JP2005235334A

JP2005235334A - データ記録再生装置、データ記録再生方法、プログラム、記録媒体

Info

Publication number: JP2005235334A
Application number: JP2004044831A
Authority: JP
Inventors: Toshiyuki Nakagawa; 俊之中川
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 2004-02-20
Filing date: 2004-02-20
Publication date: 2005-09-02

Abstract

【課題】高速アクセスかつ安定したシステムの提供
【解決手段】第１のエラー訂正符号（Ｃ１）単位の構成が、スリップに応じて設定される（Ｆ１０４）ことで、スリップによる転送レート低下の影響を軽減する。また第１のエラー訂正符号単位と第２のエラー訂正符号（Ｃ２）単位を用いることによって、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正が可能として、リトライ動作を回避することによって、転送速度を低下させることなく、安定したデータ再生を行うことができるとともに、必要なエラー訂正能力を確保する。特にスリップの影響での冗長度の変動によるエラー訂正能力のバラツキが発生することを回避し、またスリップによるデータ転送速度の影響を少なくする。また第２のエラー訂正符号（Ｃ２）単位の構成もスリップに応じて設定することで、転送レートや記憶容量にとって好適な設定とする。
【選択図】図１６

Description

本発明は、ランダムアクセス可能な記録媒体のためのデータ記録再生装置及びデータ記録再生方法、並びにコンピュータプログラム、記録媒体に係り、特に、ハードディスクのようにメディアとしての磁気ディスク上で磁気ヘッドをスキャンさせながらデータの読み書き動作を行うディスク型記録媒体のための技術に関する。さらに詳しくは、本発明は、所望のデータ記憶場所へのアクセス時間の短縮を図りながら、安定したデータ記録再生を行う技術に関する。

特開２０００−２７６８５６号公報特開２０００−２７８６４５号公報

情報処理や情報通信など情報技術の発達とともに、過去において作成・編集した情報についても再利用する必要が生じてきており、このために情報蓄積技術はますます重要となってきている。いままで、磁気テープや磁気ディスクなどさまざまなメディアを利用した情報記録装置が開発され普及している。
このうちＨＤＤ（Hard Disk Drive）は、磁気記録方式の補助記憶装置である。ＨＤＤのドライブユニット内には記録媒体である数枚の磁気メディアが収容され、モータによって高速に回転する。メディアには、酸化鉄やコバルト・クロムなどの磁性体が、メッキや薄膜生成によって塗布されている。
そして、磁気ヘッドを回転するメディア表面上で半径方向にスキャンさせることによって、メディア上にデータに相当する磁化を生じさせて書込みを行い、あるいはデータを読み出すことができる。

ハードディスクは既に広汎に普及している。例えば、パーソナルコンピュータ用の標準的な外部記憶装置として、コンピュータを起動するために必要なオペレーティングシステム（ＯＳ）やアプリケーションなど、さまざまなソフトウェアをインストールしたり、作成・編集したファイルを保存したりするためにハード・ディスクが利用されている。通常、ＨＤＤは、ＩＤＥ（Integrated Drive Electronics）やＳＣＳＩ（Small Computer System Interface）などの標準的なインターフェースを介してコンピュータ本体に接続され、その記憶空間は、ＦＡＴ（File Allocation Table）などの、オペレーティングシステムのサブシステムであるファイルシステムによって管理される。
そして最近では、ＨＤＤの大容量化が進んでおり、これに伴って、従来のコンピュータ用補助記憶装置としてだけでなく、放送受信されたＡＶコンテンツを蓄積するハードディスクレコーダなど、適用分野が拡大し、さまざまなコンテンツを記録するために利用され始めている。

ここで、コンピュータ用補助記憶装置として使用される場合を例にとって、ハードディスクの物理フォーマット方法やハードディスクへのデータ読み書きオペレーションについて考察してみる。
ハードディスク上には、データを記録するための区画として、同心円状に多数の「トラック」を形成する。そして、ディスクの最外周から内周に向かって０，１，…とトラック番号が割り振られる。ディスク表面上にトラック数が多いほどメディアの記憶容量は増す。

さらに、各トラックは、記録単位である「セクタ」に分割される。ディスクに対する通常のデータ読み書き動作はセクタ単位で行われる。セクタサイズはメディア毎に相違するが、ハードディスクのセクタは一般的には５１２バイトとされる。また、メディアの使用効率を考慮して、各トラック上の記録密度をほぼ均一にするために、周長が長くなる外側のトラックに向かうほどセクタ数を多く設けている。これを”Zone Bit Recording”（ゾーンビットレコーディング）方式と呼ぶ。
ゾーンビットレコーディング方式を採用した場合、各トラック上の記録密度をほぼ均一にすることができる一方で、トラック毎のデータ転送速度が不均一となるという短所がある。データ転送速度は、ディスクの内周方向に進むにつれて低くなっていく。

また、数枚のメディアが同心円状に重なって構成されているＨＤＤの場合、各メディアの同じ番号のトラックは円筒状に配置されていると捉えることができ、これを「シリンダ」と呼ぶ。各シリンダには、トラック番号と同じ番号が割り振られ、最外周から順にシリンダ０，シリンダ１，・・・となる。各メディア間に挿設された複数のヘッドは常に一体となって作動して、シリンダ間を移動する。

目的となるセクタを指定（アドレス）する方式として、ＣＨＳ方式を挙げることができる。これは、ディスク上のＰＢＡ（Physical Block Address：物理ブロックアドレス）を、Ｃ（Cylinder）、Ｈ（Head）、Ｓ（Sector）の順に指定することによって、所望のデータにアクセスする方式である。

一方、ＣＨＳ方式においては、ＨＤＤに対するホストとして動作するコンピュータ本体側では、指定できるＣＨＳパラメータに限界があり、ハードディスクの大容量化に対応できなくなってくる。このため、ＬＢＡ（Logical Block Address：論理ブロックアドレス）方式が採用されている。これは、シリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番号（ＣＨＳ）を０から始まるＬＢＡという論理的な通し番号で表現するものである。

従来のＨＤＤでは、メディアにアクセスしてデータを読み書きするためには、先ず、磁気ヘッドが目的とするセクタのあるトラックに到達するために、磁気ヘッドをメディア上で走査させる。これを磁気ヘッドの「シーク」動作と呼ぶ。次に、トラック上で目的のセクタに到達するために、メディアが回転して、目的のセクタが磁気ヘッドの真下に来るまで待つ。これを「回転待ち」と呼ぶ。

ディスクの大容量化に伴い、トラック密度が増大してトラック幅が極めて狭くなる。したがって、データを正確に書込み及び再生するためには、磁気ヘッドの位置決めは高い精度が要求される。そこで、磁気ヘッドの位置を常にトラックの中心に合わせるというサーボ技術が採用されている。各トラック上に「サーボパターン」と呼ばれる信号を一定間隔で書き込んでおき、これを磁気ヘッドで読むことにより、磁気ヘッドがトラックの中心にあるかどうかをチェックすることができる。サーボパターンは、ＨＤＤの製造工程において、高精度に書き込まれる。サーボ領域には、例えば、ヘッドの位置決めするための信号と、シリンダ番号、ヘッド番号、サーボ番号などが書き込まれている。

従来の多くのＨＤＤは、ＩＤＥやＳＣＳＩなどコンピュータとの接続を目的としたインターフェースを持っている。そして、コンピュータ本体からのディスクドライブ制御は、インターフェースで定義されているコマンドセットを用いて、先頭セクタを示すＬＢＡとアクセスを行うセクタ数を指定することを基本動作とする。
この場合、ＨＤＤ側では、指定された先頭セクタからのアクセスを行うとともに、その後アクセスされるセクタを予測して先読みを行うシーケンスを作成しながらアクセスを行うことができる。
この先読みという動作は、一連のデータに対して連続するアドレスを持つセクタが割り振られていることを前提としている。通常、連続するアドレスを持つセクタは、連続するヘッド番号あるいはトラック番号に存在する。
大きなデータがメディア上に連続して書き込まれている場合には、読出し時の先読み動作が有効に働く。

しかしながら、記憶領域のフラグメンテーションが進行し、大きなデータが小さく断片化されて複数の場所に分散しているような場合には、読出し時の先読みは別のデータを指してしまうために、有効に働くことができない。このような現象は、データの読み書きを要求するホスト（コンピュータ本体など）側が取り扱うファイル構造を、ＨＤＤ側が把握していないことから起きるとも言える。
また、ホスト側からの新たなアクセス要求によってその予測がはずれた場合、ディスクドライブは、その要求されるデータの存在するセクタが含まれるトラックへシークを行い、トラッキングが完了すると目的のセクタのアクセスが可能となるのを待つ。ここにおいて、シーク時間と回転待ち時間が発生する。

先読みデータの保存は、データバッファの容量が許容する限りである。予測が外れる場合が連続的あるいは散発的に発生すると、データバッファ上の使われていない古いデータから順に破棄されることとなる。また、この先読みを行っている間はシーク起動を行うことができない。

以上のように、シーク時間と回転待ち時間、無効な先読みによるシーク起動の遅れによる時間の損失、並びに無効な先読みによるデータの損失が発生していると言える。
通常のディスクドライブでは、このシーク時間と回転待ち時間を短縮するために、ディスクの回転数を上げることが行われている。これは、コンピュータなどのホスト側で扱われるデータ量やデータ構造に規則性がないため、アクセス方法による改善を行うことが困難であるからである。しかしディスクの回転数を上げる方式では、電力消費や記憶容量の面において不利であり、問題となる。

また、ＨＤＤなどの従来の外部記憶システムの多くは、１セクタ（１セクタは通常５１２バイト）単位でエラー訂正が行われる。これにより、各セクタに発生するランダムエラーに対してエラー訂正を行うことができる。そして、訂正可能範囲を越えたランダムエラーや、あるいはバーストエラーに対しては、エラー訂正を行うことができない。そこで、リトライ動作を実施するなどによって、読み取りエラーを一定以下にしていた。
しかしながら、このようなリトライ動作は、１周回転待ちして再読み込みを行う必要がある。このため、さらにデータ読出し時間の遅れを発生させることになる。
例えば、ＡＶコンテンツを扱うシステムにおいて、ＨＤ（ハイビジョン画質）の再生やあるいは特殊再生を行うなど、高転送速度が要求される状況があり、セクタ内において訂正不能な読み取りエラーが発生しても時間的にリトライを行うことが出来ない場合がある。このようなとき、現状では、エラー訂正が行われないまま処理を進める他なく、この結果、再生品質は悪くなった。

なお、例えば上記特許文献２には、記録するデータブロックの重要度を示す情報を持たせ、この情報に基づいて、重要であるデータブロックについてはリトライを実行させ、それ以外はリトライをさせない等の切換を行う技術が開示されている。
また上記特許文献１には、記録するデータブロックの重要度を示す情報を持たせ、この情報に基づいて、重要であるデータブロックについてはエラー訂正能力を増加させ、それ以外は通常の訂正能力とする等の切換を行う技術が開示されている。
これらの技術は、特にＡＶコンテンツを扱うシステム等において或る程度適切に機能するが、リトライの回避やエラー訂正においてより効果的な技術が求められている。

またさらにＨＤＤでは、出荷時点において既に、適切ではないディスク上のセクタ単位の部位に対して、これをあらかじめアクセスしないように、アドレスが割り振られている。この状態をスリップと呼び、所定トラック上において、特定の数セクタだけスリップさせる場合と、まとまった数１０セクタだけスリップさせる場合などがある。
ここでトラック上において、まとまった数１０セクタをスリップさせた場合は、トラック当たりの有効なデータセクタ領域が大きく減少することになり、その結果、転送速度の面において不利となる。

本発明は上述したような課題に鑑みたものであり、データ記録再生装置及びデータ記録再生方法、並びにコンピュータプログラム、記録媒体として、以下の目的を実現する。
即ち、所望のデータ記憶場所へのアクセス時間の短縮を図る。
また、転送速度を低下させることなく安定したデータ再生を行う。
また、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正可能とし、リトライ動作やデータ品質の低下をを回避して転送速度の低下を少なくし、さらに、ディスク内においてスリップが発生した際においても、転送速度の低下を少なくすることで、安定したデータ再生を行うことができるようにする。

本発明のデータ記録再生装置は、同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割されるディスク記録媒体に対するデータ記録再生装置であって、目的とするトラックをシークするシーク手段と、該シークされたトラック上でアクセスを行うデータアクセス手段と、データをエラー訂正するためのエラー訂正符号を生成するとともにエラー訂正符号に基づいてデータをエラー訂正するエラー訂正手段とを備える。そして上記エラー訂正手段は、所定のデータ量単位に対する第１のエラー訂正符号単位を、ディスク記録媒体上に発生したスリップの情報に応じて設定してエラー訂正ブロックを形成する。
また、上記エラー訂正手段はさらに、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位を設定し、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位及びこれに対して付加された上記第２のエラー訂正符号単位からなるエラー訂正ブロックを形成する。
さらにこの場合、上記エラー訂正手段は、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位も、ディスク記録媒体上に発生したスリップの情報に応じて設定する。

上記エラー訂正手段は、上記ディスク記録媒体上に所定長のスリップがあるか否かに応じて、上記第１のエラー訂正符号単位、又は上記第１のエラー訂正符号単位と上記第２のエラー訂正符号単位の設定を行う。
また上記エラー訂正手段はリードソロモン符号方式によりエラー訂正符号を生成したり、またエラー訂正ブロックはインターリーブ構造を備えるようにする。
また上記エラー訂正手段は、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成する。
上記データアクセス手段は、上記シーク手段によりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行う。
この場合、上記データアクセス手段は、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現する。

また上記エラー訂正手段は、上記スリップの情報を、セクタ単位として取り扱う。
また上記エラー訂正手段は、上記所定のデータ量単位を記録するディスク記録媒体上のトラック範囲において、スリップが所定セクタ単位であるときに、エラー訂正ブロックにおける上記第１のエラー訂正符号単位の構成、又は第１，第２のエラー訂正符号単位の構成を変更する。例えば上記第１のエラー訂正符号単位の設定において、構成バイト数、構成セクタ数、或いはインターリーブ構成を変更する。また上記第１、第２のエラー訂正符号単位上の設定において、構成バイト数、構成セクタ数、パリティセクタ数、あるいはインターリーブ構成を変更する。
また上記エラー訂正手段は、エラー訂正ブロック構成を、上記ディスク記録媒体上において可変とする。
例えば上記ディスク記録媒体は、半径位置に応じてトラック上のセクタ数が相違するゾーンビットレコーディング方式により構成される場合、上記エラー訂正手段は、エラー訂正ブロック構成を、上記ディスク記録媒体上のゾーン毎に異なる構成とする。またスリップが存在するトラックにおける上記第２のエラー訂正符号単位の構成を、上記ゾーンに応じて設定する。
また上記エラー訂正手段は、スリップが存在するトラックにおける上記第２のエラー訂正符号単位の構成を固定値により設定する。

本発明のデータ記録再生方法は、同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割されるディスク記録媒体に対するデータ記録再生方法として、目的とするトラックをシークするシークステップと、該シークされたトラック上でアクセスを行うデータアクセスステップと、データをエラー訂正するためのエラー訂正符号を生成するとともにエラー訂正符号に基づいてデータをエラー訂正するエラー訂正ステップとを備える。そして上記エラー訂正ステップでは、所定のデータ量単位に対する第１のエラー訂正符号単位を、ディスク記録媒体上に発生したスリップの情報に応じて設定してエラー訂正ブロックを形成する。
また、上記エラー訂正ステップではさらに、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位を設定し、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位及びこれに対して付加された上記第２のエラー訂正符号単位からなるエラー訂正ブロックを形成する。
さらにその場合、上記エラー訂正ステップでは、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位も、ディスク記録媒体上に発生したスリップの情報に応じて設定する。

本発明のプログラムは、同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割されるディスク記録媒体に対するデータ記録再生処理をコンピュータシステム上で実行するためにコンピュータ可読形式で記述されたプログラムであり、上記データ記録再生方法のステップを実行させるプログラムである。

本発明の記録媒体は、所定のデータ量単位に対して第１のエラー訂正符号単位が設定されてエラー訂正ブロックが形成されるとともに、上記エラー訂正ブロックにおいて、上記第１のエラー訂正符号単位の構成は同心円状又はスパイラル状に形成された各記録トラック上に発生しているスリップの情報に応じて設定されたデータが、上記各記録トラックに記録される記録媒体である。
また上記エラー訂正ブロックは、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位と、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対して付加された第２のエラー訂正符号単位からなる。
また上記エラー訂正ブロックにおいて、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位も、上記スリップの情報に応じて設定されている。

以上の本発明により、上述した所期の目的を実現する。
即ち、第１のエラー訂正符号単位を用いることによりセクタ内でのランダムエラーを訂正することができるが、その第１のエラー訂正符号（Ｃ１）単位の構成が、スリップに応じて設定されることで、有効なデータセクタ数を増加させることが可能で、これによりスリップ状況によって転送レートの低下が発生することを回避できる。
また第２のエラー訂正符号（Ｃ２）単位を用いることによりセクタ内エラー訂正範囲を越えるエラーや、セクタ間にまたがるバーストエラーを訂正することができる。すなわち、エラー訂正ブロック構成をＣ１＋Ｃ２とすることによって、データ転送速度を所望以上に保つためにリトライが行えない状況においても、Ｃ１でエラー訂正が不能となった際に、さらにＣ２でエラー訂正を行うことができるので、より安定したシステムを提供することができる。そしてこのように、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正が可能として、リトライ動作を回避することによって、転送速度を低下させることなく、安定したデータ再生を行うことができる。またスリップに応じたＣ１構成の変更によってＣ１訂正能力が低下したとしても、Ｃ２訂正能力によって十分な訂正能力を確保でき、スリップ状況によってエラー訂正能力のバラツキが発生することも回避できる。さらに、第２のエラー訂正符号（Ｃ２）単位の構成も、スリップに応じて設定されるようにすれば、記憶容量や転送レートの点で有利とできる。

また、上記データアクセス手段は、上記シーク手段によりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行う。例えば磁気ヘッドがオントラックしたセクタから１トラック分のアクセスを行う。すなわち、１トラックをアクセス単位とすることで、先読みという不確定な処理を省いて、シーク起動のタイミングを確実に決定することができる。
特にこの場合、上記データアクセス手段が、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現することで、トラックのどのセクタからでもアクセスを行うことができるので、シーク直後の任意のヘッド位置から読み書きを行うことにより、回転待ちをなくすことができる。この結果、シークの回数を最小限に抑え、アクセス時間が短縮化される。
また、書込や読出の要求元（例えば、ＨＤＤに接続されているコンピュータなどのホスト装置）は、ディスク上のセクタ・アドレスを意識する必要がない。また、データサイズが短くて済む相対位置アドレスを用いることにより、記憶領域の有効利用を図ることができる。
また、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを、例えばバッファメモリ上で相対位置アドレスに従って再配置することによって、アクセスを開始したセクタの位置に拘わらず、元のデータを組み立てることができるが、この場合、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるようにエラー訂正ブロックを形成することが適切であり、特にこのエラー訂正ブロックにおいて第２のエラー訂正符号単位がスリップの情報に応じて設定されていることがエラー訂正能力の均一化に適切となる。

本発明によれば、エラー訂正符号による冗長の効率の良くてかつ、安定したデータ再生を行うことができる、優れたデータ記録再生装置及びデータ記録再生方法、並びにプログラム、記録媒体を提供することができる。
即ち、第１のエラー訂正符号単位を用いることによりセクタ内でのランダムエラーを訂正することができるが、第１のエラー訂正符号（Ｃ１）の構成がスリップに応じて設定されることで、スリップによるデータ転送速度の低下という影響を少なくできる。
また第２のエラー訂正符号（Ｃ２）単位を用いることによって、セクタ内エラー訂正範囲を越えるエラーや、セクタ間にまたがるバーストエラーを訂正することができる。これによって、データ転送速度を所望以上に保つためにリトライが行えない状況においても、適切にエラー訂正ができ、より安定したシステムを提供することができる。そしてこのように、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正が可能として、リトライ動作を回避することによって、転送速度を低下させることなく、安定したデータ再生を行うことができる。さらに、スリップに応じたＣ１構成の変更を行った場合に、Ｃ１訂正能力が低下されたとしても、Ｃ２訂正能力によってカバーでき、十分な訂正能力を得ることができる。つまりスリップの影響での冗長度の変動によるエラー訂正能力のバラツキが発生することを回避でき、またスリップによるデータ転送速度の影響を少なくすることが出来る。
また第２のエラー訂正符号（Ｃ２）の構成についてもスリップに応じて設定されるようにすることで、記憶容量や転送レートの点で有利とできる。
また、各ディスク面あるいは、各ゾーンにおける、第１のエラー訂正符号あるいは第１，第２のエラー訂正符号について、スリップ情報に応じて設定することにより、ディスクの全周に渡ってエラー訂正能力を均一にすることができるとともに、効率の良いディスクフォーマットを実現できる。
以上によって、よりいっそう安定したシステムを提供することができる。

さらに本発明によれば、シークされたトラック上でアクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行うことによって、１トラックをアクセス単位とすることができ、回転待ちを発生することのないデータアクセス制御を実現することができる。すなわち、データアクセス時間を短縮することができる。

以下、図面を参照しながら本発明の実施の形態について次の順序で説明する。
１．ハードディスク装置の構成
２．スリップに応じたＣ１設定
３．相対アドレスによるアクセス動作
４．トラック単位を基準としたＥＣＣ構成
５．スリップに応じたＣ１設定（Ｃ２固定）
６．スリップに応じたＣ１、Ｃ２設定
７．適用例

１．ハードディスク装置の構成

図１には、本発明の一実施形態に係るＨＤＤ（ハードディスク装置）１０の全体構成を模式的に示している。
同図に示すように、ＨＤＤ１０は、ＣＰＵ（Central Processing Unit）１１と、ＲＯＭ（Read Only Memory）／ＲＡＭ（Random Access Memory）１２と、ディスクコントローラ１３と、バッファＲＡＭ１４と、データ読み書き制御部１５と、サーボ制御部１６、そして磁気ディスク２１とを備えている。

磁気ディスク２１は、１枚あるいは複数枚で構成され、さらに記録面は片面あるいは両面（ディスクの表裏）となっている。また記録面上にはヘッドが配置される。図１においては２枚の磁気ディスク２１ａ、２１ｂが配され、また対応して２つの記録再生ヘッド（磁気ヘッド）２２ａ、２２ｂが設けられている状態を示している、。
即ちドライブユニット内には、数枚の磁気ディスク（プラッタ）が同心円状に重なって構成することができ、そのとき各磁気ディスクの同じトラック番号は円筒状に配置され（シリンダ）、トラック番号と同じシリンダ番号で指定される。
なお、図１に示すように、１つの磁気ディスク２１に対して１つの記録再生ヘッド２２が配されるのは、磁気ディスク２１は片面が記録面とされる場合である。
両面が記録面とされる場合、１つの磁気ディスク２１に対して２つの記録再生ヘッド２２が配される。

図１において、ＣＰＵ１１は、ＲＯＭ／ＲＡＭ１２に格納されている制御コードを実行して、ＨＤＤ１０内の動作を統括的にコントロールする。
ディスクコントローラ１３は、インターフェース１７を介して接続されるホスト（図示しない）からコマンドを受け取る。ＣＰＵ１１はこのコマンド処理を行い、ディスクコントローラ１３はコマンド処理結果に従って、データ読み書き制御部１５やサーボ制御部１６に対するハードウェア操作を指示する。
インターフェース１７経由でホストから受け取った書込みデータや、磁気ディスク２１から読み取ってホストに渡されるデータは、バッファＲＡＭ１４に一時的に格納される。

データ読み書き制御部１５は、符号化変調処理を行って実際に記録するデータパターンを作成し、プリアンプ２５を介して磁気ディスク２１にデータを書き込む。また、逆に読み込んだデータをプリアンプ２５を介して磁気ディスク２１から取り込み、データの復調処理を行う。

サーボ制御部１６は、磁気ヘッド２２を搭載したアームを移動するボイスコイルモータ（ＶＣＭ）２３、及び磁気ディスク２１を回転させるスピンドルモータ（ＳＰＭ）２４を同期的駆動させて、磁気ヘッド２２が磁気ディスク２１上の目的とするトラック上の所定範囲内に到達するように制御する。さらに、ディスク上のサーボパターンよりヘッド位置を所定の位置にシークさせるための制御を行う。

磁気ディスク２１上には、データを記録するための区画である多数のトラックが同心円状に形成され、例えばディスク２１の最外周から、内周に向かって０，１，２，…とトラック番号が割り振られている。また、各トラックは、さらにセクタ毎に分割されており、このセクタ単位が、データ読み書き動作の可能な最小単位となっている。
セクタ内のデータ量は例えば５１２バイトで固定である。
実際に記録されているセクタには、データに加えて、ヘッダ情報やエラー訂正用コードなどが付加されている。

１周当たりのセクタ数については、周長が長くなる外側のトラックに向かうほどセクタ数を多く設けるＺＢＲ（ＺｏｎｅＢｉｔＲｅｃｏｒｄｉｎｇ）方式を採用する。すなわち、磁気ディスク２１の全周に渡るトラック毎のセクタ数は均一ではなく、磁気ディスク２１を半径方向に複数のゾーンに区切り、各ゾーン内においては同じセクタ数となるように設定する。

図３には、ＺＢＲ方式の一例を示している。
同図に示す例では、ディスクを３つのゾーンに区切っており、最外周から順にゾーン０，１，２とゾーン番号が与えられている。さらに、各ゾーン内には複数本のトラックが含まれている。
また図３において、各ゾーンをセクタで区切っているが、この場合（あくまで模式的な例として）、ゾーン０は６４セクタで構成され、ゾーン１は３２セクタ、ゾーン２は１６セクタでそれぞれ構成されている。ゾーンの切り替えに当たり、具体的なセクタ数については、スピンドルモータ２４の回転数は一定とし、記録再生クロックを可変にするなどによって、線記録密度を所定の範囲におさめ、ディスク当たりの記憶容量を増加させるように決定される。

図２は、図１のディスクコントローラ１３の内部構成をより詳細に示している。同図に示すように、ディスクコントローラ１３は、ＣＰＵインターフェース３１と、ホストコントローラ３２と、バッファコントローラ３３と、サーボコントローラ３４と、ディスクフォーマッタ３５と、ＥＣＣコントローラ３６とで構成されている。なお、同図において、データの移動が発生する矢印に対しては二重線で示してある。

ＣＰＵインターフェース３１は、ＣＰＵ１１と、ＲＡＭ／ＲＯＭ１２とのインターフェースであり、ホストからのコマンドをＣＰＵ１１に通知したり、ＣＰＵ１１からのコマンド処理結果の受信などを行ったりする。
ホストコントローラ３２は、インターフェース１７を介して接続されるホストとの通信を行う。
バッファコントローラ３３は、バッファＲＡＭ１４と、ディスクコントローラ１３内の各部間でのデータのやりとりを制御する。
サーボコントローラ３４は、ＶＣＭ（ボイスコイルモータ）２３及びＳＰＭ（スピンドルモータ）２４の動作を制御することによって、磁気ディスク２１上のサーボパターンからサーボ情報を読み取り、この情報をサーボ制御部１５へ渡す。
ディスクフォーマッタ３５は、バッファＲＡＭ１４上のデータを磁気ディスク２１に書き込んだり、あるいは磁気ディスク２１からデータを読出したりするための制御を行う。
ＥＣＣコントローラ３６は、バッファＲＡＭ１４に格納されているデータより、書込み時にはＥＣＣ符号を生成して付加したり、あるいは読出し時にはエラー訂正を行ったりする。
このような図２に示すディスクコントローラ１３は、ＣＰＵ１１より、フォーマッタ制御情報およびＥＣＣ制御情報を受け取る。

ところで、本例のアクセス方式としては、いわゆるＬＢＡ（Logical Block Address）に基づいてアクセスを行うものであってもよいし、後述するが、トラック単位で相対アドレスを用いたアクセスを行うものでも良い。

ＬＢＡによるアクセスを行う場合においては、上記フォーマッタ制御情報は、シークされたトラック上でアクセス可能となった後、ＬＢＡで指定されたセクタのアクセスを行うためのフォーマット情報である。この情報は、ＣＰＵインターフェース３１を介してディスクフォーマッタ３５へ送られ、ここでデータフォーマッタが生成される。
また、ＥＣＣ制御情報は、第１のエラー訂正符号Ｃ１によるＥＣＣブロック構成、もしくは第１のエラー訂正符号Ｃ１と第２のエラー訂正符号Ｃ２を持つＥＣＣブロック構成の設定を行うための情報であり、また例えばゾーン毎に、セクタ数などに応じてＥＣＣブロック構成を可変する場合に、その構成を指示する情報となる。この情報は、ＣＰＵインターフェース３１を介してＥＣＣコントローラ３６へ送られ、ここでＥＣＣブロック構成が設定され、バッファＲＡＭ１４をアクセスして所定のＥＣＣ処理が行われる。

トラック単位で相対アドレスを用いたアクセスを行う場合においては、上記フォーマッタ制御情報は、シークされたトラック上でアクセス可能となった後の、先頭のセクタからアクセスを開始して、1トラック分のアクセスを行うための、フォーマット情報であり、この情報は、ＣＰＵインターフェース３１を介してディスクフォーマッタ３５へ送られ、ここでデータフォーマッタが生成される。
また、ＥＣＣ制御情報は、トラック単位で完結するＥＣＣブロック構成の設定を行うための情報であり、第１のエラー訂正符号Ｃ１によるＥＣＣブロック構成、もしくは第１のエラー訂正符号Ｃ１と第２のエラー訂正符号Ｃ２を持つＥＣＣブロック構成の設定を行うための情報となる。また例えばゾーン毎に、セクタ数などに応じてＥＣＣブロック構成を可変する場合に、その構成を指示する情報となる。この情報は、ＣＰＵインターフェース３１を介してＥＣＣコントローラ３６へ送られ、ここでＥＣＣブロック構成が設定され、バッファＲＡＭ１４をアクセスして所定のＥＣＣ処理が行われる。

なお、これら制御情報（フォーマッタ制御情報、ＥＣＣ切替制御情報）は、図１のＣＰＵ１１に付随するＲＯＭ／ＲＡＭ内にある場合のほか、例えば、磁気ディスク２１にこれらの情報を記憶させておき、起動時に、磁気ディスク２１より読出しを行い、バッファＲＡＭ１４に格納するようにしてもよく、この場合バッファＲＡＭ１４から制御情報を各部に送るようにすればよい。

本実施の形態に係るハードディスク装置１０は、上述したような構成とされ、この構成において、以下説明するように、回転待ちを発生することのないデータアクセス制御を行い、アクセス時間の短縮やデータ転送速度の早いシステムを実現する。またディスク内においてスリップの発生した際においても、転送速度の低下を少なくすることで、安定したデータ再生を行うものである。
また、広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正可能とすることでリトライ動作を回避して転送速度の低下を少なくしたり、十分なエラー訂正能力を確保できるようにする。

２．スリップに応じたＣ１設定

まずここでは、第１のエラー訂正符号Ｃ１を用いたＥＣＣブロックにおいてスリップに応じたＣ１設定が行われる例を図４，図５で説明する。これは第２のエラー訂正符号Ｃ２が設けられない例である。

図４は磁気ディスク２１上における例えばゾーンｎにおいて、或るトラックｋにスリップＳＰが発生している様子を示している。
スリップの発生形態は多様であるが、ここではゾーンｎにおけるトラックｋ−１、ｋ、ｋ＋１に注目し、トラックｋにおいて１２４セクタ分のスリップＳＰが発生している例としている。

なお、磁気ディスク２１上の各トラックについては、その製造工程において検査が行われてスリップＳＰが設定される。そしてスリップの情報は、例えばディスクコントローラ１３内などにおける所定の記憶領域に格納されるものである。即ち製造工程で記憶される情報であり、ＨＤＤ１０は、各トラックにおけるスリップセクタ数を任意に確認できるようにされている。
また、スリップとしてのエリア（例えばセクタ数）の設定は製造者毎に多様であり、欠陥領域の発見に応じて周辺の一定面積に相当するセクタをスリップとすることや、或いはそのトラックの固定セクタをスリップとするなどの例がある。
例えば欠陥領域の発見に応じてその周辺を含む４８セクタ単位でスリップが設定されるなどの例がある。

図５（ａ）は、本例のＥＣＣブロックのフォーマット構成を示したものである。なお、比較のため、図５（ｂ）に従来のＥＣＣブロック構成を示した。
図５の例において、１セクタは５１２バイトで固定とする。
そして１トラックあたりのセクタ数を７６８セクタとする。例えば図４においてトラックｋ−１、ｋ、ｋ＋１のセクタ数は７６８セクタある。ただし、トラックｋについてはスリップＳＰによって１２４セクタ分減少しているため、６４４セクタとなる。

セクタあたりのエラー訂正符号としては、４バイトのクロスチェックコード（ＣＲＣ）、さらに４８バイトのＣ１コードを与えるとする。このＣ１コードの４８バイトは、５１２バイトを４分割してインターリーブし、それぞれ１２バイトずつ４セットのＥＣＣ−Ｃ１構成とする。
尚、ここではＥＣＣ訂正符号として、シンボル長８のリード・ソロモン符号を用いているものとする。
そしてこの場合、データ５１２バイト、ＣＲＣの４バイト、Ｃ１の４８バイトの１セクタで１つのＥＣＣブロックが形成されることになる。

このような場合において、まず図５（ｂ）の従来のＥＣＣ構成をみてみる。
従来ではスリップに応じたＣ１設定は行われないため、セクタ当たりのエラー訂正符号Ｃ１は固定である。つまり５１２バイトのデータに対して４８バイトで固定のＣ１が付加されている。
ここでトラックｋにおいてスリップが発生したとすると、スリップによる除去セクタを１２４セクタとしてあるので、トラックｋは、６４４セクタがデータセクタとなる。

実際のスリップ発生時においては、複数トラックに渡り、固まって発生するケースが多い。これを、ＨＤＤの性能として考えてみると、スリップの影響によって、トラックあたりのデータセクタ数が減少し、これによってデータ転送速度が低下することになるため、パフォーマンスが低下する。これは、高速な転送速度が要求されるシステムにおいては問題となってくる。例えば品質要求が高くなり、コスト増大に関係する。
つまり、図５（ｂ）のようなＥＣＣ構成では、スリップにより直接的にデータセクタ数が減少するため、スリップ状況が直接的に転送レートの低下という影響を与える。

これに対し、本例では図５（ａ）のようにスリップに応じたＣ１設定を行う。すなわち、セクタ当たりのエラー訂正符号Ｃ１を、スリップの情報を元に可変とする。
例えば、５１２バイトのデータに対して４８バイトのＣ１が付加されているが、所定の大きさのスリップが発生した時は、その発生情報よりＣ１構成を変更し、３６バイトのＣ１とする。なお所定の大きさのスリップが発生したときとは、所定の大きさ以上のスリップが発生したときも含む。
所定の大きさとは、例えば１２４セクタとする。実際は１２４セクタ前後としても良い。
図４のようにトラックｋにおいて１２４セクタのスリップＳＰが発生したとすると、図５（ａ）に示すように、そのトラックｋのＣ１構成を３６バイトとする。
このＣ１コードの３６バイトは、５１２バイトを３分割してインターリーブし、それぞれ１２バイトずつ３セットのＥＣＣ−Ｃ１構成とする。
すると、Ｃ１付加バイト数が減っているため、トラックｋ内のセクタ数を増加させることができる。従来のＣ１セクタ固定時では図５（ｂ）のようにトラックｋ内の有効なデータセクタ数が６４４セクタであったことに対して、図５（ａ）の例では、データセクタとして６５８セクタを有効セクタとしてトラックｋに配置することができる。

具体的な計算式で表すと次のようになる。
従来：644セクタ×（data:512 + CRC:4 + C1:48)Byte＝644×564＝363,216 Byte
本例：658セクタ×（data:512 + CRC:4 + C1:36)Byte＝658×552＝363,216 Byte
すなわち冗長分を含んで記録している情報量は同じである。つまり、Ｃ１バイト数を減少させ、それをデータセクタに割り当てることで、データセクタ数を多くできる。
このようにすることにより、スリップが発生したトラックにおいて、トラック当たりのセクタ数が従来に比べて多く配置でき、転送速度に対して有利にすることができる。従って、スリップセクタ数による転送レート低下の影響を低減することができる。

ところで、以上の例のようにセクタ当たりのエラー訂正符号Ｃ１を、スリップの情報を元に可変とする方式としては各種考えられる。
例えば、５１２バイトのデータに対して通常は４８バイトのＣ１が付加されているが、所定の大きさのスリップが発生した時は、その発生情報よりＣ１構成を変更し、図５（ａ）に別例として示したように、４０バイトのＣ１とする。
このＣ１コードの４０バイトは、５１２バイトを４分割してインターリーブし、それぞれ１０バイトずつ４セットのＥＣＣ−Ｃ１構成とする。
以上のように、可変とするＣ１バイト数、およびインターリーブ構成は特定されるものではない。

さらに、ここでは一箇所のスリップとして、例えば４８バイトを４０バイトへの変更として定めたとすれば、二箇所のスリップが発生している時には、３２バイトに変更すれば良い。もちろん上記した、４８バイトを３６バイトに変更する例の場合も同様に、所定の大きさのスリップが２カ所発生したら、さらにＣ１バイト数を少なくしてもよい。
また、以上の各例においては、トラック当りの有効セクタ数に応じてＣ１の値を変更させたが、必ずしもその限りではなくて良い。即ちトラック単位を基準とせずに、所定のまとまった範囲を１つのブロックとして、そのブロックでのセクタ数に応じてＣ１セクタバイトを変更させても良い。

３．相対アドレスによるアクセス動作

ところで上記のように、磁気ディスク２１に対するアクセス方式としてはＬＢＡに基づくアクセス方式と、トラック単位で相対アドレスを用いたアクセス方式が考えられる。ＬＢＡに基づくアクセス方式とは通常、多くのＨＤＤで採用されているアクセス方式であるため、詳述は避けるが、ここでトラック単位で相対アドレスを用いたアクセス方式について説明する。

この相対アドレスを用いたアクセス方式の場合、ＨＤＤ（ハードディスク装置）１０においては、磁気ヘッド２２がオン・トラックしたセクタから１トラック分のアクセスを行う。同一トラック上のセクタ番号は固定されておらず、相対位置によって与えることができる。
これにより、１トラック上のどのセクタからでもアクセスを開始することができる。すなわち、１トラックをアクセス単位とすることによって、先読みという不確定要素からなる処理を行う必要をなくして、シーク起動のタイミングを確実に決定することができる。また、１トラックのどのセクタからでもアクセスを行うことによって、回転待ちを行わなくて済む。これによって、シークの回数を最小限に抑え、アクセス時間を短縮させることができる。

所定のトラックに書込みを行う際には、アクセスを開始したセクタから始まる相対位置をセクタに与える。
また、読出しを行う際には、アクセスを開始したセクタから読出しを行い、相対位置セクタ番号に基づいて、バッファＲＡＭ１４上に展開する。このため、どのセクタから読出しを始めても良い。

このような動作を可能とするために磁気ディスク２１のトラックで利用されるセクタフォーマットの例を図６に模式的に示す。
図６（ａ）に示すように、セクタは、トラック上でのセクタの相対位置を表す相対位置データと、データ本体と、セクタ領域全体に対してエラー訂正を行うためのＥＣＣとで構成され、これら全体をエラー訂正範囲及び記録範囲とする。
相対位置データをヘッダとしてエラー訂正範囲に含めることにより、例えばセクタ内でランダムエラーが発生した場合であってもエラー訂正により相対位置データを回復することができるので、円滑なディスクアクセス動作を実現することができる。
また、一般に、セクタはセクタの番地を記録するためのＩＤフィールドを持つが、絶対位置ではなく相対位置を記録するので、ＩＤフィールドのサイズを縮小することができる。その分だけセクタ中でデータ本体に使用可能なフィールドサイズが大きくなり記憶領域の有効活用になる。

トラックに書込みを行うとき、アクセスを開始したセクタから始まる相対位置をセクタに与え、相対位置と本来の記録データによるＥＣＣデータを生成して、それぞれを当該セクタの相対位置フィールド、データ・フィールド、及びＥＣＣフィールドに記録する。アクセスを開始したセクタから書込みを開始するので、回転待ちする必要がない。
また、読出しを行うときには、トラック上でアクセスを開始したセクタから読出しを行い、相対位置フィールドによって得られたセクタ位置に基づいて、バッファＲＡＭ１４上での格納位置を決定する。したがって、任意のセクタからデータの読出しを開始しても、バッファＲＡＭ１４上では相対位置に基づいてデータを再配置することによって、トラック上に格納されているデータが元の順番通りに復元される。また、アクセスを開始したセクタから読出しを開始するので、回転待ちする必要がない。

また、図６（ｂ）には、本実施の形態に係るＨＤＤ１０において、磁気ディスク２１のトラックで利用されるセクタフォーマットの他の例を模式的に示している。
この場合も、上述と同様に、セクタは、トラック上でのセクタの相対位置を表す相対位置データと、データ本体と、セクタ領域全体に対してエラー訂正を行うためのＥＣＣとで構成される。但し、これら全体をエラー訂正範囲とするが、図６（ａ）に示した例と相違し、相対位置フィールドを記録範囲に含まない。したがって、相対位置フィールドがなくなる分だけ、さらに上述した例よりもセクタ中でデータ本体に使用可能なフィールドサイズが大きくなり記憶領域の有効活用になる。

この場合、トラックに書込みを行うときは、アクセスを開始したセクタから始まる相対位置をセクタに与え、相対位置と本来の記録データによるＥＣＣデータを生成して、記録データ及びＥＣＣデータのみを当該セクタ上に記録する。アクセスを開始したセクタから書込みを開始するので、回転待ちする必要がない。
また、読出しを行うときには、アクセスを開始したセクタから読出しを行い、ＥＣＣを用いてエラー訂正を行うことによって、セクタには書き込まれなかった相対位置を再生成する。そして、この相対位置に基づいて、バッファＲＡＭ１４上での格納位置を決定する。したがって、任意のセクタからデータの読出しを開始しても、バッファＲＡＭ１４上ではトラック上に格納されているデータが元の順番通りに復元される。また、アクセスを開始したセクタから読出しを開始するので、回転待ちする必要がない。

上記のようなセクタフォーマットに係るデータ記録再生の際のホストとの通信例を説明する。
本例のＨＤＤ１０は、インターフェース１７経由で接続されたホストからのコマンドによってデータ書込みを行うときの通信例は、次のようになる。
まずホストは、ＨＤＤ１０に対してデータの書込みコマンドを発行する。これに応答して、ＨＤＤ１０は現在のアクセスシーケンスからシーク時間が最小となるアドレス領域を応答する。
ホストは、ＨＤＤ１０からの応答を受けると、指示されたアドレス領域の大きさ（バイト数，セクタ数など）のデータコンテンツを転送する。ＨＤＤ１０は、受信したデータコンテンツをトラック単位で書込み動作を行う。

ここで上述のように、書込み時のトラック上のアクセス先頭位置を基準に各セクタに相対位置情報を割り振ると、書込み要求の際、ホスト側では、シリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番号などの具体的な書込み場所を特に意識する必要はなく、またこれらを指示する必要も特にない。
また、ＨＤＤ１０側からホストに通知されるアドレス領域は、例えば、ホストからデータ書込み要求されるコンテンツを識別するコンテンツ番号などの簡素なものでよい。
ＨＤＤ１０側では、各コンテンツ番号とディスク２１上での物理的な記録場所との変換テーブルを用意しておく。
トラック単位でディスクアクセスを行うことから、コンテンツ番号との変換テーブルは、例えば図７に示すようなものとなる。即ち、コンテンツ番号に対応してトラック番号やヘッド番号が登録されていく。

ここで、ＣＨＳ方式のセクタ番号が変換テーブルに含まれていないことに注意されたい。このように、書込み時のトラック上のアクセス先頭セクタを基準に各セクタに相対位置情報を割り振る構成では、読出し時のトラック上のアクセス先頭セクタに関わらず、各セクタの相対位置情報に基づきデータの再配置が可能となる。このため、変換テーブルにおいて、アクセス開始セクタを指定する必要がないものとなる。
この変換テーブルは、バッファＲＡＭ１４内に書き込まれる。変換テーブルの書込みは、ホストから書込みデータを受け取った時点で、ディスクコントローラ１３又はＣＰＵ１１が実行するソフトウェアによって行われる。

また、本例のＨＤＤ１０がインターフェース１７経由で接続されたホストからのコマンドによってデータ読出しを行うときの通信例は次のようになる。
ホストは、ＨＤＤ１０に対してデータの読出しコマンドを発行する。読出しコマンドでは、目的とするコンテンツ番号が指定されている。
これに対し、ＨＤＤ１０は、コンテンツ番号に基づいて上記図７の変換テーブルから目的とするトラックを特定して、磁気ヘッド２２のシーク動作を行う。そして、データ書込み時に応答したアドレス領域のシーケンスに従い、ディスク２１上のデータを転送する。
このデータ読出し要求の際、ホスト側は、所望のコンテンツ番号を指定するだけで、シリンダ番号、ヘッド番号、セクタ番号などの具体的な書込み場所（ＰＢＡ）を意識する必要はない。

上述したように、ＨＤＤ１０では、磁気ヘッド２２がオン・トラックしたセクタから１トラック分のアクセスを行う。１トラックをアクセス単位とすることで、先読みという不確定な処理を省いて、シーク起動のタイミングを確実に決定することができる。また、トラックのどのセクタからでもアクセスを行うことができるので、シーク直後の任意のヘッド位置から読み書きを行うことにより、回転待ちをなくすことができる。この結果、シークの回数を最小限に抑え、アクセス時間が短縮化される。
このようなディスクアクセスオペレーションは、ディスクコントローラ１３が、ＣＰＵ１１によるコマンド処理結果に応じて、データ読み書き制御部１５やサーボ制御部１６に対するハードウェア操作を指示することによって実現される。

４．トラック単位を基準としたＥＣＣ構成

上述してきたようにＨＤＤ１０が１トラックを単位としてアクセスを行う場合、磁気ディスク２１上には１トラックを基本単位としたＥＣＣブロックが形成されることが適切となる。
なお、ＬＢＡに基づくアクセス方式が採用される場合は、必ずしも１トラックを基本単位としたＥＣＣブロックが形成される必要はないが、もちろん１トラックを基本単位としてもよい。
ここでは、１トラックを基本としたＥＣＣブロックの例を説明する。

図８は、１トラックを基本単位としたＥＣＣブロック構成例を示している。
図８（ａ）の例では、磁気ディスク２１は、ゾーン分割されており、ゾーンｎにおけるＥＣＣブロック構成の例が示されている。すなわち、ゾーンｎ内の、破線で示す所定のトラックＴＫのように、各トラックの１周分がＥＣＣブロックの構成単位となるようにする。
ＥＣＣブロックの内部には、セクタ内の訂正を行うＣ１と、セクタ間の訂正を行うＣ２が含まれている。
そしてＣ１＋Ｃ２からなるエラー訂正単位（ＥＣＣブロック構成単位）は１トラックを基本単位としており、各トラック内においては、ＥＣＣブロック構成単位が２つ以上存在することはない。

また図８（ｂ）はＥＣＣブロックの他の例である。この場合も磁気ディスク２１は、ゾーン分割されており、ゾーンｍにおいて、ＥＣＣブロックの例が示されている。この例は、ゾーンｍ内の３トラック分でＥＣＣブロックの構成単位となるようにするものである。なお、この例は１トラックの整数倍を構成単位とするものであり、もちろんトラック３周分に限られるものではない。
このような例の場合も、ＥＣＣブロックの内部には、セクタ内の訂正を行うＣ１と、セクタ間の訂正を行うＣ２が含まれている。またＣ１＋Ｃ２からなるエラー訂正単位（ＥＣＣブロック構成単位）は１トラックを基本単位としており、各トラック内においては、ＥＣＣブロック構成単位が２つ以上存在することはない。

図９には、図８に示したＥＣＣブロック構成を採用した磁気ディスク２１のＥＣＣブロック構造の例を示している。
ここではＥＣＣ訂正符号として、シンボル長８のリードソロモン符号を用いているものとする。
磁気ディスク２１のあるゾーンにおけるトラック１周分の有効なセクタ数を、７６８セクタとする。１セクタは例えば、５１２バイトのデータに４バイトのＣＲＣ（クロスチェックコード）、並びに合計で４８バイトのＣ１を付加し、４インターリーブで構成してある。

図９のＥＣＣブロック構成の例では、セクタ０〜７０３までの７０４セクタをデータ領域として与え、セクタ７０４〜７６７までの６４セクタをＣ２領域として与えている。Ｃ２については、例えば１６セクタずつの４インターリーブで構成する。
このような構成としたとき、１つのＥＣＣブロックは合計７６８セクタとなって、このゾーン内において１周分となり、トラック単位を実現させることが出来る。

この例におけるエラー訂正能力について考察する。
ランダムエラーに対してはＣ１を利用することによって、セクタ当たり最大２４バイトまで(バイトの消失情報が得られる場合は最大４８バイトまで)の訂正が可能である。
さらに、バーストエラーに対しては、Ｃ２を利用することによって、トラック当たり最大３２セクタまで（ＣＲＣの結果を利用することで最大６４セクタまで）の長さのエラー訂正が可能となる。
尚、実際の最大エラー訂正数の設定は、誤訂正をする可能性等を考慮して決定される。例えば、最大３２セクタまでであるが、２４セクタまでを訂正可能とし、訂正したものについては、誤訂正が限りなく発生しないように設定する。

この他、トラック単位ではない、所定のセクタ数をＥＣＣブロックとした場合でも同様にして説明ができる。
その場合、例えばＥＣＣブロックが１９２（＝１７６セクタのデータ＋１６セクタのＣ２）セクタといった、小さいＥＣＣブロック単位とすることもできる。

ここで、上記のようなエラー訂正ブロックを採用する事情について述べておく。
上記、図５で説明した例も含めて、ＨＤＤのシステムの多くにおいては、エラー訂正が、５１２バイトデータと情報ビットからなる１セクタ単位においてのみ行われている。
したがって、各セクタ内に発生するランダムエラーに対してはエラー訂正を行うことができるが、訂正可能範囲を越えたランダムエラーや、あるいはバーストエラーすなわちセクタを越えて長く連続したエラーに対しては、エラー訂正を行うことが出来ない。

このような場合、例えばリトライ動作を実施するなどによって、読み取りエラーを一定以下にし、エラー訂正を行うことができる。ところが、リトライ動作は基本的に、１回当たり１周分の余分なアクセス時間の増加に相当する。
ここで、上述のようなトラック単位アクセスによってアクセス時間の短縮がなされたにもかかわらず、リトライ動作が発生すると、結局アクセス時間は増加し、データ読出し時間の遅れを発生させる結果となる。
例えばＨＤ（ハイビジョン画質）の再生や特殊再生時といったＡＶコンテンツを扱う場合において、高転送速度が要求されるとき、訂正不能な読み取りエラーが発生しても時間的にリトライ動作を行う余裕のないときがある。このような場合、現状では、読み取りエラー訂正が行われないまま処理を進めている。この結果、再生品質は悪くなってしまう。

そこで、ＥＣＣ構成を上記のようにして、安定したデータ再生を実現し、リトライの発生する事態を引き起こすようなエラー訂正の出来ない場合を減少させるようにするものである。
つまり、１セクタ単位のエラー訂正であるＣ１訂正に加えて、セクタ間の訂正を行うことが可能なＣ２訂正を付加する。そして、Ｃ１＋Ｃ２からなる、エラー訂正単位（ＥＣＣブロック）を例えばトラックで完結するような構成をとる。

トラックの１周でＣ１＋Ｃ２からなるＥＣＣブロック単位を完結させた場合、１トラックをアクセス単位とすることができ、回転待ちを発生することのないデータアクセス制御を実現することができる。すなわち、所望のデータ記憶場所へのアクセス時間を短縮することができる。また、同一トラック上で２以上のＥＣＣブロックを持つことがないようにすれば、ＥＣＣ構成を複数トラック単位とした場合であっても、同様に、回転待ちを発生することのないデータアクセス制御を実現することができる。

ところで、上記図９に示すシンボル長８のリード・ソロモン符号では５１２バイトのデータに対してインターリーブを適用することができる。
図１０、図１１には、本例のＥＣＣブロック構成において、インターリーブを適用した例を示している。
図１０及び図１１では、セクタｎに対してインターリーブを適用したものであり、１セクタが４バイトのヘッダと５１２バイトのデータ、そして４バイトのＣＲＣより、これらの合計を４分割し、各分割単位毎に１２バイトのＥＣＣ符号Ｃ１を付加している。
例えば、インターリーブ０は１バイトのヘッダと１２８バイトのデータと１バイトのＣＲＣに１２バイトのパリティが付加されて構成される。インターリーブ２，３，４も同様である。

そして、セクタ内の配置を、０番目にはインターリーブ０、１番目にはインターリーブ１、２番目にはインターリーブ２、３番目にはインターリーブ３、４番目には再び戻ってインターリーブ０、・・・のように順に並べる。
４バイトのヘッダ、５１２バイトのデータ、その後には４バイトのＣＲＣを付加し、続いて作成したＣ１コードを同様にして順に並べる。
図１０にはインターリーブで分解したものを示しており、また、図１１にはメモリ上にアドレス０から５６７まで割り振ったときの配置を示している。

この図１０及び図１１は、前述の図９と同じセクタ単位となる。すなわち、４バイトのヘッダ、５１２バイトのデータに、４バイトのＣＲＣと、合計４８バイトのＥＣＣ符号Ｃ１が付加されて１セクタとなり、磁気ディスク２１上への記録セクタの主要部として構成される。
なお、実際の記録データの構成は、プリアンブル、同期信号、ポストアンブルなどがさらに付加されている。また、セクタ単位の他の構成例としては、ヘッダファイルを持たない形式や、あるいはＣＲＣを持たない形式などがある。

このようなインターリーブの構成は、主にハードウェア構成によって決定すればよく、シンボル長８のリードソロモン符号では、Ｃ１方向（すなわちセクタ方向）においてインターリーブ構成を例えば図１０に示すように適用する。

なお、上述したインターリーブは、セクタ間でＥＣＣを実行したＣ２に対して適用してもよい。この場合においても、図１０において、ＤＡＴＡ部のＢｙｔｅをセクタと置き換えてＣ２方向（すなわちセクタに直交する方向）に展開させることで、同様な構成及び作用を実現することができる。

また、この例においては、１セクタを５１２バイトのデータとしたが、セクタサイズはこの限りではなく、例えば１０２４バイト、あるいは２０４８バイトを１セクタのデータとした場合においても、上記と同様にしてセクタ毎及びセクタ間に構成されたＥＣＣブロックを実現することができる。

ところで、ＥＣＣブロックをトラック単位で完結させるとき、磁気ディスク２１のゾーンが切り替わった際には、トラックあたりのセクタ数が異なるので、同一のＥＣＣパリティ数の構成では、エラー訂正能力がゾーン毎で大きく異なったものとなる可能性がある。
この場合、ゾーン毎でＥＣＣブロック構成を可変とすることによって、エラー訂正符号の冗長度を一定範囲内におさめることができ、その結果、エラー訂正能力をディスクの全周に渡って同様な強さとすることができる。
例えば図３の例では、１トラックあたりのセクタ数は、ゾーン０では６４セクタ、ゾーン１では３２セクタ、ゾーン２では１６セクタとなっている。各ゾーンに対しては、回転数を同一とするが、動作クロックを変更し、各ゾーンにおける線記録密度は一定範囲にあるものとする。

このとき、ＥＣＣは、各セクタ毎においてはＣ１が付加されている。Ｃ１の構成は、後述するスリップに対応して変更することを除いては、固定で同一であるものとする。具体的には、例えば図９のような構成とする。
そして、Ｃ２の構成については、例えばゾーン０では６４セクタのうちの８セクタをＣ２パリティとして与え、ゾーン１では３２セクタのうちの４セクタを、ゾーン２では１６セクタのうちの２セクタをそれぞれＣ２パリティとして与える。
このように構成にしたとき、各ゾーンの１周分のデータセクタ数に対するＣ２パリティのセクタ数の割合が一定になり、Ｃ２訂正能力についても各ゾーンで同一とすることができる。
なお、実際のフォーマットにおいては、ゾーンとセクタ数の関係にあるような、ちょうど割り切れる値となる場合は少ないので、ＥＣＣ部分の冗長度が一定範囲となるような設定をすればよい。

このように、ＥＣＣブロックをトラック単位に完結させ、Ｃ１＋Ｃ２構成とし、さらにインターリーブ構成とすることに加えて、ゾーン毎でＥＣＣ構成を可変としてＥＣＣ部分の冗長度を所定範囲内に制御することによって、ディスクの全周に渡って、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正が可能なようになり、安定したデータ再生が実現する。
なお、この例では、ＥＣＣ構成のうちＣ１部分を、スリップ状況に対応する場合を除いて基本的には固定とし、Ｃ２部分を可変とすることでＥＣＣ部分の冗長度すなわちエラー訂正能力を所定範囲内に制御した。しかしながら、例えばＣ１部分をゾーン毎に可変としてＣ２部分を固定させてエラー訂正能力を所定範囲内に制御するようにしてもよく、あるいはＣ１とＣ２を総合的に制御してエラー訂正能力を所定範囲内に制御するようにしてもよい。

５．スリップに応じたＣ１設定（Ｃ２固定）

ＥＣＣブロック構造は、基本的には以上の通りであるが、本実施の形態ではさらに、磁気ディスク２１のトラック上に発生したスリップに応じてＥＣＣブロック構成が設定される。
図１２はトラック内においてスリップが発生しているときの例を示している。ここではゾーンｎ内の各トラックにおいては、その１周分がＥＣＣブロックの構成単位となるようにしてあり、その中の２箇所において、スリップＳＰ（ＳＰ１，ＳＰ２）が発生している。
スリップＳＰは、スリップＳＰ２のように或るトラックにのみ連続セクタ分だけ存在する場合のほか、スリップＳＰ１のように、所定のエリアとして、物理的にまとまった面積部分となるような、連続した複数トラックかつ連続した複数セクタにおいて存在する場合もある。また図示していないが、スリップとして、例えば１セクタといった、ごく少数単位のセクタを与えている場合も、この他としてある。

図１２におけるゾーンｎ上のトラックとして、特にトラックｋとトラックｊを破線で示している。トラックｊはスリップの無いトラック、トラックｋはスリップＳＰの発生しているトラックとしている。
図１３（ａ）（ｂ）には、スリップに応じたＥＣＣブロック構成例を示している。図１３（ａ）は例えばトラックｊのようにスリップの無いトラックのＥＣＣブロック構成を、また図１３（ｂ）はトラックｋのようにスリップの有るトラックのＥＣＣブロック構成を示している。

基本的なＥＣＣブロック構成を上述した図９と同様とすると、スリップのないトラックｊの１周分の有効なセクタ数は７６８セクタで与えられる。
即ち図１３（ａ）に示すように、１セクタは例えば、５１２バイトのデータに４バイトのＣＲＣ（クロスチェックコード）、並びに合計で４８バイトのＣ１を付加し、４インターリーブで構成してある。
そして、セクタ０〜７０３までの７０４セクタをデータ領域として与え、セクタ７０４〜７６７までの６４セクタがＣ２領域として与えられる。Ｃ２は、例えば１６セクタずつの４インターリーブで構成してある。
つまり図９のとおりであり、またそのインターリーブ構造は図１０，図１１で説明したとおりとなる。

一方、例えば図１２のスリップＳＰ１，ＳＰ２としてスリップされたセクタ数を１２４セクタとすると、そのトラックｋにおいては、７６８セクタから１２４セクタを差し引き、６４４セクタが、このトラックの１周分の有効なセクタ数となる。
ここで上述した基本的なＥＣＣブロックの設定で考えると、少なくともゾーン内の各トラックでは、Ｃ２セクタ数は固定となる。つまり、このゾーンｎ内の各トラックにおけるＣ２セクタ数が６４セクタであるとすると、スリップが発生しているトラックＴＫにおいても、Ｃ２セクタ数は６４セクタとされる。
スリップがないトラックｊで考えると、７６８セクタが有効なセクタとなるため、７６８セクタからＣ２の６４セクタを引いた７０４セクタがデータ領域（データセクタ）となる。
しかしながらスリップＳＰ１，ＳＰ２が存在するトラックｋでは、上記のように有効セクタが６４４セクタとなっているため、そのままでは、データ領域としてのセクタ数は５８０セクタ（６４４−６４）となってしまう。

これはすなわち、同一ゾーン内においても、所定トラック当たりのデータセクタ量がスリップによって大きく変動し、データの冗長度に差が出てくるとともに、同一処理時間に対してのデータ転送量が異なってしまうことを意味する。
スリップセクタが、１セクタのような、ごく少数セクタで与えられている場合は、上記冗長度や同一処理時間に対してのデータ転送量の差は比較的少ないが、例えば１２８セクタといった、まとまったスリップ単位の場合では、冗長度および同一処理時間に対してのデータ転送量（データ転送速度）の影響は無視できないものとなってくる。

そこで本例ではスリップの発生したトラックｋについて図１３（ｂ）に示すようにＥＣＣブロック設定を行うことで、有効なデータセクタ数を多くする。
即ちトラックｋにおいては図１３（ｂ）に示すように、１セクタは例えば、５１２バイトのデータに４バイトのＣＲＣ（クロスチェックコード）、並びに合計で３６バイトのＣ１を付加し、３インターリーブで構成するようにする。つまりＣ１コードを４８バイトから３６バイトに変更する。
このようにすることによって、トラックｋにおけるセクタ数を６５８セクタとすることができる（セクタ内のＣ１を固定とする場合は上記のとおり６４４セクタとなる）。
つまりトラックｋにおいては、スリップＳＰ１，ＳＰ２に相当するセクタ数として１２８セクタではなく１１０セクタが差し引かれるものとなり、６５８セクタの有効セクタを確保できる。
そしてＣ２設定をゾーン毎で固定とされ、トラックｋについても６４セクタがＣ２領域として与えられるため、残る５９４セクタ（６５８−６４）がデータ領域（データセクタ）として与えられることになる。
この場合、具体的な計算式は、上記図５の説明において示したものと同様となり、冗長分を含んで記録している情報量は、Ｃ１を４８バイトで固定とする場合と、スリップに応じてＣ１を３６バイトに変更する場合とで同じである。
そして本例では、Ｃ１バイト数を減少させ、それをデータセクタに割り当てることで、データセクタ数を多くできる。このようにすることにより、スリップが発生したトラックにおいて、トラック当たりのセクタ数が従来に比べて多く配置でき、転送速度に対して有利にすることができる。従って、スリップセクタ数による転送レート低下の影響を低減することができる。

なお、上述したようにスリップ情報はディスクコントローラ１３内の記憶部や他の記憶部において保持しているようにすればよい。例えばトラック毎のスリップ情報テーブルを作成し、それによって各トラックについてのスリップ情報を参照できるようにすればよい。
また、スリップ情報は、例えば、トラック毎にヘッダがあれば、そこに記録するようにしてもよい。
この他として例えば、スリップ検出手段を別に持ち、スリップが検出されたトラックをスリップ有りと判断する手法を採れば、トラック単位（或いはＥＣＣブロック単位）でスリップ情報を格納しておく必要もない。その場合、スリップの有無が判定されたら、それによってＣ１を設定すれば良い。

さらに、エラー訂正能力について考えてみる。
スリップのない部分（トラックｊ）では、
セクタ内：５１２バイトデータに対して４８バイトのＣ１
セクタ間：７０４セクタデータに対して６４セクタのＣ２
スリップのある部分（トラックｋ）では、
セクタ内：５１２バイトデータに対して３６バイトのＣ１
セクタ間：５９４セクタデータに対して６４セクタのＣ２

エラー訂正能力は、データに対して付加するパリティの割合に比例する。従って訂正能力としては（パリティ／各ブロックのデータを含む全情報）の式で比較できる。
すると、スリップのない部分（トラックｊ）では、
セクタ内：４８／（５１２＋４＋４８）（バイト比）＝０．０８５…
セクタ間：６４／（７０４＋６４）（セクタ比）＝０．０８３…
スリップのある部分（トラックｋ）では、
セクタ内：３６／（５１２＋４＋３６）（バイト比）＝０．０６５…
セクタ間：６４／（５９４＋６４）（セクタ比）＝０．０９７…
但し、実際のエラー訂正においては、さらにインターリーブが加わることになるが、結局エラー訂正能力としては、上記比率で表すことができる。

これより、セクタ内でのＣ１エラー訂正能力で見ると、スリップのある部分の訂正能力はスリップのない部分のそれと比較して弱い設定となるが、一方の、セクタ間（トラックセクタ）としてのＣ２エラー訂正能力では、逆にスリップのある部分の訂正能力がスリップのない部分のそれと比較して強い設定となる。
これは、スリップの発生したトラックでは、セクタ内のＥＣＣ−Ｃ１では、訂正能力がやや低い構成を設定しても、トラック内のＥＣＣ−Ｃ２において、逆に訂正能力の高い構成を設定することで、総合的に訂正能力を他のスリップのないトラックと、同様にすることができることを示している。

以上のことから本例の場合、スリップ時のデータ転送速度を考慮したセクタ内ＥＣＣ−Ｃ１設定は、さらにトラック単位のＥＣＣ−Ｃ２と組み合わせることによって、十分なエラー訂正能力を維持し、安定したデータ再生をすることができることがわかる。

ところで、スリップの発生したトラックｋについてはＣ１を３６バイト（１２×３）として３インターリーブするとした。その場合のインターリーブ構造例を図１４に示しておく。
図１４では、トラックｋに対して３インターリーブを適用したものであり、１セクタが３バイトのヘッダと５１２バイトのデータ、そして４バイトのＣＲＣより、これらの合計を４分割し、各分割単位毎に１２バイトのＥＣＣ符号Ｃ１を付加している。
例えば、インターリーブ０、１は１バイトのヘッダと１７１バイトのデータと１バイトのＣＲＣに１２バイトのパリティが付加されて構成される。インターリーブ２、１は１バイトのヘッダと１７０バイトのデータと２バイトのＣＲＣに１２バイトのパリティが付加されて構成される。
そして、セクタ内の配置を、０番目にはインターリーブ０、１番目にはインターリーブ１、２番目にはインターリーブ２、３番目には再び戻ってインターリーブ０、・・・のように順に並べる。
３バイトのヘッダ、５１２バイトのデータ、４バイトのＣＲＣに続いて作成したＣ１コードも同様にして順に並べる。
この図１４は、図１３（ｂ）と同じセクタ単位となる。
なお、実際の記録データの構成は、プリアンブル、同期信号、ポストアンブルなどがさらに付加されている。また、セクタ単位の他の構成例としては、ヘッダファイルを持たない形式や、あるいはＣＲＣを持たない形式などがある。
また、この場合ヘッダを３バイトとしているが、例えばセクタにおいてヘッダを必ず４バイト持つという形式も考えられる。その場合は３つのインターリーブに、４バイトのヘッダを振り分けることで、３インターリーブ構成とすればよい。

また上記例では、スリップの発生したトラックｋについてはＣ１を３６バイトとしているが、この場合、３６バイトのＣ１を（９×４）バイトとして４インターリーブするようにしてもよい。その場合のインターリーブ構造例を図１５に示す。
図１５では、トラックｋに対して４インターリーブを適用したものであり、１セクタが４バイトのヘッダと５１２バイトのデータ、そして４バイトのＣＲＣより、これらの合計を４分割し、各分割単位毎に９バイトのＥＣＣ符号Ｃ１を付加している。
例えば、インターリーブ０は１バイトのヘッダと１２８バイトのデータと１バイトのＣＲＣに９バイトのパリティが付加されて構成される。インターリーブ１，２，３も同様である。
そして、セクタ内の配置を、０番目にはインターリーブ０、１番目にはインターリーブ１、２番目にはインターリーブ２、３番目にはインターリーブ３、４番目には再び戻ってインターリーブ０、・・・のように順に並べる。Ｃ１コードも同様にして順に並べる。

このようなインターリーブの構成は、主にハードウェア構成によって決定すればよく、シンボル長８のリードソロモン符号では、Ｃ１方向（すなわちセクタ方向）においてインターリーブ構成を例えば図１４又は図１５のように適用すればよい。

続いて図１６により、スリップに応じたＥＣＣブロック設定の処理例を説明する。これはＣＰＵ１１、ディスクコントローラ１３を中心とした図１の各部の動作によって実現される。
これは、ＺＢＲ記録されているディスク上において、ゾーン毎に切り替えられている、所定トラック単位となっているＥＣＣブロック構成を、スリップ情報を用いて切り替えて構成する場合の例である。
処理は以下のようにして行われる。

まずステップＦ１０１では、ゾーンエリアの情報が設定される。すなわち各ゾーンでの１周（あるいは所定周分）当たりのセクタ数が設定される。
ここでは、例えばゾーン０では１周当たり７６８セクタであるとする。
次にステップＦ１０２では、書込又は読出を行うトラックにおいて、スリップ情報を参照し、所定セクタ数のスリップの有無を判定する。
ここでは、例えばスリップとして１２４セクタのスリップの有無を判定する。例えばスリップが１２４セクタ単位で設定される場合は、スリップの有無を判定すればよい。また例えば４８セクタ単位でスリップが設定される場合は、当該トラックに３カ所のスリップが有るか否かを判別すればよい。

所定セクタ数のスリップ（例えば１２４セクタのスリップ）がなければ、ステップＦ１０３に進み、そのゾーンでの通常のＥＣＣブロック構成を設定する。例えば合計７６８セクタのうち、７０４セクタをデータセクタとし、６４セクタをＣ２セクタとする。

ところがステップＦ１０２でスリップ有りという判定となれば、ステップＦ１０４に進んで、予め定めた、そのゾーンでのスリップ時のＥＣＣブロック構成を設定する。
例えば、あるスリップ時では１２４セクタ相当が除外されるとする。なお、スリップ時にＥＣＣ−Ｃ１を固定とする場合には１２４セクタ相当のエリアであるが、ここでスリップ発生時のＥＣＣ−Ｃ１を４８バイトから３６バイトへ変更する。この場合、除外されるセクタ数は１２４セクタから１４セクタ減少し、１１０セクタが除外されることになる。
そしてこれによりスリップの有るトラックでは合計６５８セクタ（７６８−１１０）が有効セクタとなる。
この６５８セクタに対しては、ステップＦ１０５において固定のセクタ数、例えば６４セクタをＣ２セクタとする。
ステップＦ１０４，Ｆ１０５においてこのような設定でＥＣＣブロックの構成が行われることになる。

ステップＦ１０３、又はＦ１０４とＦ１０５でＥＣＣブロック設定が行われたら、ステップＦ１０６で書込又は読出処理が行われる。
即ち決定したＥＣＣブロック情報にもとづき、読出処理あるいは、書込処理が行われる。
書込処理の場合は、まずＥＣＣ生成処理が行われ、データやＣ１，Ｃ２等を含むＥＣＣブロックデータを形成して、対象とするトラックへの書き込みが実行される。
読出処理では、磁気ディスク２１のトラックからのデータ読み込み後、設定したＥＣＣブロック情報に基づいて、必要に応じてＥＣＣ訂正処理が行われる。

以上の処理によって、本実施の形態に係るＨＤＤ１０は、スリップが含まれたＨＤＤ１０として、より冗長度の変化の少なくて効率の良い、さらに転送レートの変動の少ない装置を実現することが出来る。
また上述したような効率の良いＥＣＣブロック構成とすることで、より広い範囲でのランダムエラーやバーストエラーに対してもエラー訂正が可能で、かつ安定したシステムを構成することができる。

具体的には、目的とするトラックをシークするシーク手段と、該シークされたトラック上でアクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行うデータアクセス手段を持ち、さらに、データをエラー訂正するためのエラー訂正符号を生成するとともにエラー訂正符号に基づいてデータをエラー訂正するエラー訂正手段を備えている。
そして第１のエラー訂正符号（Ｃ１）単位を用いることによりセクタ内でのランダムエラーを訂正することができるとともに、第２のエラー訂正符号（Ｃ２）単位を用いることによりセクタ内エラー訂正範囲を越えるエラーや、セクタ間にまたがるバーストエラーを訂正することができる。
さらに、第１のエラー訂正符号（Ｃ１）単位の設定を、ディスク１周当たりに発生したスリップの情報を用いて決定することによって、転送レートの点で有利なシステムを構築でき、しかも第２のエラー訂正符号によってエラー訂正能力も十分に確保できる。

なお、上記図１６の処理例においては、１２４セクタのスリップによりスリップの有無を判断しているが、もちろん１２４セクタに限られるものではない。
すなわち、同一ディスクでも１２４セクタなど、固定セクタ数でのスリップ設定以外のスリップ時の除外セクタがある場合にも対応するようにしてもよい。
つまりスリップ有無（或いは対応すべきスリップセクタ数）の判断は、スリップ設定方式、ゾーン毎のセクタ数、機器に要求される性能、冗長度の変動の許容範囲や転送レートの許容範囲など、様々な事情を考慮して設定されればよく、設計上の事情で決められるべきものである。

また、まとまったセクタ数で与えられるスリップによる除外は、一箇所のみではなく複数箇所で発生しても適用できるし、そのセクタ数は、例えば４８セクタで統一されていても、あるいはそうではなく、４８セクタ以外に９６セクタや３１セクタ等、種類を持っていても、これらのスリップ情報をもとに、Ｃ１を設定するようにすればよい。
また、１〜数セクタ程度など、小規模なスリップが生じている場合で、冗長度や転送レートにスリップの影響が無視できる程度であれば、Ｃ１セクタ設定を通常どおりとすることが適切である。例えば図１６の処理においては、ステップＦ１０２で１２４セクタ以上のスリップをスリップ有りと判定するものとすれば、微小なスリップの場合は、スリップ無しと判定されてステップＦ１０３に進むものとなる。
さらには、ごく少ないセクタ（たとえば１セクタや２セクタなど）がスリップとして与えられている場合は、その冗長度の影響が少ないことからスリップ情報として単純に除外するものとはせず、これらのスリップ情報についてもスリップとして判別してもよい。例えば所定トラックにおいて、微少なスリップが１０以上出たときに、Ｃ１を設定するなどの適用をしてもよい。

またＣ１の設定変更の単位はトラック毎に限らず、所定のセクタ単位で行ってよい。また、Ｃ１の設定は、所定サイズのスリップの発生に比例させての設定を行ってもよい。
さらに、或るゾーン内で、スリップトラックのＣ１バイト数を可変するような処理としては、固定的な複数の設定値を用意してスリップ状況に応じて切り換えるという処理も考えられる。
例えば上記例に合わせて言えばＣ１バイト数の設定値として、標準時の４８バイトと、スリップ発生による３６バイト以外に、さらにスリップの発生状況に応じて、４０バイト、３２バイト、２４バイトなどに段階的に切り換える方式である。
またスリップ時のＣ１設定は、ディスク全てに渡って固定であってもよいし、ゾーン毎に異なる設定とされてもよい。さらにそれ以外で細かく設定されても良い。

６．スリップに応じたＣ１、Ｃ２設定

ところで上記例においては、スリップの有るトラックとスリップの無いトラックにおいて、ＥＣＣ−Ｃ２のセクタ数を同一としていた。これに対し、スリップ発生時にＥＣＣ−Ｃ１の設定だけでなく、ＥＣＣ−Ｃ２の設定（セクタ数）についても可変としてもよい。
そのようにすると、スリップ有無に関わらずエラー訂正能力を、さらに均一に設定することができる。言い換えるとデータの冗長度の差を少なくすることができ、結局、効率のよりよいＥＣＣ構成とすることが可能となる。

図１７にスリップがあるトラックｋについて、Ｃ１だけでなくＣ２構成も変更する例を示した。図１７（ａ）はスリップの無いトラックのＥＣＣブロックを示しており、これは上記図１３（ａ）と同様である。
図１７（ｂ）はスリップのあるトラックｋのＥＣＣブロックであり、この場合、セクタあたりのＣ１は図１３（ｂ）の場合と同様に３６バイトとするだけでなく、そのＣ１設定によって有効セクタが６５８セクタとなる状態において、Ｃ２セクタを通常時の６４セクタから６０セクタに変更するようにしている。
すると、セクタ０〜セクタ５９７の５９８セクタをデータセクタとできる。
なお、インターリーブ構造については、図１４又は図１５のようにすればよい。

このようにすると、図１３で説明した例の場合よりも、トラックあたりのデータセクタ数を増加させることができる。このため転送レートの点ではさらに有利となる。
また図１３の例では、スリップの発生したトラックでＣ１バイト数を減少させることで訂正能力（冗長度）が低下することを考慮して、固定（例えば６４セクタ）のＣ２セクタを与えることで高度な訂正能力を確保するようにしていたが、６４セクタのＣ２セクタによるエラー訂正能力が必要以上に高いものとなる。そこで本例のようにＣ２セクタを６０セクタとすれば、適度な訂正能力となり、換言すれば、通常のスリップのないトラックと同程度の冗長度とできる。つまりトラック毎での冗長度のバラツキを少なくできる。

より一般的に言えば、Ｃ１だけでなくＣ２構成もスリップの発生に応じて可変設定することで、データセクタ数をより多く確保できることになって転送レートの点で好ましいと共に、Ｃ２設定によって冗長度を詳細に調整するような設定も可能となる。冗長度の差をなくすことは、全てのトラックにわたって効率の良いＥＣＣ構成が実現されることを意味する。
なお、スリップ時のＣ２設定は例えば、各ゾーンでのＣ２設定値よりも減少させることで、スリップ有りのトラックのＣ１，Ｃ２による訂正能力をスリップ無しのトラックと同等になる様に設定するが、実際に丁度一致となるような設定が可能とは限らない。このときは、スリップ有り無しのトラックで、冗長度が近付く様な設定を選べばよい。

この場合の、スリップに応じたＥＣＣブロック設定の処理例を図１８に示している。なお図１８においてステップＦ２０１〜Ｆ２０４，Ｆ２０６は図１６のステップＦ１０１〜Ｆ１０４、Ｆ１０６と同様であるため詳細な説明は省略する。
この図１８では、スリップがある場合においては、ステップＦ２０５において、ＥＣＣ−Ｃ２セクタ設定を通常の６４セクタから変化させる。例えば６０セクタとするものである。
このような設定により、図１７（ｂ）に示したように、スリップの有るトラックでは合計６５８セクタ（７６８−１１０）のうち、５９８セクタをデータセクタとし、６０セクタをＣ２セクタとすることになる。

そしてこの図１８の処理によって、本実施の形態に係るＨＤＤ１０は、スリップが含まれたＨＤＤ１０として、より冗長度の変化の少なくて効率の良い、さらに転送レートの変動の少ない装置を実現することが出来る。
なお、図１８の例においては、当該ゾーンにおいて、スリップ有りの場合には、固定のＣ２セクタ数（６０バイト）を与えている。即ち、当該ゾーンにおいて、スリップ有りの場合は、Ｃ２セクタを６４セクタから６０セクタに変更するという処理である。つまりゾーン内ではスリップ有無に応じてＣ２セクタ数は６４セクタ又は６０セクタとなる。
他のゾーンを対象としている場合は、そのゾーンのセクタ数に応じた基本的なＣ２セクタ数と、スリップ時のＣ２セクタ数が決められている。
ところが、このようにゾーン毎に、スリップ時のＣ２セクタ数を異なる固定値として設定する以外に、ゾーンに関わらず固定的なＣ２セクタ数の設定が行われるようにしてもよい。
例えば全てのゾーンにおいて、スリップ一箇所に対し、Ｃ２設定を標準時よりも１セクタマイナスの処理に統一させるなどである。この場合、例えばハードウエアの簡略化等に好適となり、その上で、冗長度および転送レートの差について改善させることができる。

或いは、或るゾーン内で、スリップトラックのＣ２セクタ数を可変するような処理も考えられる。
例えば上記図１８の例では、或るゾーンにおいてスリップトラックでは常にＣ２セクタは６０セクタとなるが、実際にスリップトラックにおけるスリップセクタ数に応じて（つまり有効なセクタ数に応じて）、Ｃ２セクタ数を設定してもよい。
つまり、スリップ数及びＣ１設定によってわかる有効セクタの数に応じてＣ２セクタ数を、例えば或る割合、つまり目的とする冗長度に合致する割合となるように設定する。
このようにすれば、多様なスリップ発生形態にも対応して、より細かく冗長度の安定化が可能となる。
さらに、このような設定を行う場合、特にゾーン毎に処理を切り換える必要もないものともできる。

さらに、同じく或るゾーン内で、スリップトラックのＣ２セクタ数を可変するような処理としては、固定的な複数の設定値を用意してスリップ状況に応じて切り換えるという処理も考えられる。
例えば上記例に合わせて言えばＣ２セクタ数の設定値として、標準時の６４セクタと、スリップ発生による６０セクタ以外に、さらにスリップがより多数発生している場合には相対的に冗長度が高くなるため、５６セクタとするなどのように、固定値を段階的に切り換える方式である。

７．適用例

本発明は上述した例に限定されず、以下のように各種の場合に適用できる。
ＨＤＤ１０における磁気ディスク２１の枚数は、２枚の場合を示したが、１枚、或いは３枚以上のＨＤＤ１０の場合も本発明を適用できる。また、１枚のディスク２１において表裏が記録面とされる場合も適用できる。さらに、磁気ヘッド２２の数も多様な構成が考えられるが、本発明の適用を妨げるものではない。
また、一般にＨＤＤではディスク２１は装置内に固定的に内蔵されるが、ディスク２１を着脱可能とするＨＤＤも考えられる。そのような装置でも本発明は適用可能である。
更に、ＨＤＤ以外のディスクシステム（光ディスク記録再生装置、光磁気ディスク記録再生装置）においても本発明は適用できる。

また、スリップの有るトラックについてのＣ１、Ｃ２の削減数は、必ずしも固定で制限されなくても良い。但し固定としない場合には、これを識別する信号が必要となる。
例えばスリップ時のＣ２削減セクタを、図１３のような１１０セクタとして、これを全ディスク面、全ゾーンで同じとしても良いし、それぞれのディスク面あるいはゾーンにおいて、個別に異なる値を与えても、同様な構成で良い。
但し、その際には、それぞれのディスク面あるいはゾーンの情報を持たせるようにする。
全エリア固定とした場合にはハードウエアの簡素化が期待出来る。また反対に可変とした場合には、さらにきめ細かい設定が期待出来る。

また図８において説明したＥＣＣブロック単位は、１トラックを基本単位とし、１又は複数トラック単位とされるとしたが、トラックの先頭位置は、どこにあっても関係なく本発明を適用できる。
また、トラック単位のＥＣＣブロック単位は任意であり、上限や下限も特になく、システムの要求によって決定することができる。

また、ディスク上に記録されるＣ２の配置については規定されず、ＥＣＣブロック構成単位でのＣ２セクタの配置はどのような配置であっても良い。
また、第２のエラー訂正符号Ｃ２としての構成を変更するときは、構成セクタ数を変更するものとしたが、Ｃ２セクタのパリティセクタ数を変更したり、あるいはインターリーブ構成を変更することも考えられる。
第１のエラー訂正符号Ｃ１の構成を変更するときは、構成バイト数を変更するものとしたがインターリーブ構成を変更することも考えられる。

また、ＥＣＣブロック構成については、ゾーン毎に異なるものとしての例を説明したが、ＥＣＣブロック構成が可変となる単位はゾーンに限定されない。
例えば図３に示したような複数のゾーンにおいて同一のＥＣＣ構成となる場合（例えばゾーン１とゾーン２が同一構成で、ゾーン０が異なるなど）、或いは、１つのゾーン内でＥＣＣ構成が異なる領域が生成されるなどの例も考えられる。
そして本例の場合は、ディスク上で各種可変設定されるＥＣＣブロック構成の上で、さらにスリップに応じた設定が行われればよいものである。

本発明のプログラムは、上述したＨＤＤ１０の機能を実現するプログラムである。特にＣＰＵ１１によって起動され、ＨＤＤ１０の各部がそのプログラムに基づいて制御されることで図５（ａ）、図１３、図１７によって説明したＥＣＣブロック構成を実現させる処理（例えば図１６、図１８の処理）が実行される。
このプログラムは、例えばＲＯＭ／ＲＡＭ１２に予め記憶しておくことができる。或いは磁気ディスク２１に記憶しておき、ＲＯＭ／ＲＡＭ１２にロードされる形態も考えられる。

本発明の実施の形態のＨＤＤの全体構成のブロック図である。実施の形態のＨＤＤのディスクコントローラのブロック図である。実施の形態のディスクフォーマット構造を模式的に示した説明図である。実施の形態のディスクのスリップの状況の説明図である。実施の形態のスリップに応じたＥＣＣブロック構成の説明図である。実施の形態のエラー訂正範囲の説明図である。実施の形態の相対アドレスアクセスのための変換テーブルの説明図である。実施の形態のトラック単位となるＥＣＣブロックの説明図である。実施の形態の通常のＥＣＣブロック構造の説明図である。実施の形態のインターリーブ構造の説明図である。実施の形態のインターリーブ構造の説明図である。実施の形態のスリップの状況の説明図である。実施の形態のスリップに応じたＥＣＣブロック構成の説明図である。実施の形態のスリップトラックのセクタのインターリーブの説明図である。実施の形態のスリップトラックのセクタのインターリーブの説明図である。実施の形態のＥＣＣブロック設定処理のフローチャートである。実施の形態のスリップに応じた他のＥＣＣブロック構成の説明図である。実施の形態のＥＣＣブロック設定処理のフローチャートである。

符号の説明

１０ＨＤＤ（ハードディスク装置）、１１ＣＰＵ、１２ＲＯＭ／ＲＡＭ、１３ディスクコントローラ、１４バッファＲＡＭ、１５データ読み書き制御部、１６サーボ制御部、２１，２１ａ，２１ｂ磁気ディスク２２，２２ａ，２２ｂ磁気ヘッド

Claims

同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割されるディスク記録媒体に対するデータ記録再生装置であって、
目的とするトラックをシークするシーク手段と、
該シークされたトラック上でアクセスを行うデータアクセス手段と、
データをエラー訂正するためのエラー訂正符号を生成するとともにエラー訂正符号に基づいてデータをエラー訂正するエラー訂正手段とを備え、
上記エラー訂正手段は、所定のデータ量単位に対する第１のエラー訂正符号単位を、ディスク記録媒体上に発生したスリップの情報に応じて設定してエラー訂正ブロックを形成することを特徴とするデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段はさらに、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位を設定し、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位及びこれに対して付加された上記第２のエラー訂正符号単位からなるエラー訂正ブロックを形成することを特徴とする請求項１に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位も、ディスク記録媒体上に発生したスリップの情報に応じて設定することを特徴とする請求項２に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、上記ディスク記録媒体上に所定長のスリップがあるか否かに応じて、上記第１のエラー訂正符号単位の設定を行うことを特徴とする請求項１又は請求項２に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、上記ディスク記録媒体上に所定長のスリップがあるか否かに応じて、上記第１のエラー訂正符号単位の設定及び上記第２のエラー訂正符号単位の設定を行うことを特徴とする請求項３に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段はリードソロモン符号方式によりエラー訂正符号を生成することを特徴とする請求項１、請求項２、又は請求項３に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段が形成するエラー訂正ブロックはインターリーブ構造を備えることを特徴とする請求項１、請求項２、又は請求項３に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成することを特徴とする請求項１、請求項２、又は請求項３に記載のデータ記録再生装置。
上記データアクセス手段は、上記シーク手段によりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行うことを特徴とする請求項１、請求項２、又は請求項３に記載のデータ記録再生装置。
上記データアクセス手段は、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現することを特徴とする請求項９に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、上記スリップの情報を、セクタ単位として取り扱うことを特徴とする請求項１、請求項２、又は請求項３に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、上記所定のデータ量単位を記録するディスク記録媒体上のトラック範囲において、スリップが所定セクタ単位であるときに、上記第１のエラー訂正符号単位の構成を変更することを特徴とする請求項１又は請求項２に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、上記エラー訂正ブロックの上記第１のエラー訂正符号単位の設定において、その構成を変更するときは、構成バイト数、構成セクタ数、或いはインターリーブ構成を変更することを特徴とする請求項１又は請求項２に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、上記所定のデータ量単位を記録するディスク記録媒体上のトラック範囲において、スリップが所定セクタ単位であるときに、上記第１のエラー訂正符号単位の構成及び上記第２のエラー訂正符号単位の構成を変更することを特徴とする請求項３に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、上記エラー訂正ブロックの上記第１のエラー訂正符号単位の設定、及び上記第２のエラー訂正符号単位の設定において、その構成を変更するときは、構成バイト数、構成セクタ数、パリティセクタ数、あるいはインターリーブ構成を変更することを特徴とする請求項３に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、エラー訂正ブロック構成を、上記ディスク記録媒体上において可変とすることを特徴とする請求項１、請求項２、又は請求項３に記載のデータ記録再生装置。
上記ディスク記録媒体は、半径位置に応じてトラック上のセクタ数が相違するゾーンビットレコーディング方式により構成されることを特徴とする請求項１、請求項２、又は請求項３に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、エラー訂正ブロック構成を、上記ディスク記録媒体上のゾーン毎に異なる構成とすることを特徴とする請求項１７に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、スリップが存在するトラックにおける上記第２のエラー訂正符号単位の構成を、上記ディスク記録媒体上のゾーンに応じて設定することを特徴とする請求項１７に記載のデータ記録再生装置。
上記エラー訂正手段は、スリップが存在するトラックにおける上記第２のエラー訂正符号単位の構成を固定値により設定することを特徴とする請求項１７に記載のデータ記録再生装置。
同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割されるディスク記録媒体に対するデータ記録再生方法として、
目的とするトラックをシークするシークステップと、
該シークされたトラック上でアクセスを行うデータアクセスステップと、
データをエラー訂正するためのエラー訂正符号を生成するとともにエラー訂正符号に基づいてデータをエラー訂正するエラー訂正ステップとを備え、
上記エラー訂正ステップでは、所定のデータ量単位に対する第１のエラー訂正符号単位を、ディスク記録媒体上に発生したスリップの情報に応じて設定してエラー訂正ブロックを形成することを特徴とするデータ記録再生方法。
上記エラー訂正ステップではさらに、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位を設定し、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位及びこれに対して付加された上記第２のエラー訂正符号単位からなるエラー訂正ブロックを形成することを特徴とする請求項２１に記載のデータ記録再生方法。
上記エラー訂正ステップでは、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位も、ディスク記録媒体上に発生したスリップの情報に応じて設定することを特徴とする請求項２２に記載のデータ記録再生方法。
上記エラー訂正ステップでは、上記ディスク記録媒体上に所定長のスリップがあるか否かに応じて、上記第１のエラー訂正符号単位の設定を行うことを特徴とする請求項２１又は請求項２２に記載のデータ記録再生方法。
上記エラー訂正ステップでは、上記ディスク記録媒体上に所定長のスリップがあるか否かに応じて、上記第１のエラー訂正符号単位の設定及び上記第２のエラー訂正符号単位の設定を行うことを特徴とする請求項２３に記載のデータ記録再生方法。
上記エラー訂正ステップではリードソロモン符号方式によりエラー訂正符号を生成することを特徴とする請求項２１、請求項２２、又は請求項２３に記載のデータ記録再生方法。
上記エラー訂正ステップで形成されるエラー訂正ブロックはインターリーブ構造を備えることを特徴とする請求項２１、請求項２２、又は請求項２３に記載のデータ記録再生方法。
上記エラー訂正ステップでは、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成することを特徴とする請求項２１、請求項２２、又は請求項２３に記載のデータ記録再生方法。
上記データアクセスステップでは、上記シークステップによりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行うことを特徴とする請求項２１、請求項２２、又は請求項２３に記載のデータ記録再生方法。
上記データアクセスステップでは、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現することを特徴とする請求項２９に記載のデータ記録再生方法。
同心円状又はスパイラル状のトラックが形成されているとともに、上記各トラックは複数のセクタに分割されるディスク記録媒体に対するデータ記録再生処理をコンピュータシステム上で実行するためにコンピュータ可読形式で記述されたプログラムとして、
目的とするトラックをシークするシークステップと、
該シークされたトラック上でアクセスを行うデータアクセスステップと、
データをエラー訂正するためのエラー訂正符号を生成するとともにエラー訂正符号に基づいてデータをエラー訂正するエラー訂正ステップとを備え、
上記エラー訂正ステップでは、所定のデータ量単位に対する第１のエラー訂正符号単位を、ディスク記録媒体上に発生したスリップの情報に応じて設定してエラー訂正ブロックを形成するようにしたことを特徴とするプログラム。
上記エラー訂正ステップではさらに、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位を設定し、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位及びこれに対して付加された上記第２のエラー訂正符号単位からなるエラー訂正ブロックを形成することを特徴とする請求項３１に記載のプログラム。
上記エラー訂正ステップでは、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位も、ディスク記録媒体上に発生したスリップの情報に応じて設定することを特徴とする請求項３２に記載のプログラム。
上記エラー訂正ステップでは、上記ディスク記録媒体上に所定長のスリップがあるか否かに応じて、上記第１のエラー訂正符号単位の設定を行うことを特徴とする請求項３１又は請求項３２に記載のプログラム。
上記エラー訂正ステップでは、上記ディスク記録媒体上に所定長のスリップがあるか否かに応じて、上記第１のエラー訂正符号単位の設定及び上記第２のエラー訂正符号単位の設定を行うことを特徴とする請求項３３に記載のプログラム。
上記エラー訂正ステップではリードソロモン符号方式によりエラー訂正符号を生成することを特徴とする請求項３１、請求項３２、又は請求項３３に記載のプログラム。
上記エラー訂正ステップで形成されるエラー訂正ブロックはインターリーブ構造を備えることを特徴とする請求項３１、請求項３２、又は請求項３３に記載のプログラム。
上記エラー訂正ステップでは、トラック当たりに２以上のエラー訂正ブロックが存在しないように、且つ、１又は複数のトラック単位でエラー訂正ブロックを完結させるように、上記エラー訂正ブロックを形成することを特徴とする請求項３１、請求項３２、又は請求項３３に記載のプログラム。
上記データアクセスステップでは、上記シークステップによりシークされたトラック上で、アクセス可能となった先頭のセクタからアクセスを開始して１トラック分のアクセスを行うことを特徴とする請求項３１、請求項３２、又は請求項３３に記載のプログラム。
上記データアクセスステップでは、書き込みアクセス時には、各セクタに対して、トラック上でアクセスを開始したセクタから順番に相対位置アドレスを割り振り、読み出しアクセス時には、トラック上の各セクタから読み出したデータを相対位置アドレスに従って再配置して、書き込まれたデータを再現することを特徴とする請求項３９に記載のプログラム。
所定のデータ量単位に対して第１のエラー訂正符号単位が設定されてエラー訂正ブロックが形成されるとともに、
上記エラー訂正ブロックにおいて、上記第１のエラー訂正符号単位の構成は同心円状又はスパイラル状に形成された各記録トラック上に発生しているスリップの情報に応じて設定されており、
上記エラー訂正ブロックの構成を有するデータが、上記各記録トラックに記録されること特徴とする記録媒体。
上記エラー訂正ブロックは、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位と、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対して付加された第２のエラー訂正符号単位からなることを特徴とする請求項４１に記載の記録媒体。
上記エラー訂正ブロックにおいて、複数個の上記第１のエラー訂正符号単位に対する第２のエラー訂正符号単位も、上記スリップの情報に応じて設定されていることを特徴とする請求項４２に記載の記録媒体。