JPS60231982A - デイジタルデ−タ記録装置 - Google Patents

Abstract

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

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 この発明は、例えは光学的ディスクにコードデータを記
憶する装置に適用されるディジタルデータ記録装置に関
する。

〔背景技術とその問題点〕

光学的ディスク、磁気ディスク、磁気テープ等の記録媒
体にコードデータを書込む記憶装置が使用されている。

コードデータとは、エラーが許されないディジタルデー
タを意味し、画像データ音声データなどの修整が可能で
、したがって、ある程度のエラーが許容されるものと区
別するために、コードデータと称する。コードデータを
記録媒体に格納する時には、書込み時に何等かの手法を
用いて正しく書込まれたか否かの判定をしなければなら
ない。もし、正しく書込まれてい々い時には、代替のデ
ータエリアを確保し、そこに再度の書込みが行なわれる
。

ところで、光学的ディスクでは、エラーレートが高いた
めに、読出されたデータ（リードデータ）に関して強力
なエラー訂正を行なうようにしている。したがって、書
込まれたデータ（ライトデータ）を直ぐに再生し、エラ
ー訂正後の状態において、ライトデータのチェックを行
なうと、たとえ、ライトデータが正しくても、このライ
トデータが読出された時に　はたして、正しく読出され
るかどうか不明となる。つまシ、書込み時のみならず、
読出し時のエラーも加わることによって、リードデータ
が工２−データとなるおそれがある。

〔発明の目的〕

したがって、この発明の目的は、ライトデータの記録が
正しくなされたか否かを、エラー訂正の余裕度に関して
判定するようにし、リードデータが誤るおそれを除去す
るようにしたディジタルデータ記録装置を提供すること
にある 〔発明の概要〕 この発明は、記録媒体にディジタルデータを書込む時に
、書込まれたデータを書込み後に読出して工２−訂正を
行ない、エラー訂正の時のデコード状態により、書込ま
れたデータのエラーの状態を検出し、エラーの状態から
再度の書込を行なうかどうかの判定を行なうようにした
ディジタルデータ記録装置である。

〔実施例コ 第１図において、１は、ディスクを示し、このディスク
１は、スピンドルモータ２によって線速度一定で回転さ
れる。ディスク１は、ガラス又は合成樹脂からなる基板
の表面にビスマスなどの金属層がコーティングされ、そ
の表面がメッキ処理されたものである。ディスク１は、
光ヘッド３からの記録レーザー光によってその金属層が
熔酬変形されてピットが形成される。一方、光ヘッド３
からの読取りレーザー光によって、ピットが読取られる
。記録レーザー光は、ライトデータによって変調されて
いる。

ディスク１には、スパイラル状の多数のトラックが形成
され、このトラックの各々が複数のセクターに分割され
る。このセクターごとのアドレス部は、予めディスク１
にピットの有無として記録されておシ、アドレス部から
再生されるアドレスによって、目的のセクターにディジ
タル信号を記録し、又は目的のセクターからディジタル
信号を再生できるようにされている。

光ヘッド３は、対物レンズ、ビームスプリッタ。

光変調器、受光素子などを有しており、光ヘッド３に対
して半導体レーザーを含むレーザー発生回路４からレー
ザー光が加えられる。レーザー発生回路４には、ドライ
ブインターフェース５を介してライトデータが供給され
、光ヘッド３によシ読取られたリードデータがドライブ
インターフェース５を介して取シ出される。書込み（記
録）時に、読取シ（再生）時に比べてレーザー光のパワ
ーをよシ増大させるために、レーザー発生回路４にパワ
ーコントロール信号がドライフィンターフエース５から
供給される。

ディスク１を線速度一定で回転させるためにサーボ回路
６が設けられている。また、光ヘッド３は、リニアモー
タからなるスレッド送シ部Ｔによってディスク１の半径
方向にスレッド可能とされている。光ヘッド３は、フォ
ーカス及びトラッキングサーボ８によって、フォーカシ
ング及びトラッキングが良好とされる。フォーカシング
エラー及びトラッキングエラーの検出のために光ヘッド
３の再生出力がシステムコントローラ９に供給される。

このシステムコントローラ９には、ドライブインターフ
ェース５を介されたコマンドが供給され、サーボ回路６
．スレッド送シ部７．フォーカス及びトラッキングサー
ボ８に対するコントロール信号がシステムコントローラ
９から発生する。

ドライブインターフェース５は、第２図に示す構成を有
している。第２図において、２１れ、８ビツトを１０ビ
ツトの好ましい即ち直流成分を少なくできるパターンに
変換するブロックコーディングのエンコーダを示し、こ
のエンコータ２１の出力がパラレルシリアル変換器２２
に供給され、ライトデータが形成される。光ヘッド３か
らのリードデータは、リミツダ２３を介してシリアルパ
ラレル変換器２４及びＰＬＬ　２５に供給される。シリ
アルパラレル変換器２４の出力がブロックコーディング
のデコーダ２６とシンク／マーク検出回路２７とに供給
される。

ＰＬＬ　２５　紘、リードデータからピットクロックを
抽出し、このピットクロックをデコーダ２６とシンク／
マーク検出回路２７に供給する。シンク／マーク検出回
路２Ｔは、リードデータ中のシンク信号及びマーク（ア
ドレスマーク又はデータマーク）を検出し、リードデー
タに同期したタイミング信号を発生し、このタイミング
信号をデコーダ２６に供給する。更に、ドライブコント
ローラ２８は、ドライブ用のシステムコントローラ９に
対するコマンド及びレーザー発生回路４に対するパワー
コントロール信号を発生する。

ライトデータの形成、リードデータの処理、ドライブコ
ントローラ２８へのデータの形成は、エラー訂正符号プ
ロセッサ１１．バッツァメモリ１２、システムコントロ
ーラ１３によってなされる。また、インターフェース１
４を介してホストプロセッサ１５と光デイスク記録再生
装置とが結合される。

エラー訂正符号プロセッサ１１社、後述するように、記
録時には、エラー訂正符号化の処理を行ない、このエラ
ー訂正符号化がなされた記録データを所定のフォーマッ
トのライトデータに変換し、再生時には、リードデータ
のエラー訂正の処理を行々うものである。

第３図及び第４図を参照して、この発明の一実施例にお
けるフォーマットについて説明する。第３図Ａ及び第４
図Ａに示すように、１トラツクは、（θ〜１９）の２０
個のセクターに分割される。

このセクターの単位でデータの書込み及びその読出しが
なされ、ディスク駆動部とホストプロセッサ１５との間
でセクタ一単位でデータの転送がなされる。セクターの
各々には、第３図Ｂ及び第４図Ｂに示すように、アドレ
ス部とデータ部とが含まれている。

ディスクには、そのメーカにより予めアドレス部が記録
される。アドレス部は、第３図Ｃに示すように、互いに
同一のアドレス０．アドレス１゜アドレス２が順次記録
されて形成される。アドレス部の先頭には、１６バイト
のシンク信号が位置する。このシンク信号は、１６進数
の表現で（ＡＡ・・・・・・Ａ）のビットパターンを有
する。第３図りは、アドレス部の最初の部分のノ（イト
数及びビットパターンを示している。このシンク信号の
後に、２バイトのアドレスマーク、２）くイトのトラツ
クナｙ″−・１″イトのゝクターナ７″−及　１び２バ
イトのＣＲＣコードからなるアドレス０が位置する。こ
のデータの１バイトは、８→１０変換の符号化によシ、
１０ビツトに変換されてディスク上に記録されている。

シンク信号は、８→１０変換によシ生じる最高周波数に
等しい繰シ返し周波数のパルス信号であって、ビット同
期のためのアンプル信号として用いられる。アドレスマ
ークは、データ部に記録されるデータ中には、生じるこ
とがなく且つビット同期が外れにくい特異なビットパタ
ーン（１６進表示でｃｃａｃｃのビットパターン）のも
のとされる。このアドレスマーク拡、ワード同期を取る
ために用いられる。トラックナンバー及びセクターナン
バーは、トラック及びセクターのアドレスであって、こ
の両者のエラー検出のために、　ＣＲＣコード（巡回符
号を用いた工２−検出コード）が付加されている。セク
ターナンバーには、アドレスＯを識別するだめのデータ
ＩＤＯが挿入されている。

アドレス０とアドレス１との間、アドレス１とアドレス
２との間に夫々３バイトのシンク信号が介在されている
。このシンク信号は、アドレス部の先頭のシンク信号と
等しい周波数のパルス信号であり、ビット同期が外れる
ことを防止している。

アドレス部に、同一のアドレスを３回にわたって記録す
るのは、エラ一対策である。即ち、再生されたアドレス
のうちで、ＣＲＣコードのエラー検出の結果、エラー無
しとされたアドレスが有効とされる。然も、アドレスを
３重に記録する場合、２つのアドレスの境界にシンク信
号を挿入しているので、ビット同期の容易化と共に、デ
ィスク再生時に生じるバーストエラーによって、２個の
アドレスが共にエラーとなることが防止される。この一
実施例では、ディスク再生時に生じるバーストエラーの
長さが３バイト（ディスク上で３０ビツト）を超えるこ
とが殆どないので、２個のアドレスの間に挿入されるシ
ンク信号の長さを３バイトとしている。このようにすれ
ば、２個のアドレスの境界において、バーストエラーが
発生しても、１個のアドレス及びシンク信号のエラーに
とどまシ、この２個のアドレスが共にエラーとなるとと
を防止できる。また、アドレスマークを複数回、繰シ返
して挿入していることによってワード同期の信頼性を向
上することができる。最初のアドレスマークが検出され
ると、２個目からのアドレスマークは、正確なウィンド
ウが発生する。

更に、アドレス部の終端即ちアドレス２のＣＲＣコード
の後端と次のデータ部との間にギャップが設けられてい
る。このギャップは、目的のアドレスが検出されてから
、記録を行なうのに充分なパワーのレーザー光が発生す
るまでの立上や時間を補償するために設けられている。

例えばこのアドレス部とデータ部とのギャップの長さは
、１０バイトとされている。

第４図Ｃは、データ部のフォーマットを示し、第４図り
は、このデータ部の先頭部分のバイト数及びビットパタ
ーンを示す。データ部は、エラー訂正符号化されたデー
タの他に、シンク信号及びデータマークによって構成さ
れている。データ部の先頭には、１６バイトのシンク信
号が挿入される。このシンク信号は、８→１０変換によ
シ生じる最高周波数に等しい繰シ返し周波数のパルス信
号でビット同期の引込みのためのものである。このシン
ク信号の後に２バイトの前置データマークが挿入される
。この前置データマークは、特異なビットパターン（１
６進表示で３３０　ＣＦ　）のもので、データ同期をと
るために用いられる。この前置データマークの後にセッ
ト０からセット３１までの３２セツトが挿入される。各
セットは、２バイトの特異なビットパターン（１６進表
示で３３Ｃ３３）のデータマークと９６バイトのデータ
とからなる。

１セクターには、１．５にバイトのデータが含まれる。

この１セクターのデータを単位として、ＣＩＲＣ符号の
符号化がなされておシ、インターリーブは、１セクター
内で完結するようにされている。データマークは、前述
のアドレスマークと同様に、１セクター内のデータ部に
複数個記録されておシ、このデータマークによって、ワ
ード同期が途中で外れても、以後のデータが無効とされ
ることが防止される。各セクターのデータ部の最後の位
置には、例えば３０バイトの長さのギャップが設けられ
ている。このセクター間のギャップは、ディスクの回転
ムラ、ディスクの偏心などによって、セクターの長さが
規定のものより長くなって、次のセクターの先頭部分に
まで重なることを防止するだめのものである。

上述のこの一実施例において、記録時及び再生時のデー
タ処理は、その順序と対応する第５図のブロック図によ
って説明される。

システムコントローラ１３によ多制御される記録時は、
インターフェース１４を通じてホストプロセッサ１５か
らライトコマンドがシステムコントローラ１３に送られ
、データ転送が開始される。

スクランブル／アンスクランプル回路３１は、記録時に
、データをディスクに拡散して記録するスクランブル動
作を行なう一０２エンコーダ／デコーダ３２は、記録時
に０２符号例えば（２０゜１６）リードンロモン符号の
符号化を行なう。インターリーブ／ディンターリーブ回
路３３は、記録時にインターリーブ動作を行ない、イン
ターリーブ後のデータ及びＣ２符跨の冗長データがＣｌ
エンコーダ／デコーダ３４に供給される。Ｃ１エンコー
タ／デコーダ３４は、記録時に０１符号例えば（２４，
２０）！Ｊ−ドソロモン符号の符号化を行なう。更に、
Ｃ１エンコーダ／デコーダ３４の出力がデータを分散さ
せるための１シンボル遅延回路３５に供給される。この
ｌシンボル遅延回路３５の出力が５−ｉｏ変調／復調回
路３６及びフォーマティング／デフオーマティング回路
３７を介され、第３図及び第４図に示す信号フォーマッ
トでもって光ディスク１に記録される。

再生時には、ホストプロセッサ１５からシステムコント
ローラ１３にリードコマンドが送られ、上述と逆の順序
でもって再生されたデータの処理が行なわれる。Ｃｌエ
ンコーダ／デコーダ３４は、Ｃ１符号のデコード動作を
行々い；バーストエラーの検出及びランダムエラーの訂
正を行なう。

Ｃ２エンコーダ／テコーダ３２は、バーストエラーの訂
正を行なう。インターリーブ／ディンターリーブ回路３
３は、再生時に、データの配列をＩのものに戻すディン
ターリーブ動作を行ない、これによってバーストエラー
を分散させている。

第６図は、エラー訂正符号プロセツザ１１の具体的構成
を示す。第６図において、４０がエラー訂正符号プロセ
ッサ１１の全体の動作を制御するシーケンサである。エ
ラー検出は、データバス４２からのデータ（冗長コード
を含む）をシンドローム生成回路４１に取シ込み、シン
ドロームを生成し、このシンドロームをシーケンサ４０
に供給することでなされる。この場合、エラーの有無の
みならず、１シンボルエラー、２シンボルエラー、３シ
ンボル以上のエラーの判定を行なうと共に、１シンボル
エラー及び２シンボルエラーの場合のエラーロケーショ
ンをめるために、ガロア休演算回路４３が設けられてい
る請求められたエラーロケーションは、エラーロケーシ
ョンレジスタ４４に格納される。

−１−ラー訂正Ｕ、エラーロケーションレジスタ４４で
示されたシンボルをバッファメモリ１２がら読み込み、
シンドローム生成回路４１においてなされる。また、イ
ンターリーブ及びディンターリーブは、アドレス生成回
路４５によりバッファメモリ１２のアドレスを制御する
ことにより実現される。記録時では、シーケンサ４０及
びガロア体演算回路４３によって、Ｃ１符号及びＣ２符
号のエンコードがなされる。

再生時において、Ｃ１符号のエラー検出情報は、Ｃ１ポ
インタとして、Ｃ２符号の復号時に、よシ確かなエラー
訂正を行なうために用いられる。ボインク数レジスタ４
６は、ポインタの計数を行なうカウンタ及びその計数値
を貯えるレジスタによシ構成される。Ｃ１符号及びＣ２
符号の両者を用いた復号方法の一例について説明する まず、Ｃ１符号のデコードは、以下のようになされる。

再生データから計算されたシンドロームをＳＩとし、Ｃ
２復号のためにわたすポインタをＰＩとする。

（１）　シンドロームＳ！がエラー無しの時訂正を行な
わず、（ｐｔ＝ｏ）とする。

（２）　シンドロームＳ１から単一エラーが検出される
時　１ 単一エラーの訂正を行ない、（Ｐｔ＝０）とする。

（３）　シンドロームＳ１から二重エラーが検出される
時 二重エラーの訂正を行ない、（Ｐｘ＝１）とする。

（４）　シンドロームＳ１から三重以上のエラーが検出
される時 訂正せず、（ｐ１＝１とする。

即ち、Ｃ１復号では、二速エラー引止まで行ない、その
時には、誤った訂正のおそれがあるので、（Ｐｘ＝１）
として、Ｃ２復号で再度チェックする。

Ｃ２復号について次に説明する。Ｃ２復号の時に計算さ
れたシンドロームをＳｓ、Ｃ１復号にょ多形成されたポ
インタ情報をＰｌ、Ｎ（Ｐｔ　）をＣ２復号に入力され
る　２ｏシンボルのうちで１のポインタＰ１（Ｄ数、　
ｔ、（ｐｔ　＝　Ｓｓ　）をシンドロームｓ２から計算
されたエラーロケーションと一致した１のポインタＰ１
の数＋Ｐ２を最終的外フラッグとしている。

（１）　シンドロームｓ２からエラー無しと判定される
時 訂正を行なわず、（Ｐ２＝Ｏ）とする。

（２）　シンドロームＳ２から単一エラーが検出される
時 単−エラー訂正を行ない、（ｐ、＝ｏ）とする。

（３）　シンドロームＳ２から二重工２−が検出される
時 （Ｉ）　Ｎ（Ｐｌ）≦４でかつＬ（ＰＩ　＝　８２　）
＝　２の時には、二重エラー訂正を行ない、（Ｐ２＝０
）とする。

（ｎ）　Ｎ（Ｐｌ）≦３でかつＬ（Ｐｔ　＝　Ｓｔ　）
＝　１又にｔＮ（Ｐ＋）≦２でかつＬ（Ｐｌ＝３２　）
＝０の時には、訂正を行なわず、（Ｐｚ＝１）とする。

０１ｌ）　（１）及び（ＩＩ）以外の時は、訂正を行な
わず、Ｐｉ　をそのままＰ２とする。

（４）　シンドロームＳ２から三重以上のエラーが検出
される時 （Ｉ　Ｎ（ｐｔ）≦２の時には、訂正を行なわず、（Ｐ
＋＝ｉ）とする。

■）上記以外の時には、訂正を行なわず、Ｐ１をそのま
まＰ！とする。

この一実施例では、データの書込み時に、書込み稜に、
この書込まれたデータを読出して上述のエラー引止を行
ない、エラーの状態を判定する。

エラー訂正後の状態は、Ｃ１復号時にポインタＰＲをセ
ットした符号系列数ＥＰＴＲ，Ｃ２復号時に１シンボル
エラーを訂正した符号系列数ＥＣＷＩ、Ｃ２得号時に２
シンボルエ２−を訂正した符号系列数ＥＣＷ２　、Ｃ２
復号時にエラー訂正不可能な符号系列数ＥＣＥＨの４個
の状態信号を用いて判定される。

この４個の状態信号線、デコード状態レジスタ４Ｔに格
納される。この実施例は、Ｃ１符号の符号系列が２４シ
ンボルで構成され、Ｃ２符号の符号系列が２０シンボル
によシ構成される。上述のＥＰＴＲは、エラー分布の状
態、ＥＣＷＩ、ＥＣＷ２゜ＥＣＥＲは、Ｃ１０号時のエ
ラーシンボルの個数を示している。前述のように、Ｃ１
符号は、バーストエラー検出及びランダムエラーの訂正
のために用いられ、Ｃ２符号は、バーストエラーの訂正
のために用いられ、デコーダとしての性能鉱、殆どＣ２
符号によって定ｔシ、Ｃ２符号のデコード時のエラーシ
ンボル数が訂正可能性に大きく寄与する。したがって、
Ｃ２符号の復号時のエラー数を次式で表わす。

ＥＣＷ１＋２ＥＣＷ２＋３ＥＣＥＲ・・・・・・・・・
　（１）上式において、ＥＣＷ２及びＥＣＥＲの夫々に
係数が付加されているのは、ＥＣＷ２が２シンボルエラ
ー　、ＥＣＥＲが確率的に３シンボルエラーであること
を示している。

一方、Ｃ２符号におけるインターリーブ深さは、４９シ
ンボル又は９７シンボルが交互に出現し、この和は、Ｃ
１符号の６符号系列分に相邑する。

即ち、Ｃ１符号の復号時のエラー数が６以下であれは、
Ｃ２符号によシ必ずエラーが訂正される。

Ｃ１符号の復号時では、２シンボル以上のエラーが発生
した時にポインタを１にセットしているので、ＥＰＴＲ
が６を超えると、Ｃ２符号によってもエラーが訂正でき
ない可能性が大きくなる。そこで、ＥＰＴＲの境界条件
を（ＥＰＴＲ＝Ｆ）に設定する。

前出の（１）式で表わされるＣ２り号時のエラー数に関
する境界条件としては、工２−のランダム性とバースト
性から、次のように定める。

ランダムエ２−を訂正できない最急条件は、３シンボル
エラーを夫々含むＣＩ符号系列が３個あり、この９個の
工２−シンホルのうちの３シンボルが同一の０２符号系
列に含まれる場合である。

この時は、９個のエラーシンボルを訂正することが不可
能となる。し九がって、３シンボルエラーを生じたＣ１
符号系列を１個まで許容し、Ｃ２復号時のエラーの危険
性を少々くするために、（ＥＣＷＩ≦３．ＥＰＴＲ≦６
）を境界や件とする。バーストエラーに関して杜、Ｃ２
符号系列が２０シンボルの長さであるため、（１）式の
値を２０　、４０゜６０の数値で区切シ、１０以下の時
にバーストエラーが少ないとする。

上述の点を考慮してデコード状態レジスタ４７に格納さ
れているエラーの状態からエラーの種類及び余裕度を判
定する時の対応を第７図に示す。

このエラーの状態に基く判断は、システムコントローラ
１３においてなされ、その判断結果がインターフェース
１４を介してホストプロセッサ１５に伝えられる。ホス
トプロセッサ１５は、再度の書込みを行なうか否かを判
断し、行なう必要があれば、交替セクターへのライト指
令を発生する。

この再度の書込みを行なうかどうかの判断をシステムコ
ントローラ１３において行なうようにしても良い。また
、第７図に杜、コードデータでないビデオデータ或いは
オーディオデータなどの補間が可能なデータを記録する
時も考慮した判断が示されている。

〔発明の効果〕

この発明に依れば、ライトデータの記録時に、この記録
が正しくされたかどうかをエラー訂正の余裕度に関して
チェックしているので、読出し時に、リードデータがエ
ラーデータとなるおそれを確実に除去することができる
。

【図面の簡単な説明】

第１図社この発明の一実施例のブロック図、第２図はこ
の発明の一実施例の一部の構成のブロック図、第３図は
この発明の一実施例のデータのフオーマットの特にその
アドレス部の構成を示す路線図、第４図はこの発明の一
実施例のフォーマットの特にデータ部の構成を示す路線
図、第５図はこの発明の一実施例のエラー訂正符号化及
び復号化の動作説明に用いるブロック図、第６図は工之
−訂正符号のエンコーター／デコーダの一例の構成を示
すブロック図、第７図はこの発明の一実施例の動作説明
に用いる路線図である。 １・・・・・・ディスク、３・・・・・・光ヘッド、４
・・・・・・レーザー発生回路、５・・・・・・ドライ
ブインターフェース、１１・・・・・・エラー訂正符号
プロセッサ、１２・・・・・・バッファメモリ、１３・
・・・・・システムコントローラ、１５・・・・・・ホ
ストプロセッサ、４７・・・・・・デコード状態レジス
タ。 代理人　杉浦正知

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 記録媒体にディジタルデータを書込む時に、書込まれた
   データを書込み後に読出してエラー訂正を行ない、この
   エラー訂正の時のテコード状態によシ、上記書込まれた
   データのエラーの状態を検出し、このエラーの状態から
   再度の書込を行なうかどうかの判定を行なうようにした
   ディジタルデータ記録装置。