252. In the sequence program (DMA command), as described above, the address of the data buffer 212 is specified in the operand, and the number of loops is specified in the command. In response to this command, the DMA controller 28 1 reads out the data written in the data buffer 21 2, receives it via the DMA bus 25 1, and further converts this data into RAID data. Transfer to controller 2 8 2.
  • DMA command the sequence program (DMA command)
  • the DMA controller 28 1 reads out the data written in the data buffer 21 2, receives it via the DMA bus 25 1, and further converts this data into RAID data. Transfer to controller 2 8 2.
  • the RAID controller 282 sequentially corrects the input data in real time and sequentially as described above.
  • the error-corrected video data output from the RAID controller 282 is supplied to the video processor 283, and its clock is changed to a lower-frequency clock. Then, Isseki de this output from the video processor 2 8 3, c Conclusions supplied from the input-output configuration Bok roller 2 8 4 Conclusions re Kkususui Tcha portion 2 1 of the editing device 1 through the SD I
  • the leak switch unit 21 causes the video processor 32-2 to convert the video data input from a predetermined channel of the SDI into a video signal of the SDI format, and to the main monitor 4. Output and display. In this way, the user can view the image recorded on the hard disk 201.
  • the video switcher 21 of the editing device 1 converts the video data captured from the disc recorder 2 into the video processor 2. Entered in 2.
  • the demultiplexer circuit 4111 takes in the key signal included in the input SDI format video packet and outputs it to the key signal processing circuit 51-1 .
  • the demultiplexer circuit 41-2 outputs a video signal component extracted from the input SDI format video bucket to the video signal processing circuit 51-12.
  • the control block 45 of the video processing unit 22 sends the command from the host personal computer 3 via the control bus 25. And controls the wipe signal generation circuit 521 in response to this command.
  • the wipe signal generation circuit 52-1 generates a wipe signal corresponding to the command from the control block 45, and supplies the wipe signal to the key signal processing circuit 51-1 and the video signal processing circuit 51-2. I do.
  • the key signal processing circuit 5 1-1 and the video signal processing circuit 5 1-2 process the key signal and the video signal according to the wipe signal input from the wipe signal generation circuit 5 2-1, respectively. Output to the circuit 7 1-2.
  • the demultiplexer 41-3 and the demultiplexer circuit 41-14 extract the key signal and video signal of the other channels, respectively. Output to the key signal processing circuit 51-3 and the video signal processing circuit 51-4.
  • the wipe signal generation circuit 52-2 generates a wipe signal in response to a command from the control block 45, and outputs the same to the key signal processing circuit 51-13 and the video signal processing circuit 51-4.
  • the key signal processing circuit 51-3 and the video signal processing circuit 51-4 are derived from the wipe signal generation circuit 522-2.
  • the key signal and the video signal are processed according to the input wipe signal, and output to the frame memory 61-1 and the frame memory 61-2, respectively.
  • the three-dimensional address generation circuit 63 receives a command from the host personal computer 3 via the control block 45, and stores three-dimensional address coordinates corresponding to this command in the frame memory 61-1 and the frame memory 6. Output to 1-2.
  • the key signal and the video signal converted into three-dimensional coordinates are read from the frame memory 61-1 and the frame memory 61-2, respectively, and the interpolator 62-1 and the interpolator are read out. Supplied at 6 2—2 each.
  • the input and output signals correspond to the three-dimensional coordinate addresses from the three-dimensional address generation circuit 63 for the input key signal or video signal, respectively. And performs interpolation processing, and outputs the result to the mix circuits 71-2.
  • the mix circuit 71-1 is also supplied with a background video signal extracted from a predetermined input of the matrix switcher 21 by the demultiplexer circuit 41-5.
  • the mix circuit 71-1 converts the video signal with special effects output from the interpolator 62-1, 62-2 and the background video signal output from the demultiplexer circuit 41-5.
  • the signals are appropriately mixed, and the mixed video signals are output to the mix circuits 71-2.
  • the mix circuit 7 1-2 outputs the output of the mix circuit 7 1-1 to the output of the key signal processing circuit 5 1 1 1 with a transition effect and the output of the video signal processing circuit 5 1-2. It mixes with the output as appropriate and outputs the mixed video signal.
  • the video signal processed by the video processing unit 22 is appropriately selected, and the output processor 32 is output. — Supplied to any one of 3 to 3 2 — 12, and further supplied to disc recorder 2 again from one of compiners 3 3 1 to 3 3 — 10, to hard disk 201 Written.
  • the control block 34 selects this as appropriate and supplies it to the audio processing unit 23.
  • the audio processing section 23 separates the embedded audio signal from the input SDI signal into which the separations 81-1 to 81-3 are supplied, and supplies the separated signal to the mixer block 83.
  • the control block 86 sets the variable resistor 91-1 to 9-11 as appropriate to a predetermined value. Adjust to As a result, the audio signal separated at 8 1 1 to 8 1-3 is adjusted to a predetermined level, and then supplied to the adder 9 2 1 1 or the adder 9 2-2 and added. Is done.
  • the audio signal output from the adder 92-1 or the adder 92-2 is input to the embedded circuit 85, compressed on a time axis, and converted to an embedded audio signal. It is supplied to a predetermined one of the compensators 33-1 to 33-10 of the matrix switcher section 21. Compilers 33-1 through 33-10.0 superimpose the input audio signal on the vertical blanking interval of the video signal input from the output processor 32-3-3-3-12. And disk recorder To the hard disk 201 for recording.
  • the audio signal output from the adder 92-1 or 92-2 of the mixer block 83 is output from the speaker 6 via the amplifier 5.
  • the audio processing in the disk recorder 2 is not described, it is processed in the same manner as video data.
  • the video data processed by the editing device 1 is supplied from the output processor 32-1 to the host personal computer 3 as appropriate.
  • Stream A is composed of temporally continuous frames A1 to A5 and the like
  • stream B is composed of temporally consecutive frames B1 to B5 and the like
  • Ream C is composed of temporally continuous frames C1 to C5.
  • frame The frames Bl to B5 or the frames CI to C5 are streams recorded sequentially in the order of the numbers indicated by the subscripts.
  • the editing operator operates the host computer 3 and, for example, the frames A4, It is assumed that an edit list is generated so that each frame is reproduced in the order of frame Bl of stream B, frame A1 of stream A, and frames C3 and C1 of stream C.
  • the host computer 1 controls the disk recorder 2 so that each frame specified in this order is reproduced in real time. Note that the streams of frames A4, B1, Al, C3, and C1 are not actually recorded on the hard disk 201, but are simply played back in the form of an edit list.
  • the order of the frames is specified by the host personal computer 3 side.
  • the controller 262 controls the access order of each frame specified in the order of the shortest seek distance based on the SCAN algorithm according to the address of each frame obtained from the block map 304.
  • a plurality of sub-blocks constituting each frame of the multi-channel video data are stored at random positions on each disc, but each sub-block has a minimum head latency. Since the data is stored according to the FARAD algorithm, it is possible to read out a plurality of sub-blocks constituting each frame of the video data of the multi-channel while guaranteeing real-time performance.
  • the parity data associated with the RA ID algorithm is also read at the same time, so the CPU 262 uses the parity data to read the plurality of sub-blocks with errors. Control the RA ID controller to make corrections.
  • controller 262 restores the original frame data from the plurality of read sub-block data because each sub-block is divided by the RAD algorithm.
  • each frame data is rearranged and output as stream 1.
  • an editing list composed of frames B3, B2, C1, Al, and A2 is generated by the host computer 3, and the editing list is recorded from the computer 3 by a disk recorder.
  • the stream 1 based on the edit list of the first video channel and the stream 2 based on the edit list of the second video channel simultaneously have real-time characteristics. It can be played back from the disc recorder 2 while guaranteeing. And the book According to the editing system of the present invention, it is possible to perform signal processing on the reproduced video data of a plurality of channels in real time.
  • the number of channels of each block, bus, SDI, and the like in the above embodiment is merely an example, and can be changed as necessary. Also, the number of sub-blocks that divide one frame of data and the number of words of a packet transfer work that further divides each sub-work can be appropriately changed. In addition, the RAID ratio can be set to any value.
  • video data of a plurality of channels is simultaneously reproduced from a disc based on the editing information, and the reproduced plurality of channels are reproduced. Since the video data of the channel is edited based on the editing information and the video data of at least one channel is generated, quick editing is possible.

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Description

明 細 書 データ記録装置及び方法、 ディスクアレイ制御装置及び方法 技 術 分 野 本発明は、 供給されたソースデ一夕を複数のディスクに記録する ためのデータ記録装置及び方法、 及びソースデータを記録再生する ためのディスクアレイを制御するディスクアレイ制御装置及び方法 に関し、 特に、 所定のアルゴリズムに従って異なるサイズのサブプ 口ヅクデ一夕を生成することによって、 リアルタイム性を維持しな がら常に一定時間内にデイスクに対する記録及び再生処理を行なう ことを保証するデ一夕記録装置及び方法、 ディスクアレイ制御装置 及び方法に関するものである。 背 景 技 術 放送局の編集機の分野において、 近年、 より編集効率を向上させ るためにハードディスク （H D D ) 等のランダムアクセス可能なデ イスク媒体を使用したノンリニア編集機が登場してきた。 また、 よ りアクセス性を向上させるために、 ノンリニア編集を行なうための 記録媒体として、 ハードディスク 1台のみ使用するのでは無く、 H D Dをアレイ状に接続ディスクアレイ装置を使用することが提案さ れている。 このディスクアレイ装置は、 複数のディスク装置 （H D D ) を内 蔵して、 各ディスク装置を並列に動かすことによって読み出しある いは書き込みを高速化する装置である。 このようなディスクアレイ 装置にデ一夕を格納する場合、 データを分割して複数の分割デ一夕 を生成すると共に、 それらの複数の分割データから誤り訂正用デ一 夕を生成する。 そして、 それらの複数の分割データと誤り訂正用デ 一夕をそれぞれ別々のディスク装置に書き込む。
逆に、 ディスクアレイ装置からデ一夕を取り出す場合、 データを 構成する複数の分割データと誤り訂正用デ一夕が格納されているデ ィスク装置から、 複数の分割データと誤り訂正用データを同時に読 み出し、 読み出した分割デ一夕から元のデ一夕を構成し、 エラーが なければそのまま送出する。 そのとき、 分割デ一夕が格納されてい る記録ェリァが壊れている等の理由で、 正常に読み出すことができ ない場合、 他の正常に読み出された分割デ一夕と誤り訂正用データ を元に、 正しいデ一夕を復元した後、 送出する。
また、 ディスクアレイ装置においては、 1つのディスク装置が完 全に壊れた場合でも、 壊れたディスク装置を新しいものに交換し、 他のディスク装置のデータを用いて、 壊れたデータを復旧するとい う機能を備えるようにすることもできる。
誤り訂正用デ一夕を取り入れたディスクアレイ装置にはいくつか の異なる方式がある。 u Cバークレィ校の Dvid A. Patterson教授ら は、 その方式を 5段階に分類し、 RAID ( Redundant Arrays of Inex pensive Disks) のレベルという用語を初めて提唱した。 以下にその 内容を簡単に紹介する。
RAID— 1は、 ディスク装置のデ一夕を 2重化するものであり、 ミ ラードディスクとも呼ばれる。 RAID— 1では、 全く同一のデ一夕が 2つのディスク装置に格納される。 RAID— 2 , 3は、 入力データを ビッ ト単位やバイ ト単位で分割し、 複数のディスク装置に格納する。 RAID— 2ではハミング符号を、 MID— 3ではパリティを、 それぞれ 誤り訂正用データとして使用する。 RAID— 4 , RAID - 5は、 データ をセクタ単位でィン夕 リーブする。 RAID— 4は、 ノ リティを同一の ディスク装置に格納するのに対し、 RAID— 5では複数のディスク装 置に分散させる。
これらの RAIDのレベルの内、 通常のディスクアレイ装置に最もよ く採用されている方式は、 RAID- 3 と RAID— 5である。 図 6 4は、 R AID— 3の方式のディ スクアレイ装置の一例の構成を表し、 図 6 5は、 RAID - 5の方式のディスクアレイ装置の一例の構成を表している。
図 6 4に示した RAID— 3方式のディスクアレイ装置においては、 入力デ一夕をバイ ト単位に分割し、 バイ 卜単位に分割された各デー 夕を複数のディスク装置に格納する。 そして、 訂正用デ一夕として のパリティ を所定のディスク装置に格納する。 ここでは、 複数のデ ィスク装置に格納された番号 1乃至 4のデ一夕に対するパリティ P 1-4と、 番号 5乃至 8のデ一夕に対するパリティ P 5- 8が格納されて いる。
また、 図 6 5に示した RAID— 5方式のディスクアレイ装置におい ては、 入力デ一夕をセクタ単位に分割し、 それらのデ一夕をインタ リーブして複数のディスク装置に分散させる。 この場合、 最初のデ イスク装置にはデ一夕 A , E , I、 次のディスク装置にはデ一夕 B， F , J、 次のディスク装置にはデータ C , G， とデ一夕 I乃至 Lに 対するパリティ P I-Lが格納されている。 そして、 次のディスクには、 データ D， と、 デ一夕 E乃至 Hに対するパリティ P E-Hが格納され、 最後のディスク装置には、 デ一夕 A乃至 Dに対するパリティ P A- Dと、 データ H， Lが格納されている。
しかし、 このような RAIDァルゴリズムを使用して 1 ビデオフレ一 ムのから分割された分割デ一夕を夫々のディスクに分散して記録す る従来のディスクアレイ装置は、 例えば、 ビデオデータの連続性を 考慮してディスクの外周側 （又は内周側） からデ一夕を記録し始め るように構成されている。 その結果、 比較的前半のフレームから分 割された分割デ一夕は、 全てディスクの外周側に記録されてしまい、 比較的後半のフレームから分割された分割データは、 全てディスク の内周側に記録されてしまうことになる。 また、 このビデオフレー ムのデ一夕量は常に一定であるので、 分割された分割データも一定 のデ一夕量となる。
つま り、 記憶容量の大きい外周側の トラック及び記憶容量の小さ い内周側のトラックには共に、 同じデ一夕量を有した分割デ一夕が 記録されることになり、 その結果、 外周側トラックの分割データに アクセスする時間よりも、 内周側トラックの分割デ一夕にアクセス する時間の方が長くなつてしまう。
従って、 比較的前半のビデオフレームを書込む及び読み出す時間 よりも、 比較的後半のビデオフレームを書込む及び読み出す時間の 方が長くなつてしまう。 つま り、 この従来のディスクアレイ装置は、 どのようなビデオフレームであっても、 ある一定の時間内に読み出 すことを保証することができないという問題があつた。 言い換える と、 ビデオデ一夕をリアルタイムに処理することができないと言う ことである。 一般的に放送局及び業務の分野においては、 最悪の場合でもこれ だけの時間で処理できるという上限を保証することをリアルタイム 性を保証すると呼んでいるが、 特にこの放送局及び業務の分野では、 このリアルタイム性を保証することができるかどうかが非常に重要 な機能である。 つまり、 常に、 一定の処理時間内で、 デ一夕の記録 再生処理が行われることが望まれているということである。
また、 このようなディスクアレイ装置に使用されている H D Dは、 記録トラックにアクセスする際に、 その トラックまでのへッ ドのシ ーク時間はそれほど問題にならない。 しかし、 ヘッ ドが指定された トラックにシークし、 その位置においてヘッ ドが、 読み出し要求さ れたデ一夕が回転してく るのを待つ時間が非常に問題であった。 最 悪の場合、 この待ち時間は、 ディスクの 1回転分の時間にもなつて しまう。 つまり、 読み出し要求された数フレーム分のデータが、 デ イスク上において物理的な連続する位置に記録されているのであれ ば、 このような問題は起きないかもしれないが、 読み出し要求され た数フ レーム分のデータが、 物理的にランダムな位置に記録されて いると、 ヘッ ドの待ち時間のために、 これらの数フレーム分のデ一 夕をリアルタイムで読み出すことができないという問題があった。 また、 このような RAIDアルゴリズムは、 もともと リアルタイム性 が要求されないコンピュー夕データを記録するために開発されたァ ルゴリズムであって、 ビデオデータを記録するために開発されたァ ルゴリズムではなかった。 したがって、 ビデオデ一夕のようにリア ル夕ィム性が要求されるデ一夕に対しては、 RAIDァルゴリズムをこ のまま使用することができなかった。 発 明 の 開 示 本発明は、 上述したような状況に鑑みてなされたものであり、 供 給されたソースデ一夕をリアルタイム性を保証しながら複数のディ スクに記録するデ一夕記録装置及び方法、 並びにソースデ一夕をリ アルタイム性を保証しながら再生するディスクアレイ制御装置及び 方法を提供することを目的とする。
すなわち、 本発明に係るデ一夕記録装置は、 供給されたソースデ 一夕をランダムアクセス可能な複数のディスク媒体に記録するデー 夕記録装置において、 上記ソースデ一夕を分割することによって複 数のサブプロックデータを生成すると共に、 上記複数のサブプロ ヅ クから該複数のサブプロックのエラ一を訂正するためのパリテイデ 一夕を生成するデータ処理手段と、 上記デ一夕処理手段によって生 成された複数のサブプロックデータ及び上記パリティデータを夫々 異なるディスク媒体に記録する記録手段と、 上記サブプロ ックに対 して指定された上記ディスク媒体上の位置に応じたサイズのサブブ 口ックを生成するように、 上記データ処理手段における上記サブブ 口、ソクの分割処理を制御する制御手段とを備えたことを特徴として いる。
ここで、 上記制御手段の代わりに、 上記各ディスクの外周側及び 内周側の記録ェリァが均一に使用されるように、 上記データ処理手 段による上記複数のサブ口ックと上記パリティの生成処理を制御す る制御手段を用いることが挙げられる。
また、 上記制御手段の代わりに、 上記サブブロックに対して指定 された上記ディ スク上の位置に応じて、 上記デ一夕処理手段によつ て生成される上記サブプロックデ一夕と上記パリテイデ一夕との比 を可変するように上記データ処理手段を制御する制御手段を用いる ことが挙げられる。
また、 本発明に係るデータ記録装置は、 供給されたソースデータ をランダムアクセス可能な複数のディスク媒体に記録するデータ記 録装置において、 上記ソースデ一夕の 1 プロックを分割することに よって複数のサブプロックデ一夕を生成すると共に、 上記複数のサ ブブロ ックから該複数のサブブロックのエラ一を訂正するためのパ リティデータを生成するデ一夕処理手段と、 上記データ処理手段に よって生成された複数のサブプロックデ一夕及び上記パリティデー 夕を夫々異なるディスクに夫々記録する記録手段と、 上記サブプロ ックに対して指定された上記ディスク上の位置に応じて、 上記デー 夕処理手段における上記サブプロックの分割数を可変するように上 記データ処理手段を制御する制御手段を備えたことを特徴とする。
また、 本発明に係るデータ記録装置は、 供給されたソースビデオ デ一夕をランダムアクセス可能な複数のディスクに記録するデ一夕 記録装置において、 上記ソースビデオデ一夕の 1 フ レームのデータ を分割することによって複数のサプブ口ヅクデ一夕を生成すると共 に、 上記複数のサブブロックから該複数のサブプロックのエラーを 訂正するためのパリティデ一夕を生成するデータ処理手段と、 上記 データ処理手段によって生成された複数のサブプロックデ一夕及び 上記パリテイデ一夕を夫々異なるディスクに夫々記録する記録手段 と、 上記ソースビデオデータの信号方式に応じて、 上記 1 フレーム のビデオデータの分割数を可変するように上記デ一夕処理手段を制 御する制御手段とを備えたことを特徴とする。 また、 本発明に係るデ一夕記録装置は、 供給されたソースビデオ デ一夕をランダムアクセス可能な複数のディスクに記録するデ一夕 記録装置において、 上記ソースビデオデータを分割することによつ て複数のサブプロックデータを生成すると共に、 上記複数のサブブ ロックから該複数のサブプロックのエラ一を訂正するためのパリテ ィデータを生成するデータ処理手段と、 上記データ処理手段によつ て生成された複数のサブプロックデ一夕及び上記パリティデータを 夫々異なるディスクに夫々記録する記録手段と、 上記各ディスクの 外周側ェリァ及び内周側ェリァが均一に使用されるように、 上記複 数のサブプロックデ一夕及び上記パリティデータを記録するために 使用されるディスクを、 1 フレーム毎に可変する制御手段とを備え たことを特徴とする。
ここで、 上記制御手段の代わりに、 上記各ディスクの外周側エリ ァ及び内周側ェリァを略均一に使用ために、 各サブプロックの記録 される位置に応じて、 上記 1 フレームのビデオデータからサイズの 異なる複数種類のサブプロック及び該複数種類に対応するパリティ デ一夕を生成するように上記データ処理手段を制御する制御手段を 用いることが挙げられる。
また、 本発明に係るデ一夕記録装置は、 供給されたソースデ一夕 をランダムアクセス可能な複数の記録媒体に記録するデータ記録装 置において、 上記ソースデータの 1 プロヅクのデータを分割するこ とによって生成された複数のサブブロックを上記各記憶媒体に記録 する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に上記各 サブプロックが記録されるように、 理論的に上記ディスクの記録ェ リアをフォーマツ トするためのプロックマップを生成するブロック マップ生成手段と、 上記ブロックマップに基いて、 上記ソースデー 夕を分割することによって複数のサブブロックデータを生成すると 共に、 上記複数のサブブロックから該複数のサブブロックのエラー を訂正するためのパリティデータを生成するデータ処理手段と、 上 記データ処理手段によって生成された複数のサブプロックデ一夕及 び上記パリティデ一夕を夫々異なる記録媒体に夫々記録する記録手 段と、 上記プロックマツプに対応したサイズのサブプロックを生成 するように、 上記データ処理手段における上記サブプロックの分割 処理を制御する制御手段を備えたことを特徴とする。
また、 本発明に係るデータ記録装置は、 供給されたソースデータ をランダムアクセス可能な複数の記録媒体に記録するデータ記録装 置において、 上記ソースデ一夕の 1 ブロックのデ一夕を分割するこ とによって生成された複数のサブプロックを上記各記憶媒体に記録 する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に上記各 サブプロックが記録されるようにすると共に、 上記複数のサブプロ ックを各ディスクに記録する記録処理及び上記複数のサブプロック を各ディスクから再生する再生処理が、 リアルタイム性を保証しな がら一定時間内に行われるように、 理論的に上記ディスクの記録ェ リアをフォ一マツ 卜するためのプロックマップを生成する手段と、 上記ソースデータを分割して上記複数のサブプロックを生成する分 割処理を可変することによって、 上記プロヅクマップによって指定 された複数サイズの大きさを有した複数のサブプロックを生成する と共に、 上記複数のサブプロヅクから該複数のサブプロヅクのエラ —を訂正するためのパリティデータを生成する手段と、 上記複数の サブプロックデ一夕及び上記パリティデータを夫々異なる記録媒体 に記録する手段とを備えたことを特徴とする。
また、 本発明に係るデータ記録方法は、 供給されたソースデ一夕 をランダムアクセス可能な複数の記録媒体に記録するデータ記録方 法において、 上記ソースデータの 1 プロックのデ一夕を分割するこ とによって生成された複数のサブプロックを上記各記憶媒体に記録 する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に上記各 サブプロックが記録されるように、 理論的に上記デイスクの記録ェ リアをフォ一マツ 卜するためのブロヅクマヅプを生成し、 上記ソ一 スデ一夕を分割して上記複数のサブプロックを生成する分割処理を 制御することによって、 上記ブロックマップによって指定された複 数サイズの大きさを有した複数のサブプロックを生成し、 上記複数 のサブブロックから該複数のサブブロックのエラ一を訂正するため のパリティデ一夕を生成し、 上記複数のサブプロックデ一夕及び上 記パリティデ一夕を夫々異なる記録媒体に記録することを特徴とす る。
また、 本発明に係るディスクアレイ制御装置は、 複数のディスク から構成されるディスクアレイを制御するためのディスクアレイ制 御装置において、 上記ソースデ一夕を分割することによって複数の サブプロックデ一夕を生成すると共に、 上記複数のサブプロヅクか ら該複数のサブプロックのエラーを訂正するためのパリティデ一夕 を生成するデータ処理手段と、 上記データ処理手段によって生成さ れた複数のサブプロックデ一夕及び上記パリティデータを夫々異な るディスクに転送する転送手段と、 上記各ディスクの外周側及び内 周側の記録ェリァが均一に使用されるように、 上記デ一夕処理手段 による上記複数のサブ口ックと上記パリティの生成処理を制御する 制御手段とを備えたことを特徴とする。
さらに、 本発明に係るディスクアレイ制御方法は、 複数のデイス クから構成されるディスクアレイを制御するためのディスクアレイ 制御方法において、 上記ソースデ一夕の 1プロックのデータを分割 することによって生成された複数のサブプロックを上記各記憶媒体 に記録する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に 上記各サブプロックが記録されるように、 理論的に上記ディスクの 記録エリアをフォ一マツ 卜するためのブロックマップであって、 上 記複数のサブプロックを各デイスクに記録する記録処理及び上記複 数のサブプロックを各ディスクから再生する再生処理が、 リアル夕 ィム性を保証しながら一定時間内に行われるように、 上記各サブブ 口ックの記録位置を決定するためのプロックマツプを生成し、 上記 ソースデータを分割して上記複数のサブプロックを生成する分割処 理を制御することによって、 上記プロヅクマヅプによって指定され た複数サイズの大きさを有した複数のサブブロックを生成し、 上記 複数のサブブロックから該複数のサブブロックのエラ一を訂正する ためのパリティデ一夕を生成し、 上記複数のサブプロックデ一夕及 び上記パリティデータを夫々異なる記録媒体に記録することを特徴 とする。 図面の簡単な説明 図 1は、 本発明を適用した編集システムの構成例を示すプロック 図である。
図 2は、 図 1の編集装置の構成を示すブロック図である。 図 3は、 図 2のシステムコン トロール部の構成を示すプロック図 である。
図 4は、 図 2のマ ト リ ックススィ ッチヤ部の構成を示すプロック 図である。
図 5は、 図 2 ビデオ処理部の構成を示すプロック図である。
図 6は、 図 2のオーディォ処理部の構成を示すプロック図である。 図 7は、 図 1のディスクレコーダの構成例を示すブロック図であ る o
図 8は、 図 7の CPUブ口ックの構成例を示すブロック図である。 図 9は、 NTSC方式の場合の図 8の ZBRテ一プルの例を示す図である。 図 1 0は、 PAL方式の場合の図 8の ZBRテーブルの例を示す図であ る。
図 1 1 (A)， （B )は、 シリ ンダ、 トラック、 およびセクタの関係 を説明する図である。
図 1 2は、 ZBRの記録の原理を示す図である。
図 1 3 (A)， （B )は、 図 8の物理ア ドレステーブルの例を示す図 である。
図 1 4は、 図 8のブロックマップのフォーマツ トを示す図である。 図 1 5は、 図 8のブロックマップの例を示す図である。
図 1 6は、 プロヅクマツプ作成の処理を説明するフローチャート である。
図 1 7は、 シーク時間の特性を示す図である。
図 1 8は、 ギャップ Sgapを説明する図である。
図 1 9は、 ギャップ 0 gapとスキュ一 6> skewを説明する図である。 図 2 0は、 複数シリ ンダの間におけるスキューを説明する図であ る o
図 2 1は、 ギャップ 0 gapのシリ ンダに対する関係を説明する図で ある。
図 2 2は、 ギヤップ 0 gapのシリ ンダに対する関係を説明する図で ある。
図 2 3は、 ギャップ 6> gapのシリ ンダに対する関係を説明する図で ある。
図 2 4は、 スケジューリングを説明する図である。
図 2 5は、 オーバヘッ ドを説明する図である。
図 2 6は、 図 7のコン トローラのスケジユーリング処理を説明す るフローチヤ一トである。
図 2 7は、 図 7のコン トローラの k番目のデ一夕の配置処理を説 明するフローチャートである。
図 2 8は、 図 2 7のステップ S 3 1のより詳細な処理を説明する フローチヤ一トである。
図 2 9は、 図 2 7のステップ S 3 2のより詳細な処理を説明する フローチャートである。
図 3 0は、 図 2 9のステップ S 5 1のより詳細な処理を説明する フローチャートである。
図 3 1は、 図 2 9のステップ S 5 2におけるより詳細な処理を説 明するフローチャートである。
図 3 2は、 図 2 7のステツプ S 3 3のより詳細な処理を説明する フローチャートである。
図 3 3は、 図 2 8の処理により実現されるハ一ドディスク上のデ 一夕の配置を説明する図である。 図 3 4 ( A )， （B )は、 パリティデータの生成を説明する図である。 図 3 5 ( A )， （B )は、 パリティデ一夕による誤りの訂正を説明す る図である。
図 3 6は、 図 7の RAIDコン トロ一ラと DMAコン トローラのより詳細 な構成例を示すブロック図である。
図 3 7 ( A )， （B )は、 図 3 6の RAIDコン トローラのビッ ト変換処 理を説明する図である。
図 3 8は、 図 3 6の F IFOの動作を説明する図である。
図 3 9は、 1 フレーム分の画像の画素デ一夕を説明する図である。 図 4 0は、 バケツ ト転送ブロックを説明する図である。
図 4 1は、 DMAコマン ドを説明する図である。
図 4 2は、 図 3 6のデータバッファにおけるデ一夕の書き込みの 状態を説明する図である。
図 4 3は、 1 フレームの画像の RAIDの領域を説明する図である。 図 4 4は、 図 4 3で示される 1 フレームの画像のサブブロックの 構成を説明する図である。
図 4 5は、 誤りが存在しない場合の再生時の DMAコマン ドを説明す る図である。
図 4 6は、 誤りが存在する場合の再生時の DMAコマン ドを説明する 図である。
図 4 7は、 図 3 6の RAIDコン トローラのより詳細な構成を示すブ ロック図である。
図 4 8は、 図 4 7の RAIDコン トロ一ラにおけるパリティ生成の処 理を説明する図である。
図 4 9は、 図 4 7の RAIDコン トローラにおけるデータ訂正の処理 を説明する図である。
図 5 0は、 NTSC方式におけるパリティデータとサブプロックの構 成例を示す図である。
図 5 1は、 NTSC方式におけるパリティデータとサブプロックの構 成例を示す図である。
図 5 2は、 NTSC方式におけるパリティデ一夕とサブプロックの構 成例を示す図である。
図 5 3は、 NTSC方式におけるパリティデータとサブプロックの構 成例を示す図である。
図 5 4は、 NTSC方式におけるパリティデ一夕とサブプロヅクの構 成例を示す図である。
図 5 5は、 NTSC方式におけるパリティデ一夕とサブプロックの構 成例を示す図である。
図 5 6は、 PAL方式の場合のパリティデ一夕とサブプロックの構成 例を示す図である。
図 5 7は、 PAL方式の場合のパリティデ一夕とサブプロックの構成 例を示す図である。
図 5 8は、 PAL方式の場合のパリティデ一夕とサブプロックの構成 例を示す図である。
図 5 9は、 PAL方式の場合のパリティデ一夕とサブプロックの構成 例を示す図である。
図 6 0は、 PAL方式の場合のパリティデ一夕とサブプロヅクの構成 例を示す図である。
図 6 1は、 PAL方式の場合のパリティデータとサブブロックの構成 例を示す図である。 図 6 2は、 各フレームのサブブロックのデ一夕の各ディスク上に おける配置を説明する図である。
図 6 3は、 ス ト リームの構成を説明する図である。
図 6 4は、 従来の RAIDを説明する図である。
図 6 5は、 従来の RAIDを説明する図である。 発明を実施するための最良の形態 以下、 本発明に係るデ一夕記録装置及び方法、 ディスクアレイ制 御装置及び方法の好ましい実施の形態について説明する。
図 1は、 本発明を応用した編集システムの構成例を表している。 このシステムにおいては、 編集装置 1にソースビデオテープレコ一 ダ （VTR) 9や、 ディ リ一サーバ 7などから、 ビデオデ一夕が入力さ れ、 編集されるようになされている。 この編集装置 1は、 ディスク レコーダ 2を制御し、 編集処理を行うようになされている。 編集装 置 1は、 2チャンネルの SD I ( Serial Data Interface )を介してディ スクレコーダ 2に、 ビデオデータとオーディオデ一夕を伝送し、 ま た、 ディスクレコーダ 2は、 それぞれ 6チャンネルのビデオデータ と、 1 6チャンネルのオーディォデ一夕を SDIを介して編集装置 1に 供給するようになされている。 さらに、 編集装置 1は、 SD Iを介して、 メインモニタ 4、 オンエアバッファ 8、 ソース VTR 9、 並びにホス ト パーソナルコンビュ一夕 3に、 ビデオデ一夕とオーディオデータを 供給するようになされている。 また、 編集装置 1は、 増幅器 5にォ 一ディォ信号を出力し、 スピーカ 6から放音させるようになされて いる。 一方、 ホス トパーソナルコンピュータ 3は、 編集装置 1に対して、 R S - 4 2 2規格の通信プロ トコルを使用してコマン ドを送り、 編 集装置 1を制御するようになされている。 また、 編集装置 1も、 デ イスクレコーダ 2、 デイ リーサーバ 7、 ソース VTR 9などに、 R S— 4 2 2を介してコマン ドを送り、 それぞれを制御するようになされ ている。 さらに編集装置 1は、 ホス トパーソナルコンピュータ 3を 介して、 イーサネッ トにより制御されたり、 外部装置を制御するこ とができるようになされている。 ディスクレコーダ 2は、 SCSI (ANS I Smal l Computer System I nterface )を介してホス 卜ノ^—ソナノレコ ンピュー夕 3に制御されるようになされている。
図 2は、 編集装置 1の内部の構成例を表している。 この編集装置 1は、 コン トロールバス 2 5を介して相互に接続されたマ ト リ ック ススイ ッチャ部 2 1、 ビデオ処理部 2 2、 オーディオ処理部 2 3、 およびシステムコン トロール部 2 4により構成されている。
図 3に示すように、 システムコン トロール部 2 4は、 コン ト口一 ルバス 2 5を介して、 マ ト リ ックススィ ッチャ部 2 1、 ビデオ処理 部 2 2、 オーディオ処理部 2 3などを制御するためのメイ ン CPU 1 2 1、 ソース VTR 9、 口一カルス トレージとしてのディスクレコーダ 2、 およびディ リ一サーバ 7などの各デバイスを制御する、 デバイス制 御 CPU 1 2 2— 1乃至 1 2 2— 3を有している。 また、 システムコン トロ一ル部 2 4は、 さらに、 ホス トパーソナルコンピュータ 3 との 間で、 G U Iのためのイン夕フェース処理を行ったり、 リファレン ズタイムレコードを授受したりする、 コミュニケ一シヨン CPU 1 2 4 を有している。
図 4に示すように、 マ ト リ ックススィ ッチャ部 2 1は、 入力ライ ンと出力ラインを切り替えるためのブロックである。 このマ ト リ ッ クススィ ヅチヤ部 2 1は、 SDIフォーマッ トに基づいて供給されたビ デォ信号またはオーディオ信号を受け取る 1 2本の入力ライン 3 1 — 1乃至 3 1— 1 2を有している。 この 1 2本の入力ライ ンに対し て、 マ ト リ ックス状に 1 2本の出力ラインが配置されており、 各出 カライ ンには、 アウ トプッ トプロセッサ 3 2— 1乃至 3 2— 1 2が 配置されている。 入力ライン 3 1 — 1乃至 3 1— 1 2と、 アウ トプ ッ トプロセッサ 3 2— 1乃至 3 2— 1 2が対応する 1 2本の出カラ イ ンは、 図中、 X印で示されるクロスポイ ン トで、 適宜、 接続され るようになされている。 この接続は、 マ ト リ ックススイ ッチャ部 2 1の制御ブロック 34が、 システムコン トロール部 24のメイン C P U 1 2 1からの指令を、 コン ト口一ルバス 2 5を介して受け取り、 この指令に対応して、 制御するようになされている。
この入力ライ ンには、 図 1に示す、 ディ リ一サーバ 7、 ソース VT R9、 またはディスクレコーダ 2からのビデオ信号やオーディォ信号 が供給されるだけでなく、 ビデオ処理部 2 2で処理されたビデオ信 号も供給される。 制御プロヅク 3 4は、 クロスポイ ン トを適宜切り 替えることにより、 これらの入力の所定のものを、 1 2本の出カラ イ ンのアウ トプッ トプロセッサ 3 2— 1乃至 3 2— 1 2のいずれか に供給させる。 アウ トプッ トプロセッサ 3 2— 1乃至 3 2— 1 2は、 入力されたビデオ信号を SDIフォーマツ トに変換する処理を行う。 ァ ゥ トプッ トプロセッサ 3 2— 1の出力は、 キヤプチャライ ンの出力 とされ、 ホス トパーソナルコンビユ ー夕 3に供給される。 アウ トプ ッ トプロセッサ 3 2— 2の出力は、 プレビューライ ンの出力とされ、 メイ ンモニタ 4に供給される。 一方、 アウ トプッ トプロセッサ 3 2— 3乃至 3 2— 1 2の後段に は、 さらに、 コンバイナ 3 3— 1乃至 3 3— 1 0が設けられており、 これらのコンパイナ 3 3— 1乃至 3 3— 1 0は、 対応するァゥ 卜プ ッ トプロセッサ 3 2— 3乃至 3 2— 1 2より入力されたビデオ信号 に、 オーディォ処理部 2 3から供給されたェンべデッ ドオーディオ 信号を SD Iのビデオ信号に重畳する処理を行う。 コンパイナ 3 3— 1 乃至 3 3— 1 0の出力は、 プログラムアウ トラインの出力として、 口一カルス トレージとしてのディスクレコーダ 2に供給される。 な お、 ェンべデッ ドオーディオ信号とは、 SD I規格のデジタルビデオデ 一夕のブランキング期間に、 補助データとして挿入されたオーディ ォデ一夕を意味する。
図 5に示すように、 ビデォ処理部 2 2は、 マ ト リ ックススィ ッチ ャ部 2 1から供給されたビデオ信号に対して、 画像変換処理を施す ためのブロックである。 この画像変換処理とは、 例えば、 ソ一スビ デォ信号に特殊効果をかけたり、 バックグラウン ドビデオ信号に特 殊効果のかかったビデオ信号を揷入するアニメーシヨンエフェク ト や、 バックグラゥン ドビデオ信号から、 フォアグラウン ドビデオ信 号に映像を切り替える トランジシヨンエフェク 卜の処理や、 特殊効 果の施された第 1のビデオ信号と第 2のビデオ信号とをミ ックスす る合成処理などのことである。
このビデオ処理部 2 2は、 マ ト リ ックススィ ヅチヤ部 2 1から入 力される SD Iフォーマツ トの信号から、 キー信号またはビデオ信号 (輝度信号とクロマ信号） を抽出するデマルチプレクサプロック 4 1、 キー信号またはビデオ信号に対してワイプなどのトランジショ ンエフェク トを付与するためのスィ ッチヤブロック 4 2、 キー信号 またはビデオ信号に対して 3次元画像変換などのアニメーションェ フエク トを付与する特殊効果ブロック 4 3、 スイ ッチャブロック 4 2、 特殊効果ブロック 4 3、 およびマ 卜 リ ヅクススイ ツチヤ部 2 1 からのビデオ信号をミ ックスするミキサブロック 4 4、 並びに、 こ れらのデマルチプレクサブロック 4 1、 スィ ッチャブロック 4 2、 特殊効果プロヅク 4 3、 およびミキサプロック 4 4を制御する制御 ブロック 4 5により構成されている。
制御ブロック 4 5は、 システムコン トロール部 2 4から、 コン ト ロールバス 2 5を介して制御信号を受け取り、 図示せぬ制御線を介 して、 デマルチプレクサブロック 4 1、 スィ ッチャブロック 4 2、 特殊効果プロック 4 3、 またはミキサブ口ック 4 4を制御する。 デマルチプレクサプロック 4 1は、 デマルチプレクサ回路 4 1一 1乃至 4 1— 5を有しており、 これらのデマルチプレクサ回路 4 1 — 1乃至 4 1— 5は、 マ ト リ ックススィ ッチャ部 2 1から供給され た SD Iフォ一マヅ トに準ずるようにバケツ 卜化されているビデオ信号 を抽出する回路であって、 各パケッ トデータのペイ 口一ド部の領域 内に記録されているビデオ信号を、 シリアル状に記録されている各 ビデオ信号の先頭に記録された同期信号およびへッダ情報に基づい て抽出する。
スィ ッチャブロック 4 2は、 制御ブロック 4 5からの制御コマン ドに対応して、 ォペレ一夕によって指定された トランジシヨンエフ ェク 卜に対応するワイプ信号を生成するワイプ信号発生回路 5 2 - 1， 5 2— 2を有している。 ワイプ信号発生回路 5 2— 1は、 生成 したワイプ信号をキー信号処理回路 5 1— 1 とビデオ信号処理回路 5 1 - 2に供給し、 ワイプ信号発生回路 5 2— 2は、 生成したワイ プ信号をキー信号処理回路 5 1— 3 とビデオ信号処理回路 5 1— 4 に供給している。
キー信号処理回路 5 1— 1は、 デマルチプレクサ回路 4 1一 1 よ り供給されたキー信号を、 ワイプ信号発生回路 5 2— 1より供給さ れたワイプ信号に対応して処理したり、 新たなキー信号を生成する ようになされている。 ビデオ信号処理回路 5 1— 2は、 デマルチプ レクサ回路 4 1— 2より供給されたビデオ信号を、 ワイプ信号発生 回路 5 2— 1より供給されたワイプ信号に対応して処理するように なされている。
同様に、 キ一信号処理回路 5 1 — 3は、 デマルチプレクサ回路 4 1— 3より供給されたキー信号を、 ヮィプ信号発生回路 5 2— 2よ り供給されたワイプ信号に対応して処理したり、 新たなキー信号を 生成する。 ビデオ信号処理回路 5 1— 4は、 デマルチプレクサ回路 4 1一 4より供給されたビデオ信号を、 ワイプ信号発生回路 5 2― 2より供給されたワイプ信号に対応して処理するようになされてい る。
特殊効果ブロック 4 3においては、 フレームメモリ 6 1 _ 1 また はフレームメモリ 6 1— 2に、 キ一信号処理回路 5 1— 3またはビ デォ信号処理回路 5 1— 4よ り供給されたキ一信号またはビデオ信 号が、 それぞれ記憶されるようになされている。 3次元アドレス発 生回路 6 3は、 制御プロック 4 5からの特殊画像変換の制御コマン ドを受け取って、 キ一信号またはビデオ信号を、 それぞれ 3次元的 な画像に変換するための変換ァドレスを発生し、 フレームメモリ 6
1— 1， 6 1— 2と、 イ ンターポレ一夕 6 2— 1 , 6 2— 2に出力 するようになされている。 フレームメモリ 6 1— 1， 6 1— 2は、 キ一信号またはビデオ信号の読み出しが、 3次元ァ ドレス発生回路
6 3からの変換アドレスに対応して制御される。 イ ン夕一ポレー夕 6 2 - 1 , 6 2— 2は、 それぞれフレームメモリ 6 1— 1 または 6 1 一 2より供給されたキー信号またはビデオ信号の画素を空間的に 補間するための処理を、 3次元ア ドレス発生回路 6 3からの変換ァ ドレスに基づいて行うようになされている。
ミキサブロック 4 4においては、 ミ ックス回路 7 1— 1が、 イ ン 夕—ポレー夕 6 2— 1 より供給される画像変形されたキ一信号に基 づいて、 イ ンターポレー夕 6 2— 2 より供給される、 変形されたビ デォ信号と、 デマルチプレクサ回路 4 1— 5より供給されるバック グラウン ドビデオ信号とを合成するようになされている。 また、 ミ ヅクス回路 7 1— 2は、 ミ ックス回路 7 1 - 1より出力されるビデ ォ信号と、 ビデオ信号処理回路 5 1— 2において、 ワイプ信号に基 づいて処理されたビデオ信号を、 キー信号処理回路 5 1— 1が出力 する、 ワイプ信号に基づいて処理されたキ一信号に対応して合成す るようになされている。 ミ ックス回路 7 1— 1 , 7 1— 2より出力 されたビデオ信号は、 マ ト リ ックススィ ッチャ部 2 1の 1 2本の入 力ライ ンのうちの 2つの入力ライ ンに供給されている。
図 6に示すように、 オーディオ処理部 2 3においては、 セパレー 夕ブロック 8 1が、 セパレ一夕 8 1— 1乃至 8 1— 3を有しており、 これらのセパレ一夕 8 1— 1乃至 8 1— 3は、 マ ト リ ックススィ ヅ チヤ部 2 1から供給された SD Iフォーマツ 卜の信号から、 ェンべデヅ ドォ一ディォ（Embeded Audio )信号を分離するようになされている。 これらの信号は、 AES I EBU( Audio Engineering Soc iety / Europe an Broadcasting Union )フォ一マツ 卜の信号とされている。 ミキサブロック 8 3は、 セパレー夕 8 1— 1乃至 8 1 — 3の出力 を、 可変抵抗 9 1 — 1乃至 9 1一 3で所定のレベルに調整した後加 算する加算器 9 2— 1 と、 セパレ一夕 8 1 — 1乃至 8 1 — 3の出力 を、 可変抵抗 9 1— 4乃至 9 1 — 6により、 所定のレベルに調整し た後加算する加算器 9 2— 2を有している。
ェンべデッ ド回路 8 5は、 加算器 9 2— 1 と 9 2— 2より出力さ れたオーディオ信号を SDIフ ォーマッ ト信号に重畳できるようにェン べデッ ドオーディオ信号に変換する処理を行う。 ェンべデッ ド回路 8 5の出力は、 マ ト リ ックススィ ッチャ部 2 1のコンパイナ 3 3— 1乃至 3 3— 1 0に供給され、 ァゥ トプヅ トプロセッサ 3 2— 3乃 至 3 2 — 1 2により SDIフォ一マッ トに変換されたビデオ信号に重畳 され、 ディスクレコーダ 2に供給されるようになされている。
制御ブロック 8 6は、 これらのセパレー夕ブロック 8 1、 ミキサ ブロック 8 3、 およびェンべデッ ド回路 8 5の動作を、 システムコ ン トロール部 2 4からの制御信号をコン トロ一ルバス 2 5を介して 受け取って、 制御するようになされている。
加算器 9 2— 1 , 9 2— 2の出力は、 図 1の増幅器 5を介してス ピー力 6から出力されるようになされている。
図 7は、 ディスクレコーダ 2の内部の構成例を表している。 なお、 このディスクレコーダ 2は、 高速リアル夕イムランダムアクセスの ためのハードディスクマネージメン トァルゴリズム FARAD(Fast Ran dom Access Disk) (商標） を応用したものであり、 比較的少ないデ イスクで、 マルチチャンネルのデータを高速ランダムアクセスする ことができるようになされている。
この構成例においては、 ディスクアレイ として、 3 2台のハード ディスク 2 0 1— 1乃至 2 0 1— 3 2が設けられている。 SPC(SCSI Peripheral Controller)としての SCSIコン トロ一ラ 2 0 2— 1乃至 2 0 2— 1 6は、 それぞれ 2台のハードディスクを制御するように なさている。 例えば、 SCSIコン トローラ 20 2— 1は、 ハードディ スク 2 0 1— 1 とハ一ドディスク 2 0 1— 2を制御し、 SCSIコン ト ローラ 2 0 2— 2は、 ハードディスク 20 1— 3とハードディスク 2 0 1— 4を制御するようになされている。
さらに、 ノ ッ フアブロック 2 0 3— 1乃至 2 0 3— 8が設けられ ている。 1つのバッファブロックは、 2つの SCSIコン トローラを制 御するようになされており、 例えば、 ノ ヅ フアブロック 2 0 3— 1 は、 SCSIコン トローラ 2 0 2— 1 と 2 0 2— 2を制御し、 ノ ッ フ ァ ブロック 2 0 3— 2は、 SCSIコン ト口一ラ 2 0 2— 3と 2 0 2— 4 を制御するようになされている。 各バッファブロック 2 0 3 ~ i (なお、 iは任意の値であり、 ここでは、 i = l， 2， · · · ， 8 ) には、 デ一夕バッファ 2 1 2— iと、 これを制御するバッファコン トロ一ラ 2 1 1 - iが設けられている。
また、 デ一夕バッファ 2 1 2— 1乃至 2 1 2— 8は、 CPUプロック 2 6 1のコン トローラ 2 6 2により -一義的に規定されるシリアルな アドレスが割り振られ、 そのアドレスによって、 データの記憶位置 を指定することができる。 従って、 この複数のデータバッファ 2 1 2— 1乃至 2 1 2— 8は、 コン トローラ 2 6 2からみた場合、 1つ のデ一夕バッファとなる。
なお、 このディスクレコーダ 2においては、 合計 3 6台のハード ディスクを装備することができるようになされているが、 この構成 例においては、 3 2台のハードディスクが設けられている。 これらのハードディスク 20 1— 1乃至 20 1— 32に対して、 ォ一ディォデータを記録再生するためのプロックとして、 オーディ ォブロック 23 1— 1， 23 1— 2が設けられており、 ビデオデ一 夕を記録再生するために、 ビデオプロック 27 1— 1乃至 27 1— 6が設けられている。
ォ一ディォブロック 23 1— 1と 23 1— 2は、 それぞれ同様の 構成とされており、 それぞれが 8チャンネル分のオーディオデ一夕 を処理するようになされているので、 合計 1 6チャンネル分のォー ディォデ一夕を処理することができるようになされている。
各ォ一ディオプロック 23 1— iは、 入出力 （ I/O) コン ト口 —ラ 242— i 2 ) と、 DMAコン トロ一ラ 24 1— iを有 している。 入出力コン トローラ 242— iは、 図 4のマト リ ックス スィ ッチャ部 2 1のコンパイナ 33— 1乃至 33— 1 0のいずれか から、 8チャンネル分のオーディオ信号の供給を受け、 これを処理 して、 MAコン トロ一ラ 24 1 - iに供給するとともに、 DMAコン ト ローラ 24 1— iより供給された、 最大 8チャンネル分のオーディ ォ信号を処理して、 図 4の編集装置 1のマ ト リ ックススィ ッチャ部 2 1の入力ライ ンに出力する。
DMAコン トロ一ラ 24 1— iは、 入出力コン トローラ 24 2— iよ り供給されたオーディオ信号を、 DMAバス 2 5 1を介して、 バッフ ァ コン トローラ 2 1 1— 1乃至 2 1 1— 8のいずれかに供給し、 対応 するデ一夕バッファ 2 1 2 - 1乃至 2 1 2 1一 8に DMA転送させる。 また、 これらのデータバッファ 2 1 2— 1乃至 2 1 2— 8より読み 出されたデ一夕を DMAバス 2 5 1を介して読み取り、 入出力コン ト口 —ラ 242— iに DMA転送する。 ビデオブロック 27 1— i ( i = 1 , 2 , · · · , 6 ) において は、 DMAコン トロ一ラ 28 l— iが、 DMAバス 25 1を介してデ一夕 ノ ソファ 2 1 2— 1乃至 2 1 2— 8と、 RAIDコン トローラ 282— iとの間で、 ビデオデ一夕を DMA転送するようになされている。
RAIDコン トロ一ラ 282— iは、 ビデオプロセッサ 283— iよ り供給される、 ハードディスク 20 1— 1乃至 20 1— 32に記録 すべきビデオデ一夕に対して、 誤り訂正のための処理を施して、 DM Aコン トローラ 28 l— iに供給するとともに、 DMAコン トローラ 2 8 l— iより供給された、 ハードディスク 20 1— 1乃至 20 1 - 32よ り再生されたデータに対して誤り訂正処理を施し、 ビデオプ 口セッサ 283― iに出力するようになされている。 この RAIDコン トロ一ラ 282— iの処理については、 その詳細を後述する。
ビデオプロセッサ 283— ίは、 入出力コン トローラ 284— i より供給されたビデオデータを RAIDコン 卜ローラ 282— i側で処 理するのに必要なクロックレートに変換する処理と、 逆に、 RAIDコ ン トロ一ラ 28 2— iより供給された再生データを、 入出力コン ト ローラ 284— iの処理すべきクロ ックレートに変換する処理を行 う。
入出力コン トローラ 284— iは、 編集装置 1のマト リ ツクスス ィ ヅチヤ部 2 1のコンパイナ 33— 1乃至 33— 10のいずれかよ り供給されるビデオデ一夕を受け取り、 これをスイ ッチングしてビ デォプロセッサ 283— 1乃至 28 3— 6のいずれかに供給すると ともに、 逆に、 ビデオプロセヅサ 2 83— iより供給されたビデオ データを編集装置 1の入力ラインに供給するようになされている。
この構成例においては、 6個のビデオプロック 27 1— 1乃至 2 7 1— 6が設けられているので、 合計 6チャンネル分のビデオ信号 を処理することが可能となっている。
CPUブロック 2 6 1は、 コン トローラ 2 6 2と RAM 2 6 3を有して おり、 制御バス 2 5 2を介して SCSIコン トローラ 2 0 2— i、 バッ ファブロック 2 0 3— i、 DMAコン ト口一ラ 24 1— i、 入出力コン トローラ 24 2— i、 DMAコン ト ローラ 2 8 1— i、 RAIDコン トロ一 ラ 2 8 2— i、 ビデオプロセッサ 2 8 3— i、 および入出力コン ト ローラ 2 84— iと接続されており、 適宜、 それらを制御するよう になされている。 コン トローラ 2 6 2は、 各ブロックを制御し、 RA M2 6 3には、 コン トローラ 2 6 2が各種の処理を実行する上におい て必要なソフ トウエアプログラムや、 テ一ブルデータなどが記憶さ れている。 コン トローラ 2 6 2は、 指定されたフォーマッ トパラメ —夕と、 図 8に示すように、 RAM 2 6 3に形成されているゾーンビヅ トレコ一ディ ング （ZBR) テーブル 3 0 1からのデータに基づいて、 ブロックマップ 3 04を作成し、 また、 そのブロックマップ 3 04 を適宜更新する。 ここで、 フォーマッ トパラメ一夕は、 記録再生単 位となる 1ブロックの大きさ S、 この 1ブロックのデ一夕を分割す る数 n、 および最適なスキュ一値 Θ skewなどから構成されている。 本発明の実施の形態の編集システムにおいて使用されているディ スクレコーダでは、 記録再生単位となる 1ブロックを、 1 ビデオフ レームとし、 この 1ブロックのデータを分割する数を、 N T S C規 格のビデオ信号の場合には、 「4」 とし、 PAL規格のビデオ信号 の場合には、 「 5」 としている。
コン トローラ 2 6 2は、 ブロックマップ 3 04を参照して、 DMAコ ン トローラ 2 8 1— iや RAIDコン トロ一ラ 2 8 2— iの動作を制御 するためのコマン ドを生成する。 また、 コン トローラ 2 6 2は、 デ —夕バッファ 2 1 2— iにバッフアリングされたビデオデ一夕また はォ一ディォデ一夕を、 ハードディスク 2 0 1— iに記録する際、 または、 再生する際に、 ヘッ ド移動量が最小となるように、 ヘッ ド のアクセス順序をスケジュ一リ ングする処理を実行する。 このスケ ジュ一リング処理を S C A N処理と呼んでいる。 この S C A N処理 については後述する。
コン トローラ 2 6 2は、 この他、 図 8に示すように、 物理ァ ドレ ステ一ブル 3 0 2やアロケーションマップ 3 0 3を生成し、 それら を M 2 6 3に記録する。
ゾーンビッ トレコ一ディ ング （ΖΒίΙ) テ一ブル 3 0 1は、 ハ一ドデ イスクのシリンダアドレスと、 そのシリンダ位置での 1 トラック内 で使用されるセクタ数を対応づけた表である。 図 9 と図 1 0は、 こ の ZBRテーブルの例を表しており、 図 9は、 ビデオ信号が NTSC規格の ビデオ信号である場合における ZBRテーブルの例を表しており、 図 1 0は、 ビデオ信号が PAL規格のビデオ信号である場合における ZBRテ —ブルを表している。
図 1 1 ( A )， （ B )に示すように、 ハードディスク 2 0 1— iは、 複数のメディア （ディスク） により構成されており、 各メディアに は、 複数のトラックが形成されている。 各トラックは、 複数のセク 夕に区分され、 各セクタは、 この実施の形態の場合、 5 1 2バイ ト の大きさとされる。 そして、 各メディアの中心から同一径に位置す る トラックにより構成される領域がシリンダと称される。 このシリ ンダには、 外周側から内周側に向かって順番に連続の番号が振られ、 これがシリンダア ドレスとされる。 各ハードディスク 2 0 1— iは、 ディスクの半径方向の記録ェリ ァを複数のゾーンに分割するゾーンビッ トレコ一ディ ングによるフ ォーマッ トが行われている。 すなわち、 記録面がディスクの中心か らの距離に応じて複数のゾーンに区分され、 外側のゾーンでは、 内 側のゾーンより、 トラック当たりのセクタ数が多くなるようにフォ —マッ トされる。 この実施の形態の場合、 図 9、 図 1 0、 および図 1 2に示すように、 最外周から最内周に向かって、 0 0 0 1乃至 6 0 0 0のシリンダアドレスで規定される 6 0 0 0個の 卜ラックが形 成されており、 これらの各トラックが、 5 0 0本を単位として、 1 2のゾーンに区分されている。 そして、 例えば、 図 9に示すように、 0 0 0 1乃至 0 5 0 0のシリ ンダア ドレスで規定される最も外周側 の第 1のゾーンにおいては、 1 トラック当たり 5 6 7個のセクタが 形成されており、 5 5 0 1乃至 6 0 0 0のシリンダアドレスで規定 される最も内周側の第 1 2のゾーンにおいては、 1 トラック当たり のセクタ数は 3 9 3個とされている。
なお、 具体的には後述するが、 この 1 2個のゾーンのうち、 最外 周の第 1のゾーンと、 最内周の第 1 2のゾーンがペア （対） として 使用され、 以下同様に、 第 2の V—ンと第 1 1のゾーン、 第 3のゾ —ンと第 1 0のゾーン、 第 4のゾーンと第 9のゾーン、 第 5のゾ一 ンと第 8の V—ン、 並びに、 第 6のゾーンと第 7のゾーンが、 それ ぞれペアとして使用される。 このように、 より外周のゾーンとより 内周のゾ'一ンを、 それぞれペアとして使用することにより、 デイス ク容量を、 最も効率よく使用することが可能となる。 この点につい ては、 後に詳述する。
このように、 ZBRテ一ブル 3 0 1 には、 各ゾーンごとのトラック当 W
30 たりのセクタ数が記憶されているため、 シリ ンダァ ドレスが特定さ れると、 そのトラックにおいて使用することが可能なセクタ数を決 定することができる。 なお、 この実施の形態においては、 1セクタ 当たり 1 2 8ワード （ 1ワードは 3 2ビッ ト） のデ一夕を記録する ことができるようになされている。
一方、 図 8に示す物理ア ドレステ一ブル 3 0 2は、 ハードディス ク 2 0 1— iの論理セクタ番号 （この論理セクタ番号は論理プロッ クアドレスとも称される） を物理ァ ドレスと対応づけるためのテ一 ブルである。 物理ア ドレスとは、 シリ ンダ番号、 メディア番号、 お よびセクタ番号からなるア ドレスをいう。
図 1 3 ( A )， （ B )は、 物理アドレステーブル 3 0 2の例を表して いる。 論理セクタ（Logical Sector )番号 L kiは、 各ハードディスク 2 0 1— iにおいて、 全てのメディァの各セクタに連続して付され た番号であり、 図 1 3 ( A ) に示すように、 この論理セクタ番号 L kiは、 シリンダ番号 C Y K ki、 メディア番号 M E D ki、 およびセク 夕番号 S E C kiにより特定することができる。 図 1 3 ( B ) は、 そ の具体的な例を表している。 例えば、 論理セクタ番号 2のセクタは、 シリンダ番号 0のメディア番号 0のセクタ番号 2のセクタである。 従って、 この物理ァ ドレステーブル 3 0 2を参照することにより、 論理セクタ番号を物理セクタ番号に変換し、 あるいは逆に、 物理セ クタ番号を論理セクタ番号に変換することができる。
図 8のアロケーションマップ 3 0 3は、 ハードディスク 2 0 1— iの全てのメディア （ディスク） の記録済みエリアと、 未記録エリ ァのァ ドレスを管理するためのマップである。 このアロケーション マップ 3 0 3を参照することにより、 各ディスクの未記録のェリァ を検索することができる。
ブロックマップ 3 0 4は、 ディスク上のどの位置に、 どのような 大きさのデ一夕が記憶されているのかを示すテ一ブル上のマップで あり、 図 1 4に示すように、 k (デ一夕の総数を越えない任意の自 然数） で示されるブロック番号を有するブロックデータ （記録され るデータまたは再生されるデ一夕） ごとに、 ディスク上での配置位 置を管理するためのマップである。 なお、 このプロック番号 kで示 される 1つのブロックデータは、 例えば、 1 フレーム （所定の大き さの画像） のビデオデ一夕とされ、 このプロック番号 kは、 全ての チャンネルのビデオデータの各フレームデ一夕に対して、 それぞれ 一義的に指定された番号 （ I D番号） である。 従って、 ビデオデー 夕の再生の要求があった場合には、 このブロック番号 kによって、 ディスク上における配置位置を特定することができる。
図 1 4に示すように、 1 フレーム分のブロックデータは、 n個の サブプロックデ一夕 D kl〜D knと、 1個の誤り訂正用のパリテイデ 一夕 D kpとにより構成され、 それぞれは、 異なるハードディスク 2 0 1 - iに記録される。 ノ リティデータの配置場所は、 ハードディ スク 2 0 1— iのディスク識別番号 （ I D ) D kp, パリティデータ が記録されたエリァの記録開始位置を示す論理セクタ番号 L kp、 お よびパリティデ一夕が記録されたエリアの大きさ （サイズ） を示す セクタの数 S kpにより規定される。
同様に、 番号 kのサブブロックの配置場所は、 ハードディスク 2 0 1— iのディスク I D D ki、 サブブロックが記録されたエリアの 記録開始位置を示す論理セクタ番号 L ki、 並びに、 サブブロックが 記録されたエリアの大きさを示すセクタの数 S kiにより規定される。 P
32 なお、 ここで、 n ( 1 フレームのビデオデータを分割する数） は、 その規格 （NTSCまたは PAL) (デ一夕量） に応じて、 適宜定めること ができる。 その詳細は後述する。
図 1 5は、 1 4 4 0 x 5 1 2画素の NTSC方式の 1 フレームのビデ ォデ一夕を、 4つのサブプロックに分割して記録する場合に使用さ れたブロックマップ 3 0 4の具体例を示している。 この例では、 ブ ロ ヅク番号 （フ レーム番号） 1で示されるフ レームのパリティデー 夕 P 1は、 ディスク I Dが 1で示されるハードディスク上の番号 0 の開始論理セクタから、 5 6 7セクタ分のェリァ （最外周のェリァ） に記録されている。 また、 このブロック番号 1で示されるフレーム の第 1番目のサブブロックのデータ S 1— 1は、 ディスク I Dが 2 で示されるハードディスク上の番号 5 9 9 6 0 0の開始論理セク夕 から、 3 9 3セクタ分のエリア （最内周のエリア） に記録され、 以 下同様に、 このフ レームの第 2番目のサブプロ ックのデ一夕 S 1— 2は、 ディスク I Dが 3で示されるハ一ドディスク上の番号 0の開 始論理セクタから、 5 6 7セクタ分のエリア （最外周のエリア） に 記録され、 第 3番目のサブプロックのデ一夕 S 1— 3は、 ディスク I Dが 4で示されるハ一ドディスク上の番号 5 9 9 6 0 0の開始論 理セクタから、 3 9 3セクタ分のエリア （最内周のエリア） に記録 され、 第 4番目のサブプロックのデータ S 1— 4は、 ディスク I D が 5で示されるハ一ドディスク上の番号 0の開始論理セクタから、 5 6 7セクタ分のエリア （最内周のエリア） に記録されている。
1サブブロックのデータの大きさは、 基本的に、 1 フレームのデ 一夕の 1 / 4の大きさであるが、 この 1サブブロックのデータは、 必ずしも、 1フレームのビデオデ一夕の連続する 1 / 4の画素デ一 夕から構成されるデータではない。 勿論、 このサブブロックの画素 データを 1 フレームのビデオデータの連続する 1 / 4の領域の画素 データとすることも可能であるが、 そのようにすると、 画素データ が欠落した場合における影響が、 それだけ大きくなる。 そこで、 1 フレームのビデオデ一夕のうち、 連続する領域ではなく、 分散的に 存在する所定の領域の画素データで構成されるパケッ ト転送プロッ クを複数個集めて、 1つのサブブロックが構成される。 また、 各サ ブブロックの大きさは必ずしも同一ではない。 この点については、 図 4 3、 図 4 4などを用いて後に詳述する。
次に、 CPUブロック 2 6 1のコン トローラ 2 6 2が行うブロックマ ヅプ 3 0 4の作成処理について、 図 1 6のフ口一チヤ一トを参照し て説明する。 このブロックマップ 3 0 4の作成処理は、 ソースビデ ォデ一夕を各ハードディスクに記録する前に行われる処理である。 つまり、 ディスクを物理的にフォーマッ トするというよりは、 この 作成したブロックマップ 3 0 4によって理論的にフォ一マツ 卜する という表現が適切であろう。
なお、 以下の説明において、 例えばハードディスク 2 0 1— 1乃 至 2 0 1— 3 2を、 個々に区別する必要がない場合、 単に、 ハ一 ド ディスク 2 0 1 と記述する。 対応するデバイスが複数個存在するそ の他のデバイスについても同様に記述する。
コン トローラ 2 6 2は、 ブロックマップ 3 0 4を生成するための フォーマツ トパラメ一夕として、 記録すべきビデオデ一夕の 1サブ ブロックの大きさ、 SCANスケジュールを行なう時のへヅ ドの平均移 動距離 L a、 使用するハードディスク 2 0 1の ドライブのシーク時 間 T s ( L ) 、 ハードディスク 2 0 1の物理的フォーマッ ト （シリ ンダ数、 1 トラック内のセクタ数、 シリンダを構成するメディアの 枚数） を、 予め決定しておき （サブブロックのサイズの決定につい ては、 図 2 7を参照して後述する） 、 これを参照して、 各サブプロ ックのハードディスク 2 0 1上での位置を、 図 1 6に示すステップ S 1乃至 S 5の手順で決定する。
へッ ドの平均移動距離 L aは、 ハードディ スク 2 0 1の総シリ ン ダ数 L t と、 1回のスキヤンで処理するアクセスの個数 Nから下記 式 （ 1 ) で与えられる （後述する図 2 4 ( C ) 参照） 。
L a = L t / ( N - 1 ) · · · ( 1 )
ドライブのシーク時間 T s ( L ) はシーク距離 L (シリンダ数） の関数であり、 その値は使用するディスク ドライブの機械的特性に よって決まる。 図 1 7にその例を示す。 スキャン （ S C A N ) アル ゴリズムを使用して何個のアクセス リクエス トをまとめて処理する かは、 このディスクレコーダ 2を使用するアプリケーションの性格、 そこで求められる性能、 使用できるデ一夕バッファ 2 1 2の量など から決定する。 まとめてスキャンするアクセスリクエス 卜の数 Nは 大きいほどハードディスクのランダムアクセス性能が向上するが、 必要なデ一夕バッファの量が増加するとともに、 応答時間が増加す るという逆効果がある。
図 1 6のステップ S 1で 1 シリ ンダ内に存在するサブブロックの 数 （B c ) を計算する。 1シリ ンダ内のセクタの総数はトラック内 のセクタ数にメディァの枚数を乗じたものである。 従って、 1シリ ンダ内のセク夕の総数を、 1サブブロックのデ一夕を格納するため に必要なセクタ数で割れば、 B eが求まる。
ステップ S 2でギャップ 0 gapを求める。 ギャップ 0 gapは、 サブ ブロックの先頭セクタと最終セクタとのディスクの中心から見た角 度差である。 例えば、 図 1 8に示すように、 影を付して示したサブ ブロヅクは、 その先頭がトラック 「 1」 のセクタ 「 0」 、 その末尾 がトラック 「 2」 のセクタ 「 6」 であるから、 そのギャップ gapは、 円周の 5/ 1 2、 すなわち 57Γ/ 6ラジアンである。
以上のデ一夕をもとにステップ S 3でスキュー Θ skewを求める。 ここで、 スキュ一 0skewとは、 図 1 9に示すように、 ハードデイス ク 2 0 1上の隣接するサブブロックの先頭同士の円周方向における ディスクの中心から見た角度差をいう。 まず、 1つのサブブロック の書き込みまたは読み出しが終わつた時点でのへッ ドの位置を起点 として、 そこから Lシリ ンダ分だけ、 半径方向に例えば内周側に移 動した位置 （ トラック） において、 デ一夕の先頭が円周方向の同じ 角度に達するまでの時間 T d ( L) を式で表すと、 下記式 （ 2 ) に 示すようになる。
T d ( L) = ( L - B c - Θ skev+ Θ gap+ 2 · m · ττ ) / ω
• · · ( 2 ) ここで、 Lはシーク距離で単位はシリンダ数、 B eは 1 シリンダ 内に存在するサブプロヅク数、 0 skewはスキューで単位はラジアン、 0gapはギヤップで単位はラジアン、 ωはハ一ドディスク 2 0 1の回 転速度 （ラジアン/秒） 、 mは T d ( L) が正となるような任意の 整数である。
図 2 0は、 上記式 （ 2 ) の意味をハ一ドディスク 2 0 1上で説明 するものである。 図 2 0において、 いま丁度、 サブブロック 「 0」 のアクセスが終了したとする。 このとき、 ヘッ ドは中心から見て角 度 Aの方向にある。 いま、 同じサブブロック 「 0」 を再度アクセス することを考えると、 ギヤップ 0 gapの分だけディスクが回転するの を待たないといけないから、 Θ gap/ ωの待ち時間が発生する。 また、 サブブロック 「 0」 より n トラック （サブブロック） 分だ け内周のサブブロック 「n」 の先頭にアクセスするには、 サブプロ ック 「 0」 のスタート位置から、 nサブブロック分のスキュー （ n Θ skew) との和の角度だけ、 ハードディスク 2 0 1の回転を待たな くてはならない。 これには、 n 0 skew/ ωの時間を要する。 ハード ディスク 2 0 1は回転しているから、 こう して得られた時間に、 回 転周期 （Trot) の整数倍を加えた時刻にもデ一夕の先頭はヘッ ドの 存在する位置に到達する。 nサブブロックの移動は、 シリ ンダ数で は、 n / B cシリンダの移動に相当するので、 横軸をシリ ンダ数、 縦軸を先頭が到着するまでの待ち時間としてグラフを描く と、 図 2 1に示すようになる。 スキュ一 0 skewを大きくするほど図 2 1の直 線群の傾きは大きくなる。
なお、 以上の議論では中心から見たヘッ ドの円周方向の位置 （角 度） が、 中心からの距離によらず一定であるとした。 実際にはへヅ ドの機構によっては正確に位置が一定でない場合もあるが、 その影 響は十分に小さいので通常は無視出来る。
図 2 1に示すように、 上記式 （ 2 ) によって、 各シリンダにおい てサブプロックの先頭がへッ ドの下に到達するまでの時間が得られ る。 ただし、 この時間内にヘッ ドが所望のシリ ンダまで移動してい ないといけないから、 待ち時間はシーク後に、 最初にブロックの先 頭が現れるまでの時間となる。 これがシークと回転待ちの両方を考 慮したオーバへヅ ド T d ( L ) である。 図 2 2にその例を示し、 下 記式 （ 3 ) にその定義を示す。 実際のオーバヘッ ド （待ち時間） T d ( L ) は図 2 2おいて太線で示した。 なおシーク時間 T s (L) の関数は点線で示してある。 図中、 Trotは 1回転周期である。
ステップ S 3— 1では、 式 （ 2 ) や図 2 1における m= 0の直線 の方程式、 すなわち、 下記式 （ 3 ) で示される方程式を求める。
T d ( L) = (L - B c - 0 skew+ ^gap) /ω · · · ( 3 ) 続くステップ S 3— 2 , S 3— 3および S 3— 4は、 この直線が 常にシーク時間 T s ( L) よりも上で （大きく） 、 かつ、 シーク時 間 T s ( L ) にほぼ接するように、 スキュー Θ skewを選択するステ ップである。
すなわち、 ステップ S 3— 2において、 コン トローラ 2 6 2は、 スキュ一 Sskewに 0を初期設定し、 ステップ S 3— 3において、 シ —ク時間 T s ( L) と、 ォ一バヘッ ド T d ( L) の大きさを比較す る。 シーク時間 T s ( L ) の方が、 オーバヘッ ド T d ( L ) より小 さいと判定された場合、 ステップ S 3— 4に進み、 コン トローラ 2 6 2は、 スキュ一0skewを deltaだけイ ンクリメン トする。 そして、 ステップ S 3— 3に戻り、 再びシーク時間 T s ( L ) とォ一バへッ ド T d (L) の大きさを比較する。
以上のようにして、 シーク時間 T s ( L ) が、 オーバヘッ ド T d
( L ) と等しいか、 それより大きいと判定されるまで、 ステップ S 3— 3 とステップ S 3— 4の処理が繰り返し実行される。 ステップ S 3— 3において、 シーク時間 T s ( L ) が、 オーバヘッ ド T d
(L) と等しいか、 それより大きいと判定された場合、 図 2 2にお いて、 シーク時間 T s (L) に最も近く、 かつ、 それより上方に位 置する m= 0の直線の傾き （スキュー 0 skew) が求められたことに なる。 ステップ S 4， S 5は以上のようにして得られたスキュ一 0 skew とギヤップ 0 gapを用いて、 ハードディスク 2 0 1の全域にわたって、 各サブブロックのディスク上の位置を決定するものである。 ステツ プ S 4でまず物理アドレス （シリンダ/メディア/セクタ） のボイ ン夕を （ 0 / 0 / 0 ) に初期化する。 次のステップ S 5は全てのサ ブブロックについて繰り返すループであり、 ループの内部では、 ま ずステップ S 5— 1において、 物理アドレステーブル 3 0 2を参照 して、 物理アドレスから論理セクタ番号を得、 ステップ S 5 — 2に おいて、 これと物理ァ ドレスなどの情報をプロヅクマップ 3 0 4に 書き込む。
ここまでの処理が終わったら、 次のサブプロックの処理の準備と して、 物理アドレスのポインタ P p aをステップ S 5— 3において 更新する。 ステップ S 5— 4では、 全てのサブブロックについて、 ステップ S 5— 1乃至 S 5— 3の処理を行ったか否かを判断し、 行 つていなければ、 処理を行っていないサブプロヅクについて、 ステ ップ S 5 — 1乃至 S 5— 3の処理を行う。 ここで、 第 N番目のサブ プロヅクのハ一ドディスク 2 0 1上の配置は、
( 1 ) 割り当てたサブブロックより後方 （外周側から順次割り当て ている場合は内周側、 内周側から順次割り当てている場合は外周側） で、
( 2 ) かつ第 0プロックの先頭との角度差が N 0 skewに最も近いセ クタを先頭とする領域である。
このように、 以上のフローを実行することによって、 図 1 4及び 図 1 5に示されるようなブロックマップ 3 0 4を作成することがで きる。 尚、 このプロックマップ 3 0 4が作成された時には、 まだ実 際のビデオデータ及びパリテイデ一夕はディスク上には記録されて いない。 つまり、 実際にビデオデータをディスク上に記録する前に、 図 1 4及び図 1 5に示されるようなブロックマップ 3 0 4を作成さ れているということである。
すなわち、 このブロックマップ 3 0 4 とは、 この予め作成された ブロックマップ 3 0 4に従ってビデオデ一夕及びパリティデ一夕が 記録されるように、 ディスク上の記録ェリァを理論的にフォーマヅ 卜するためのデ一夕であると言える。 言い換えると、 このブロック マップ 3 0 4とは、 ブロックマップ 3 0 4に従ってビデオデータ及 びパリティデ一夕が記録されるように、 ディスク上の記録ェリアを 予約するためのデータであるということができる。
よって、 図 1 5に示されたブロックマップの例では、 ブロック番 号 （フレーム番号） 1で示されるフレームのパリティデータ P 1が、 ディスク I Dが 1で示されるハードディスク上の番号 0の開始論理 セクタから、 5 6 7セクタ分のエリア （最外周のェリァ） に記録さ れるように、 ディスク上の記録エリアが予約され、 また、 このプロ ック番号 1で示されるフレームの第 1番目のサブプロックのデ一夕 S 1— 1が、 ディスク I Dが 2で示されるハードディスク上の番号 5 9 9 6 0 0の開始論理セクタから、 3 9 3セクタ分のエリア （最 内周のエリア） に記録されるように、 ディスク上の記録エリアが予 約され、 以下同様に、 このフレームの第 2番目のサブブロックのデ —夕 S 1— 2が、 ディスク I Dが 3で示されるハードディスク上の 番号 0の開始論理セクタから、 5 6 7セクタ分のエリア （最外周の エリア） に記録されるようにディスク上の記録ェリァが予約され、 第 3番目のサブブロックのデータ S 1— 3は、 ディスク I Dが 4で 示されるハードディスク上の番号 5 9 9 6 0 0の開始論理セクタか ら、 3 9 3セクタ分のエリア （最内周のエリア） に記録されるよう にディスク上の記録ェリァが予約され、 第 4番目のサブプロックの デ一夕 S 1— 4は、 ディスク I Dが 5で示されるハードディスク上 の番号 0の開始論理セクタから、 5 6 7セクタ分のエリア （最内周 のェリァ） に記録されるようにディスク上の記録ェリァが予約され ているということを示している。
次に、 この実施の形態におけるリアルタイム性を保証するときに 考慮すべき最悪のオーバへッ ドについて説明する。
図 2 3は、 図 1 9に示したように各サブブロックが配置されたデ イスクのオーバへヅ ドタイムを表している。 横軸はシーク距離、 即 ち、 ハードディスク 2 0 1のヘッ ドが移動するときに横切るシリン ダ数 Lを表しており、 縦軸はそのときにかかる時間 T d ( L ) を表 している。 一点鎖線がシーク時間 T s ( L ) であり、 実線が全体の オーバへッ ドタイム T d ( L ) である。 ォ一バへッ ド夕ィムは、 シ ーク時間 T s ( L ) と回転待ち時間 T rdとの和であるから、 実線と 一点鎖線の差が回転待ち時間 T rdということになる。
一般にアクセスリクエス トはハードディスク 2 0 1上のあらゆる 場所に対して発生する。 1回のスキャンで処理する場所は、 図 2 4 の （A ) や （B ) に示すように、 分布に偏りがあったり、 逆に図 2 4の （ C ) に示すように、 均等に分布したりする。 図 2 4の例では、 6個のアクセス リクエス 卜の間を移動するために、 5回のランダム アクセスとそれに伴うオーバへッ ドが発生する。 その 1つずつにつ いて、 図 2 2で太線で示すオーバヘッ ドが発生する。 この 5回のラ ンダムアクセスに対するオーバへッ ドの総和が最悪になるのは、 図 2 3に示すように、 オーバヘッ ドの関数 T d ( L ) が上に凸である 場合、 図 2 4の （ C ) に示すように、 すべてのアクセスが均等に分 布しているときである。 分布に偏りがある時には、 オーバヘッ ドの 総和はこれよりも少なくなる。 言い換えれば、 ヘッ ドの平均移動距 離 L a ( = L / 5 ) におけるオーバヘッ ドが繰り返し発生する時、 オーバへッ ドの総和は最悪 （最大） になる。
図 1 6に示すステツプ S 3では、 上記式 （ 2 ) で与えられる回転 待ちの直線群の 1つがシーク時間 T s ( L ) よりも上で、 かつ、 な るべくそれに近いようにスキュ一 skewを選択した。 これによつて、 距離 L a付近において T d ( L ) を小さくすることができ、 ひいて は最悪のオーバへッ ド T m a Xを小さくすることができる。
図 2 5は、 上記した方法による （FARAD (商標）方式による） ァルゴ リズムを用いた場合におけるオーバへッ ドの長さを模式的に表して いる。 同図に示すように、 アクセスを発生した順番に行う従来の方 式に較べて、 アクセスを複数個まとめ、 まとめた範囲の中で、 外周 から内周に向かって、 順番にアクセスを行い、 また、 逆に、 内周か ら外周に向かって、 順番にアクセスを行うようにした SCAN方式にお いては、 シーク時間を減少させることができ、 それだけ、 オーバへ ッ ドを短くすることができる。 しかしながら、 この SCAN方式も、 従 来の場合に較べてシーク時間は短くすることができるが、 回転待ち 時間は短くすることができない。 それに対して、 上記した方法 （FA RAD (商標）方式） においては、 シーク時間を SCAN方式と同様に短くす ることができるだけでなく、 回転待ち時間も、 従来の場合 （SCAN方 式の場合） より短くすることができ、 従って、 トータルのオーバへ ッ ドを、 SCAN方式の場合より短くすることができる。 以上に説明したように、 本実施の形態では、 スキュー S skewとギ ヤ ッ プ Θ gapを適切に (スキュー Θ skewがギャップ 0 gapに対応する ように） 選ぶことで、 ヘッ ドの平均移動距離 L aにおけるオーバへ ッ ド T d ( L ) を最低限に抑えることが可能であり、 これによつて 回転待ち時間を小さくすることができる。
図 1 6に示したフローチャートの処理では、 サブプロックの大き さは与えられた固定の値であつたが、 サプブ口ックの大きさをある 程度の範囲で選択可能である。 この場合はギヤップ 0 gapとスキュ一 Θ skewの両方を変化させることができるので、 平均移動距離 L a付 近でシーク時間に近付くように、 よ り細かく直線の位置を制御する ことができる。 この点については、 後に、 詳述する。
以上の方法によって、 サブブロック間の移動に伴うオーバへッ ド は大きく改善される。 しかしサブブロックが大きく、 複数の トラッ ク、 あるいは複数のシリンダにまたがる場合には、 トラック変更に ともなう時間や隣接シリンダへの移動時間も考慮しなくてはならな い。 トラックの変更も隣接シリ ンダへの移動も、 必要な時間はそれ ぞれ一定なので、 この時間を経た後に、 丁度へヅ ドの下にデ一夕が 到着するように、 トラック間あるいはシリ ンダ間でスキュ一を与え ておく ことにより、 トラックの変更ゃシリンダの移動に伴って、 サ ブブロック内で長い回転待ちが発生することを抑制することができ る。
次に、 コン トローラ 2 6 2が、 ヘッ ドの移動量が最小となるよう に、 へヅ ドのアクセス順序を決定するスケジュ一リングする S C A Nアルゴリズムについて説明する。 図 2 6は、 この S C A Nァルゴ リズムに基くスケジユーリングの処理のフローチャートを示すもの である。 ステップ S I 1でコン トローラ 2 6 2は、 SCSIコン トロー ラ 2 0 2を制御し、 ハードディスク 2 0 1のへヅ ドを、 シリンダ 「# 0」 に移動させる。 次いで実際のスケジュールを行なうステヅ プ S 1 2に移る。
ステップ S 1 2では、 ステップ S 1 2— 1において、 コン トロー ラ 2 6 2は、 時間的に前の （古い） ものから順に N個のアクセスリ クェス トを内蔵するアクセスリクエス トバッファ （図示せず） から 読み込む。 このアクセスリクエス トバッファには、 ホス トパ一ソナ ルコンピュータ 3から供給されたアクセスリ クエス トが入力された 順番に保持されている。 アクセスリクエス ト 1個には、 アクセスす べきサブブロックの番号と、 デ一夕転送に使用するデ一夕バヅファ 2 1 2の先頭ァ ドレスとが記述されている。 また、 個数 Nは、 あら かじめホス トパーソナルコンピュータ 3から与えられている定数で ある。
ステップ S 1 2— 2において、 コン トローラ 2 6 2は、 N個のァ クセスリクエス 卜のそれぞれについてブロックマップ 3 0 4を参照 し、 アクセスすべきサブブロックの物理アドレス （シリンダ番号、 メディァ番号、 セクタ番号） を知る。 次いでステップ S 1 2— 3に おいて、 これら N個のアクセスリクエス トをシリンダ番号の小さい 順に （外周側から内周側の順に） 並べ替える。 この操作によって SC ANァルゴリズムのスケジュールが実現される。
ステップ S 1 2 — 4では、 並べ替えられたこれらのアクセスリク エス トを、 シリ ンダ番号の小さいものから順に、 SCSIコン トローラ 2 0 2を介してハードディスク 2 0 1に送り、 実際のアクセスとデ 一夕転送を行なう。 1サブブロック分のアクセス指示を出したら、 ステップ S 1 2 - 5でデータ転送の終了を待ち、 次いで次のァクセ ス指示を出す。 ステップ S 1 2— 6で、 全てのリクエス トの転送を 完了したか否かを判定し、 まだ、 転送していないリクエス 卜がある ときは、 ステップ S 1 2— 4に戻り、 同様の処理を実行する。 これ を N回繰り返すことで、 ステップ S 1 2— 6で、 N個のアクセスリ クエス 卜の処理が終了したと判定される。
次に、 ステップ S 1 2— 7において N個のアクセスの処理が終了 したことをホス トパーソナルコンピュータ 3に通知して、 当該 N個 のアクセスリクエス トに関する一連の処理が終了する。
尚、 最後のステップ S 1 2— 8において、 アクセス要求が全て処 理され、 アクセス要求バッファが空になったかどうかが判断される。 アクセス要求が残っている場合、 コン トローラ 2 6 2はステップ S 1 2 - 1に戻り、 次の N個のアクセスリクエス トを取り出して処理 を続行する。 もしアクセスリクエス トバッファに N個のリクエス ト がなければ、 N個のリクエス トが蓄積されるまで、 このステップで 待ち、 N個のリクエス トが蓄積されたら、 ステップ S 1 2— 1に戻 り、 同様の処理が実行される。
また、 コン トローラ 2 6 2は、 ハードディスク 2 0 1の外側から 内側の全領域にわたってギヤップ S gapとスキュー 0 skewが略一定と なるように、 サブブロックの大きさ及びサブプロックの記録開始位 置を決定することで、 アクセスのリアルタイム性をさらに高めるこ とができる。 実際には、 コン トローラ 2 6 2は、 ハードディスク 2 0 1の外側から内側の全領域にわたってギャップ 0 gap とスキュー 0 skewが略一定となるように、 プロヅクマップ 3 0 4が生成される。 次に、 図 2 7乃至図 3 2のフローチャートを参照して、 コン ト口 ーラ 262が、 k番目のサブブロックを所定のハ一ドディスク 20 1の所定の トラックに配置する場合の処理手順について説明する。 最初に、 ステップ S 3 1において、 全部で m個 （図 7の実施の形 態の場合、 m= 32) あるハードディスク 20 1から、 誤り訂正用 デ一夕としてのパリティデ一夕および n個のサブブロックのデ一夕 を格納する合計 n+ 1個のハードディスク 20 1を選択する。 この 例では、 まず、 パリティデ一夕を格納するハードディスク 20 1を 選択し、 次に、 サブブロックのデータを内周側から順次配置するハ ードディスク 20 1と、 サブプロックのデ一夕を外周側から順次配 置するハードディスク 20 1を選択している。
各サブブロックに 1乃至 nの番号を付けたとき、 例えば、 奇数番 目のサブプロックはハードディスク 20 1に内周側から順次配置し、 偶数番目のサブプロックはハ一ドディスク 20 1に外周側から順次 配置する。 さらに、 少数のハードディスク 20 1に集中してサブブ 口ックが配置されないように、 データによって配置するハ一ドディ スク 20 1をずらして選択するようにする。
図 28は、 図 27のステップ S 3 1の処理の詳細を示すフローチ ヤー卜である。 この図 28において、 kはデ一夕番号で k=l,2,—、 mはハードディスク数、 nはデータを分割する数、 ί=1,2,···,η、 である。 即ち、 ステップ S 4 1において、 パリティデータを配置す るハードディスク 20 1として、 次式 （4) で表される j番目のハ ードディスク 20 1を選択する。
j =MOD (k- 1 , m) + 1 · · · ( 4 )
ここで、 MODは、 k— 1を m (ハードディスク 20 1の総数） で割った余りを演算する演算子である。 この処理により、 例えば、 いま、 ハードディスク 2 0 1の数 mを 3 2とするとき、 j = 2， 3， · · ·， 3 1， 3 2， 1， 2， • · · といった順番で、 各ハードディスク 2 0 1が選択される。
次に、 ステップ S 4 2において、 第 i番目 （ i = 1 , 3 , 5 , · ' · ) のサブブロックのデ一夕を、 内周側から順次配置するハード ディスク 20 1 として、 次式 （ 5 ) で表される： i番目のハードディ スク 2 0 1を選択する。
j =MOD ( k+ i - 1 , m) + 1 · · · ( 5 )
これにより、 例えば、 i二 1の場合 （第 1番目のサブプロヅクを 記録する場合） 、 jとして、 2 , 3 , 4 , · · · , 3 2 , 1， 2， . . . の順番に、 ハ一ドディスク 2 0 1が選択され、 i = 3の場合 （第 3番目のサブプロックを記録する場合） 、 4， 5， 6 , · · · , 3 2 , 1， 2 , · · · の順番に、 ハー ドディスク 2 0 1が選択される。 次に、 ステップ S 4 3に進み、 第 i番目 （ i = 2， 4， 6 , · · · ) のサブブロックのデータを、 外周側から順次配置するハ一ドデ イスク 2 0 1 として、 上式 （ 5 ) で表される j番目のハードデイス ク 2 0 1を選択する。
これにより、 例えば、 i = 2の場合 （第 2番目のサブプロヅクを 記録する場合） 、 j = 3， 4， 5， · · ·， 3 2 , 1， 2 , . . . のハードディスク 2 0 1が選択され、 i = 4の場合 （第 4番目のサ ブブロヅクを記録する場合） 、 j = 5 , 6， 7 , · ' · , 3 2 , 1 , 2， · · ' のハードディスク 2 0 1が、 順次、 選択される。
このように、 外周側のトラックと内周側の トラックを交互にペア (対） として用いることにより、 より内周側のサブプロックの大き さを、 より外周側のサブブロックの大きさより小さくすることが可 能となり、 各サブプロヅクのギヤップ 0 gapを一定にすることができ る o
図 2 8に示したフ口一チヤ一トでは、 サブプロックのデ一夕を、 内周側から順次配置するサブプロックと、 外周側から順次配置する サブプロヅクを交互に決めていったが、 バランスが取れていれば、 交互でなく とも構わない。 即ち、 サブブロックを順番に、 内周側か ら順次ハードディスク 2 0 1に配置し、 次に、 残りのサブブロック を順番に、 外周側から順次ハードディスク 2 0 1に配置するように してもよい。
また、 サブプロヅクが少数のハ一 ドディスク 2 0 1に集中しない のであれば、 上記式 （ 4 ) と式 （ 5 ) で表される j番目のハ一ドデ イスク 2 0 1を選択しなく とも構わない。 例えば、 内周側から順次 サブブロックを配置するハードディスク 2 0 1は、 内周をあまり使 用していないハードディスク 2 0 1の中から選択し、 また、 外周側 から順次サブプロックを配置するハードディスク 2 0 1は、 外周を あまり使用していないハードディスク 2 0 1の中から選択する方法 も有効である。 いずれにしても、 パリティデータは、 ステップ S 4 1で選択されたハードディスク 2 0 1上の外周側から順次配置する。 以上のようにして、 ハードディスク 2 0 1を決定すると リターン し、 次に、 図 2 7のステップ S 3 2に進む。
ステツプ S 3 2においては、 選択された各ハ一ドディスク 2 0 1 上において、 パリティデータおよびサブブロックのデ一夕の配置を 開始する開始論理セクタを決定する。
図 2 9は、 この開始論理セクタを決定する処理手順を示すフロー チャートである。 まず、 ステップ S 5 1において、 外周側から順次 パリティデ一夕を配置するハードディスク 2 0 1に関して、 開始論 理セクタアドレス Lkpを求める。
図 3 0は、 図 2 9のステップ S 5 1における処理の詳細を示すフ 口—チャートである。 最初に、 ステップ S 6 1において、 サブブロ ヅク （いまの場合、 ノ リテイデ一夕） を配置する トラックとして、 サブブロック （パリティデータ） が配置されていない未配置領域の 中における最外周 トラックを選択する。 未配置領域は、 ァロケ一シ ヨンマップ 3 0 3から知ることができる。 これにより、 物理セクタ アドレスのシリ ンダ番号 （ C Y Lki) 、 メディア番号 （M E Dki) が決ま り、 ZBRテ一ブル 3 0 1を参照して、 この配置場所における 1 トラックあたりのセクタ数 （ Tki) が分かる。
次に、 ステップ S 6 2において、 シリ ンダ番号 （ C Y Lki) と最 適なスキュー （ 0skew) の値から、 次式 （ 6 ) によって、 ステップ S 6 1で選択された、 未配置領域の中の最外周 トラック （シリンダ 番号 C Y Lki) の先頭と、 物理的な最外周 トラック （最初のサブブ ロックのデータが記録された トラック） （シリ ンダ番号 0の トラッ ク） の先頭との間 （両 トラックの間のシリンダ数は、 C Y L kiとな る） のなす角度 0kiが求められる。
0ki= ^skew C Y Lki . · . ( 6 )
ただし、 0ki> 2 ;rのとき、 6>kiく 27Γとなるまで、 0ki= 0ki 一 27Γの処理を繰り返す。
次に、 ステップ S 6 3に進み、 式 （ 6 ) において求めた角度 0 ki と、 トラックあたりのセクタ数 （ Tki) より、 次式 （ 7 ) によって、 セクタ番号 （ S E Cki) が求められる。
S E Cki=R OUND UP ( Tkix ^ki/ 2 π) · . . ( 7 ) ここで、 ROUNDUPは、 端数を切り上げた整数を求める演算子 を意味する。
次に、 ステップ S 64において、 物理アドレステーブル 302 (図 1 3) を参照して、 ステップ S 6 1乃至 S 63において求めた 物理セクタアドレス （CYLki、 MEDki、 S E Cki) から論理セ クタアドレス （Lki) (いまの場合、 Lkp) を決定し、 リターンす る
次に、 図 29のステップ S 52に進み、 内周側から順次配置する 全てのハードディスク 20 1に関して、 それそれの開始論理セクタ ア ドレス Lki ( i = l， 3 , 5 , · · · ) を求める。
図 3 1は、 図 29のステップ S 5 2における処理の詳細を示すフ 口—チャートである。 最初に、 ステップ s 7 1において、 物理ア ド レステーブル 302 (図 1 3 ) を参照して、 サブプロヅクを配置す る トラックとして、 未配置領域の中における最内周 トラックを選択 する。 これにより、 物理セクタアドレスのシリング番号 （CYLki) 、 メディア番号 （MEDki) が決まり、 ZBRテ一ブル 30 1を参照して、 この配置場所における 1 トラックあたりのセクタ数 （Tki) が分か る。
次に、 ステップ S 72において、 ステップ S 7 1で選択された、 未配置領域の中の最内周 トラックの先頭と、 物理的な最内周トラッ ク （最初のサブブロックのデータが記録された トラック） の先頭と の間のなす角度 0kiを求め、 ステップ S 73においてセクタ番号 (S E Cki) を求める。 そして、 ステップ S 74において、 求めた 物理セクタア ドレス （CYLki、 MEDki、 S E Cki) から論理セ クタア ドレス （Lki) を決定し、 リタ一ンする。 上述したステップ S 7 2乃至 S 7 4における処理は、 トラックを外周側からではなく、 内周側から順次選択する点を除き、 基本的には、 図 3 0のステップ S 6 2乃至 S 6 4における処理と同様の処理であるので、 ここでは その詳細な説明は省略する。
次に、 図 2 9のステップ S 5 3に進み、 サブブロックのデータを、 外周側から順次配置する全てのハードディスク 2 0 1に関して、 そ れそれの開始論理セクタアドレス L ki ( i = 2 , 4， 6 , . . · ) を求める。 ここでの処理手順は、 図 3 0のフローチャートを参照し て上述した場合と同様であるので、 ここではその説明は省略する。 そして、 処理が終了すると、 リターンする。
図 2 9乃至図 3 1に示した処理例においては、 サブブ口ヅクを外 周側から順次各トラックに配置する場合、 サブプロックを配置する トラックを未配置領域の中の最外周 トラックから選択し、 サブブ口 ックを内周側から順次各トラックに配置する場合、 サブプロックを 配置する トラックを未配置領域の中の最内周 トラックから選択する ものとしたが、 必ずしも最外周 トラックや最内周 トラックを選択す る必要はない。 例えば、 ZBR方式のフォーマッ トでは、 同一のゾーン であれば、 トラックあたりのセクタ数も同一であり、 各サブブロッ クのサイズおよびギャップの値は変わらないからである。
以上のようにして、 開始論理セクタアドレスが求められると、 次 に、 図 2 7のステップ S 3 3に進み、 パリティデ一夕と各サブブロ ックのサイズが決定される。 サブプロックのサイズを決定する場合 の処理手順については、 図 3 2のフローチヤ一トを参照して後述す る。
次に、 各サブブロック （パリティデータの場合を含む） のサイズ (セクタ数） はどうあるべきかを考えてみる。 まず、 各サブブロヅ クのサイズの和は、 元の 1ブロックのデ一夕のサイズに等しい。 即 ち、 各サブプロックのサイズ （セクタ数） を Ski ( i = 1 , 2， 3 , • ' · , n ) とし、 元の 1ブロックのデ一夕のサイズ （セクタ数） を Sとすると、 Sは次式 （ 8 ) で表される。
Skl+ Sk2+, · ' · , + Skn= S ' · · ( 8 )
一方、 各サブプロックの読み出し時間または書き込み時間が等し くなるためには、 各サブブロックのギヤップ 0 gapの値が等しくなけ ればならない。 即ち、 次の式 （ 9) が成り立っていなければならな い。
Skl/Tkl= Sk2/Tk2=， · · ·， = S kn/ T kn
• · · (9) 上記式 （ 9 ) において、 Tki ( i = 1 , 2， 3， · · ·， n) は、 i番目のサブブロックが配置される トラックのセクタ数である。 式 （ 8 ) および式 （ 9 ) より、 各サブブロックのギャップ 0 gapの 値を一定にするための各サブプロックのセクタ数 Skiは次式 （ 1 0) で与えられる。
Ski= S Tki/T · · · ( 1 0)
ただし、 T = Tkl+Tk2+, · · · , +Tknとする。
実際には、 セクタ数 Skiは整数で与えられるので、 各サイズは若 干の微調整が必要である。
一方、 パリティデータのサイズ Skpは、 各サブブロックのサイズ が決まっているとき、 次式 （ 1 1 ) で与えられる。
Skp=M AX (Ski, Sk2, · · · , Skn) · · · ( 1 1) 式 （ 1 1 ) において、 MAXは、 サブブロックのサイズ Ski乃至 Sknのうち、 最も大きいものを求める演算子である。
ノ リテイデ一夕は、 図 27のステップ S 3 1およびステップ S 3 2より、 ハードディスク 20 1の外周よりの トラックに配置される ことが保証されているので、 次式 （ 1 2) が成立することがわかる。
Skl/Tkl= SkZ/Tk2= , · · · ， = S kn/ T kn= S kp/ T kp
• · · ( 1 2) ここで、 Tkpは、 サブブロック S kpが配置される トラヅクのセク 夕数である。
以上のサブプロックのサイズを決定する手順を実現するフローチ ャ一卜が図 32に示したものである。 最初に、 ステップ S 8 1にお いて、 n個のサブブロックが配置される配置場所に対応する トラッ クの 1 トラックあたりのセクタ数 Tki ( i = l， 2 , · · ·， n) の和 Tを求める。 次に、 上記式 （ 1 0 ) で表される演算を、 変数 i が 1から nまでについて行い、 各サブプロックのサイズ S ki ( i = 1 , 2 , · · · , n) を求める。
次に、 ステップ S 82に進み、 上記式 （ 8 ) で表される演算を行 い、 ステップ S 8 1で求めた各サブブロックのサイズ Skiの和が、 元の 1プロックのデ一夕のサイズ Sと等しいか否かが判定される。 各サブブロックのサイズ Skiの和が、 元の 1ブロックのデ一夕のサ ィズ Sと等しくないと判定された場合、 ステップ S 83に進み、 各 サブブロックのサイズ S kiの和が、 元の 1ブロックのデ一夕のサイ ズ Sと等しくなるように、 各サブプロックのサイズ Skiを微増減さ せる。 その後、 ステップ S 82に戻り、 各サブブロックのサイズ S kiの和が、 元の 1ブロックのデ一夕のサイズ Sと等しいと判定され るまで、 ステップ S 82および S 8 3の処理が繰り返される。 一方、 ステップ S 8 2において、 各サブブロックのサイズ S kiの 和が、 元の 1プロックのデータのサイズ Sと等しいと判定された場 合、 ステップ S 8 4に進み、 パリティデ一夕のサイズ S kpが求めら れる。 即ち、 サブブロック S kiの中の最も大きいサイズがパリティ データのサイズ S kpとされる。
ステップ S 8 4の処理が終了すると、 リターンする。 これにより、 図 2 3に示したフロ一チャートのステップ S 3 3の処理が終了し、 全ての処理を終了する。
以上のようにして、 各ハ一 ドディスク 2 0 1において、 各サブブ ロックのギャップ S gapが一定となるように、 内周側に配置されるサ ブブロックのサイズを小さく し、 外周側に配置されるサブブロック のサイズを大きくする。
図 3 3は、 以上のようにしてハ一ドディスク 2 0 1に分配された サブブロックの例を表している。 ここでは、 ハードディスク 2 0 1 の数 mを 6 とし、 サブブロックの数 nを 4としている。
1番目のフレームのパリティデ一夕は、 ハードディスク 2 0 1— 1に、 それに対応する 4個のサブブロックは、 ハードディスク 2 0
1一 2乃至 2 0 1— 5に分配して配置される。 ハードディスク 2 0
1— 1 に配置されるパリティデ一夕と、 ハードディスク 2 0 1— 3，
2 0 1 - 5に配置されるサブプロックは、 最外周トラックに入れら れ、 ハードディスク 2 0 1— 2 , 2 0 1— 4に配置されるサブプロ ックは、 最内周トラックに入れられる。
また、 2番目のフレームのパリティデ一夕は、 ハードディスク 2 0 1— 2に、 サブブロックは、 ハー ドディスク 2 0 1— 3乃至 2 0 1一 6に、 それぞれ、 外周より、 内周より、 外周より、 内周より、 外周よりの順番で入れられ、 3番目のフレームのパリティデ一夕は、 ハードディスク 2 0 1— 3に、 サブブロックは、 ハードディスク 2 0 1— 4乃至 2 0 1— 6、 およびハードディスク 2 0 1— 1に、 そ れそれ、 外周より、 内周より、 外周より、 内周より、 外周よりの順 番で入れられる。 以下同様にして、 各フレームのデータが配置され、 最後のフレームのデ一夕は、 例えば、 ハードディスク 2 0 1— 3乃 至 2 0 1一 6およびハードディスク 2 0 1 - 1のシリンダのほぼ中 間あたりに配置される。
このように配置されたパリティデータとサブブロックを、 1つの ハードディスク 2 0 1に注目して観察してみると、 各サブプロック のギヤヅプ 0 gap及びスキュー 0 skewの値がほとんど同一であるから、 各サブプロックの読み出し、 および書き込みに要する時間がほぼ一 定となる。
以上のように、 上記実施の形態においては、 ハー ドディスク 2 0 1上でのデ一夕の格納場所に拘らず、 パリティデ一夕およびサブブ 口ックを実際に読み出しあるいは書き込みを行う時間を一定とする ことができる。
また、 上記実施の形態においては、 デ一夕にアクセスする場合、 外周から内周方向にスキャンするようにしたが、 内周から外周方向 にスキャンするようにすることも可能である。 その場合、 内周から 外周にへッ ドを移動させながら、 デ一夕にアクセスするときに最適 なスキューを設定するようにすることができる。
次に、 RAIDコン トローラ 2 8 2における、 パリティデータを生成 し、 これを利用して誤りを補正する場合の動作について説明する。 例えば、 図 1 5に示したように、 外周に記録されるサブブロックの サイズは、 内周に記録されるサブプロックのサイズより大きくされ て、 1つのブロックが 4個のサブブロック # 1乃至サブブロック # 4に分割される。
パリティデ一夕のサイズは、 分割されたサブプロックの中の最も サイズが大きいサブプロックのサイズと等しくなるように設定され る。
基本的には、 j番目のパリティデ一夕 P jは、 各サブブロックの j 番目のデータから生成される。 図 3 4 ( A ) に示すように、 jの値 が小さい場合、 全てのサブプロックに対応する j番目のデ一夕が存 在するので、 全てのサブブロ ック # 1乃至 # 4のデ一夕から、 パリ ティデータ P jが生成される。 一方、 jがある程度より大きくなると、 図 3 0 ( B ) に示すように、 サブブロック # 1， # 3では j番目の デ一夕が存在しないことになる。
このような場合、 サイズが j以上であるサブブロック # 2， # 4 から j番目のデータに基づいて、 パリティデ一夕 P jが生成される。 あるいは、 サブプロック # 1 , # 3に予め決められた所定のデ一夕 を付加し、 すべてのサブプロックのデ一夕からパリティデ一夕 P jを 生成するようにすることもできる。 なお、 パリティデ一夕を発生す るァルゴリズムには様々な種類があるが、 ここではその詳細までを 述べる必要がないので省略する。
次に、 データの誤りを訂正する場合における動作は次のようにな る。 すなわち、 例えば、 所定のサブブロックの j番目のデ一夕が誤 つている場合、 基本的には他のサブプロックの j番目のデータとパ リテイデー夕を用いて誤りを訂正する。 例えば、 図 3 5 ( A ) に示 すように、 jの値が小さい場合、 全てのサブプロヅクの i番目のデ —夕からパリティデータが生成されているので、 パリティデ一夕の j番目のデ一夕と誤りのないサブプロック # 1乃至 # 3の全ての j 番目のデータを用いて、 誤りのあるサブブロック # 4の j番目のデ —夕の訂正を行う。
一方、 図 35 (B) に示すように、 jの値がある程度大きくなる と、 サイズが j以上であるサブプロックの j番目のデータからパリ ティデータが生成されるので、 サイズが j以上であるサブプロック の中の誤りがないサブプロック # 2と、 パリティデータを使用して、 誤りのあるサブブロック # 4の： j番目のデ一夕の訂正を行う。
本実施の形態においては、 このようなパリティデ一夕の生成と、 ノ リティデ一夕を用いた誤り訂正処理は、 リアルタイムで行われる ようになされている。 図 36は、 そのような処理を行う部分の構成 を表している。
この図 36に示すように、 ビデオプロック 27 1— 1の RAIDコン トローラ 282— 1は、 デ一夕を 1パケッ 卜転送プロヅク分だけ遅 延させる遅延素子 40 1— 1乃至 403— 1を有している。 RAIDコ ン トローラ 28 2— 1は、 ビデオプロセッサ 283— 1より 1 0ビ ッ 卜のバスを介して供給される画素データからパリティデ一夕を生 成し、 32ビヅ トのバスを介して FIF0404— 1に供給するととも に、 画素デ一夕を 32ビッ 卜のバスを介して FIF0405 - 1に供給 するようになされている。 また、 RAIDコン トローラ 282— 1は、 DMAコン トローラ 28 1— 1から 64ビッ トのバスと FIFO 406 - 1 を介して供給された画素デ一夕 （再生データ） に対して、 パリティ デ一夕に基づく誤り訂正処理を行い、 1 0ビッ 卜の画素デ一夕単位 でビデオプロセッサ 283— 1に供給するようになされている。 図 3 7 (A), (B )は、 RAIDコン トロ一ラ 2 8 2— 1における 1 0 ビッ トのデ一夕と 3 2ビッ トのデ一夕の変換処理の例を表している。 第 1のモ一ドが設定されている場合、 RAIDコン トロ一ラ 2 8 2— 1 は、 図 3 7 ( A) に示すように、 ビデオプロセッサ 2 8 3— 1より 1 0ビッ ト単位でデ一夕が供給されると、 その 1 0ビッ ト単位のデ 一夕を 3個集め、 第 1番目と第 2番目の 1 0ビッ トのデータの間に、 1 ビッ トの 0のダミーデ一夕を挿入し、 また、 第 2番目と第 3番目 の 1 0ビッ トのデ一夕の間に、 0のダミーデ一夕を挿入して、 合計 3 2ビッ トのデ一夕とする。 また、 逆に 3 2ビ ヅ トのデ一夕が、 ノ ' スから供給された場合、 第 1 1番目のビッ トと第 2 2番目のビッ ト を無視して、 その前後の 1 0ビッ トずつのデ一夕に 3分割して処理 する。 また、 第 2のモードが設定されている場合、 図 3 7 (B) に 示すように、 RAIDコン トローラ 2 8 2— 1は、 1 0ビッ トで入力さ れるデ一夕のうち、 下位 2ビッ トを無視し、 4組の 8ビッ トのデ一 夕を組み合わせて、 3 2ビッ トのデ一夕とする。 また、 逆に 3 2 ビ ッ 卜のデータが入力された場合には、 これを 8ビッ トずつに区分し、 各 8ビヅ トのデ一夕に、 2ビヅ トのダミーデータを付加して、 1 0 ビッ トのデータとする。
図 3 6の RAIDコン トローラ 2 8 2— 1 と DMAコン トローラ 2 8 1— 1は、 FIF040 4— 1乃至 4 0 6— 1を介して相互に接続されてい る。 FIFO 4 04— 1乃至 4 0 6— 1の RAIDコン トローラ 2 8 2— 1 側は、 3 2ビッ 卜のバスで構成されており、 DMAコン トローラ 2 8 1 一 1側は、 64ビッ トのバスで構成されている。 各 FIFOは、 3 2ビ ッ トで構成されているため、 例えば、 FIF04 04— 1は、 最初に入 力された 3 2ビッ トのパリティデータを 64ビッ 卜のバスの、 例え ば上位側の 3 2ビッ トのバスを介して DMAコン トローラ 2 8 1— 1に 出力し、 次に入力される 3 2 ビッ トのパリティデータを、 64ビッ 卜のバスの下位側の 3 2ビヅ 卜のバスを介して DMAコン トロ一ラ 2 8 1 - 1に供給する。
FIF04 0 5— 1も、 FIF04 0 4 - 1と同様に、 RAIDコン トローラ 2 8 2— 1より供給される、 最初の 3 2ビッ トの画素データを、 6 4ビッ 卜のバスの MSB側の 3 2ビヅ トのバスを介して DMAコン ト 口一 ラ 2 8 1— 1に出力し、 次に、 入力される 3 2ビッ トの画素データ を、 6 4ビッ トのバスの LSB側の 3 2ビヅ トのバスを介して DMAコン トローラ 2 8 1— 1に出力する。
一方、 DMAコン トローラ 2 8 1— 1から 6 4ビッ 卜のバスを介して 供給される画素デ一夕 （再生画素デ一夕） を、 RAIDコン ト ローラ 2 8 2— 1に供給する FIF04 0 6— 1は、 図 3 8に示すように、 それ それ 3 2ビッ トの容量を有する FIFO 4 0 6 A— 1 と 4 0 6 B— 1に より構成されている。 DMAコン トローラ 2 8 1— 1より 64ビッ トの バスの MSB側の 3 2ビヅ 卜のバスを介して供給された画素データは、 FIF04 0 6 A— 1に供給され、 LSB側の 3 2ビヅ 卜のバスを介して供 給された画素デ一夕は、 FIF04 0 6 B— 1に供給される。 そして、 FIF04 0 6 A - 1に記憶された画素データが、 3 2ビッ トのバスを 介して RAIDコン 卜ローラ 2 8 2— 1に供給された後、 次に FIF04 0 6 B— 1に記憶された 3 2ビッ トの画素デ一夕が読み出され、 3 2 ビッ 卜のバスを介して RAIDコン トローラ 2 8 2— 1に供給される。
DMAコン トロ一ラ 2 8 1— 1は、 64ビッ トの DMAバス 2 5 1に接 続されている。 また、 FIF04 0 7— 1は、 3 2ビヅ トの制御バス 2 5 2に接続されており、 制御バス 2 5 2を介して入力されたコマン ドを、 RAIDコン トローラ 2 8 2— 1に出力するようになされている。 なお、 図示は省略するが、 ビデオプロック 2 7 1— 2乃至 2 7 1 — 6も、 ビデオブロック 2 7 1— 1 と同様に構成されている。
ボード 4 2 1— 1には、 3枚の SCSIボ一ド 43 1— 1乃至 43 1 — 3が設けられている。 そして、 SCSIボード 4 3 1— 1には、 S- DR AMで構成されるデ一夕バッファ 2 1 2— 1が設けられており、 その 入出力が、 バッ ファコン トローラ 2 1 1— 1により制御されるよう になされている。 ノ ソファコン トローラ 2 1 1一 1には、 3 2ビッ 卜のバスを介して、 2つの SCSIコン ト口一ラ 2 0 2— 1 , 2 0 2— 2が接続されており、 SCSIコン ト口一ラ 2 0 2— 1は、 2台のハー ドディスク 2 0 1— 1 , 2 0 1 - 2を制御するようになされている。 また、 SCSIコン トローラ 2 0 2— 2は、 2台のハードディスク 2 0 1— 3， 2 0 1— 4を制御するようになされている。
図示は省略するが、 SCSIボード 4 3 1— 2 , 4 3 1— 3も、 SCSI ボード 4 3 1— 1 と同様に構成されている。 また、 ボード 4 2 1— 2 , 4 2 1— 3も、 ボード 4 2 1— 1 と同様に構成されている。 従 つて、 この構成例においては、 1枚のボード 4 2 1 — iにより、 1 2台のハードディスク 2 0 1を制御することができるようになされ ており、 3枚のボードが設けられているので、 合計 3 6台のハード ディスク 2 0 1を制御する機能を有するものとされている。 但し、 実際には、 3 2台のハードディスク 2 0 1が接続されている。
上述したように、 1フ レーム分の画像データは、 例えば、 4つの サブブロックに区分されるが、 このサブブロ ックは、 さらに 1 2 8 ワード分の画素デ一夕を単位とするバケツ ト転送プロックに区分さ れて、 パリティデ一夕の生成と、 これを利用した誤り訂正処理が実 行される。
すなわち、 例えば、 NTSC方式の 1 フレーム分の画像デ一夕は、 図 3 9に示すように、 1 4 4 0 X 5 1 2画素により構成される。 1画 素は、 1 0ビッ トの輝度 （Y ) デ一夕と、 1 0 ビッ トの色差 （Uま たは V ) デ一夕で構成される。
1ワードは 3 2 ビッ トで構成されるため、 1 ワードの中に、 1 0 ビッ トの輝度データを 3個配置することができる。 そして、 3個の 輝度データの間に、 図 3 7 ( A ) に示したように、 2 ビッ トのダミ 一データを付加することで、 1 ワードにより、 結局、 3画素分のデ 一夕を配置することができる。 このような観点からすると、 図 4 0 に示すように、 1パケッ ト転送プロックに、 3 8 4画素のデータを 配置することになる。
但し、 1 0ビッ トの輝度デ一夕と 1 0 ビッ 卜の色差デ一夕により、 1画素分のデ一夕が構成されるものと考えると、 1バケツ ト転送ブ ロック （ 1 2 8ワード） に配置される画素数は、 1 ワードに 1 . 5 画素分を配置することができることになるので、 1 2 9画素分のデ —夕を配置することになる。
なお、 ここでは簡単のために、 図 4 0に示すように、 1つの画素 が 1 0 ビッ 卜の輝度データで構成されるものと考えて、 1バケツ ト 転送ブロックに 3 8 4画素が配置されるものとする。
上述したように、 図 3 6の DMAコン トロ一ラ 2 8 1は、 RAIDコン ト ローラ 2 8 2とデータバッファ 2 1 2との間において、 パケッ ト転 送プロックを単位とする DMA転送を行う。 図 4 1は、 制御バス 2 5 2 を介して、 コン トローラ 2 6 2から MAコン トローラ 2 8 1に、 供給 される DMAコマン ドの例を表している。 この例は、 RAIDコン トローラ 2 8 2からデータバヅファ 2 1 2に対して、 記録すべき画素データ を DMA転送する場合のコマン ドの例を表している。
図 4 1に示すように、 この DMAコマン ドは、 コマン ドとオペラン ド とにより構成されており、 オペラン ドには、 画素デ一夕を記録すベ きデ一夕バッファ 2 1 2のアドレスが保持されている。 また、 コマ ン ドには、 パケッ ト転送ブロックを転送する回数 （ループ回数） が 規定されている。
なお、 このコマン ドとしては、 ループ回数の他、 各種の制御を指 令するコマン ドを配置することができるのはもとよ りである。 例え ば、 RAIDコン トローラ 2 8 2に対するコマン ドには、 RAID比が設定 されている。
例えば、 いま、 図 4 0に示すように、 1 フレーム分の画素データ が、 1パケッ ト転送ブロックごとに A O , B 0， C O , D 0， A 1 , B 1 , C 1 , D 1 , · · ' のように、 左上から右下方向に、 順次区 分されたものとする。 このパケッ ト転送ブロックを、 図 4 1に示す ような DMAコマン ドで、 図 3 6の DMAコン トロ一ラ 2 8 1に転送を指 令すると、 DMAコン トロ一ラ 2 8 1は、 その F IF0 5 0 1— 1でこのコ マン ドを受け取り、 図 4 2に示すように、 デ一夕バッファ 2 1 2に 対して、 デ一夕の書き込みを行う。
すなわち、 図 4 1に示すように、 コマン ドには、 4つのサブプロ ヅクに対応して、 データバッ ファ 2 1 2のア ドレス a 0乃至 d 0が そのオペラン ドに規定されており、 また、 その 4個のサブブロック に対応するパリティデ一夕の記録すべきデ一夕バッファ 2 1 2のァ ドレスとして、 p 0がオペラン ドに記述されている。 そして、 コマ ン ドとして、 ループ回数 nが記述されている。 この場合、 図 4 2に 示すように、 デ一夕バッファ 2 1 2のァドレス a 0にパケヅ ト転送 ブロック A 0が書き込まれる。 ア ド レス b 0にパケッ 卜転送ブロッ ク B 0が書き込まれ、 ア ド レス c 0にパケッ ト転送ブロック C 0が 書き込まれ、 ア ド レス d 0にパケッ ト転送ブロック D Oが書き込ま れる。 そして、 4個のサブプロックに対応して生成されたパリティ デ一夕のうち、 最初の 1バケツ ト転送プロヅク分のパ リティデ一夕 P 0が、 デ一夕バッファ 2 1 2のア ドレス p 0に書き込まれる。
次に、 デ一夕バッファ 2 1 2のア ドレス a 0 + 1 28 (ヮ一ド） にパケ ヅ ト転送ブロック A 1が書き込まれ、 ア ド レ ス b 0 + 1 2 8 にパケ ヅ 卜転送ブロック B 1が書き込まれ、 アドレス c 0 + 1 28 にパケッ ト転送ブロック C 1が書き込まれ、 さらにア ド レス d 0 + 1 28にパケッ ト転送ブロック D 1が書き込まれる。 そして、 ア ド レス P 0 + 1 28に、 ノ、"リテイデー夕 P 1が書き込まれる。
以下、 同様に、 ア ド レス a 0から連続する領域に、 デ一夕 AO , A 1 , A 2 , - - · A ( n - 1 ) が書き込まれ、 ア ド レス b 0から 連続する領域に、 デ一夕 B 0 , B 1 , B 2 , · · · B ( n— 1 ) が 書き込まれる。 また、 ア ド レス c 0から連続する領域に、 デ一夕 C 0， C 1 , C 2 , · · - C ( n - 1 ) が書き込まれ、 ア ド レス d 0 から連続する領域に、 デ一夕 D 0， D 1 , D 2 , · · - D (n— 1 ) が書き込まれ、 ア ド レス p 0から連続する領域に、 パリティデータ P 0乃至 P (n— 1 ) が書き込まれる。
図 43は、 1フレームの画像の画素データを 4 ： 1の RAIDで転送 する領域 R1と、 2 ： 1の RAIDを行う領域 R2の範囲を示している。 以下の説明において使用する、 「 n : m の RA I D 」 とは、 ソ一 スビデオデ一夕を n個のサブプロックの数に分割し、 その分割され た n個のサブブロックから m個のパリティデータを生成する R A I Dアルゴリズムであることを表わしている。 従って、 「4 ： 1の R AID 」 とは、 4つのサブプロックから 1つのパリティデ一夕を生成 する R A I Dアルゴリズムである。
同図に示すように、 A0， B 0， C 0， D 0， A 1 , B 1 , C I , D 1 , · · · , An, Bn， C n , D nの連続するパケヅ ト転送ブ ロックが、 4 ： 1の RAIDで転送される。 そして、 それに続く領域 R 2のパケッ ト転送プロック A (n+ 1 ) ， C (n+ 1 ) , A (n+2) ， C ( n + 2 ) , · · ' , A r， C rが、 2 : 1の RAIDで転送される。 上記したパケッ ト転送ブロック A i , B i , C i , D iは、 それ それ第 1乃至第 4のサブプロヅクを構成している。
すなわち、 図 44に示すように、 第 1のサブブロックは、 AO乃 至 A rのパケッ ト転送プロックで構成され、 第 2のサブプロックは、 B 0乃至 B nのパケッ ト転送プロックで構成され、 第 3のサブプロ ヅクは、 C 0乃至 C rのパケッ ト転送プロックで構成され、 第 4の サブプロヅクは、 D O乃至 D nのパケッ ト転送プロックで構成され ている。 そして、 ノ リテイデー夕は、 P 0乃至 P rのパケヅ ト転送 プロックで構成されている。
この図 43と図 44を比較して明らかなように、 例えば、 第 1の サブプロックを構成するパケヅ ト転送プロック A iは、 図 43に示 す 1フレームの画像上の連続する画素ではなく、 所定の位置に分散 して配置されている画素で構成されている （勿論、 1つのパケヅ ト 転送ブロック内においては、 画素が連続している） 。
そして、 図 44に示すように、 各サブプロックの n+ 1個のパケ ッ ト転送ブロックは、 n+ 1個のパリティデ一夕とともに、 4 : 1 の RAIDを構成している。
これに対して、 第 1のサブブロックのバケツ ト転送ブロック A n + 1からバケツ ト転送プロック A rまでのバケツ ト転送ブロック、 第 3のサブブロックのバケツ 卜転送ブロック C n + 1からバケツ ト 転送ブロック C rまでのパケッ ト転送ブロック、 さらにパケッ ト転 送ブロック P n + 1からバケツ ト転送ブロック P rまでのパリティ データにより、 2 ： 1の RAIDが構成されている。
4 ： 1の RAIDの領域のパケッ ト転送ブロックは、 図 4 4の左側に 示すような DMAコマン ドにより、 図 3 6のデータバヅ ファ 2 1 2に!） MA転送される。 すなわち、 第 1のサブブロックのデ一夕 A 1は、 デ —夕バッファ 2 1 2のアドレス a 0に記憶され、 第 2のサブプロッ クのバケツ ト転送ブロック B 1は、 デ一夕バッファ 2 1 2のァ ド レ ス b 0に記憶され、 第 3のサブブロックのバケツ ト転送ブロック C 1は、 データバッファ 2 1 2のアドレス c 0に記憶され、 さらに第 4のサブブロックのパケヅ ト転送ブロック D 1は、 デ一夕バッファ 2 1 2のアドレス d 0に記憶される。 そして、 ノ リティデ一夕は、 デ一夕バヅファ 2 1 2のア ド レス p 0に記憶される。 次に、 第 2番 目のパケッ ト転送ブロック A 2 , B 2 , C 2 , D 2 と、 パリティデ —夕 P 2が、 順次転送される。 以下、 同様にして、 この 4 ： 1の RA IDの領域のバケツ ト転送ブロックに対しては、 n + 1回の転送が行 われる。
これに対して、 2 ： 1の RAIDの領域のパケッ ト転送ブロックは、 図 4 4において右側に示す DMAコマン ドで、 図 3 6のデ一夕バヅファ 2 1 2に DMA転送される。 すなわち、 第 1のサブプロヅクのパケッ ト 転送ブロック A n + 1は、 デ一夕バッファ 2 1 2のア ドレス a 0に 記憶される。 同様に、 第 3のサブブロックのパケッ ト転送ブロック
C n + 1は、 デ一夕バッファ 2 1 2のアドレス c 0に記憶され、 ノ リテイデー夕 P n + 1は、 デ一夕バッファ 2 1 2のアドレス p 0に 記憶される。 以下、 同様に、 第 2番目以降のパケッ ト転送ブロック A n + 2 , C n + 2 , P n + 2 , A n + 3 , C n+ 3 , P n+ 3 , • · ' が順次転送される。 そして、 この場合のパケッ ト転送ブロヅ クの転送回数は、 r一 n+ 2回とされる。
図 4 5と図 4 6は、 データバッ フ ァ 2 1 2からバケツ ト転送ブ口 ックを読み出す場合の DMAコマン ドを表している。 図 4 5は、 各パケ ッ ト転送ブロックに誤りがない場合を表しており、 図 4 6は、 誤り がある場合を表している。
図 4 5に示すように、 各バケツ 卜転送プロックに誤りがない場合 には、 各パケヅ ト転送プロックが記憶されているデ一夕バヅ フ ァ 2 1 2のアドレス a 0乃至 d 0と、 転送回数が記述されている。 すな わち、 この場合、 デ一夕バッファ 2 1 2のアドレス a 0から第 1の サブブロックの 1つのバケツ ト転送プロックが読み出され、 ァ ドレ ス b 0から第 2のサブブロックの 1つのパケッ ト転送ブロックが読 み出され、 アドレス c Oから第 3のサブブロックの 1つのパケヅ ト 転送ブロックが読み出され、 さらに、 アドレス d Oから第 4のサブ ブロックの 1つのバケツ ト転送ブロックが読み出される。 このよう な読み出しが、 ループ回数分だけ行われる。
これに対して、 図 4 6に示すように、 例えば第 3のブロックのパ ケッ ト転送プロックに誤りがある場合には、 その誤りがあるバケツ ト転送ブロックが記憶されているア ドレス c 0に代えて、 パリティ デ一夕が記憶されているアドレス P 0が記述される。 そして、 コマ ン ドとして、 ループ回数が指定されるとともに、 アドレス C Oに記 憶されている第 3のサブブロックのデータに誤りがあることを表す フラグが記述される。 従って、 この場合には、 データバヅファ 2 1 2から第 3のサブプロックのデ一夕は読み出されず、 それに代えて、 ノ リテイデ一夕が読み出されることになる。
次に、 図 3 6の RAIDコン トローラ 2 8 2において、 リアルタイム でパリティデータを生成し、 また、 リアルタイムでパリティデ一夕 を利用して、 誤り訂正を行うためのより具体的な構成と動作につい て説明する。 図 4 7は、 このような、 RAIDコン トローラ 2 8 2のリ アルタイムでパリティデ一夕を生成し、 また、 これを利用して、 誤 り訂正を行う部分の構成例を表している。
セレクタ 4 5 1は、 ビデオプロセッサ 2 8 3より供給される記録 データ （画素デ一夕） と、 デ一夕バッファ 2 1 2から供給される画 素データ （再生データ） の、 いずれか一方を選択し、 入力データと して、 図示せぬ他の回路に供給させるとともに、 遅延素子 4 0 1 — 4並びにセレクタ 4 5 4， 4 5 5の入力 Aに供給させる。 遅延素子 4 0 1— 4は、 入力されたデータを、 1パケッ ト転送ブロック分だ け遅延した後、 後段の遅延素子 4 0 1 一 3に出力する。 遅延素子 4 0 1— 3も、 入力されたデータを 1パケッ ト転送ブロック分だけ遅 延させた後、 後段の遅延素子 4 0 1— 2に出力する。 遅延素子 4 0 1 一 2も、 入力されたデ一夕を 1バケツ ト転送プロック分だけ遅延 した後、 後段の遅延素子 4 0 1— 1に出力する。 遅延素子 4 0 1― 1は、 入力されたデータを 1パケッ ト転送プロック分だけ遅延した 後、 セレクタ 4 5 3の入力 Aに供給する。
なお、 この遅延素子 4 0 1— 1乃至 4 0 1— 4は、 この図 4 7の ブロック図においては 4個示されているが、 実際には、 図 3 6にお ける 1個の遅延素子 4 0 1により構成されており、 この遅延素子 4 0 1をループ回数分 （いまの場合、 4個） だけ繰り返し使用するこ とで、 ループ回数分のバケツ ト転送ブロックの遅延を得ることが可 能である。
セレクタ 4 5 4は、 遅延素子 4 0 2の出力が供給されている入力 Bと、 セレクタ 4 5 1の出力が供給されている入力 Aの一方を選択 するか、 2つの入力の排他的論理和を演算して、 遅延素子 4 0 2に 出力する。 遅延素子 4 0 2の出力は、 セレクタ 4 5 2の入力 Aに供 給されている。
セレクタ 4 5 5も、 セレクタ 4 5 1の出力が供給される入力 Aと、 遅延素子 4 0 3の出力が供給されている入力 Bの一方を選択するか、 または、 両者の排他的論理和を演算し、 遅延素子 4 0 3に出力する とともに、 図示せぬ回路にパリティデ一夕として出力するようにな されている。 遅延素子 4 0 3の出力は、 セレクタ 4 5 2の入力 Bに 供給されている。
セレクタ 4 5 2は、 入力 Aと Bのうちの一方を選択し、 セレクタ 4 5 3の入力 Bに供給している。 セレクタ 4 5 3は、 遅延素子 4 0 1一 1からの入力 Aと、 セレクタ 4 5 2からの入力 Bの一方を選択 し、 選択結果をビデオプロセッサ 2 8 3に出力するようになされて いる。
次に、 パリティデータを生成する場合の動作について図 4 8を参 照して説明する。 ビデオプロセッサ 2 8 3から RAIDコン トローラ 2 8 2に、 データバッファ 2 1 2に記録すべき画素デ一夕が入力され ると、 RAIDコン トローラ 2 8 2は、 これを 1 0 ビッ トを単位とする デ一夕から、 3 2ビッ ト （ 1 ワード） を単位とするデ一夕に変換す る。 そして、 さらに、 このデ一夕を 1 2 8ワード分 （ 1パケッ ト転 送ブロック分） まとめ、 この記録デ一夕をセレク夕 4 5 1の入力 A に供給する。 いま、 最初に入力されたパケッ ト転送ブロックの番号 を 0 とする。 この番号 0のパケッ ト転送プロックは、 セレクタ 4 5 1により選択され、 セレクタ 4 5 5の入力 Aに供給されるとともに、 入力デ一夕として、 そのまま図示せぬ回路に出力される。 このとき、 遅延素子 4 0 3にはまだ、 パケッ ト転送ブロックが保持されていな いので、 セレクタ 4 5 5は、 入力 Aを、 そのまま選択する。 セレク 夕 4 5 5の出力 （番号 0のパケヅ 卜転送プロヅク） は、 遅延素子 4 0 3に供給され、 保持される。 以上の動作をまとめると、 図 4 8に 示すようになる。
次に、 番号 1のパケッ ト転送ブロックが、 セレクタ 4 5 1に供給 されると、 セレクタ 4 5 1は、 このパケッ ト転送ブロックを選択し、 セレクタ 4 5 5に供給する。 セレクタ 4 5 5の入力 Bには、 遅延素 子 4 0 3に保持されている番号 0のパケッ ト転送ブロックが供給さ れているので、 セレクタ 4 5 5は、 セレクタ 4 5 1 より供給される 番号 1のバケツ ト転送プロックと、 遅延素子 4 0 3より供給される 番号 0のバケツ ト転送プロックの排他的論理和を演算し、 これを遅 延素子 4 0 3に供給し、 保持させる。
以下同様に、 図 4 8に示すように、 番号 2のパケッ ト転送ブロヅ クが、 セレクタ 4 5 1に供給されると、 セレクタ 4 5 5により、 番 号 0、 番号 1、 および番号 2のバケツ ト転送プロックの排他的論理 和が演算出力され、 さらに番号 3のバケツ ト転送プロックが入力さ れたとき、 番号 0乃至番号 3のバケツ ト転送プロックの排他的論理 和が、 演算出力される。 4 ： 1の RAIDの場合には、 これが求めるパ リティ となる。
以下、 同様に、 新たな番号のパケッ ト転送ブロックが順次入力さ れると、 図 4 8に示すように、 パリティデータが、 リアルタイムで 順次生成出力される。
セレクタ 4 5 1より選択出力された入力デ一夕は、 RAIDコン トロ —ラ 2 8 2から 3 2 ビッ 卜のバスを介して F IFO 4 0 5— 1に入力さ れ、 そこから 6 4ビッ 卜のバスを介して DMAコン トローラ 2 8 1に供 給される。 また、 セレクタ 4 5 5よ り出力されたパリティデ一夕は、 RAIDコン トロ一ラ 2 8 2から 3 2 ビッ 卜のバスを介して F IFO 4 0 4 — 1に供給され、 そこから、 さらに 6 4 ビッ トのバスを介して DMAコ ン トローラ 2 8 1に供給される。
DMAコン トローラ 2 8 1には、 コン トローラ 2 6 2から、 図 4 1に 示すような MAコマン ドが入力されている。 MAコン トローラ 2 8 1 は、 この DMAコマン ドに対応して、 F IF04 0 5— 1または F IF0 4 0 4 一 1に記憶されている画素デ一夕またはパリティデ一夕を読み出し、 DMAバス 2 5 1 を介してバッ ファコン トローラ 2 1 1に供給する。 ノ ' ヅファコン トローラ 2 1 1は、 DMAバス 2 5 1を介して供給されてき たデータを、 データバッファ 2 1 2に書き込む処理を実行する。 こ れにより、 例えば、 図 4 2に示すような状態で、 画素データとパリ ティデ一夕が、 デ一夕バヅファ 2 1 2に記憶される。
SCSIコントロ一ラ 2 0 2は、 コン ト口一ラ 2 6 2から制御バス 2 5 2を介してコマン ドの供給を受け、 このコマン ドに対応して、 ノ ッファコン トローラ 2 1 1に制御信号を出力し、 デ一夕バッファ 2 1 2に記憶されている画素デ一夕とパリティデータを再生させ、 こ れを取り込む。 そして、 SCSIコン ト ローラ 2 0 2は、 ノ ソ ファコン トロ一ラ 2 1 1を介して取り込んだデータバッファ 2 1 2からのデ —夕を、 対応する所定のハ一ドディスク 20 1の所定のトラックに 書き込む。 このようにして、 ハードディスク 2 0 1には、 例えば、 図 3 3に示すような状態で、 1フ レーム分の画素データが、 4個の サブブロックに分割され、 各サブブロックごとに、 異なるハ一ドデ イスク 20 1に記録される。 また、 そのフレームの画素デ一夕に対 応するパリティデ一夕も、 異なるハードディスク 2 0 1上に記録さ れる。
次に、 ハードディスク 2 0 1から再生されたデータの誤りを訂正 して出力する場合の動作について図 4 9を参照して説明する。 コン トロ一ラ 2 6 2は、 制御バス 2 5 2を介して SCSIコン トロ一ラ 2 0 2にコマン ドを出力し、 ハードディスク 20 1に記録されている所 定のフレームの画素デ一夕と対応するパリテイデ一夕を再生させる。 この再生データは、 SCSIコン トローラ 2 0 2からバッファコン ト口 ーラ 2 1 1を介して、 デ一夕バッファ 2 1 2に書き込まれる。 コ ン トロ一ラ 2 6 2は、 制御バス 2 5 2を介して DMAコン トロ一ラ 2 8 1 に対して、 このようにしてデ一夕バッファ 2 1 2に書き込まれたデ —夕の RAIDコン トロ一ラ 2 8 2への DMA転送を指令する。 DMAコン ト ローラ 2 8 1は、 このコマン ドに対応して、 ノ ッファコン ト口一ラ 2 1 1を介してデ一夕バッファ 2 1 2に書き込まれているデ一夕を 読み出し、 DMAバス 2 5 1を介して転送を受ける。 そして、 このデー 夕を 6 4ビッ 卜のバスを介して FIF04 0 6 A- 1 , 40 6 B— 1に 供給し、 記憶させる。 FIF04 0 6 A— 1 , 4 0 6 B— 1に書き込ま れたデ一夕は、 3 2ビヅ トのバスを介して RAIDコン トローラ 2 8 2 に供給される。
RAIDコン トロ一ラ 2 8 2においては、 このようにして F IFO 4 0 6 A— 1， 4 0 6 B— 1 より供給されたデ一夕を、 セレクタ 4 5 1の 入力 Bで受け取る。
セレクタ 4 5 1に、 このようにして、 例えば番号 0のパケッ ト転 送ブロックが入力されたとすると、 これがセレクタ 4 5 1で選択さ れ、 図 4 9に示すように、 遅延素子 4 0 1— 4に供給されるととも に、 セレクタ 4 5 4と 4 5 5の入力 Aにそれぞれ供給される。 図 4 9に示すように、 セレクタ 4 5 5は、 このとき入力 Bを選択するよ うに制御されているので、 その入力 Aに供給されたデ一夕は、 遅延 素子 4 0 3には供給されない。 これに対して、 セレクタ 4 5 4にお いては、 入力 Aが選択されるように制御されているため、 セレクタ 4 5 4は、 番号 0のパケッ ト転送ブロックを選択し、 後段の遅延素 子 4 0 2に供給し、 保持させる。
次に、 番号 1のパケッ ト転送ブロックが、 セレクタ 4 5 1に入力 され、 選択されると、 これが、 遅延素子 4 0 1— 4に供給され、 そ れまで遅延素子 4 0 1— 4に保持されていた番号 0のバケツ ト転送 プロックは、 後段の遅延素子 4 0 1 - 3に転送され、 保持される。 また、 セレクタ 4 5 4は、 このとき、 入力 Aから供給されるセレ クタ 4 5 1からの番号 1のパケッ ト転送プロヅクと、 遅延素子 4 0 2に保持されている番号 0のバケツ ト転送プロックの排他的論理和 を演算し、 これを遅延素子 4 0 2に供給し、 記憶させる。
次に、 本来ならば、 番号 3のパケッ ト転送ブロックが入力される のであるが、 いま、 この番号 3のパケッ ト転送ブロックに誤りが発 生したとすると、 DMAコン トローラ 2 8 1は、 この番号 3のパケッ ト転送ブロックに代えて、 パリティデ一夕を選択し、 これをデ一夕 ノ ソファ 2 1 2から読み出させ、 RAIDコン トローラ 2 8 2に供給さ せる。 このパリティデ一夕は、 セレクタ 4 5 1から遅延素子 4 0 1 - 4に供給されるとともに、 セレクタ 4 5 4の入力 Aに供給される。 このとき、 セレクタ 4 5 4は、 入力 Aからのデータと入力 Bからの デ一夕の排他的論理和を演算するが、 入力 Aには、 パリティデ一夕 が入力され、 遅延素子 4 0 2には、 番号 0のバケツ ト転送プロック と番号 1のパケッ ト転送プロックの排他的論理和が保持されている ので、 結局、 セレクタ 4 5 4は、 番号 0のパケヅ ト転送プロヅク、 番号 1のパケヅ ト転送プロック、 およびパリティデ一夕の排他的論 理和を演算し、 これを遅延素子 4 0 2に出力する。
さらに、 番号 3のバケツ ト転送ブロックが、 セレクタ 4 5 1から 入力されると、 これが遅延素子 4 0 1— 4に供給され、 それまで遅 延素子 4 0 1— 4に保持されていたパリティデータは、 後段の遅延 素子 4 0 1— 3に供給される。 それまで、 遅延素子 4 0 1— 3に保 持されていた番号 1のパケッ ト転送プロックは、 後段の遅延素子 4 0 1— 2に供給され、 保持される。 そして、 それまで遅延素子 4 0 1 - 2に保持されていた番号 0のバケツ ト転送プロヅクは、 さらに 後段の遅延素子 4 0 1— 1に供給され、 保持される。
セレクタ 4 5 4は、 セレクタ 4 5 1から供給される番号 3のパケ ヅ ト転送プロックと、 遅延素子 4 0 2に保持されている番号 0のパ ケヅ ト転送ブロック、 番号 1のパケッ ト転送ブロック、 およびパリ テイデ一夕の排他的論理和を演算したデ一夕との排他的論理和を演 算する。 この演算結果は、 結局、 番号 2のパケッ ト転送ブロックの 誤りを訂正したデータとなっており、 これが遅延素子 4 0 2に保持 される。
次に、 番号 4のパケッ ト転送ブロックが、 セレクタ 4 5 1に入力 されると、 これが選択され、 遅延素子 4 0 1一 4に保持される。 そ れまで、 遅延素子 4 0 1 - 4の保持されていた、 番号 3のバケツ ト 伝送プロックは、 後段の遅延素子 4 0 1— 3に供給される。 それま で、 遅延素子 4 0 1 - 3に保持されていたパリティデ一夕は、 後段 の遅延素子 4 0 1— 2に供給され、 保持される。 それまで、 遅延素 子 4 0 1— 2に保持されていた番号 1のバケツ ト転送プロックは、 後段の遅延素子 4 0 1— 1に供給され、 保持される。 そして、 それ まで遅延素子 4 0 1 - 1に保持されていた番号 0のバケツ 卜転送ブ ロックは、 セレクタ 4 5 3の入力 Aに供給され、 セレクタ 4 5 3で 選択されて、 ビデオプロセッサ 2 8 3に出力される。
次に、 番号 5のパケッ ト転送ブロックが、 セレクタ 4 5 1に入力 されると、 上述した場合と同様の処理が行われ、 それまで遅延素子 4 0 1— 1に保持されていた番号 1のバケツ ト転送ブロックが、 セ レク夕 4 5 3により選択され、 出力される。
そして、 次に、 番号 6のパケッ ト転送ブロックが、 セレクタ 4 5 1に入力されるタイ ミ ングであるが、 この番号 6のパケッ ト転送ブ ロックに誤りが検出された場合、 セレクタ 4 5 1に、 番号 6のパケ ッ ト転送ブロックに代えて、 パリティデータが供給される。 その結 果、 このパリティデータが、 遅延素子 4 0 1— 4に供給され、 保持 されるとともに、 セレクタ 4 5 5を介して遅延素子 4 0 3に供給さ れ、 保持される。
セレクタ 4 5 4と遅延素子 4 0 2の組み合わせと、 セレクタ 4 5 5 と遅延素子 4 0 3の組み合わせは、 1フレームごとに （ 4パケッ ト転送ブロックごとに） 交互に用いられる。 従って、 番号 0乃至番 号 3のパケッ ト転送プロックが、 セレクタ 4 5 4を介して遅延素子 4 ひ 2に供給されるようになされている場合、 次の 1 フレーム分の 番号 4乃至番号 8のパケッ ト転送ブロックのデ一夕は、 セレクタ 4 5 5を介して遅延素子 4 0 3に供給される。 そして、 セレクタ 4 5 4における場合と同様に、 セレクタ 4 5 5は、 セレクタ 4 5 1から、 新たな番号のパケッ ト転送ブロックが入力されると、 それまで、 遅 延素子 4 0 3に保持されていたパケッ ト転送プロヅク、 または、 そ れまでの排他的論理和の演算結果との新たな排他的論理和を演算し、 その演算結果を遅延素子 4 0 3に供給し、 保持させる。
従って、 番号 4、 番号 5、 さらに番号 6 (パリティデータ） のパ ケッ ト転送ブロックが、 セレクタ 4 5 1から入力されたタイ ミング において、 セレクタ 4 5 5は、 セレクタ 4 5 1から入力されたパリ ティデータと、 それまで遅延素子 4 0 3に保持されていた番号 4 と 番号 5のパケッ ト転送プロックの排他的論理和の演算結果との排他 的論理和を演算し、 これを遅延素子 4 0 3に供給し、 保持させる。 一方、 遅延素子 4 0 2は、 その前のフィールドの誤りを訂正したデ 一夕 （番号 2のパケッ ト転送ブロック） を保持している。
そして、 番号 6のバケツ ト転送プロヅクが、 セレクタ 4 5 1に入 力されたタイ ミングにおいて、 遅延素子 4 0 1— 1は、 誤りを含む 番号 2のバケツ ト転送プロックに代えて入力されたパリティデータ を出力することになる。 これが、 セレクタ 4 5 3により、 そのまま 選択出力されると、 ノヽ 'リテイデ一夕が、 出力されてしまうことにな る。 そこで、 このタイ ミングにおいて、 セレクタ 4 5 3は、 入力 A からのデータに代えて、 入力 Bからのデータを選択するように切り 替えられる。 セレクタ 4 5 3の入力 Bには、 セレクタ 4 5 2の出力 が供給されており、 セレクタ 4 5 2は、 入力 Aに供給されている遅 延素子 4 0 2が保持している番号 2の訂正済みのバケツ ト転送プロ ヅクを選択し、 出力している。 その結果、 スィ ッチ 4 5 3からパリ ティデータが出力されず、 訂正済みの番号 2のパケッ ト転送プロッ クが出力される。
以下、 同様にして、 図 4 9に示すように、 セレクタ 4 5 1に番号 1 0のバケツ ト転送ブロックが入力された夕ィ ミングにおいては、 遅延素子 4 0 1 一 1から、 番号 6の誤りを含むパケッ ト転送プロッ クに代えて入力されたパリティデータが、 セレクタ 4 5 3の入力 A に供給されるのであるが、 このとき、 セレクタ 4 5 3は、 入力 B側 に切り替えられ、 そのとき、 セレクタ 4 5 2が、 入力 Bに供給され ている遅延素子 4 0 3が保持している番号 6の誤りを訂正したパケ ッ ト転送プロヅクを選択しているので、 セレクタ 4 5 3からこれが 出力される。
このようにして、 DMAコン トロ一ラ 2 8 1から再生データが順次入 力されると、 リアルタイムで、 順次、 誤りが訂正され、 訂正された データが、 ビデオプロセッサ 2 8 3に供給される。
次に、 図 7に示すディスクレコーダ 2における記録時の動作につ いてまとめると、 次のようになる。 なお、 いま編集装置 1からディ スクレコーダ 2に供給されるビデオデータは、 NTSC方式のビデオデ 一夕であるとする。
ホス トパーソナルコンビュ一夕 3から、 SCSIを介して記録コマン ドを受け取ると、 ディスクレコーダ 2のコン トローラ 2 6 2は、 RA M 2 6 3上のアロケーションマップ 3 0 3を参照して、 編集装置 1 よ り供給されたビデオデ一夕が、 記録可能な空きェリアを検索する。 この空きエリア検索は、 1フレーム分のビデオデ一夕を 4つに分割 したサブプロックのそれぞれと、 これらの画素データから生成した パリティデータのそれぞれに対して行われる。 この時点において、 ノ リテイデ一夕のセクタ数と、 4つのサブブロックのセクタ数は、 まだ、 正確には判っていないので、 この空きエリア検索は、 セクタ 単位で行われるのではなく、 トラヅク単位で行われる。
コン トローラ 2 6 2は、 検索した空きエリァの状況に基づいて、 ノ リテイデ一夕と、 4つのサブブロックのデ一夕をハードディスク 2 0 1に記録するための記録位置を決定する。 この記録位置は、 ハ ードディスク 2 0 1のディスク I Dと、 記録を開始するセクタの開 始論理セクタ番号によって指定される。 具体的には、 図 1 5に示す ように、 パリティデータは、 ディスク I Dが 1のハードディスク 2 0 1 - 1の論理セクタ番号 0 (最も外側のトラックのセクタ） が、 記録開始位置とされる。 第 1のサブプロックデ一夕は、 ディスク I Dが 2のハ一ドディスク 2 0 1— 2の論理セクタ番号 5 9 9 6 0 0 (最も内側の トラックのセクタ） が、 記録開始位置とされる。 第 2 のサブプロックデ一夕は、 ディスク 1 Dが 3のハードディスク 2 0 1— 3の論理セクタ番号 0 (最も外側のトラックのセクタ） が、 記 録開始位置とされる。 さらに、 第 3のサブブロックデータは、 ディ スク I Dが 4のハードディスク 2 0 1 - 4の論理セクタ番号 5 9 9 6 0 0 (最も内側のトラックのセクタ） が、 記録開始位置とされる。 また、 第 4のサブブロックデータは、 ディスク I Dが 5のハードデ イスク 2 0 1 — 5の論理セクタ番号 0 (最も外側の トラックのセク 夕） が記録開始位置とされる。 コン トローラ 2 6 2は、 次に、 物理ァドレステーブル 3 0 2を参 照して、 デ一夕の記録位置として決定された開始論理セクタ番号か ら、 シリンダアドレス、 メディア番号、 およびセクタ番号からなる 物理ァ ドレスを求める。
さらに、 コン トローラ 2 6 2は、 ZBRテーブル 3 0 1を参照して、 物理ァ ドレステーブル 3 0 2を参照して求めたシリンダァ ドレスが、 1 2個のゾーンのうちのどのゾーンに含まれるのかを決定し、 それ に応じて、 1 トラックにおいて使用されるセクタ数を決定する。 さらに、 コン ト口一ラ 2 6 2は、 以上の制御で求められたパリテ イデー夕のディスク I D、 論理セクタ番号、 およびセクタ数、 並び に第 1乃至第 4のサブプロックのディスク I D、 論理セクタ番号、 およびセクタ数に基づいて、 プロックマップ 3 0 4を生成する。 以上のようにして、 第 1のフレーム （番号 1のフレーム） に指定 されるビデオデ一夕に対応するブロ ックマツプが作成されたことに なる。
次に、 コン トローラ 2 6 2は、 ブックマップ 3 0 4を参照して、 DMAコン トロ一ラ 2 8 1 と、 RAIDコン トロ一ラ 2 8 2に供給するシ 一ケンスプログラムを生成する。 このシーケンスプログラムは、 図 4 1を参照して説明したように、 パリティデ一夕とビデオデ一夕の データバッファ 2 1 2上における格納位置を示すためのァ ドレスを 含むオペラン ドと、 パリティデ一夕およびビデオデ一夕のパケッ ト 転送のループ回数と、 RAID比を指定するコマン ドから構成されてい る。
コン トローラ 2 6 2は、 制御バス 2 5 2を介して F IFO 4 0 7に対 して、 このシーケンスプログラムのうちのコマン ドの部分を転送す る。 MIDコン 卜ローラ 2 8 2は、 F IF04 0 7を介して供給された、 このコマン ドを参照し、 ビデオデータ対パリティデ一夕の比 （RAID 比） と転送ループ回数 （転送ループ期間） を検出する。 すなわち、 RAIDコン トロ一ラ 2 8 2は、 このコマン ドを受け取ることにより、 ビデオプロセッサ 2 8 3から供給されているビデオデ一夕から、 何 対何の RAID比でパリティを生成し、 その処理を、 何回繰り返すのか を検出する。
RAIDコン トローラ 2 8 2は、 この RAID比が、 4 ： 1の時、 4つの バケツ ト転送ブロック （サブブロック） からパリティデータを演算 し、 RAID比が 2 ： 1の時、 2つのパケッ ト転送ブロック （サブブロ ヅク） からパリティデータを演算する。
演算されたパリティデ一夕は、 1 ヮ一ドごとに F IFO 4 0 4に供給 され、 画素デ一夕は、 1 ワー ドごとに F IF04 0 5に供給される。
一方、 コン トローラ 2 6 2は、 供給されたビデオデータのサブブ 口ックをデ一夕バヅファ 2 1 2のどの位置に記憶させるかを示す DM Aコマン ド （図 4 1 ) を DMAコン トローラ 2 8 1内の F IFO 5 0 1に供 給する。 そして、 DMAコン トロ一ラ 2 8 1は、 F IF04 0 4に記憶され ているパリティデ一夕と、 F IF04 0 5に記憶されている画素デ一夕 を、 F IF0 5 0 1に記憶された DMAコマン ドのオペラン ドに記述されて いるアドレスによって指定されたデ一夕バッファ 2 1 2上の位置に、 1パケッ ト転送ブロック （ == 1 2 8 ワード） ごとに、 DMA転送を行う ( この転送は、 DMAコマン ドに記述されているループ回数だけ、 繰り返 し行われる。
図 5 0は、 図 1 5において、 番号 1で示すフレームの 4つのサブ プロックと、 1つのパリティデ一夕のサイズを模式的に表している。 図 5 0に示すように、 第 1のサブブロック S 1 - 1の大きさは 3 9 3セクタとされ、 第 2のサブプロック S 1— 2の大きさは 5 6 7セ クタ、 第 3のサブプロヅク S 1— 3の大きさは 3 9 3セクタ、 第 4 のサブブロック S 1— 4の大きさは 5 6 7セクタとされている。 そ して、 パリティデータの大きさは、 第 1乃至第 4のサブブロックの 大きさのうち、 最大の大きさである 5 6 7セクタに対応して、 5 6 7セクタとして設定されている。
1セクタには、 1 2 8ヮー ドのデ一夕を記録するものとすると、 第 1のサブブロックのデ一夕量は、 5 0 3 04ワード （= 3 9 3セ ク夕 X 1 2 8ワード） となり、 第 2のサブプロヅクのデ一夕量は、 7 2 5 7 6ワード （= 5 6 7セクタ X 1 2 8ワード） となる。 第 4 のサブブロックとパリティデータの大きさは、 第 2のサブブロック の大きさと同一とされ、 第 3のサブブロックの大きさは、 第 1のサ ブブロックと同一の大きさとされる。
なお、 図 4 3と図 44を参照して説明したように、 この 4つのサ ブブロックの画素データは、 1フレームの画像を構成する連続する 画素を 1 /4に分割したものではなく、 1枚の画像上の所定の位置 に分散されている 1 2 8ワード （バケツ ト転送プロヅク） 単位のデ 一夕を所定数集めたものである。
図 5 0の例の場合、 図中、 左側から 3 9 3セクタ分の範囲 T1にお いては、 4 ： 1の RAIDが行われ、 範囲 T 1より右側の範囲 T2におい ては、 2 ： 1の RAIDが行われる。 範囲 T1における転送回数 （ループ 回数） を 39 3回とし、 範囲 T 2におけるループ回数を 1 74 (= 5 6 7— 3 9 3 ) 回とすることにより、 1フレーム分の画像デ一夕を デ一夕バッファ 2 1 2に転送することができる。 この例の場合、 4 ： 1の RAIDと、 2 ： 1の RAIDが必要となるので、 範囲 T 1の 4 ： 1の RAIDの転送を行う DMAコマン ドと、 範囲 T 2の 2 ： 1の RAIDの転送を行う MAコマン ドが必要となる。
そして、 上述したように、 RAIDコン トローラ 2 8 2においては、 入力された画素データに対して、 シーケンシャルにパリティデータ が生成されるので、 4つの各サブブロックのパケッ ト転送プロヅク が、 順次入力されると、 それが順次データバッファ 2 1 2に出力さ れるとともに、 RAID比に 1回の割合で、 それに対応するパリティデ —夕が、 順次生成され、 デ一夕バッファ 2 1 2に出力される。
範囲 T 1においては、 4 ： 1の RAIDを指定する DMAコマン ドに対応 して転送が行われる。 この場合、 ディスク I Dが 2乃至 5のハード ディスク 2 0 1— 2乃至 2 0 1— 5に対応するデ一夕バッファ 2 0 1の第 2乃至第 5のア ドレスに、 第 1乃至第 4のサブプロックの 3 9 3個のパケッ ト転送プロックのビデオデ一夕 （ 5 0 3 0 4ヮード の画素データ） が DMA転送され、 書き込まれる。 また、 ディスク I D が 1のハードディスク 2 0 1— 1に対応するデ一夕バッファ 2 1 2 の第 1のアドレスに、 3 9 3回のループ転送によって、 3 9 3個の バケツ ト転送ブロックのパリティデータ （ 5 0 3 0 4ワードのパリ ティデータ） が記憶される。
次に、 2 ： 1の RAIDの DMAコマン ドに対応して、 DMAコン トローラ 2 8 1は、 第 2のサブブロックの範囲 T 2に対応する 1 7 4セクタ分 の画素デ一夕を、 ディスク I Dが 3のハードディスク 2 0 1— 3の 第 7のァドレス （範囲 T 1の第 2のサブプロックの 3 9 3セクタ分の 画素データを記録したエリァの次のアドレス） に 1 7 4回のループ 転送により書き込ませる。 さらに同様に、 ディスク I Dが 5のハ一 ドディスク 2 0 1— 5に対応するデータバヅ ファ 2 1 2の第 8のァ ドレス （範囲 T 1の第 4のサブプロヅクの 3 9 3セクタ分のビデオデ —夕を記録した領域の次のァドレス） に 1 7 4回のループ転送によ り、 転送し、 書き込ませる。 また、 1 7 4個のバケツ ト転送プロッ クのパリティデ一夕 （ 2 2 2 7 2ワードのパリティデータ） をディ スク I Dが 1のハードディスク 2 0 1 - 1に対応する第 6のァドレ ス （範囲 T 1の 3 9 3セクタ分のパリティデ一夕を記録した領域の次 のアドレス） に、 書き込ませる。
以上のようにして、 図 1 5の番号が 1のフ レームのビデオデ一夕 が、 デ一夕バッ ファ 2 1 2に転送され、 記憶されることになる。 以 下同様に、 番号 2 ， 3， · · ' のビデオデータが、 順次、 データバ ヅ フ ァ 2 1 2に転送され、 ッ フ ァ リングされる。
= @図 5 0は、 パリティデ一夕を、 図 9に示す ZBRテーブルの最外周 の 1 トラック当たり、 5 6 7個のセクタを有するゾーン 1のトラヅ クと、 最内周の 1 トラック当たり、 3 9 3個のセクタを有するゾー ン 1 2のトラックに記録する場合の例である。 すなわち、 例えば、 5 6 7セクタ分のパリティデータは、 ハードディスク 2 0 1— 1の 最外周のゾーン 1のトラックに記録され、 サブブロックのうちの 3 9 3セクタ分の第 1のサブブロックのデ一夕は、 ハードディスク 2 0 1一 2の最内周のゾーン 1 2のトラックに記録され、 5 6 7セク 夕分の第 2のサブプロックのデータは、 ハ一ドディスク 2 0 1— 3 の最外周のゾーン 1のトラヅクに記録され、 3 9 3セクタ分の第 3 のサブプロックのデ一夕は、 ハードディスク 2 0 1— 4の最内周の ゾーン 1 2の トラックに記録され、 5 6 7セクタ分の第 4のサブブ ロックのデ一夕は、 ハードディスク 2 0 1— 5の最外周のゾーン 1 のトラックに記録される。
このように、 最外周側のトラックと最内周側の トラックが、 対で 利用される。 従って、 例えば、 ゾーン 1 とゾーン 1 2の対がいっぱ いになり使用できなくなった場合には、 V—ン 1についで、 外周側 に位置する 1 トラック当たり 5 4 4個のセクタを有するゾーン 2 と、 ゾーン 1 2についで、 より内周側に位置する 1 トラック当たり 4 1 6個のセクタを有するゾーン 1 1が、 対として用いられる。
図 5 1は、 この場合におけるパリティデ一夕と、 サブブロックの デ一夕の構成例を表している。 この例においては 5 4 4セクタ分の パリティデ一夕は、 例えば、 ハードディスク 2 0 1— 2の最外周か ら 2番目のゾ一ン 2の トラックに記録され、 サブブロックのうち、 4 1 6セクタ分の第 1のサブブロックのデ一夕は、 ハードディスク 2 0 1— 3の内周側から 2番目の、 1 トラック当たり 4 1 6個のセ クタを有する トラックに記録され、 第 2番目の 5 4 4セクタ分のサ ブブロックのデータは、 ハー ドディ スク 2 0 1— 4のゾーン 2の ト ラックに記録され、 4 1 6セクタ分の第 3のサブブロックのデータ は、 ハードディスク 2 0 1— 5のゾーン 1 1の 卜ラックに記録され、 5 4 4セクタ分の第 4のサブプロヅクのデータは、 ハ一ドディスク 2 0 1 - 6のゾーン 2のトラックに記録される。 そして、 この場合 においては、 図中、 左側から、 4 1 6個セクタ分の範囲 T 1において は、 4 ： 1の RAIDが行われ、 それよ り後の 1 2 8セクタ分の範囲 T 2においては、 2 ： 1の RAIDが行われる。
以下同様に、 図 5 2乃至図 5 5は、 それぞれゾーン 3 とゾーン 1 0を対として用い、 ゾーン 4 とゾーン 9を対として用い、 ゾーン 5 とゾーン 8を対として用い、 または、 ゾーン 6とゾーン 7を対とし て用いる場合の例を表している。
このように、 より外周側のゾーンと、 より内周側のゾーンを対と して用いることにより、 1個のハー ドディスク 2 0 1に着目すると、 各サブブロックのギヤップ S gapの値がほとんど同一となるように各 サブプロックのサイズを設定することができ、 各サブプロックの読 み出しと書き込みに要する時間が、 ほぼ一定となる。
以上の、 図 5 0乃至図 5 5の構成は、 NTSC方式の場合の構成を示 したものであるが、 ビデオデ一夕が PAL方式の場合、 図 5 6乃至図 6 1に示すように、 パリティデータとサブブロックのサイズを設定す ることができる。 PAL方式の場合、 1 フレームの画素数が、 1 4 4 0 X 6 1 2 と、 NTSC方式の場合より多くなり、 図 1 0示したように、 各ゾーンの 1 トラック当たりのセク夕数が規定されている。 図 5 6 乃至図 6 1は、 図 1 0におけるゾーン 1 とゾーン 1 2を対として用 いる場合、 ゾーン 2 とゾーン 1 1を対として用いる場合、 ゾーン 3 とゾーン 1 0を対として用いる場合、 ゾーン 4とゾ一ン 9を対とし て用いる場合、 ゾーン 5 とゾーン 8を対として用いる場合、 または、 ゾーン 6 とゾーン 7を対として用いる場合を、 それぞれ表している。 図 5 6の設定例においては、 5 6 1セクタ分のパリティが、 第 1 のハー ドディスク 2 0 1の最外周のゾーン 1のトラックに記録され、 サブプロヅクのうち、 3 9 1セク夕分の第 1のサブプロヅクのデ一 夕は、 第 2のハードディスクの最内周のゾーン 1 2のトラックに配 置され、 5 6 1セクタ分の第 2のサブブロックのデ一夕は、 第 3の ハードディスクのゾーン 1の トラックに記録され、 3 9 1セクタ分 の第 3のサブブロックのデ一夕は、 第 4のハードディスクのゾーン 1 2の トラックに記録され、 5 6 1セクタ分の第 4のサブプロヅク のデ一夕は、 第 5のハ一ドデイスクのゾーン 1のトラックに記録さ れ、 3 9 1セクタ分の第 5のサブプロックのデ一夕は、 第 6のハ一 ドディスクの最内周のゾーン 1 2の トラックに記録される。 そして、 図中、 左側から 3 9 1セクタ分の範囲 T 1のデータは、 5 ： 1の RAI Dで転送され、 その右側の 1 7 0セクタ分のデータは、 2 ： 1の RAI Dで転送される。 なお、 この場合も、 1パケッ ト転送ブロックの大き さは、 1 2 8ワードとされる。 従って、 範囲 T 1においては、 3 9 1 回の転送ループとされ、 範囲 T 2においては、 1 7 0回の転送ループ とされる。
図 5 7乃至図 6 1に示す例においても、 転送ループの回数が、 図 5 6における場合と異なるだけで、 その他の動作は、 図 5 6におけ る場合と同様となる。
図 2 6のフローチャートのステップ S 1 2— 8において説明した ように、 データバッファ 2 1 2に、 例えば、 1 フレーム分のパリテ イデ一夕とサブブロックデ一夕が記憶されたとき、 その 1 フ レーム 分のパリティデ一夕とサブプロックデータが、 ハー ドディスク 2 0 1に直ちに転送されるわけではなく、 例えば、 1 0 フレーム分のパ リティデータとサブプロックデ一夕が、 デ一夕バヅファ 2 1 2に記 憶されたとき、 SCANアルゴリズムに従って、 デ一夕転送の順番が、 コン トローラ 2 6 2によりスケジューリングされる。
例えば、 いま、 ハー ドディ スク 2 0 1の台数が 6台であり、 図 6 2に示すように、 データが記録されるものとすると、 ディスク I D が 3のハードディスク 2 0 1に転送されるデ一夕を保持している場 所を示す第 3のアドレスにバッファ リングされているデ一夕は、 フ レーム番号 1の第 2のサブブロックデ一夕 S 1— 2、 フレーム番号 2の第 1のサブプロックデ一夕 S 2 _ 1、 フレーム番号 3のパリテ ィデ一夕 P 3、 フレーム番号 5の第 4のサブプロヅクデータ S 5— 4、 フ レーム番号 6の第 3のサブプロックデータ S 6— 3、 フレー ム番号 7の第 2のサブブロックデータ S 7— 2、 フレーム番号 8の 第 1のサブプロヅクデ一夕 S 8— 1、 フレーム番号 9のパリテイデ 一夕 P 9などである。
サブブロックデ一夕 S 1— 2は外周側に配置され、 サブブロック データ S 2— 1は内周側に配置され、 パリティデータ P 3は外周側 に配置され、 サブブロックデ一夕 S 5— 4は外周側に配置され、 サ ブブロックデータ S 6— 3は内周側に配置され、 サブプロ ックデ一 夕 S 7— 2は外周側に配置され、 サブブロックデ一夕 S 8— 1は内 周側に配置され、 パリティデータ P 9は外周側に配置される。 従つ て、 これらのデ一夕を S 1— 2から順番に、 S 2— 1 ， P 3 ， S 5 — 4 , S 6 - 3 , S 7 - 2 , S 8 - 1 , P 9の順番にデータを記録 するようにすると、 ディスク I D 3のハードディスクのへッ ドが、 ハードディスクの外周側と内周側の間をいつたりきたり して、 ァク セスが遅くなつてしまう。
そこで、 コン トローラ 2 6 2は、 フレーム番号 1からフレーム番 号 1 0のビデオデータに対して、 それぞれ作成したプロックマヅプ 3 0 4 (図 1 5 ) を参照して、 これらの複数のデ一夕を最も外周側 に配置するデータから順番に、 ハードディスク 2 0 1に転送するよ うに、 スケジューリングが行われる。 すなわち、 図 1 5のブロック マップ 3 0 4を参照して、 最も外周側に記録されるデ一夕から順番 に並べかえると、 デ一夕は、 S 1— 2 ， P 3 , S 5 - 4 , S 7 - 2 , P 9 , S 8 - 1 , S 6 - 3 , S 2— 1の順番になる。 コン トローラ 2 6 2は、 このように、 デ一夕の配置の順番をスケジューリングす ることにより、 これらの複数のデ一夕を記録するためのへッ ド移動 量を最小限に抑え、 アクセス速度を向上させるようにする。
このようにして、 ハードディスク 2 0 1に記録したデータを再生 する場合は、 記録する場合と逆の動作となる。 これを簡単にまとめ ると、 つぎのようになる。 すなわち、 コン トローラ 2 6 2は、 ホス トパーソナルコンピュータ 3から、 1以上のフレームの再生が 指令されると、 ブロックマップ 3 0 4を参照して再生を指令された 番号のフ レームの開始論理セクタを読み取り、 さらに、 物理ア ドレ ステ一ブル 3 0 2を参照して、 その論理セクタに対応する物理ア ド レスを求める。 そして、 コン トローラ 6 2は、 この求められた物理 ァ ドレスに対するアクセスを、 制御バス 2 5 2を介してバッフアコ ン トローラ 2 1 1に要求する。 ノ ソファコン ト口一ラ 2 1 1は、 こ の要求に対応して、 SCSIコン ト ローラ 2 0 2を制御し、 ハ一ドディ スク 2 0 1の物理ァドレスで規定されるァドレスからデータを再生 させる。 この再生デ一夕は、 SCSIコン ト ローラ 2 0 2からバッファ コン トローラ 2 1 1に供給され、 さらに、 データバッファ 2 1 2に 書き込まれる。
この場合においても、 上述したように、 コン トローラ 2 6 2は、 1 0 フレーム分の再生要求が集まるまで待機し、 1 0 フレーム分の 再生要求が受け付けられたとき、 外周側から順番に、 ヘッ ドの移動 量を最小限に抑制することが可能な順番にスケジユーリングする。 そして、 このスケジュールに従って、 1 0フレーム分の画像データ の再生をバッファコン トローラ 2 1 2に要求する。
コン トローラ 2 6 2はまた、 ブロックマップ 3 0 4を参照して、 データバヅファ 2 1 2に記憶されたデ一夕を RAIDコン トローラ 2 8 2に DMA転送させるためのシーケンスプログラムを生成する。 このシ —ケンスプログラムは、 制御バス 2 5 2を介して DMAコン トローラ 2 8 1の F IF0 5 0 1に供給される。 このシーケンスプログラム （DMAコ マン ド） には、 上述したように、 そのオペラン ドにデ一夕バッファ 2 1 2のアドレスが規定されており、 そのコマン ドにループ回数が 規定されている。 DMAコン トロ一ラ 2 8 1は、 このコマン ドに対応し て、 データバッファ 2 1 2に書き込まれているデータを読み出し、 DMAバス 2 5 1 を介して、 これを受け取り、 さらに、 これを RAIDコン トロ一ラ 2 8 2に転送する。
RAIDコン トロ一ラ 2 8 2は、 入力されたデータを上述したように して、 リアルタイムで、 シーケンシャルに順次訂正する。
RAIDコン トロ一ラ 2 8 2よ り出力された誤り訂正処理後のビデオ データは、 ビデオプロセッサ 2 8 3に供給され、 そのクロックが低 い周波数のクロックに変更される。 そして、 このビデオプロセッサ 2 8 3より出力されたデ一夕が、 入出力コン 卜ローラ 2 8 4から SD Iを介して編集装置 1のマ ト リ ックススィ ッチャ部 2 1に供給される c マ ト リ ヅクススイ ツチヤ部 2 1は、 SD Iの所定のチャンネルから入 力されたビデオデ一夕をァゥ トプッ トプロセッサ 3 2 - 2に SD Iフォ —マッ トのビデオ信号に変換させ、 メインモニタ 4に出力させ、 表 示させる。 このようにして、 使用者は、 ハードディスク 2 0 1に記 録した画像を見ることができる。
また、 ホス トパーソナルコンピュータ 3から所定の指令を入力す ると、 編集装置 1のマ ト リ ックススィ ッチャ部 2 1 において、 ディ スクレコーダ 2から取り込まれたビデオデ一夕が、 ビデオ処理部 2 2に入力される。 ビデオ処理部 2 2においては、 デマルチプレクサ 回路 4 1 一 1が、 入力された SD Iフォーマツ トのビデオパケヅ トに含 まれるキー信号を取り込み、 これをキー信号処理回路 5 1— 1に出 力する。 デマルチプレクサ回路 4 1— 2は、 入力された SD Iフォ一マ ッ 卜のビデオバケツ 卜から、 取り出したビデオ信号成分をビデオ信 号処理回路 5 1 一 2に出力する。
使用者が、 ホス トパーソナルコンピュータ 3を制御して、 所定の 指令を入力すると、 ビデオ処理部 2 2の制御ブロック 4 5は、 コン トロールバス 2 5を介して、 ホス トパーソナルコンピュータ 3から の指令を受け取り、 この指令に対応して、 ワイプ信号発生回路 5 2 一 1を制御する。 ワイプ信号発生回路 5 2— 1は、 制御ブロック 4 5からの指令に対応するワイプ信号を発生し、 このワイプ信号をキ 一信号処理回路 5 1— 1 とビデオ信号処理回路 5 1— 2に供給する。 キー信号処理回路 5 1— 1 とビデオ信号処理回路 5 1— 2は、 それ それワイプ信号発生回路 5 2— 1 より入力されたワイプ信号に対応 して、 キー信号とビデオ信号を処理し、 ミ ックス回路 7 1— 2に出 力する。
デマルチプレクサ 4 1— 3 とデマルチプレクサ回路 4 1 一 4も、 デマルチプレクサ回路 4 1— 1 とデルチプレクサ回路 4 1— 2 と同 様に、 他のチャンネルのキ一信号とビデオ信号を抽出し、 それぞれ キー信号処理回路 5 1— 3 とビデオ信号処理回路 5 1— 4に出力す る。 ワイプ信号発生回路 5 2— 2は、 制御ブロック 4 5からの指令 に対応してワイプ信号を発生し、 キー信号処理回路 5 1 一 3とビデ ォ信号処理回路 5 1— 4に出力する。 キー信号処理回路 5 1— 3 と ビデオ信号処理回路 5 1— 4は、 ワイプ信号発生回路 5 2— 2より 入力されたワイプ信号に対応して、 キー信号とビデオ信号を処理し、 それぞれフレームメモリ 6 1— 1 とフレームメモリ 6 1— 2に出力 する。
3次元ァドレス発生回路 6 3は、 制御プロック 4 5を介してホス トパーソナルコンピュータ 3からの指令を受け取り、 この指令に対 応する 3次元ア ドレス座標をフレームメモリ 6 1— 1 とフレームメ モリ 6 1— 2に出力する。 その結果、 フレームメモリ 6 1— 1 とフ レームメモリ 6 1— 2から、 それぞれ 3次元座標に変換されたキー 信号とビデオ信号が読み出され、 イ ンターポレー夕 6 2— 1 とイ ン 夕—ポレー夕 6 2— 2にそれぞれ供給される。 イン夕一ポレー夕 6 2— 1 とインターポレー夕 6 2— 2は、 それぞれ入力されたキ一信 号またはビデオ信号に対して、 3次元ァドレス発生回路 6 3からの 3次元座標ァ ドレスに対応して補間処理を施して、 ミ ックス回路 7 1一 2に出力する。
ミ ックス回路 7 1— 1にはまた、 デマルチプレクサ回路 4 1— 5 が、 マ ト リ ックススィ ッチャ部 2 1の所定の入力から抽出したバッ クグラウン ドビデオ信号が供給されている。 ミ ックス回路 7 1― 1 は、 イ ンターポレー夕 6 2— 1 , 6 2— 2より出力された特殊効果 のかかったビデオ信号と、 デマルチプレクサ回路 4 1— 5より出力 されたバックグラウン ドビデオ信号を適宜混合し、 その混合したビ デォ信号をミ ックス回路 7 1— 2に出力する。 ミ ックス回路 7 1— 2は、 ミ ックス回路 7 1— 1の出力を、 トランジシヨンエフェク ト の付加されたキ一信号処理回路 5 1一 1の出力とビデオ信号処理回 路 5 1— 2の出力に適宜混合し、 混合したビデオ信号を出力する。
ミ ックス回路 7 1— 2 とミ ックス回路 7 1— 1の出力は、 マト リ ヅクススイ ツチヤ部 2 1に供給される。
マ ト リ ヅクススィ ヅチヤ部 2 1においてはまた、 ホス トパーソナ ルコンピュータ 3から所定の指令が入力されたとき、 ビデオ処理部 2 2で処理したビデオ信号が、 適宜選択され、 アウ トプッ トプロセ ッサ 3 2— 3乃至 3 2— 1 2のいずれかに供給され、 そこからさら に、 コンパイナ 3 3— 1乃至 3 3— 1 0のいずれかから、 再びディ スクレコーダ 2に供給され、 ハードディスク 2 0 1に書き込まれる。 一方、 ォ一ディォ信号がマ ト リ ックススィ ヅチヤ部 2 1に入力さ れている場合には、 制御ブロック 3 4は、 適宜、 これを選択し、 ォ —ディォ処理部 2 3に供給する。 オーディォ処理部 2 3においては、 セパレ一夕 8 1— 1乃至 8 1— 3が入力された SD I信号からェンべデ ッ ドオーディオ信号を分離し、 ミキサブロック 8 3に供給する。 ミ キサブ口ック 8 3においては、 ホス 卜パーソナルコンビュー夕 3か らの指令に対応して、 制御ブロック 8 6が、 可変抵抗器 9 1— 1乃 至 9 1 一 6を適宜所定の値に調整する。 その結果、 セパレ一夕 8 1 一 1乃至 8 1— 3で分離されたオーディォ信号が、 所定のレベルに 調整された後、 加算器 9 2 一 1 または加算器 9 2 - 2に供給され、 加算される。
加算器 9 2― 1 または加算器 9 2— 2より出力されたオーディオ 信号は、 ェンべデッ ド回路 8 5に入力され、 時間軸圧縮され、 ェン べデッ ドオーディォ信号に変換された後、 マ ト リ ックススィ ッチャ 部 2 1のコンパイナ 3 3— 1乃至 3 3— 1 0の所定のものに供給さ れる。 コンパイナ 3 3— 1乃至 3 3— 1 0は、 入力されたオーディ ォ信号をァゥ トプッ トプロセッサ 3 2— 3乃至 3 3— 1 2より入力 されているビデオ信号の垂直帰線区間に重畳して、 ディスクレコー ダ 2に供給し、 ハードディスク 2 0 1に記録させる。
また、 ミキサブロック 8 3の加算器 9 2— 1または 9 2— 2より 出力されたオーディオ信号は、 増幅器 5を介してスピーカ 6から放 音される。
なお、 ディスクレコーダ 2におけるオーディォデ一夕の処理につ いては、 説明を省略したが、 ビデオデータと同様に処理される。 また、 編集装置 1で処理したビデオデータは、 アウ トプッ トプロ セッサ 3 2— 1から、 ホス トパーソナルコンピュータ 3に対して適 宜供給される。
このディスクレコーダ 2においては、 前述した F A R A Dァルゴ リズムを使用しているため、 高速のランダムアクセスが可能となる。 従って、 マルチチャンネルのビデオデ一夕を同時にハ一ドディスク 2 0 1から再生し、 ビデオブロック 2 7 1において、 リアルタイム 性を保証しながら同時に処理することが可能である。 従って、 ハー ドディスク 2 0 1から同時に再生した複数チャンネルのビデオデー 夕を合成して 1 チャンネルの合成画像とすることも可能である。 次に、 図 6 3を参照して、 マルチチャンネルのビデオデ一夕をフ レーム単位で編集する際の概念について説明する。 図 6 3に示すよ うに、 ハードディスク 2 0 1 には、 マルチチャンネルのソースビデ ォデータとして、 ス ト リーム A、 ス ト リーム B、 ス ト リーム Cが記 録されているものとする。 ス ト リーム Aは、 時間的に連続したフレ ーム A 1乃至フレーム A 5などから構成され、 ス ト リーム Bは、 時間 的に連続したフレーム B 1乃至フレーム B 5などから構成され、 ス ト リーム Cは、 時間的に連続したフレーム C 1乃至フレーム C 5などか ら構成されている。 これらのフレーム A 1乃至フレーム A 5、 フレ一 ム Bl乃至フレーム B5、 またはフ レーム CI乃至フレーム C5は、 添 字で示す数字の順番でシ一ケンシャルに記録されたス ト リームであ る o
このように、 ス ト リーム A乃至ス ト リーム Cが、 ハードディスク 20 1に記憶されている状態において、 編集オペレー夕がホス トコ ンピュー夕 3を操作し、 例えば、 ス ト リーム Aのフ レーム A4、 ス ト リーム Bのフレーム Bl、 ス ト リーム Aのフ レーム A 1、 ス ト リーム Cのフレーム C3， C1の順に、 各フレームを再生するように編集リ ス トを生成したとする。 ホス トコンビュ一夕 3は、 この順番に指定 された各フレームをリアル夕ィムで再生するようにディスクレコ一 ダ 2を制御する。 尚、 フ レーム A4, B 1, Al, C3, C1のス ト リー ムが、 ハードディスク 20 1上に実際に記録されているわけではな く、 編集リス トのようなデ一夕によって単に再生するフレームの順 番がホス トパ一ソナルコンピュー夕 3側から指示されている。
ホス トパーソナルコンピュータ 3からディスクレコーダ 2の CPUブ ロック 26 1のコン トローラ 2 62に、 ス ト リーム 1に対応する編 集リス トデータが供給されると、 コン トローラ 262は、 &AM263 に記憶されているブロックマップ 304に従って各フレームの記憶 されているァドレスを認識する。
さらに、 コン トローラ 262は、 ブロックマップ 304から得ら れた各フレームのアドレスに従って、 S CANアルゴリズムに基い て最もシーク距離が短くなる順番に指定された各フレームのァクセ ス順を制御する。 この際、 複数チャンネルのビデオデ一夕の各フレ —ムを構成する複数のサブプロックは各ディスクのランダムな位置 に記憶されているが、 各サブブロックは、 ヘッ ドの待ち時間が最小 となるよう FARADアルゴリズムに従って記憶されているので、 リアルタイム性を保証しながら、 これらの複数チヤンネルのビデオ デ一夕の各フレームを構成する複数のサブプロックを読み出すこと ができる。
また、 複数のサブブロックの読み出しの際、 RA I Dァルゴリズ ムによって関連付けられたパリティデータも同時に読み出されてい るので、 CPU 262は、 このパリティデータを使用して読み出さ れた複数のサブブロックを誤り訂正するように RA I Dコン ト口一 ラを制御する。
次に、 コン トローラ 262は、 各サブブロックが R A I Dァルゴ リズムによって分割されていたので、 読み出された複数のサブプロ ックデ一夕から元のフ レームデータを復元する。
最後に、 復元された各フレームデータは、 S CANアルゴリズム によつて指定された読み出し順であるので、 ホス トコンビュ一夕 2 から指定されたフレーム順 （A4， B 1, Al， C3, CI) になるよう に、 各フレームデータを並び換えてス ト リ一ム 1として出力する。 同様に、 第 2のビデオチャンネルとして、 フレーム B3， B2, C 1, Al， A2のからなる編集リス トデ一夕をホス トコンピュータ 3に よって生成し、 その編集リス 卜をコンピュータ 3からディスクレコ ーダに供給することによって、 その編集リス トに従ったス ト リーム 2をディスクレコーダ 2から再生することができる。
従って本発明の編集システムによれば、 第 1のビデオチャンネル の編集リス トに基くス ト リーム 1と、 第 2のビデオチヤンネルの編 集リス トに基くス ト リーム 2とを、 同時にリアルタイム性を保証し ながらディスクレコーダ 2から再生することができる。 そして、 本 発明の編集システムによれば、 再生された複数チャンネルのビデオ データに対してリアルタイムで信号処理を施すことができる。
なお、 上記実施の形態における各ブロックや、 バス、 SD Iなどのチ ヤンネル数は、 例に過ぎず、 必要に応じて変更することが可能であ る。 また、 1 フレームのデ一夕を分割するサブブロックの数や、 各 サブプロヅクをさらに分割するパケヅ ト転送プロヅクのワード数な ども、 適宜変更することが可能である。 さらに、 RAID比も任意の値 に設定することができる。
以上説明したようなデータ記録装置及び方法、 ディスクアレイ制 御装置及び方法が適用された編集システムによれば、 編集情報に基 づいてディスクから複数チヤンネルのビデオデータを同時に再生し、 再生された複数チャンネルのビデオデータを編集情報に基づいて編 集し、 少なく とも 1チャンネル分のビデオデ一夕を生成するように したので、 迅速な編集が可能となる。

Claims

請 求 の 範 囲
1 . 供給されたソースデ一夕をランダムアクセス可能な複数のデ ィスク媒体に記録するデータ記録装置において、
上記ソースデ一夕を分割することによって複数のサブプロヅクデ 一夕を生成すると共に、 上記複数のサブプロックから該複数のサブ ブロックのエラーを訂正するためのパリティデ一夕を生成するデ一 夕処理手段と、
上記デ一夕処理手段によって生成された複数のサブプロックデ一 夕及び上記パリテイデ一夕を夫々異なるディ スク媒体に記録する記 録手段と、
上記サブプロックに対して指定された上記ディスク媒体上の位置 に応じたサイズのサブプロックを生成するように、 上記デ一夕処理 手段における上記サブブロックの分割処理を制御する制御手段と を備えたことを特徴とするデ一夕記録装置。
2 . 上記制御手段は、
上記ディスク媒体上において所望のサブプロックに対してァクセ スする時に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に各サ ブブロックデータが記録されるように、 上記各サブプロックの記録 位置を規定するプロックマツプを生成し、
上記プロックマップに基いて、 上記データ処理手段におけるサブ プロックデ一夕及びパリティデータの生成処理を制御することを特 徴とする請求項 1記載のデ一夕記録装置。
3 . 上記制御手段は、 上記ブロックマヅプによって指定されたサイズのサブブ口ヅクと なるように、 上記データ処理手段における複数のサブプロックの分 割数を制御することによって、 複数種類のサイズのサブプロックを 生成することを特徴とする請求項 2記載のデータ記録装置。
4 . 上記ブロックマップは、 上記複数のディスクの記録エリアを 理論的にフォーマッ トするためのデ一夕であることを特徴とする請 求項 2記載のデータ記録装置。
5 . 上記ブロックマップは、 上記複数のディスクの記録エリアを リザーブするためのデ一夕であることを特徴とする請求項 2記載の デ一夕記録装置。
6 . 上記ソースデータは、 N T S C又は P A L規格のビデオデー 夕であって、
上記制御手段は、
上記ビデオ信号の規格に対応した異なるブロックマップを生成す ることを特徴とする請求項 2記載のデ一夕記録装置。
7 . 上記制御手段は、
上記ビデオ信号の規格に対応したプロックマツプに基いて、 上記 データ処理手段における上記ソースデ一夕から生成されるサブプロ ックの分割数を制御することを特徴とする請求項 6記載のデ一夕記 録装置。
8 .
上記記録媒体は、 ディスク媒体であって
上記制御手段は、
上記ディスクの半径位置と上記サプブ口ックのサイズとを対応付 けたゾーンビッ トレコ一ディ ングテ一ブルを有し、 上記ゾーンビッ トレコーディ ングテーブルを参照して、 上記記録 すべきサブプロックに対して指定されたディスクの半径位置に応じ て、 上記サブブロックのサイズを決定することを特徴とする請求項 2記載のデータ記録装置。
9 . 上記ブロックマップは、
上記サブプロックを記録するためのディスクを示すディスク識別 デ一夕、 上記ディスク識別デ一夕によって示されるディスク上にお いて上記サブプロックが記録される位置を示す理論セク夕データ、 及び上記ディスク識別データによって示されるディスク上において 上記サブプロックを記録する際に使用されるセクタサイズデ一夕か ら構成されることを特徴とする請求項 8記載のデ一夕記録装置。
1 0 . 上記制御手段は、
上記ブロヅクマツプのデ一夕に基いてつて、 各ディスクの内周側 ェリァ及び外周側ェリァが略均 -に使用されるように、 1 プロック から生成される各サブブロックのサイズを決定し、 上記 1 ブロック から分割された複数のサブプロックが、 夫々決定された各サブプロ ックのサイズとなるように上記デ一夕処理手段における上記 1 ブ口 ックの分割処理を制御することを特徴とする請求項 2記載のデータ 記録装置。
1 1 . 上記ランダムアクセス可能な記録媒体は、 ディスク媒体で あって、
上記制御手段は、
上記ソースデータの記録を始める前に、 上記ソースデータから生 成された複数のサブプロックデータとその複数のサブプロックデ一 夕から生成されたパリティデータとが、 夫々関連付けられたディス ク媒体及びトラックに記録されるように上記ブロックマップを生成 することを特徴とする請求項 2記載のデータ記録装置。
1 2 . 上記制御手段は、
上記プロックマツプを参照することによって、 上記ソースデ一夕 の 1ブロックから生成された複数サブプロックを記憶するためのデ イスク、 及びそのディスク上でのサブプロックの記録位置及びサブ プロックのサイズを決定すると共に、
上記プロックマツプを参照することによって、 上記複数のサブブ ロックデ一夕から生成されたパリティデータを記録するためのディ スク、 そのディスク上でのパリティデ一夕の記録位置を決定するこ とを特徴とする請求項 1 1記載のデ一夕記録装置。
1 3 . 上記制御手段は、
上記ディスク媒体の外周側エリア及び内周側エリアが均一に使用 するために、 上記ソースデ一夕の 1 ブロックを処理する毎に、 上記 外周側ェリァ及び上記内周側ェリァとを交互に使用するように上記 プロックマツプを生成することを特徴とする請求項 1 2記載のデ一 夕記録装置。
1 4 . 上記制御手段は、
上記パリティデータが、 常に上記ディスクの外周側に記録される ように上記ブイロックマツプを生成することを特徴とする請求項 1 3記載のデータ記録装置。
1 5 . 上記制御手段は、
上記ソースデータから生成された複数サブプロック及び上記複数 のサブブロックデータから生成されたパリティデータを記憶するた めのディスク媒体を、 上記 1 プロックを処理毎にシフ 卜するように 上記ブロックマップを生成することを特徴とする請求項 1 2記載の データ記録装置。
1 6 . 上記制御手段は、
第 n番目のプロックのデ一夕を記録する場合には、 上記パリティ デ一夕が奇数番めのディスク媒体の外周側に記録され、 上記複数の サブブロックのうち奇数番目のサブブロックは偶数番めのデイスク の内側ェリァに記録され、 上記複数のサブプロックのうち偶数番目 のサブプロックは奇数番めのディスクの外側ェリァに記録されるよ うにブロックマップを生成し、
第 n + 1番目のプロックのデータを記録する場合には、 上記パリ ティデータが偶数数番めのディスクの外周側に記録され、 上記複数 のサブプロックのうち奇数番目のサブブロックは奇数番めのディ ス クの内側ェリアに記録され、 上記複数のサブプロックのうち偶数番 目のサブプロックは偶数番めのディ スクの外側ェリァに記録される ようにブロックマップを生成することを特徴とする請求項 1 5記載 のデータ記録装置。
1 7 . 上記 1 ブロックを処理するための第 1の期間において、 上 記ソースデ一夕を、 n個のサブプロックデ一夕に分割すると共に、 第 2の期間において、 上記ソースデータを、 n / 2 ( n / 2は、 小 数点以下を切り捨てた整数値） 個のサブプロックデ一夕に分割する ことによって、 n / 2個の第 1のサイズのサブブロックデータを生 成し、 n / 2 + 1個の第 2のサイズのサブプロックデ一夕を生成す ることを特徴とする請求項 1 6記載のデータ記録装置。
1 8 . 上記第 1のサイズのサブブロックデータは、 上記ディスク の比較的外周側のトラックに記録されるデ一夕であって、 上記第 2 のサイズのサブプロヅクデータは、 上記第 1のサイズのサブプロ ッ クデ一夕が記録されるディスクとは異なるディスクの比較的内周側 のトラックであって上記外周側のトラックと関連付けられた トラッ クに記録されるデ一夕であることを特徴とすることを特徴とする請 求項 1 7記載のデータ記録装置。
1 9 . 上記制御手段は、
上記パリティデータ及び上記複数のサブプロックを、 所定の転送 単位毎に分割して上記データ処理手段から上記複数のディスク媒体 に転送することを特徴とする請求項 2記載のデータ記録装置。
2 0 . 上記制御手段は、
上記あるサブプロックから上記サブプロックに隣り合う隣接サブ プロックにアクセスする際に、 隣接サブプロックが記録された トラ ックにおいてへッ ドの回転待ち時間が最小となるように、 上記サブ プロックの記録開始位置と記録終了位置とが成す角度を表わす最適 なギヤップ値と、 上記隣接サブプロ ックの記録開始位置との成す角 度を表わす最適なスキュー値とを演算することを特徴とする請求項 2記載のデータ記録装置。
2 1 . 上記制御手段は、
上記最適なギヤップ値と上記最適なスキュ一値に基いて上記プロ ックマツプを作成し、 上記プロックマツプを参照して上記複数のサ ブブロック及び上記パリティデータの生成を行なうことを特徴とす る請求項 2 0記載のデータ記録装置。
2 2 . 上記制御手段は、
上記ギヤップ値と上記スキュ一値とが略一定になるように、 上記 プロックマツプを生成すること特徴とする請求項 2 1記載のデータ 記録装置。
2 3 . 供給されたソースデータをランダムアクセス可能な複数の ディスク媒体に記録するデ一夕記録装置において、
上記ソースデータの 1プロックを分割することによって複数のサ ブブロックデ一夕を生成すると共に、 上記複数のサブプロックから 該複数のサブプロックのエラ一を訂正するためのパリティデータを 生成するデータ処理手段と、
上記データ処理手段によって生成された複数のサブプロ ックデ一 夕及び上記パリティデータを夫々異なるディスクに夫々記録する記 録手段と、
上記サブプロックに対して指定された上記ディスク上の位置に応 じて、 上記データ処理手段における上記サブプロックの分割数を可 変するように上記データ処理手段を制御する制御手段と
を備えたことを特徴とするデ一夕記録装置。
2 4 . 上記制御手段は、
上記サブプロックの上記ディスク上の記録位置に応じて、 上記サ ブブロックのサイズを夫々決定し、
上記データ処理手段によって生成された複数のサブプロックのサ ィズが、 夫々上記決定されたサブプロックのサイズになるように、 上記データ処理手段の分割処理を制御することを特徴とする請求項 2 3記載のデ一夕記録装置。
2 5 . 上記データ処理手段は、
上記 1プロックを処理する第 1の期間において、 上記ソースデ一 夕を、 n個のサブブロックデ一夕に分割すると共に、 上記 1ブロッ クを処理する第 2の期間において、 上記ソースデ一夕を、 n / 2 ( n / 2は、 小数点以下を切り捨てた整数値） 個のサブブロックデ —夕に分割することによって、
n / 2個の第 1のサイズのサブブロ ヅクデ一夕を生成し、 n / 2 + 1個の第 2のサイズのサブブロックデ一夕を生成することを特徴 とする請求項 2 3記載のデータ記録装置。
2 6 . 上記第 1のサイズのサブプロックデ一夕は、 上記ディスク の比較的外周側の トラックに記録されるデ一夕であって、 上記第 2 のサイズのサブブロックデ一夕は、 上記第 1のサイズのサブプロヅ クデ一夕が記録されるディスクとは異なるデイスクの比較的内周側 のトラックであって上記外周側の 卜ラックと関連付けられた トラヅ クに記録されるデ一夕であることを特徴とする請求項 2 5記載のデ 一夕記録装置。
2 7 . 上記データ処理手段は、
上記第 1の期間では、 分割された n個のサブブロックからパリテ イデ一夕を生成し、 上記第 2の期間では、 分割された n / 2個のサ ブブロックデータからパリティデータを生成することを特徴とする 請求項 2 6記載のデータ記録装置。
2 8 . 上記パリティデ一夕は、 上記第 1のサイズのサブブロック デ一夕と同じ大きさであることを特徴とする請求項 2 7記載のデ一 夕記録装置。
2 9 . 上記パリティデ一夕は、 上記第 1のサイズのサブブロック デ一夕が記録されるディスクとは異なるディスクの外周側のトラッ クであって、 上記第 1のサイズのサブプロックデータが記録された トラックと関連付けられた トラックに記録されることを特徴とする 請求項 2 8記載のデータ記録装置。
3 0 . 供給されたソースデ一夕をランダムアクセス可能な複数の ディスクに記録するデ一夕記録装置において、
上記ソースデータを分割することによって複数のサブプロックデ —夕を生成すると共に、 上記複数のサブプロックから該複数のサブ プロックのエラ一を訂正するためのパリティデータを生成するデ一 夕処理手段と、
上記データ処理手段によって生成された複数のサブプロックデ一 夕及び上記パリテイデー夕を夫々異なるディスクに記録する記録手 段と、
上記各ディスクの外周側及び内周側の記録ェリァが均一に使用さ れるように、 上記データ処理手段による上記複数のサブ口ックと上 記パリティの生成処理を制御する制御手段と
を備えたことを特徴とするデータ記録装置。
3 1 . 供給されたソースデ一夕をランダムアクセス可能な複数の ディスクに記録するデータ記録装置において、
上記ソースデータを分割することによって複数のサブプロックデ 一夕を生成すると共に、 上記複数のサブプロックから該複数のサブ プロックのエラ一を訂正するためのパリティデータを生成するデー 夕処理手段と、
上記データ処理手段によって生成された複数のサブプロックデ一 夕及び上記パリテイデー夕を夫々異なるディスクに夫々記録する記 録手段と、
上記サブプロックに対して指定された上記ディスク上の位置に応 じて、 上記データ処理手段によって生成される上記サブプロックデ —夕と上記パリティデ一夕との比を可変するように上記データ処理 手段を制御する制御手段と
を備えたことを特徴とするデータ記録装置。
3 2 . 供給されたソースビデオデ一夕をランダムアクセス可能な 複数のディスクに記録するデータ記録装置において、
上記ソースビデオデータの 1 フレームのデ一夕を分割することに よって複数のサブプロックデータを生成すると共に、 上記複数のサ ブブロ ックから該複数のサブブロックのエラーを訂正するためのパ リティデ一夕を生成するデータ処理手段と、
上記デ一夕処理手段によって生成された複数のサブプロックデ一 夕及び上記パリテイデー夕を夫々異なるディスクに夫々記録する記 録手段と、
上記ソースビデオデ一夕の信号方式に応じて、 上記 1 フレームの ビデオデータの分割数を可変するように上記データ処理手段を制御 する制御手段と
を備えたことを特徴とするデータ記録装置。
3 3 . 供給されたソースビデオデ一夕をランダムアクセス可能な 複数のディスクに記録するデータ記録装置において、
上記ソースビデオデ一夕を分割することによって複数のサブプロ ックデ一夕を生成すると共に、 上記複数のサブプロックから該複数 のサブブロックのエラ一を訂正するためのパリティデータを生成す るデータ処理手段と、
上記データ処理手段によって生成された複数のサブプロックデ一 夕及び上記パリテイデー夕を夫々異なるディスクに夫々記録する記 録手段と、
上記各ディスクの外周側ェリァ及び内周側ェリァが均一に使用さ れるように、 上記複数のサブプロックデータ及び上記パリティデー 夕を記録するために使用されるディスクを、 1 フ レーム毎に可変す る制御手段と
を備えたことを特徴とするデータ記録装置。
3 4 . 供給されたソースビデオデ一夕をランダムアクセス可能な 複数のディスクに記録するデータ記録装置において、
上記ソースビデオデ一夕を分割することによつて複数のサブブ口 ックデ一夕を生成すると共に、 上記複数のサブプロックから該複数 のサブブロックのエラーを訂正するためのパリティデ一夕を生成す るデータ処理手段と、
上記デ一夕処理手段によって生成された複数のサブプロックデ一 夕及び上記パリティデ一夕を夫々異なるデイスクに夫々記録する記 録手段と、
上記各ディスクの外周側ェリァ及び内周側ェリァを略均一に使用 ために、 各サブブロックの記録される位置に応じて、 上記 1 フレー ムのビデオデ一夕からサイズの異なる複数種類のサブプロック及び 該複数種類に対応するパリティデ一夕を生成するように上記データ 処理手段を制御する制御手段と
を備えたことを特徴とするデ一夕記録装置。
3 5 . 供給されたソースデータをランダムアクセス可能な複数の 記録媒体に記録するデータ記録装置において、
上記ソースデータの 1プロックのデ一夕を分割することによって 生成された複数のサブプロックを上記各記憶媒体に記録する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に上記各サブブ口ッ クが記録されるように、 理論的に上記ディスクの記録ェリアをフォ —マッ トするためのブロックマップを生成するブロックマ ヅプ生成 手段と、
上記プロックマツプに基いて、 上記ソースデータを分割すること によって複数のサブプロックデ一夕を生成すると共に、 上記複数の サブプロックから該複数のサブプロックのエラーを訂正するための パリティデ一夕を生成するデータ処理手段と、
上記データ処理手段によって生成された複数のサブプロックデ一 夕及び上記パリティデータを夫々異なる記録媒体に夫々記録する記 録手段と、
上記ブロックマップに対応したサイズのサブブロ ックを生成する ように、 上記データ処理手段における上記サプブ口ックの分割処理 を制御する制御手段と
を備えたことを特徴とするデータ記録装置。
3 6 . 供給されたソースデータをランダムアクセス可能な複数の 記録媒体に記録するデータ記録装置において、
上記ソースデ一夕の 1ブロ ックのデ一夕を分割することによって 生成された複数のサブプロックを上記各記憶媒体に記録する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に上記各サブブロッ クが記録されるようにすると共に、 上記複数のサブプロックを各デ ィスクに記録する記録処理及び上記複数のサブプロックを各ディス クから再生する再生処理が、 リアルタイム性を保証しながら一定時 間内に行われるように、 理論的に上記ディスクの記録ェリアをフォ 一マッ トするためのブロックマップを生成する手段と、
上記ソースデータを分割して上記複数のサブプロックを生成する 分割処理を可変することによって、 上記ブロックマ ヅプによって指 定された複数サイズの大きさを有した複数のサブプロックを生成す ると共に、 上記複数のサブブロックから該複数のサブブロックのェ ラ一を訂正するためのパリティデータを生成する手段と、
上記複数のサブプロックデ一夕及び上記パリティデータを夫々異 なる記録媒体に記録する手段と
を備えたことを特徴とするデ一夕記録装置。
3 7 . 供給されたソースデータをランダムアクセス可能な複数の 記録媒体に記録するデ一夕記録方法において、
上記ソースデータの 1 プロックのデータを分割することによって 生成された複数のサブプロックを上記各記憶媒体に記録する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に上記各サブプロッ クが記録されるように、 理論的に上記ディスクの記録ェリアをフォ 一マッ 卜するためのプロックマツプを生成し、
上記ソースデ一夕を分割して上記複数のサブプロックを生成する分 割処理を制御することによって、 上記ブロックマップによって指定 された複数サイズの大きさを有した複数のサブプロックを生成し、 上記複数のサブブロックから該複数のサブブロックのエラーを訂 正するためのパリティデ一夕を生成し、
上記複数のサブプロックデ一夕及び上記パリティデ一夕を夫々異 なる記録媒体に記録する
ことを特徴とするデータ記録方法。
3 8 . 上記ブロックマップは、 上記複数のディスクの記録エリア を理論的にフォーマヅ 卜するためのデータであることを特徴とする 請求項 3 7記載のデータ記録方法。
3 9 . 上記ブロックマップは、 上記複数のディスクの記録エリア をリザーブするためのデ一夕であることを特徴とする請求項 3 7記 載のデータ記録方法。
4 0 . 上記ソースデ一夕は、 N T S C又は P A L規格のビデオデ 一夕であって、
上記ビデオ信号の規格に対応したブロックマップを夫々生成する ことを特徴とする請求項 3 7記載のデータ記録方法。
4 1 . 上記ビデオ信号の規格に対応したブロックマップに基いて、 上記ソースデータの 1 プロックの分割数を制御することを特徴とす る請求項 4 0記載のデータ記録方法。
4 2 .
上記プロックマツプのデ一夕に基いて、 各ディスクの内周側ェリ ァ及び外周側エリアが略均一に使用されるように、 1プロックから 生成される各サブプロックのサイズを決定し、
上記 1プロックから分割された複数のサブプロックが、 夫々決定 された各サブプロックのサイズとなるように上記 1 プロックの分割 処理を制御することを特徴とする請求項 3 7記載のデータ記録方法。
4 3 . 上記ランダムアクセス可能な記録媒体は、 ディスク媒体で あって、
上記ソースデ一夕の記録を始める前に、 上記ソースデータから生 成された複数のサブプロックデ一夕とその複数のサブプロックデー 夕から生成されたパリティデ一夕とが、 夫々関連付けられたディス ク媒体及びトラックに記録されるように上記プロックマツプが生成 されることを特徴とする請求項 3 7記載のデータ記録方法。
4 4 . 上記ブロックマップを参照することによって、 上記ソース デ一夕の 1ブロックから生成された複数サブブロックを記憶するた めのディスク、 及びそのディスク上でのサブプロックの記録位置及 びサブプロックのサイズを決定すると共に、
上記プロックマツプを参照することによって、 上記複数のサブブ 口ックデ一夕から生成されたパリティデータを記録するためのディ スク、 そのディスク上でのパリティデ一夕の記録位置を決定するこ とを特徴とする請求項 4 3記載のデータ記録方法。
4 5 . 上記ディスク媒体の外周側ェリァ及び内周側ェリァを均一 に使用するために、 上記ソースデータの 1 ブロックを処理する毎に、 上記外周側ェリァ及び上記内周側ェリァとを交互に使用することを 特徴とする請求項 4 4記載のデータ記録方法。
4 6 . 上記パリティデ一夕は、 常に上記ディスクの外周側に記録 されるように上記ブイ 口ックマップを生成することを特徴とする請 求項 4 5記載のデータ記録方法。
4 7 . 上記ソースデータから生成された複数サブプロック及び上 記複数のサブプロックデ一夕から生成されたパリティデ一夕を記憶 するためのディスク媒体を、 上記 1 プロックを処理毎にシフ 卜する ように上記ブロックマップが生成されることを特徴とする請求項 4 6記載のデータ記録方法。 ' 4 8 . 第 n番目のブロックのデータを記録する場合には、 上記パ リティデータが奇数番めのディスク媒体の外周側に記録され、 上記 複数のサブブロックのうち奇数番目のサプブロックは偶数番めのデ ィスクの内側ェリァに記録され、 上記複数のサブプロックのうち偶 数番目のサブプロックは奇数番めのディスクの外側ェリアに記録さ れるようにブロックマツプが生成され、
第 n + 1番目のブロックのデ一夕を記録する場合には、 上記パリ ティデータが偶数数番めのディスクの外周側に記録され、 上記複数 のサブプロックのうち奇数番目のサプブ口ックは奇数番めのディス クの内側ェリアに記録され、 上記複数のサブプロックのうち偶数番 目のサブプロックは偶数番めのディスクの外側ェリァに記録される ようにブロックマップが生成されることを特徴とする請求項 4 7記 載のデータ記録方法。
4 9 . 上記 1 ブロックを処理する第 1の期間において、 上記ソー スデ一夕を n個のサブプロックデ一夕に分割すると共に、 上記 1 ブ ロックを処理する第 2の期間において、 上記ソースデータを、 n /
2 ( n / 2は、 小数点以下を切り捨てた整数値） 個のサブブロック デ一夕に分割することによって、 n / 2個の第 1のサイズのサブブ ロックデ一夕を生成し、 n / 2 + 1個の第 2のサイズのサブプロッ クデ一夕を生成することを特徴とする請求項 4 8記載のデ一夕記録 方法。
5 0 . 上記第 1のサイズのサブブロックデ一夕は、 上記ディスク の比較的外周側の トラックに記録されるデータであって、 上記第 2 のサイズのサブブロックデ一夕は、 上記第 1のサイズのサブプロッ クデ一夕が記録されるディスクとは異なるディスクの比較的内周側 のトラックであって上記外周側のトラックと関連付けられた トラッ クに記録されるデ一夕であることを特徴とすることを特徴とする請 求項 4 9記載のデ一夕記録方法。
5 1 . 上記あるサブプロックから上記サブプロックに隣り合う隣 接サブプロックにアクセスする際に、 隣接サブプロックが記録され た トラックにおいてへッ ドの回転待ち時間が最小となるように、 上記サブプロックの記録開始位置と記録終了位置とが成す角度を表 わす最適なギヤップ値と、 上記隣接サブプロックの記録開始位置と の成す角度を表わす最適なスキュー値とを演算することを特徴とす る請求項 3 7記載のデ一夕記録方法。
5 2 . 上記最適なギヤップ値と上記最適なスキュー値に基いて上 記プロックマツプを作成し、 上記プロックマツプを参照して上記複 数のサブプロック及び上記パリティデータの生成を行なうことを特 徴とする請求項 5 1記載のデータ記録方法。
5 3 . 上記ギヤップ値と上記スキュー値とが略一定になるように、 上記プロックマップを生成すること特徴とする請求項 5 2記載のデ —夕記録方法。
5 4 . 供給されたソ一スデ一夕をランダムアクセス可能な複数の ディスクに記録するデ一夕記録方法において、
上記ソースデ一夕の 1プロックのデ一夕を分割することによって 生成された複数のサブプロックを上記各記憶媒体に記録する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に上記各サブブロッ クが記録されるように理論的に上記ディスクの記録ェリアをフォー マツ 卜するとともに、 上記複数のサブプロックを各ディスクに記録 する記録処理及び上記複数のサブプロックを各ディスクから再生す る再生処理が、 リアルタイム性を保証しながら一定時間内に行われ るように、 理論的に上記ディスクの記録エリァをフォーマツ トする ためのブロックマヅプを生成し、
上記プロックマツプに基いて、 上記各ディスクの外周側及び内周 側の記録ェリァが均一に使用されるように、 上記ソースデータを分 割するして複数のサブプロックを生成する分割処理を制御ことによ つて、 上記ブロックマップによって指定された複数サイズの複数の サブブロックを生成し、
上記複数のサブプロックから該複数のサブプロヅクのエラーを訂 正するためのパリティデ一夕を生成し、
上記生成された複数のサブプロックデ一夕及び上記パリティデー 夕を夫々異なるディスクに記録する
ことを特徴とするデ一夕記録方法。
5 5 . 供給されたソースビデオデ一夕をランダムアクセス可能な 複数のディスクに記録するデータ記録方法において、
上記ソースデ一夕の 1 プロ ックのデ一夕を分割することによって 生成された複数のサブプロックを上記各記憶媒体に記録する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に上記各サブプロ ッ クが記録されるように、 理論的に上記ディスクの記録ェリアをフォ —マツ トするためのブロックマップを、 ソースビデオデ一夕の信号 規格に応じて生成し、
上記生成されたプロックマツプに基いて、 上記各ディスクの外周 側及び内周側の記録ェリァが均一に使用されるように、 上記ソース データを分割する分割処理を制御ことによって、 上記プロックマツ プによって指定された複数サイズの複数のサブプロックを生成し、 上記複数のサブブロックから該複数のサブブロックのエラーを訂 正するためのパリティデ一夕を生成し、
上記生成された複数のサブプロックデ一夕及び上記パリテイデ一夕 を夫々異なるディスクに夫々記録する
ことを特徴とするデータ記録方法。
5 6 . 供給されたソースビデオデ一夕をランダムアクセス可能な 複数のディスクに記録するデータ記録方法において、 上記ソースビデオデ一夕を分割することによって複数のサブプロ ックデ一夕を生成すると共に、 上記複数のサブプロックから該複数 のサブプロックのエラーを訂正するためのパリティデータを生成し、 上記各ディスクの外周側ェリァ及び内周側エリアを均一に使用す るようにされるように、 上記複数のサブプロックデ一夕及び上記パ リティデ一夕を記録するために使用されるデイスクを 1 フ レーム毎 にシフ 卜すると共に、 上記生成された複数のサブプロックデ一夕及 び上記パリティデータを夫々異なるディスクに記録する
ことを特徴とするデータ記録方法。
5 7 . 複数のディスクから構成されるディ スクアレイを制御する ためのディスクアレイ制御装置において、
上記ソースデータを分割することによって複数のサブプロックデ —夕を生成すると共に、 上記複数のサブプロックから該複数のサブ ブロックのエラーを訂正するためのパリティデータを生成するデ一 夕処理手段と、
上記データ処理手段によって生成された複数のサブプロ ックデー 夕及び上記パリティデータを夫々異なるディ スクに転送する転送手 段と、
上記各ディスクの外周側及び内周側の記録ェリァが均一に使用さ れるように、 上記データ処理手段による上記複数のサブ口ックと上 記パリティの生成処理を制御する制御手段と
を備えたことを特徴とするディスクアレイ制御装置。
5 8 . 複数のディスクから構成されるディ スクアレイを制御する ためのディスクアレイ制御装置において、
上記ソースデ一夕を分割することによって複数のサブプロックデ —夕を生成すると共に、 上記複数のサブプロックから該複数のサブ ブロックのエラーを訂正するためのパリティデ一夕を生成するデー 夕処理手段と、
上記複数のサブプロックを各ディスクに記録する記録処理及び上 記複数のサブプロックを各ディスクから再生する再生処理が、 リァ ル夕ィム性を保証しながら一定時間内に行われるように、 上記各サ ブブロックの記録位置を決定し、 上記複数のサブプロックが上記決 定したサブプロックの記録位置に基いたサイズとなるように、 上記 データ処理手段による上記複数のサブ口ックと上記パリティの生成 処理を制御する制御手段と
を備えたことを特徴とするディスクアレイ制御装置。
5 9 . 複数のデイスクから構成されるディスクアレイを制御する ためのディスクアレイ制御装置において、
上記ソースビデオデータの 1 フレームのデータを分割することに よって複数のサブプロックデータを生成すると共に、 上記複数のサ ブブロックから該複数のサブプロックのエラーを訂正するためのパ リティデータを生成するデータ処理手段と、
上記データ処理手段によって生成された複数のサブプロックデ一 夕及び上記パリテイデ一夕を夫々異なるディスクに夫々転送する転 送手段と、
上記ソースビデオデータの信号方式に応じて、 上記 1 フ レームの ビデオデータの分割数を可変するように上記デ一夕処理手段を制御 する制御手段と
を備えたことを特徴とするディスクアレイ制御装置。
6 0 . 複数のディスクから構成されるディスクアレイを制御する ためのディスクアレイ制御装置において、
上記ソースビデオデータを分割することによって複数のサブプロ ックデ一夕を生成すると共に、 上記複数のサブプロックから該複数 のサブプロックのエラーを訂正するためのパリティデータを生成す るデータ処理手段と、
上記データ処理手段によって生成された複数のサブプロックデ一 夕及び上記パリテイデー夕を夫々異なるディスクに夫々転送する転 送手段と、
上記複数のサブプロックデ一夕及び上記パリテイデー夕を記録す るために使用されるディスクを、 1 フ レーム毎に可変するように上 記転送手段を制御する制御手段と
を備えたことを特徴とするディスクアレイ制御装置。
6 1 . 複数のディスクから構成されるディスクアレイを制御する ためのデイスクアレイ制御装置において、
上記ソースデ一夕の 1 プロックのデ一夕を分割することによって 生成された複数のサブプロックを上記各記憶媒体に記録する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に上記各サブプロッ クが記録されるように、 理論的に上記ディスクの記録エリァをフォ —マッ トするためのブロックマツプであって、 上記複数のサブブロ ックを各ディスクに記録する記録処理及び上記複数のサブプロック を各ディスクから再生する再生処理が、 リアルタイム性を保証しな がら一定時間内に行われるように、 上記各サブプロックの記録位置 を決定するためのプロックマップを生成するブロックマップ生成手 段と、
上記プロックマツプに基いて、 上記ソースデータを分割すること によって複数のサブブロックデータを生成すると共に、 上記複数の サブブロックから該複数のサブブロックのエラ一を訂正するための パリティデータを生成するデータ処理手段と、
上記データ処理手段によって生成された複数のサブプロックデ一 夕及び上記パリティデ一夕を夫々異なる記録媒体に夫々記録する記 録手段と、
上記ブロックマップに対応したサイズのサブブロックを生成する ように、 上記データ処理手段における上記サブブロックの分割処理 を制御する制御手段と
を備えたことを特徴とするディスクアレイ制御装置。
6 2 . 複数のディスクから構成されるディスクアレイを制御する ためのディスクアレイ制御方法において、
上記ソースデータの 1 プロックのデータを分割することによって 生成された複数のサブプロックを上記各記憶媒体に記録する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に上記各サブプロッ クが記録されるように、 理論的に上記ディスクの記録ェリアをフォ —マツ 卜するためのブロックマツプであって、 上記複数のサブブ口 ックを各ディスクに記録する記録処理及び上記複数のサブプロック を各ディスクから再生する再生処理が、 リアルタイム性を保証しな がら一定時間内に行われるように、 上記各サブプロックの記録位置 を決定するためのブロックマップを生成し、
上記ソースデータを分割して上記複数のサブプロックを生成する 分割処理を制御することによって、 上記プロックマップによって指 定された複数サイズの大きさを有した複数のサブプロックを生成し、 上記複数のサブプロックから該複数のサブプロックのエラーを訂正 するためのパリティデ一夕を生成し、
上記複数のサブプロックデ一夕及び上記パリティデータを夫々異 なる記録媒体に記録する
ことを特徴とするディスクアレイ制御方法。
6 3 . 複数のディスクから構成されるディスクアレイを制御する ためのディスクアレイ制御方法において、
上記ソースデータの 1 ブロックのデ一夕を分割することによって 生成された複数のサブプロックを上記各記憶媒体に記録する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に上記各サブプロ ッ クが記録されるように、 理論的に上記ディスクの記録ェリアをフォ —マツ トするためのブロックマップを生成し、
上記プロックマツプに基いて、 上記各ディスクの外周側及び内周 側の記録ェリァが均一に使用されるように、 上記ソースデータを分 割するして複数のサブプロックを生成する分割処理を制御ことによ つて、 上記プロックマツプによって指定された複数サイズの複数の サブブロックを生成し、
上記複数のサブブロックから該複数のサブプロックのエラーを訂 正するためのパリティデ一夕を生成し、
上記生成された複数のサブプロックデ一夕及び上記パリティデ一夕 を夫々異なるディスクに記録する
ことを特徴とするディスクアレイ制御方法。
6 4 . 複数のディスクから構成されるディスクアレイを制御する ためのディスクアレイ制御方法において、
上記ソースデ一夕の 1 プロックのデ一夕を分割することによって 生成された複数のサブプロックを上記各記憶媒体に記録する際に、 へッ ドの回転待ち時間が最小となるような位置に上記各サブプロッ クが記録されるように、 理論的に上記ディスクの記録ェリアをフォ —マツ 卜するためのブロックマツプを、 ソースビデオデータの信号 規格に応じて生成し、
上記生成されたプロックマツプに基いて、 上記各ディスクの外周 側及び内周側の記録ェリアが均一に使用されるように、 上記ソース デ一夕を分割する分割処理を制御ことによって、 上記プロックマツ プによって指定された複数サイズの複数のサブプロックを生成し、 上記複数のサブブロ ックから該複数のサブブロックのエラ一を訂 正するためのパリティデータを生成し、
上記生成された複数のサブプロックデ一夕及び上記パリティデー 夕を夫々異なるディスクに夫々記録する
ことを特徴とするディスクアレイ制御方法。
6 5 . 複数のディスクから構成されるディ スクアレイを制御する ためのディスクアレイ制御方法において、
上記ソースビデオデ一夕を分割することによって複数のサブブ口 ックデ一夕を生成すると共に、 上記複数のサブプロックから該複数 のサブブロックのエラ一を訂正するためのパリティデ一夕を生成し、 上記各ディスクの外周側ェリァ及び内周側ェリァを均一に使用す るようにされるように、 上記複数のサブプロックデ一夕及び上記パ リテイデ一夕を記録するために使用されるディスクを 1 フ レーム毎 にシフ トすると共に、 上記生成された複数のサブプロックデ一夕及 び上記パリティデータを夫々異なるディスクに記録する
ことを特徴とするディスクアレイ制御方法。
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