(57)【要約】記録媒体（２）に情報を書き込む方法が記載されている。各々が２４８バイト［ｍ１(i,j)］を有する１５２個のコードワード［１１(j)］と各々が６２個のＢＩＳバイト［ｂ２(r,s)］を有する１２個のＢＩＳワードとが組み合わされて、３８４４０個の成分［ｍ３(v,w)］を有するＥＣＣブロック（Ｍ３）が形成され、これら成分が連続的に書き込まれる。また、記録媒体（２）から情報を読み取る方法も記載されている。３８４４０個の成分［ｍ３(v,w)］を有するＥＣＣブロック（Ｍ３）が読み取られ、該ＥＣＣブロックから、各々が２４８バイト［ｍ１(i,j)］を有する１５２個のコードワード［１１(j)］と各々が６２個のＢＩＳバイト［ｂ２(r,s)］を有する１２個のＢＩＳワードとが再構築される。
2006522426.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
情報を記録媒体に書き込む方法において、各々が２４８バイトを有する１５２個のコードワードと、各々が６２個のＢＩＳバイトを有する１２個のＢＩＳワードとが組み合わされて、３８４４０個の成分を有するＥＣＣブロックを形成し、これら成分が前記記録媒体上に連続して書き込まれることを特徴とする情報を記録媒体に書き込む方法。
【請求項２】
情報を記録媒体に書き込む方法において、
（ａ）所定数のデータバイトに基づき所定数のエラー訂正バイトを計算して、２４８個のコードワードバイトのコードワードワード（１１）を形成するステップと、
（ｂ）各々が２４８個のコードワードバイト［ｍ１(i,j)］を有する前記コードワード［１１(j)］の１５２個分が形成されるまで前記ステップ（ａ）を繰り返すステップであって、ｊが０から１５１までの範囲のインデックスを表し、ｉが０から２４７までの範囲のインデックスを表すようなステップと、
（ｃ）各々が２４８個のＢＩＳバイト［ｂ2(r,s)］を有する３つのＢＩＳライン［ＢＬ(s)］を発生するステップであって、ｓが０から２までの範囲のインデックスを表し、ｒが０から２４７までの範囲のインデックスを表すようなステップと、
（ｄ）１５２ｘ２４８のコードワードバイト［ｍ１(i,j)］と３ｘ２４８のＢＩＳバイト［ｂ2(r,s)］との組合せを、
（d1）１５２個のコードワード［１１(j)］を、第１マトリクス成分［ｍ１(i,j)］を有する１５２ｘ２４８の第１マトリクス（Ｍ１）に列として配置し、
（d2）この第１マトリクス（Ｍ１）に対し所定の巡回的行シフト処理を実行して、第２マトリクス成分［ｍ２(t,u)］を有する１５２ｘ２４８の第２マトリクス（Ｍ２）を形成し、
（d3）この第２マトリクス（Ｍ２）の第２マトリクス成分［ｍ２(t,u)］を、
v = t
w = u + DIV(u,38)
なる式に従って１５５ｘ２４８の第３マトリクス（Ｍ３）のロケーション［ｍ３(v,w)］に配置し、
（d4）前記ＢＩＳバイト［ｂ2(r,s)］を、
v = r
w = 39*s + 38
なる式に従って前記１５５ｘ２４８の第３マトリクス（Ｍ３）のロケーション［ｍ３(v,w)］に配置し、
（d5）前記１５５ｘ２４８の第３マトリクス（Ｍ３）の成分［ｍ３(v,w)］を、
B(ξ) = m3(DIV(ξ,155),MOD(ξ,155))
なる式に従って行毎に書き込み、ここでＢ(ξ)は書き込まれるべきξ番目のバイトを示し、ξは０から３８４３９までの範囲のインデックスであるとする、
ことにより得ることが可能な順序で書き込むステップと、
を有することを特徴とする情報を記録媒体に書き込む方法。
【請求項３】
請求項２に記載の方法において、前記巡回的行シフト処理が、
t = i
u = MOD(j - MOD(3*i,152) + 152,152)
なる式に従って実行されることを特徴とする方法。
【請求項４】
請求項２に記載の方法において、
各々が６２個のＢＩＳバイト［ｂBIS(n,c)］を有する１２個のＢＩＳコードワードを発生するステップであって、ｃが０から１１までの範囲のインデックスを表し、ｎが０から６１までの範囲のインデックスを表すようなステップと、
前記３つのＢＩＳライン［ＢＬ(s)］を、前記ＢＩＳコードワードの４つを組み合わせてＢＩＳラインを形成することにより発生するステップと、
を更に有することを特徴とする方法。
【請求項５】
請求項４に記載の方法において、前記３つのＢＩＳライン［ＢＬ(s)］のＢＩＳバイト［ｂ2(r,s)］と前記１２個のＢＩＳコードワードのＢＩＳバイト［ｂBIS(n,c)］との間の関係が、
b2(r,s) = bBIS(n,c)  但し、
s = MOD({c + 30 - DIV(n,2)},3)及びr = 31*uu + DIV(n,2)であり、ここで、
uu = MOD({DIV(n,2) + 4 - DIV(c,3)},4) + 4*MOD(n,2)
なる式に従うことを特徴とする方法。
【請求項６】
請求項４に記載の方法において、
各々が９個のアドレスバイト［ＡＦ(x,y)］を有する８個のアドレスワードを発生するステップであって、ｘが０から７までの範囲のインデックスを表し、ｙが０から８までの範囲のインデックスを表すようなステップと、
前記アドレスバイト［ＡＦ(x,y)］を前記１２個のＢＩＳコードワード内に配置するステップであって、前記アドレスワードのアドレスバイト［ＡＦ(x,y)］と前記１２個のＢＩＳコードワードのＢＩＳバイト［ｂBIS(n,c)］との間の関係が、
bBIS(n,c) = AF(x,y)  但し、
n = 2*DIV(x,3) + DIV(y,4)
c = 3*MOD({DIV(x,3) + 8 - y},4) + MOD({x + DIV(x,3)},3)
なる式に従うことを特徴とする方法。
【請求項７】
記録媒体から情報を読み取る方法において、３８４４０個の成分［ｍ３(v,w)］を有するＥＣＣブロック（Ｍ３）が読み取られ、該ＥＣＣブロックから、各々が２４８バイト［ｍ１(i,j)］を有する１５２個のコードワード［１１(j)］と、各々が６２個のＢＩＳバイト［ｂ2(r,s)］を有する１２個のＢＩＳワードとが再構築されることを特徴とする方法。
【請求項８】
記録媒体から情報を読み取る方法において、
（ａ）３８４４０個の連続するバイト［Ｂ(ξ)］を読み取るステップであって、ξが０から３８４３９までの範囲のインデックスを表すようなステップと、
（ｂ）前記読み取られたバイト［Ｂ(ξ)］から、各コードワードが２４８個のコードワードバイト［ｍ１(i,j)］を有するような１５２個のコードワード［１１(j)］を再構築するステップであって、ｊが０から１５１までの範囲のインデックスを表し、ｉが０から２４７までの範囲のインデックスを表すようなステップと、
を有し、前記コードワードバイト［ｍ１(i,j)］と前記読み取られたバイト［Ｂ(ξ)］との間の関係が、
m1(i,j) = B(ξ)  但しξ = i*155 + u + DIV(u,38)
ここで、u = MOD(j - MOD(3*i,152) + 152,152)
なる式に従うことを特徴とする方法。
【請求項９】
請求項８に記載の方法において、前記再構築された各コードワード［１１(j)］において前記２４８個のバイトはエラー訂正処理に送られ、
訂正されたバイトのうちから所定数がデータバイトとして出力される、
ことを特徴とする方法。
【請求項１０】
請求項８に記載の方法において、
前記読み取られたバイト［Ｂ(ξ)］から、各ＢＩＳワードが６２個のＢＩＳバイト［ｂBIS(n,c)］を有するような１２個のＢＩＳワードを再構築するステップであって、ｃが０から１１までの範囲のインデックスを表し、ｎが０から６１までの範囲のインデックスを表すようなステップ、
を更に有し、前記ＢＩＳバイト［ｂBIS(n,c)］と前記読み取られたバイト［Ｂ(ξ)］との間の関係が、
bBIS(n,c) = B(ξ)  但しξ = r*155 + 39*s + 38
ここでs = MOD({c + 30 - DIV(n,2)},3)及びr = 31*uu + DIV(n,2)
但しuu = MOD({DIV(n,2) + 4 - DIV(c,3)},4) + 4*MOD(n,2)
なる式に従うことを特徴とする方法。
【請求項１１】
請求項１０に記載の方法において、
前記再構築されたＢＩＳワードから、各アドレスワードが９個のアドレスバイト［ＡＦ(x,y)］を有するような８個のアドレスワードを再構築するステップであって、ｘが０から７までの範囲のインデックスを表し、ｙが０から８までの範囲のインデックスを表すようなステップ、
を更に有し、前記アドレスバイト［ＡＦ(x,y)］と前記ＢＩＳバイト［ｂBIS(n,c)］との間の関係が、
AF(x,y) = bBIS(n,c)  但しn = 2*DIV(x,3) + DIV(y,4)
c = 3*MOD({DIV(x,3) + 8 - y},4) + MOD({x + DIV(x,3)},3)
なる式に従うことを特徴とする方法。
【請求項１２】
請求項１ないし６の何れか一項に記載の方法に従って情報を記録媒体に書き込む、又は請求項７ないし１１の何れか一項に記載の方法に従って記録媒体から情報を読み取るように構成された情報記録／読取装置。
【請求項１３】
請求項１ないし６の何れか一項に記載の方法により書き込まれた情報を含む記録担体。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明は、広くは、光ディスクに情報を記憶する方法に関する。更に詳細には、本発明は、情報がＥＣＣブロックの形態で記憶されるような記憶方法に関する。また、本発明は斯様なディスクから情報を読み取る方法にも関する。
【０００２】
更に、本発明は光記憶ディスクへ／から情報を書き込む／読み取るディスクドライブ装置にも関し、斯かるディスクドライブ装置は以下では“光ディスクドライブ”とも呼ぶ。
【背景技術】
【０００３】
普通に知られているように、光記憶ディスクは記憶空間の、連続的螺旋の形態の又は複数の同心円の形態の少なくとも１つのトラックを有し、情報は斯かる記憶空間にデータパターンの形態で記憶することができる。光ディスクは読取専用タイプのものであり得、その場合には情報は製造の間において記録され、該情報はユーザによってのみ読み取られることができる。また、光記憶ディスクは書込可能タイプのものであり得、その場合、情報はユーザによって記憶することができる。このようなディスクは、１回のみしか書き込むことができないライトワンスタイプのものとするか、又は多数回書き込むことが可能な書換可能タイプのものとすることができる。本発明は原理的に全てのタイプのディスクに関するものであるが、例示として特には書換可能ディスクに関して説明する。もっとも、この例は、本発明の範囲を該分野に限定するものとみなしてはならない。光ディスク全般の技術、情報を光ディスクに記憶することができる方法、及び光データを光ディスクから読み取ることができる方法は普通に知られているので、ここでは斯かる技術を詳細に説明する必要はないであろう。
【０００４】
情報を記録媒体に記憶する場合、該情報は所定のフォーマットに従ってデータワードに符号化される。異なるアプリケーションに対しては、異なるフォーマットが存在する。１つの一般的な問題は、書込及び／又は読取に際してはエラーが発生し得るので、記録から読み取られるデータはオリジナルのデータと同一ではないという点にある。これは望ましくない。従って、データエラーを或る程度まで訂正することが可能なエラー訂正方法が開発された。このようなエラー訂正方法は、オリジナルのデータへのエラー訂正ビットの追加を含む。特定の等級のエラー訂正方法においては、所定の量のオリジナルデータ及びエラー訂正ビットが、所定のアルゴリズムに従って混合される。該合成は、エラー訂正コードブロック（ＥＣＣブロック）を形成する。
【０００５】
ＥＣＣブロックのための符号化方法は当業者により知られている一方、本発明は符号化方法自体に関係するものではないので、ここでは符号化アルゴリズムの詳細な説明は省略する。例示として、DVD standard ECMA 267: "120 mm DVD - Read Only Disc", December 1997, Section 4 "Data Format"を参照されたい。また、マルチワード情報を符号化する方法を記載したVan Dijk他の米国特許第6,367,049号及び第6,378,100号を参照されたい。
【０００６】
基本的に、ＥＣＣブロックは所定数のコードワードを有し、各コードワードは所定の長さ、即ち所定数のデータバイトと所定数のエラー訂正バイトとを有している。このように、ＥＣＣブロックはコードワードの集合と考えることができる。斯かるＥＣＣブロックが記憶媒体に書き込まれる場合、１つのＥＣＣブロックにおけるコードワードの個々のバイトは、１つのコードワードのバイトが物理的に互いから相対的に大きな距離離れて位置されるように所定の順序で書き込まれる。記憶媒体から読み取る際、コードワードは、全コードワードが該コードワードの全てのバイトを正しい順序で配置することにより再構築される場合にのみ復号することができる。記憶媒体上における個々のバイトの分布は、１つのコードワードのみを復号することが望まれる場合でさえも、全体のＥＣＣブロックが読み取られねばならないようなものである。
【０００７】
ＥＣＣ符号化の強さはデータバイトの数に対するエラー訂正バイトの数の比に依存すると理解されるべきである。即ち、コードワードが一層多くのエラー訂正バイトを有する程、より多くのエラーを訂正することができるが、コードワードのデータ容量が減少されるということが取引となる。何れにせよ、エラー訂正バイトの数が一定であれば、１つのコードワードにおいて訂正することができるエラーの最大数も一定である。１つのコードワードにおける実際のエラーの数が上記の最大値を超えると、該コードワードは全体としてエラー無しで復号することはできない。これはＥＣＣブロックのエラー感度として示されるもので、該感度が低い程、より多くのエラーが訂正可能となる。
【０００８】
データ記憶装置の物理的寸法を減少させる傾向が存在する。近年、携帯電話及びパーソナル・デジタル・アシスタント（ＰＡＤ）等の移動体装置で実施化するのに適した小型ディスク（ＳＦＦＯ）用のディスクドライブが開発された。ＳＦＦＯの規格は、未だ開発中である。新たな規格を開発する場合、斯かる新規格が可能な限り多く既存の規格に基づくことができるなら有利である。何故なら、斯かる新規格において使用するエンコーダ及びデコーダが、既存の規格用に既に開発されたエンコーダ及びデコーダ技術に基づくことができるからである。ＳＦＦＯ規格の基礎として使用されるべき１つの潜在的に適した規格はブルーレイディスク（以下、ＢＲＤと言う）であり、本発明は該ＢＲＤ規格の背景に対してなされた。
【０００９】
ＢＲＤ規格においては、ＥＣＣブロックは６４ｋバイト（データバイト）のサイズを有している。ディスクに書き込まれると、斯かるブロックは約７１ｍｍのトラック長を占める。ＢＲＤにおける最小のトラック、即ち内側トラックは２４ｍｍの半径、従って約１５０ｍｍの長さを有し、該長さは１つの６４ｋバイトＥＣＣブロックによって占められるトラック長より長い。
【００１０】
ＳＦＦＯディスクは約６ｍｍの内側トラック半径を有しているので、該内側トラックの長さは約３８ｍｍとなり、これは１つの６４ｋバイトＥＣＣブロックにより占められるトラック長より小さくなる。言い換えると、この場合に既存のＢＲＤ規格が使用されたとしたら、ＥＣＣブロックはＳＦＦＯディスクの内側領域の略２つの隣接する３６０°のトラック部分を占めてしまうであろう。
【発明の開示】
【発明が解決しようとする課題】
【００１１】
このような状況は、少なくとも特定のタイプのエラーに関して、ＥＣＣブロックのエラー感度を増加させるであろう。
【００１２】
第１の例は、バーストエラー、即ち通常は塵埃の粒子、指紋及び傷等の当該ディスクの機械的不規則性に関連する相対的に大きなエラーである。このような機械的不規則性は、典型的には、２つの隣接するトラックの間の距離よりも大きな物理的寸法を有するので、バーストエラーが２以上の隣接するトラックに影響するであろうことは実際に確かである。ＥＣＣブロックが２つの隣接するトラックにわたって延在するような場合、１つのバーストエラーは同一のＥＣＣブロック内で２つのエラーを生じ得る。即ち、この場合、１つのバーストエラーにより損なわれるＥＣＣブロックの部分は２倍大きくなる。
【００１３】
第２の例は、ランダムエラー、即ち非常に小さいが、それにも拘わらず２つの隣接するトラックに影響する可能性があるほど大きなエラーである。かくして、ＥＣＣブロックが２つの隣接するトラックにわたり延在する場合、或る半径において１つの同一のコードワードの２つのバイトが整列する、即ち隣接するトラックにおいて互いに隣り合うように位置されることが起こり得る。このような場合、それ自身は小さいランダムエラーが、それでも１つのワードの斯様な２つのバイトに影響し得る（即ち、１つのワードにおいて２つのエラーを生じ得る）。更に、ＢＲＤの標準のインターリーブ手順は、１つのコードワードの２つのバイトが整列した場合、同じコードワードの多くのバイト対に対して同じことが当てはまる確率が高い一方、更に同じＥＣＣブロックの多くのコードワードに対しても同じことが当てはまる確率が高くなるような形態である。
【００１４】
本発明の主たる目的は、上記問題を克服するか又は少なくともＥＣＣブロックのエラー感度を低下させることにある。
【課題を解決するための手段】
【００１５】
記録ディスクにおける記録トラックの半径の減少に関連する上記問題の少なくとも幾つかを軽減するために、本発明は３２ｋバイトのサイズを持つＥＣＣブロックを使用することを提案する。斯様なＥＣＣブロックにより占められるトラックの物理的長さは、６４ｋバイトのＥＣＣブロックと比較して係数２だけ減少され、結果として約３６ｍｍ、即ち１つの３６０°のトラック部分より短い長さとなる。
【００１６】
ＥＣＣブロックのサイズが係数２だけ減少されると、訂正することが可能なバーストエラーの最大サイズも係数２だけ減少されることに注意すべきである。しかしながら、ランダムエラーに関しては、３２ｋバイトブロックに対する補正能力は、６４ｋバイトブロックに対するものと同じである。従って、ランダムエラーが２つの連続する３２ｋバイトブロックにおいて２つのエラーを生じさせるものであったとした場合においてさえも、これら２つのエラーは常に２つの異なるコードワードにおいて生じるであろう（即ち、このようなランダムエラーは、ここでは、コードワード当たり１つのエラーのみを生じるであろう）。かくして、基本的には、ランダムエラーに対する各３２ｋバイトブロックの感度は、斯様なランダムエラーに対する６４ｋバイトブロックの感度と同一である。
【００１７】
勿論、３２ｋバイトＥＣＣブロックに基づいて新たな規格を開発することは可能である。しかしながら、これは好ましくはなく、ＢＲＤ規格を可能な限り多く維持することが好ましい。この狙いを満たすために、本発明は３２ｋバイトＥＣＣブロックを、６４ｋバイトＥＣＣブロック用のＢＲＤ規格を出発点として使用して計算する方法を提案する。
【発明を実施するための最良の形態】
【００１８】
本発明の、これら並びに他の態様、特徴及び利点を、図面を参照する本発明の好ましい実施例の下記の記載により説明するが、斯かる図面において同一の符号は同一の又は同様の部分を示している。
【００１９】
以下においては、ｚ(ｘ)＝ＭＯＤ(ｘ，ｙ)なる表記を、ｘ＞０の場合にはｘからｎ＊ｙを減算し、ｘ＜０の場合にはｘにｎ＊ｙを加算することによりｘが０≦ｚ≦(ｙ−１)なる範囲内の値ｚとなるような関数を示すために使用し、ここでｎは整数である。
【００２０】
更に、ｚ＝ＤＩＶ(ｘ，ｙ)なる表記を、ｘがｙにより除算され（即ち、ｘ／ｙ）、結果が最寄りの整数に丸められるような除算関数を示すために使用する。
【００２１】
図１は、光ディスク２上に情報を記憶することができる光ディスクドライブ１の関連する構成要素を示している。ディスクドライブ１は処理回路４を有し、該回路は入力端子３において任意のソース（図示略）から記憶されるべき情報を入力する。
【００２２】
図２は、以下においてはデータバイトＢｄ(α)としても示されるバイト７の“列”として視覚化されたデジタルデータストリーム６として入力される情報を示しており、ここで、αはインデックスとして使用される整数である。該“列”は左から右に進行し、データバイトは処理回路４に、図２において右から左へと示されるようにＢｄ(１)、Ｂｄ(２)、Ｂｄ(３)、…の順に到達すると仮定する。
【００２３】
処理回路４は書き込まれるべきバイトを読取／書込手段５に供給し、該手段がディスク２上への実際の書き込みを実行する。読取／書込手段５は、当業者にとり明らかなように、ディスク２を回転させる回転手段及び光書込ビームを発生するレーザ手段等を有している。このような読取／書込手段自体は既知であるので、ここでは斯かる読取／書込手段を更に詳細に説明する必要はないであろう。しかしながら、ディスク上にバイトが書き込まれる順序は、処理回路４によりバイトが入力される順序とは同一ではないことに注意すべきである。
【００２４】
以下では、バイト書き込みの順序を、最初は既存のＢＲＤ規格に従って、後には本発明により提案される方法に従って説明する。この説明はマトリクスを用いて図示され、その際、バイトは斯かるマトリクスにおけるロケーションを占めるように示される。斯様な図示は、情報書込処理を、実際にマトリクスメモリを使用することにより実施化することができるという感覚で明確にする。しかしながら、斯かるマトリクスは、ここでは必ずしも実施化のためのツールとしてではなく、単に説明用のツールとして使用されていると理解されるべきである。結局の処、問題となる唯一の事項は、バイトの書込順序と、何のバイトが何のコードワードに属するかの知識とである。当業者であれば、処理回路を、所望の順序でバイトを書き込むように設計することができる。
【００２５】
最初に、処理回路４はコードワード構築ステップを実行する。
【００２６】
処理回路４は入力端子３において入力されたデータバイトＢｄから、先ず、所定のエラー訂正コードに従ってコードワード１１を構築する。他のエラー訂正コードも可能であるが、通常使用されている良く知られたエラー訂正コードはリードソロモンコードであり、以下においては、コードワードは、このリードソロモンコードに従うものと仮定する。処理回路４はＮｄ個のデータバイト（Ｎｄは２４８未満である）を入力し、Ｎｅ個のエラー訂正バイト（Ｎｅは２４８マイナスＮｄである）を計算する。これらＮｄのデータバイト及び対応するＮｅのエラー訂正バイトは、一緒に、図３に示すような２４８バイトなる長さを持つ１つのコードワード１１を形成する。以下の説明に関しては、Ｎｄ及びＮｅの正確な値は重要ではない。コードワードの全てのＮｄ個のデータバイト及び全てのＮｅ個のエラー訂正バイトが利用可能な場合、このコードワードにおける幾つかのエラーを検出及び訂正することが可能であると言うだけで充分である。即ち、一般的に言って、より多くのエラー訂正バイトが追加される程、より多くのバイトを訂正することができる。
【００２７】
ＥＣＣブロックは、３０４個の斯かるコードワード１１の群の全てのバイトから、他のコードワードの如何なるバイトも含むことなく、規定される。このように、ＥＣＣブロックは３０４ｘ２４８＝７５３９２バイトを有する。
【００２８】
図４にはＥＣＣブロックがマトリクス１０として視覚化され、該図においては３０４個のコードワード１１が列０，１，２，…３０３として示され、これらコードワード１１におけるバイトが２４８の行０，１，２，…２４７として示されている。このマトリクス１０における各列は正確に１つのコードワードを含むので、このマトリクスは以下では一次マトリクスとして示される。
【００２９】
この一次マトリクス１０の７５３９２個の成分は、以下では、成分ｅ(i,j)として示し、ここでｉは行番号を示す一方、ｊは列番号を示す。図２を参照して、成分ｅ(ｉ＝０〜(Nd-1)，０)は最初のコードワード１１(0)のデータバイトＢｄ(α＝１〜Ｎｄ)に対応し、成分ｅ(ｉ＝０〜(Nd-1)，１)は２番目のコードワード１１(1)のデータバイトＢｄ(α＝(Nd+1)〜２Ｎｄ)に対応し、等々となる。成分ｅ(ｉ＝Nd〜247,0)はエラー訂正バイトに対応し、これらバイトはＢｅ(β＝１〜Ne)と示されるが、ここでβはインデックスとして使用される整数である。
【００３０】
この一次マトリクス１０から、４９６バイトの１５２の列を持つ二次マトリクス２０が構築され、各列が２つのコードワードのバイトを有するようにする。この二次マトリクス２０が図５に図示されている。この二次マトリクス２０の成分はｆ(k,l)として示され、ここでｋは行番号を示す一方、ｌは列番号を示す。０と１５１との間の各ｌに対して、列ｌはコードワード１１(2l)及び１１(2l+1)のバイトにより、即ち一次マトリクス１０の成分ｅ(i=0〜247,2l)及びｅ(i=0〜247,2l+1)により充填される。一次マトリクス１０の成分ｅ(i,2l)は二次マトリクス２０のロケーションｆ(2i,l)に配置される一方、一次マトリクス１０の成分ｅ(i,2l+1)は二次マトリクス２０のロケーションｆ(2i+l,1)に配置される。このように、オリジナルの３０４ｘ２４８のＥＣＣブロックマトリクス１０の成分ｅ(i,j)は、１５２ｘ４９６のマトリクス２０の成分ｆ(k,l)に、下記の関係に従って移動される：
k = 2i           j= 0, 2, 4, 6, 8,302     の場合            (1a)
l = j/2          j= 0, 2, 4, 6, 8,302     の場合            (1b)
k = 2i+1         j= 1, 3, 5, 7, 9,303     の場合            (1c)
l = (j-1)/2      j= 1, 3, 5, 7, 9,303     の場合            (1d)
【００３１】
次のステップにおいては、１５２ｘ４９６のマトリクス２０の成分ｆ(k,l)に対して行シフト処理が実行され、図６に示すように成分がｇ(m,n)として示されるような１５２ｘ４９６の第３マトリクス３０を得る。行０及び１はそのまま留まり、行２及び３の成分ｆ(2,l=0〜151)及びｆ(3,l=0〜151)は左に３位置だけ（即ち、ｍ＝ｋ及びｎ＝ｌ−３のロケーションｇ(m,n)まで）シフトされ、行４及び５の成分ｆ(4,l=0〜151)及びｆ(5,l=0〜151)は左に６位置だけ（即ち、ｍ＝ｋ及びｎ＝ｌ−６のロケーションｇ(m,n)まで）シフトされ、等々となる。一般的には、インデックスｉ＝０〜２４７に対して、行２ｉ及び２ｉ＋１の成分ｆ(2i,l=0〜151)及びｆ(2i+1,l=0〜151)は、ロケーションｇ(m=k,n=l-3(i-1))にシフトされる。これらシフト処理は巡回的であり、これは左側で消滅した成分が右側に追加されることを意味する。これは、式ｎ＝MOD(l-3(i-1),152)により表すことができる。
【００３２】
このように、或る行の成分は、この行内に留まる（即ち、全ての成分に対してｍ＝ｋである）。
【００３３】
この行シフト処理の目的は、当業者にとり明らかなように、ビットスリップを防止すること、即ち全てのコードワードにディスクに書き込まれる同期パターンからの利益を受けさせることにある。
【００３４】
次のステップにおいては、第３マトリクス３０に各々が４９６バイトを有する３つのＢＩＳ列４１が導入されて、図７に示すように成分がｈ(p,q)として示されるような１５５ｘ４９６の第４マトリクス４０を得る。
【００３５】
ＢＩＳ列４１は規則的な間隔で、即ち第３マトリクス３０の列３７と３８との間、列７５と７６との間及び列１１３と１１４との間に挿入される。各ＢＩＳ列は、各々が６２バイトの８個のコードワードを含む。各コードワードは３０個のデータバイトと３２個のパリティバイトとからなるので、これらコードワードはエラーに対して非常に良好に（主データより良好に）保護される。
【００３６】
ＢＩＳ列４１は、バースト指示子として作用する（ＢＩＳ＝バースト指示子サブコード：Burst Indicator Subcode）。復号に際し、ＢＩＳ列は最初に復号される。ディスク上の２以上の連続するＢＩＳシンボルが訂正を要する場合、これはバーストエラーの指示となる。この情報は主データコードワードの訂正の間において消去（erasures）を適用するために使用され、かくして補正することが可能なエラーの数を増加させる。
【００３７】
上述したように、当該ＢＩＳ列は各々が６２バイトの２４個のコードワードを含む。主データと同様に、これらのコードワードはセグメントに分割され、各セグメントは各コードワードの１つのシンボルを含む。第６ステップにおいては、ビットスリップに対して全てのＢＩＳコードワードを等しく保護するために、第４ステップに関連して上述したのと同様にＢＩＳ列の成分に対して巡回的行シフトを適用する。
【００３８】
前述したように、ＢＩＳコードワードは３０のデータバイトと３２のパリティバイトとからなる。３０のデータバイトは情報用の記憶空間を提供する。言い換えると、ＢＩＳ列は主データチャンネルと平行に補助データチャンネルを形成する。この補助データチャンネルの一部はアドレス指定情報を記憶するために使用される。ＥＣＣブロックは、各々が３１行の１６個の群（セクタと呼ばれる）に分割される。各セクタは１つのアドレスを含み、該アドレスは最初の３つの行のＢＩＳ列に（アドレス指定情報を記憶するために９個のシンボルを与える）記憶される。
【００３９】
ＢＩＳコードワードが、主データチャンネルにおけるのと同様に素直にセグメントに分割されたとしたら、全てのパリティシンボルはＥＣＣブロックの最後の２５６行のＢＩＳ列に入ることになるであろう。これは、これら行に含まれるセクタにアドレスを記憶する余裕を残さないであろう。代わりに、コードワードのシンボルは、初期の２４ｘ６２マトリクスの最初の６行が各セクタの最初の３行に入るように、セグメントに分割される。パリティシンボルは、各セクタの最後の１６行に入る。言い換えると、ＢＩＳコードワードのシンボルは依然としてセグメントに分割されるが、これは、例えばコードワード１の最初のシンボルがコードワード１０の５番目のシンボルと同一のセグメントに入り得るようになされる。これは、エラー訂正能力に対して何の意図も有さない。何故なら、コードワードにおける全てのシンボルは等しく重要であるからである。
【００４０】
アドレス情報は、１６ｘ９のマトリクスと考えることができる（ＥＣＣブロックにおける１６セクタの各々に対して９シンボルの１つのアドレス）。このマトリクスは初期の２４ｘ６２ＢＩＳマトリクスの最初の６行に、該２４ｘ６２マトリクスの３ｘ４９６マトリクスへの変換の後に当該アドレスが各セクタの最初の３つの行に正しい順序で入るように、コピーされるべきである。これは、アドレスのプリインターリーブ処理と呼ばれる。
【００４１】
上述したステップの後に、結果としてのマトリクスの成分はディスクに行毎に書き込まれる。図８には、ＥＣＣブロックの結果としてのトラック記録が長手方向に延びるリボンとして視覚化されている。この記録は４９６個のブロックセグメント１２(p)を有し、各ブロックセグメント１２(p)は１行の１５５バイトｈ(p,q=0〜154)を含んでいる。言い換えると、各コードワード１１(j)は、２つの連続するブロックセグメント１２(p)及び１２(p+1)の各群内に１つのバイトｅ(i,j)を有する。結果として、１つのコードワード１１(j)における２つの連続するバイトｅ(i,j)とｅ(i+1,j)との間の空間距離は常に可能な限り大きくなる。また、全てのコードワード１１(j)の全てのデータバイトは、当該ＥＣＣブロックの全てのブロックセグメント１２(p)が読み取られてしまうまで再構築することができないことも分かる。
【００４２】
図９は、ＳＦＦＯディスク２及び該ディスクの内径付近における１つの６４ｋバイトＥＣＣブロックのトラック記録を概念的に示している。該図に示されるように、このＥＣＣブロックのディスク上での長さは、かなりの長さにわたり、一方のトラック１３ａにおけるブロックセグメント及び隣接トラック１３ｂにおけるブロックセグメントが１つの同一のＥＣＣブロックに属するようにして、略２ｘ３６０°のトラック長に相当している。図９の拡大図では、ランダムエラー１４が示されている。このランダムエラー１４は、小さな寸法しか有さないが、該ランダムエラー１４の大きさは依然としてトラック１３ａにおける３つの隣接する成分及びトラック１３ｂにおける３つの隣接する成分に影響を与えるようなものである。トラック１３ａにおける上記３つの影響を受ける隣接成分は３つの異なるコードワードに属し、同様のことがトラック１３ｂにおける上記の３つの影響を受ける隣接成分にも当てはまる。しかしながら、隣接するトラック１３ａ及び１３ｂにおけるブロックセグメントが、トラック１３ａにおける上記３つの影響を受ける隣接成分のうちの１つとトラック１３ｂにおける上記の３つの影響を受ける隣接成分のうちの１つとが１つの同一のコードワードに属するようにして（アスタリスクで示す成分に関して図９に図示したように）、大凡整列されることも起こり得る。このように、この１つのランダムエラー１４は１つのコードワードにおいて２つのエラーを生じさせるであろう。同様のことが他の成分に対して（特にアスタリスクで示された成分に直に隣接する成分に対して）も当てはまるであろうことは明らかである。
【００４３】
本発明は、コードワード１１のバイトを、書き込まれた情報がオリジナルのＥＣＣブロック１０よりも小さなサイズの２つのＥＣＣブロックを構成するものと見なすことができるように、書き込むための新たな順序を計算するアルゴリズムを提案するものである。本発明の一般的概念を説明するために、３０４個のコードワード１１の７５３９２バイトを書き込む順序を述べる。本発明の方法の結果として２つの３２ｋバイトのＥＣＣブロックが得られ、これらＥＣＣブロックも従来技術に関して前述したようにバースト指示及びアドレスのプリインターリーブの特性を有する。
【００４４】
本発明を説明する前に、ＥＣＣブロックとは：
−  閉じた群としてディスクに書き込まれる。即ち、バイトはディスクに連続的に書き込まれる、
−  或る数のコードワードの全ての（データ及びエラー訂正）バイトの集合を含む。即ち、該集合は、これらコードワードの全バイトを含むが他のコードワードの如何なるバイトも含まない、
ようなバイトの群と定義される。
【００４５】
このように、１つのコードワードを復号することができるためには、７５３９２バイトの全体の群を読み取る必要があり、そうすると全ての３０４個のコードワードを復号することができる。バイトの順序は変更されたとしても、１つのＥＣＣブロックは１つのＥＣＣブロックのままであることに注意すべきである。
【００４６】
前述したように従来技術の書込方法においては、各コードワードの２４８バイトは第１マトリクス１０の７５３９２バイトの実質的に全体の群にわたり、この群が６４ｋバイトの１つのＥＣＣブロックを構成するように、分散される。本発明により提案される書込方法においては、何れの１つのコードワードの２４８バイトも、当該群の第１半部又は当該群の第２半部のいずれかにわたり分散される。この場合、１つのコードワードを復号することができるためには、当該群の対応する半部のみを読み取るだけで充分であり、そうすれば、１５２個のコードワードは復号することができるが、他の１５２個のコードワードは復号することはできない。このように、本発明によれば、上記群の各半部が、それ自身で、ＥＣＣブロック（ここでは、３２ｋバイトのブロック）の上記定義を満たす。以下においては、これらの半分の群は、オリジナルの６４ｋバイトのＥＣＣブロックと区別するために、小ＥＣＣブロックとして示される。
【００４７】
本発明を、先ず、第１フェーズ（第１及び第２ステップ）において処理回路４が従来技術と同じタイプのコード（リードソロモン）を用いて図４の３０４ｘ２４８の一次マトリクスにより視覚化及び説明したように３０４個のコードワードを構築したと仮定して説明する。
【００４８】
次に、１５２個の４９６バイトの列（各列は２つのコードワードのバイトを有する）を有する二次マトリクス１２０が構築される。この二次の１５２ｘ４９６マトリクス１２０が図１０に示されている。この二次マトリクス１２０の成分はｆｆ(r,s)として示される。
【００４９】
従来の方法においては、図５を参照して説明したように、二次の１５２ｘ４９６マトリクス２０の列は、２つのコードワードを互いへと“ジッパー入れ（zipping）”することにより、即ち一方のコードワードから１バイト及び他方のコードワードから１バイトを交互にとることにより、形成される。本発明の重要な態様によれば、二次の１５２ｘ４９６マトリクス１２０の列は、２つのコードワードを上下に配置することにより形成される。本質的に、これは常に一次マトリクス１０において互いに隣接する２つのコードワードであり得る。図１０に図示した好ましい実施例においては、コードワード(s+152)はコードワードｓの下に配置され、ここでｓは０から１５１までの範囲である。この様に、オリジナルの３０４ｘ２４８のＥＣＣブロックマトリクス１０の成分ｅ(i,j)は下記の式に従って１５２ｘ４９６の二次マトリクス１２０の成分ｆｆ(r,s)に移動される：
r = i        i=0〜247及びj=0〜151の場合              (2a)
s = j        i=0〜247及びj=0〜151の場合              (2b)
r = i+248    i=0〜247及びj=152〜303の場合            (2c)
s = j−152   i=0〜247及びj=152〜303の場合            (2d)
【００５０】
このように、例えば成分ｅ(0,152)は成分ｆｆ(248,0)に移動されることが分かる。
【００５１】
次のステップにおいては、１５２ｘ４９６の二次マトリクス１２０の成分ｆｆ(r,s)に対して巡回的行シフト処理が実行され、図１１に図示されるように成分がｇｇ(t,u)として示される１５２ｘ４９６の第３マトリクス１３０を得る。行０はそのまま留まり、行１の成分ｆｆ(1,s=0〜151)は左に３位置だけ（即ち、ｕ＝ｓ−３のロケーションｇｇ(1,u)に）シフトされ、行２の成分ｆｆ(2,s=0〜151)は左に６つの位置だけ（即ち、ｕ＝ｓ−６のロケーションｇｇ(2,u)に）シフトされ、等々となる。一般的に、インデックスｒ＝０〜４９５に対して、行ｒの成分ｆｆ(r,s=0〜151)は、下記の式に従って、１５２ｘ４９６の第３マトリクス１３０のロケーションｇｇ(t,u)へシフトされる：
t = r                                                       (3a)
u = MOD(l - MOD(3*MOD(m,248),152) + 152,152)                (3b)
【００５２】
或るマトリクス行内の全ての成分は、この行内に留まる、即ち全ての成分に対してｔ＝ｒとなることに注意されたい。
【００５３】
次のステップにおいて、各々が４９６バイトを有するような３つのＢＩＳ列４１が上記第３マトリクス１３０に導入され、図１２に図示されるように成分がｈｈ(v,w)として示される１５５ｘ４９６の第４マトリクス１４０を得る。
【００５４】
この処理は、従来技術に関連して説明した処理に類似している。
【００５５】
前述したように、斯かるＢＩＳ列は２４ｘ６２のマトリクスと考えることができ、アドレス情報は１６ｘ９のマトリクスと考えることができる（ＥＣＣブロック内の１６セクタの各々に対して１つの９シンボルのアドレス）。従来技術においては、１６ｘ９のアドレスマトリクスは初期の２４ｘ６２のＢＩＳマトリクスの最初の６行に、該２４ｘ６４マトリクスの３ｘ４９６のマトリクスへの変換の後に当該アドレスが各セクタの最初の３行に正しい順序で入るように、コピーされる。本発明によれば、２４ｘ６２のＢＩＳマトリクスは２つの１２ｘ６２のＢＩＳマトリクスに分割される。最初の８つのセクタのアドレスは、最初の１２ｘ６２ＢＩＳマトリクスの最初の６行内へプリインターリーブされる。最後の８セクタのアドレスは、２番目の１２ｘ６２ＢＩＳマトリクスの最初の６行内へプリインターリーブされる。次いで、上記２つの１２ｘ６２ＢＩＳマトリクスは各々別個の３ｘ２４８のマトリクス内へインターリーブされ、より大きなＢＩＳマトリクスに関して前述した方法と同様の方法でＢＩＳ列を形成する。最初の３ｘ２４８マトリクスは最初の小ＥＣＣブロックに挿入され、２番目の３ｘ２４８マトリクスは２番目の小ＥＣＣブロックに挿入される。
【００５６】
全体として、２４ｘ６２ＢＩＳマトリクスのバイトがｂBIS(N,C)として示され、ここでＣがＢＩＳコードワード（Ｃ＝０〜２３）を示し、Ｎがコードワードにおけるシンボルを示す（Ｎ＝０〜６１）場合、これらバイトは下記の式に従って単位ｕｕ、行ｒｒ及び列ｃｃに配置される：
uu = MOD({DIV(N,2) + 4 - DIV(MOD(C,12),3)},4) + 4*MOD(N,2) + 8*DIV(C,12)  (4a)
rr = DIV(N,2)                                                             (4b)
cc = MOD({C + 30 - DIV(N,2)},3)                                           (4c)
【００５７】
更に、１６ｘ９のアドレスマトリクスのバイトがＡＦ(x,y)として示され、ここでｙがアドレスワード（ｙ＝０〜１５）を示し、ｘがアドレスワードにおけるシンボル（ｘ＝０〜８）を示す場合、これらバイトは下記の式に従って行ｒｒｒ及び列ｃｃｃに配置される：
rrr = 2*DIV(x,3) + DIV({MOD(y,8)},4)                                      (5a)
ccc = 3*MOD({DIV(x,3) + 16 - y},4) + MOD({x + DIV(x,3)},3) + 12*DIV(y,8)  (5b)
【００５８】
図１１に示した行シフト処理は、マトリクス成分ｆｆ(r,s)を行から行へとは移動させない。同様のことが、図１２に示したようなＢＩＳ列の挿入にも当てはまる。また、同様のことが、ＢＩＳマトリクス及びアドレスマトリクスのインターリーブ処理にも当てはまるが、これら処理は図示されていない。このように、最初の２４８個のブロックセグメント１１２が読み取られるやいなや、最初の１５２個のコードワードの全てのデータバイトを再構築することができる。同様にして、２番目の２４８個のブロックセグメント１１２が読み取られるやいなや、２番目の１５２個のコードワードの全てのデータバイトを再構築することができる。従って、本発明によれば、一次マトリクスは２つのコードワードを上下に配置することにより規定されているので、マトリクス１２０の上半部はコードワード０ないし１５１を含む小ＥＣＣブロック１２１ａと考えることができ、マトリクス１２０の下半部はコードワード１５２ないし３０３を含む小ＥＣＣブロック１２１ｂと考えることができる。ここで、このマトリクス１４０の成分ｈｈ(v,w)が、最初に第１行の成分ｈｈ(0,0)、ｈｈ(0,1)、ｈｈ(0,2)、…ｈｈ(0,154)を書き込み、次いで第２行の成分ｈｈ(1,w=0〜154)を書き込み、次いで第３行の成分ｈｈ(2,w=0〜154)を書き込み、等々のようにして書き込まれるならば、結果としての記録は図１３に視覚化されたものとなる（該記録は図８に匹敵するような長手方向に延びるリボンのように示されている）。１５５個の成分ｈｈ(v,w=0〜154)の集合は、ブロックセグメント１１２(v)として示す。当該記録は、４９６個の斯かるブロックセグメント１１２を有し、各ブロックセグメント１１２はコードワード１１のうちの１５２個の１バイトを含む。結果として、或るコードワードの２つのバイトｈｈ(v,w)とｈｈ(v+1,w)との間の空間距離は係数２だけ減少している。
【００５９】
図１４は、図９と同様の図であるが、ここではマトリクス１４０の記録を図示すると共に、マトリクス１４０の記録に対するランダムエラー１４の影響も図示している。図１４を図９と比較すると、記録１４０の全長は記録１０の全長と等しいことが分かる。しかしながら、小ＥＣＣブロック１４１ａ、１４１ｂ（行シフト及びＢＩＳ列の導入の後の、小ＥＣＣブロック１２１ａ、１２１ｂに各々対応する）の記録の長さは、ここではトラック長よりも短い。ここで、ランダムエラー１４が２つの隣接するトラック１１３ａ、１１３ｂにおける２つのバイトに影響するものとすると、これら２つのバイトは別の小ＥＣＣブロック１４１ａ、１４１ｂに属するであろうから、別のコードワードに属することになるであろう。このように、同じランダムエラー１４が、ここでは、何れかのコードワードにおける最大で１つのエラーにしかならない。
【００６０】
従来技術と比較して、ＥＣＣブロックの大きさは減少されていることに注意されたい。通常は、ＥＣＣブロックの大きさの減少は、バーストエラーに対する有効訂正能力の減少となる。これは、ＳＦＦＯディスクに対する本発明により提案される方法の有効訂正能力がＢＲＤに適用される従来方法と比較される場合、本発明の場合にも当てはまる。しかしながら、従来方法がＳＦＦＯディスクに適用される場合は、１つのＥＣＣブロックが略２つのトラックを占有するという事実により、有効訂正能力が減少されてしまう。この状況を出発点とすると、本発明により提案されるＥＣＣブロックのサイズの減少は、有効訂正能力の如何なる更なる減少にもならない。
【００６１】
上記においては、これも３０４のコードワードに基づくような従来技術との比較を容易にするために、本発明を３０４のコードワードに基づいて説明した。しかしながら、前述したように、マトリクス１２０は、行０ないし２４７及び行２４８ないし４９５により各々具現化される２つの小ＥＣＣブロックの組合せと考えることもできる。従って、３０４個のコードワードを操作する必要はなく、１５２個のコードワードのみを操作することが可能である。言い換えると、本発明によれば、ＥＣＣブロック１２１ａを規定し、本発明の発明的概念を１５２個のコードワードが入力されるやいなや実施することができる。これは、必要なメモリ空間の量を低減させることができる。
【００６２】
図１５は、本発明によるバイト書込順序を如何にして決定することができるかを概念的に示している。
【００６３】
最初に、Ｎｄ個のデータバイトが収集され、前述したように、Ｎｅ＝２４８−Ｎｄ個のエラー訂正バイトを計算することにより２４８バイトを含むコードワード１１が規定される。
【００６４】
次のステップ（１）において、１５２個の斯様なコードワードが、１５２列及び２４８行を持つ一次マトリクスＭ１に配置される（この一次マトリクスＭ１の成分はｍ１(i,j)として示す）。このように、コードワードｊのバイトｉは、ロケーションｍ１(i,j)に配置される。
【００６５】
次のステップ（２）においては、巡回的な行シフトが実行されて、１５２列及び２４８行を持つ第２マトリクスＭ２を生じる。この第２マトリクスＭ２の成分は、ｍ２(t,u)として示される。このように、第１マトリクスＭ１の成分ｍ１(i,j)は、
t = i
u = MOD(j - MOD(3*i,152) + 152,152)
なる式に従ってロケーションｍ２(t,u)に配置される。
【００６６】
次のステップ（３）において、この第２マトリクスＭ２はＢＩＳ列のための空間を作成するために１５５列及び２４８行を持つ第３マトリクスＭ３に変換される。この第３マトリクスＭ３の成分はｍ３(v,w)として示されている。該変換は、第２マトリクスＭ２の成分ｍ２(t,u)が、
v = t
w = u + DIV(u,38)
なる式に従ってロケーションｍ３(v,w)に配置されるようなものである。
【００６７】
ステップ（４）、（５）及び（６）はＢＩＳ列の規定及び挿入を示している。
【００６８】
先ず、各々が９バイトを有するような８個のアドレスが規定され、これら８個のアドレスは８列及び９行を持つアドレスマトリクスＡＦに配置される。このアドレスマトリクスＡＦの成分はＡＦ(x,y)として示されている。このように、アドレスｘのバイトｙはロケーションＡＦ(x,y)に配置される。
【００６９】
また、各々が６２バイトを有するような１２個のＢＩＳコードワードが規定され、これら１２個のＢＩＳコードワードは１２列及び６２行を持つＢＩＳマトリクスＢＩＳに配置される。このＢＩＳマトリクスの成分はｂBIS(n,c)として示されている。
【００７０】
次いで、アドレスのプリインターリーブ処理のステップ（４）が実行され、該ステップにおいては、アドレスバイトＡＦ(x,y)が、
n = 2*DIV(x,3) + DIV(y,4)
c = 3*MOD({DIV(x,3) + 8 - y},4) + MOD({x
+ DIV(x,3)},3)
なる式に従って当該ＢＩＳマトリクスにロケーションｂBIS(n,c)で配置される。
【００７１】
次いで、ステップ（５）において、上記１２ｘ６２のＢＩＳマトリクスＢＩＳは３列及び２４８行を持つ第２ＢＩＳマトリクスＢ２に変換される。この第２ＢＩＳマトリクスＢ２の成分はｂ2(r,s)として示され、ここで、ＢＩＳバイトｂBIS(n,c)は、
uu = MOD({DIV(n,2) + 4 - DIV(c,3)},4) +
4*MOD(n,2)
rr = DIV(n,2)
r = 31*uu + rr
s = MOD({c + 30 - DIV(n,2)},3)
なる式に従い、ロケーションｂ2(r,s)で第２ＢＩＳマトリクスＢ２に配置される。
以下においては、この第２ＢＩＳマトリクスＢ２の各列は、２４８バイトを有するＢＩＳラインＢＬ(s)としても示されるであろう。
【００７２】
次いで、ステップ（６）において、この第２ＢＩＳマトリクスＢ２の３つの列が前記第３マトリクスＭ３に挿入され、その場合において、Ｂ２のバイトｂ2(r,s)は、
w = 39*s + 38
v = r
なる式に従って、ロケーションｍ３(v,w)で第３マトリクスＭ３に配置される。
【００７３】
アドレスバイトＡＦ(x,y)は、
w = 39*MOD(y,3) + 38
v = 31*x + DIV(y,3)
なる式に従って、第３マトリクスＭ３にロケーションｍ３(v,w)で配置されることに注意されたい。
【００７４】
次いで、この第３マトリクスＭ３の３８４４０個の成分は行毎に書き込まれる。これは、
B(x) = m3(DIV(x,155),MOD(x,155))
なる式により表すことができ、ここでＢ(x)は書き込まれるべきｘ番目のバイトを示し、ｘは０から３８４３９までの範囲のインデックスである。このように、Ｂ(0)＝ｍ３(0,0)、Ｂ(1)＝ｍ３(0,1)、Ｂ(2)＝ｍ３(0,2)、…Ｂ(155)＝ｍ３(1,0)、…Ｂ(38439)＝ｍ３(247,154)となる。
【００７５】
複数の連続するマトリクス変換として上述した再配列ステップは、実際には連続する変換ステップとして実行する必要はないことに注意されたい。全体の再配列処理は、入力マトリクス成分ｍ１(i,j)の座標(i,j)と出力マトリクス成分ｍ３(v,w)の座標(v,w)との間の固有の変換関係により特徴付けられるような、１５２ｘ２４８の入力マトリクスＭ１から１５５ｘ２４８の出力マトリクスＭ３への１つのマトリクス変換と考えることもできることは明らかである。言い換えると、出力マトリクス成分ｍ３(v,w)の座標(v,w)は、処理回路４のメモリ８に例えばルックアップテーブルとして記憶することができるような、関数ｖ(i,j)及びｗ(i,j)と表すこともできる。同様に、ＢＩＳマトリクスＢＩＳの座標ｂBIS(n,c)と出力マトリクス成分ｍ３(v,w)の座標(v,w)との間にも、固有の変換関係が存在する。
【００７６】
更に、処理回路４が出力マトリクス成分ｍ３(v,w)を持つ１５５ｘ２４８の出力マトリクスＭ３を実際に構築すると共に、このマトリクスを関連するメモリに記憶し、該処理回路４が、書込フェーズの間において、この１５５ｘ２４８の出力マトリクスＭ３から斯かる成分を行毎に読み取ることも勿論可能である。事実、これは１つの可能な実際的な構成である。しかしながら、必ずしも、これが唯一の可能な構成というわけではない。唯一の重要な点は、処理回路４が１５２ｘＮｄ個のデータバイトを収集し、１５２ｘＮｅ個のエラー訂正バイトを計算し、１２ｘ６２個のＢＩＳバイトを計算し、３８４４０個のバイトの集合を書込手段５に対して正しい所定の順序で伝送するということである。言い換えると、処理回路４は、出力バイトξ（ξ＝０〜３８４３９）がＮｄデータバイトの１つであるか、エラー訂正バイトの１つであるか又はＢＩＳバイトの１つであるかが分かり、更に斯かるバイトのどれであるかが分かることを保証すれば、如何なる方法でプログラムすることもできる。
【００７７】
ディスクドライブ装置１はディスク２からデータを読み取ることもできる。読取フェーズにおいては、読取／書込手段５はディスク２からバイトを読み取り、斯様にして読み取られたバイトを処理回路４に供給し、該回路は斯かるバイトを１５５ｘ２４８のマトリクスＭ３に記憶することができる。次いで、再構築フェーズにおいて、処理回路４は成分ｅ(i,j)を有する１５２ｘ２４８のＥＣＣブロックを上述したのと同様の式を用いて再構築することができる。更に詳細には、インデックスｉ及びｊの各値に対して、処理回路４は上述した式により規定されるロケーションｍ３(v,w)において対応するバイトを読み取る。もし必要なら、処理回路４は、成分ｅ(i,j)のマトリクスＭ１により形成される、この小ＥＣＣブロックの各コードワード１１に対して起こり得るエラーを、エラー訂正バイトを用いて訂正する。かくして、処理回路４は出力端子９においてデータバイト７を出力することができる。
【００７８】
当業者にとっては、本発明が上述した実施例に限定されるものではなく、添付請求項に規定された本発明の保護範囲内で種々の変形及び変更が可能であることは明らかであろう。
【００７９】
例えば、本発明はＢＲＤ規格の背景に対して記載され、本発明は上記においては該固有の例に関して説明されたが、本発明の発明的概念は、他の規格が出発点として使用されたとしても適用可能である。当業者にとって明らかなように、斯様な異なる規格に対して上述したような例示的方法を適合させるには僅かな変更が必要であろう。
【００８０】
更に、本発明は円形の記録媒体に関連する問題を解決することを視野になされたものであるが、本発明により提案された情報書込方法は、情報を直線的媒体に書き込む場合にも適用することができる。
【図面の簡単な説明】
【００８１】
【図１】図１は、光ディスクドライブの関連する構成要素を概念的に示す。
【図２】図２は、デジタルデータストリームを図示する。
【図３】図３は、２４８バイトのコードワードを図示する。
【図４】図４は、一次マトリクスを図示する。
【図５】図５は、二次マトリクスを図示する。
【図６】図６は、行シフトの後の上記二次マトリクスを概念的に示す。
【図７】図７は、ＢＩＳ列の挿入の後の上記マトリクスを概念的に示す。
【図８】図８は、ブロックセグメントの書き込みを概念的に示す。
【図９】図９は、ランダムエラーの影響を概念的に示す。
【図１０】図１０は、本発明による二次マトリクスを概念的に示す。
【図１１】図１１は、巡回的行シフト処理の後の該マトリクスを概念的に示す。
【図１２】図１２は、ＢＩＳ列の挿入の後の該マトリクスを概念的に示す。
【図１３】図１３は、ブロックセグメントとしてのバイトの書き込みを概念的に示す。
【図１４】図１４は、ランダムエラーの影響を概念的に示す。
【図１５】図１５は、１５５ｘ２４８のマトリクスを計算する処理の一実施例を概念的に示す。
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４】
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【図５】
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【図６】
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【図７】
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【図８】
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【図９】
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【図１０】
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【図１１】
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【図１２】
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【図１３】
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【図１４】
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【図１５】
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【国際調査報告】
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