CN100433165C

CN100433165C - 记录和/或重现方法和装置

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Publication number: CN100433165C
Application number: CNB2004800008775A
Authority: CN
Inventors: 寺田光利; 小林昭荣; 仓冈知孝
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 2003-06-13
Filing date: 2004-06-14
Publication date: 2008-11-12
Anticipated expiration: 2024-06-14
Also published as: AU2004248483B2; CA2495015A1; JP2005004912A; HK1080984A1; US7397744B2; MY139490A; TW200511241A; AU2004248483A1; KR20060026843A; EP1527451A4; RU2005103633A; US20060233078A1; WO2004112025A1; EP1527451A1; KR100954473B1; RU2344497C2; CN1701376A; CA2495015C; TWI276071B; MXPA05001047A

Abstract

在一次性写记录媒体中，要实现管理信息的最佳更新和简单的匹配处理。为此，在一次性写媒体的系统中，通过利用写/未写指示信息致使该记录媒体可以随机存取，在盘上更新管理信息，以响应LRA之前的区域中间隙(未记录区域)的产生或消失，该管理信息包括：空间位图以及指示记录的用户数据的最后位置的最后记录位置信息(LRA)。通过检测管理信息中的间隙(由空间位图指示的间隙)或LRA与实际盘上的间隙或LRA是否一致，确认盘上的管理信息和用户数据的记录状态之间匹配的状态，以响应通过管理信息中间隙的产生或消失来更新盘上的管理信息。没有匹配，更新管理信息，以匹配空间位图或LRA。

Description

记录和/或重现方法和装置

技术领域

本发明涉及记录和/或重现方法以及记录和/或重现装置，用于记录媒体，如光盘，作为一次性写记录媒体。

本申请要求2003年6月13日提交的日本专利申请No.2003-168876的优先权，通过在此引用而合并其全部。

背景技术

作为用于记录和/或重现数字数据的技术，存在数据记录技术，作为记录媒体使用光盘，包括磁光盘，如CD(致密盘)、MD(微型盘)或DVD(数字通用盘)。光盘是记录媒体的一般术语，该记录媒体包含用塑料保护的薄金属片的盘。该盘由激光照射，并且根据反射的激光的变化读出信号。

光盘可以分为只读类型，如CD、CD-ROM或DVD-ROM，以及可记录类型，允许用户在其上记录数据，如MD、CD-R、CD-RW、DVDR、DVD-RW、DVD+RW或DVD-RAM。通过利用磁光记录系统、相位变化记录系统或染色薄膜变化记录系统，可记录类型盘允许用于数据记录。染色薄膜变化记录系统，也称为一次性写记录系统，只允许用于一次数据记录，而它不允许用于数据重写。这样，染色薄膜变化记录系统可以方便地用于数据保存。磁光记录盘或相位变化记录系统允许用于数据重写，并且可以用于各种应用，首先包括记录各种内容数据，如音乐、图片、游戏或应用程序。

最近，已经开发出高密度光盘，称为蓝射线(Blu-ray)盘，显著增大记录容量。

在具有405nm(所谓的蓝色激光)的波长的激光和NA等于0.85的物镜的条件下，这个高密度盘记录和/或重现数据。64kB(千字节)的数据块用作记录重现单元，具有0.32μm的轨道间距和0.12μm/比特的线密度。如果格式效率是82％，可以在具有12cm直径的盘上记录和/或重现23.3GB(千兆字节)的数据量。

使用这个高密度盘，已经开发出一次性写类型或可重写类型。

为在可记录盘，如磁光记录系统、染色薄膜变化记录系统或相位变化记录系统的盘上记录数据，有必要为相对于数据轨道的跟踪提供指导。为此，从开始形成凹槽作为预刻槽，并且凹槽或槽脊(land，相邻凹槽间定义的具有梯形横截面的部分)用作数据轨道。

也有必要记录地址信息，以允许用于在数据轨道上的预置位置的数据记录。这个地址信息有时通过摆动(弯曲)凹槽记录。

即，作为用于数据记录的预刻槽形成的轨道的侧壁照地址信息摆动。

在这种情况下，地址可以从作为记录或重现期间反射的光信息获得的摆动信息读出，使得对希望的位置可以记录或重现数据，即使在轨道上未预先形成表示地址的凹坑数据。

由摆动的凹槽表示的绝对时间(地址)信息称为ATIP(预刻槽中的绝对时间)或ADIP(预刻槽中的地址)。

在这样的数据可记录记录媒体(它不是只读)中，存在已知的技术，提供交换盘上的数据记录位置的交换区域。这个技术是缺陷管理技术，通过提供交换记录区域允许最佳的记录和/或重现，如果盘上存在不适合用于数据记录的缺陷，如裂纹，该交换记录区域就取代这样的缺陷区域。

同时，如果注意只允许记录一次的一次性写类型光记录媒体，如CD-R、DVD-R或高密度盘，这样的一次性写类型光记录媒体遭受各种限制，因为在预记录区域上不能记录数据。

特别地，在一次性写记录媒体中，响应数据记录而更新管理信息的技术产生问题。

即，作为通常的实践，管理信息必须适当更新，以响应用户数据的记录。另一方面，基于管理信息的用户数据的记录状态的管理，有助于提高在盘上写数据或从盘读数据的处理速度。

但是，使用一次性写记录媒体，每次在记录媒体上记录用户数据时更新管理信息是不恰当的，因为用于记录管理信息的区域被过度消耗。

考虑到施加在用于管理信息的记录区域大小上的限制，需要对盘上管理信息的记录施加某些预置的条件。

例如，在DVD-R中，在记录装置中更新以响应数据记录的管理信息在盘上记录，导致超过预置数量的用户数据的写数量。

在这些条件下，存在直到记录在盘上的管理信息重写到这样的状态的时间延迟，该状态反映实际记录在盘上的用户数据的最近记录状态。即，存在这样的时间段，其间记录在盘上的管理信息不反映盘上用户数据的记录状态。

如果由于供应中断、由用户操作的断电或写失败，不能适当更新盘上的管理信息，那么管理信息不匹配于盘上的用户数据，使得产生不可管理的用户数据，即不可重现的用户数据。

为防止这个发生，已经提出各种技术用于使用如非易失性存储器保存管理信息，即使断电时，以使管理信息能够随后在盘上更新，或者验证盘上管理信息和用户数据间的不匹配，以使恢复处理有效，例如如在下面的专利公开1中描述的：

[专利公开1]日本专利申请公开No.2002-3122940

同时，在可记录盘中，有时作为这样一种管理信息提供用户数据的最后地址(最后记录位置信息，指定用户数据的记录的最后位置)。作为例子，这个最后地址称为LRA(最后记录地址)。这个最后地址是盘上已经写上用户数据的区域的地址。

在一次性写光盘中，通常的实践是：为记录从用户数据区域的前端顺序地填充用户数据。这样，在新记录数据中，如从紧接着地址LRA的地址(LRA+1)记录数据就足够了。

如果希望如从LRA+1更后面的地址记录数据，需要这样的技术，包括：为作为从地址LRA+1到记录开始地址的域(domain)写伪(dummy)数据，如零数据，或者作为未记录区域登记该域。

同时，从一次性写盘的内缘顺序填充数据的原因在于：已经在ROM类型盘的基础上开发了传统光学记录盘，因此如果盘上存在未记录区域就不能进行重放。

这些情况对一次性写记录媒体上的随机存取记录施加限制。

为了提供更可随机存取的一次性写盘，本发明人已经在国际申请(申请号：JP04/003212)中提出这样的技术，包括：提供写/未写指示信息(空间位图信息)，指示作为管理信息，是否数据已经从记录区域中的一个数据单元写到另一个，以使记录的区域和未记录的区域能够通过这个写/未写指示信息而被验证。

这使数据能够在一次性写盘中的希望地址被记录，而不限定为顺序地填充用于记录的数据。那么，不必要记录伪数据，加速了写处理并减小了设备上的处理负担。

但是，即使对使用空间位图的系统，盘上管理信息(空间位图或LRA)的适当更新也产生问题。即，存在对适当的管理信息写处理的需求，由此不仅未浪费地消耗盘上的管理区域，而且不过度延长管理信息和用户数据的记录状态间的不匹配的时间段。

即使在盘上的管理信息和用户数据的记录的状态由于如设备的断电已经变得不匹配的情况下，也存在对匹配的状态的便利设置的需求。

在这方面，存在这样的技术：通过利用传统的非易失性存储器保存要写到盘上的管理信息。但是，因为现在的非易失性存储器受到数据更新事件的次数的限制，因此不适合用于记录频繁更新的数据，所以也存在对不使用非易失性存储器的系统的需求。

发明内容

鉴于上面描述的技术的状况，本发明的目的是提供一次性写记录媒体，其中，可以适当地在盘上记录管理信息，包括写/未写指示信息(空间位图)和指示用户数据的最后记录位置的最后记录位置信息(LRA)；并且其中，即使在不匹配用户数据记录状态的情况下，这样的不匹配也可以容易地处理。

根据本发明的记录和/或重现装置是一种记录和/或重现装置，用于记录媒体，在允许用于写一次数据的所述记录媒体的一次性写记录区域中，管理信息和用户数据被记录，并且其中写/未写指示信息和最后记录位置信息作为所述管理信息被记录，写/未写指示信息指示是否数据已经写入至少一个用于记录所述用户数据的区域中的每个数据单元中，最后记录位置信息指示记录的用户数据的记录的最后位置。所述装置包含：记录和/或重现单元，用于为所述记录媒体记录和/或重现数据；存储单元，用于从所述记录媒体读出的管理信息的存储；以及控制器，用于更新存储在所述记录单元中的管理信息的内容，以响应所述记录和/或重现单元的数据记录的执行，并且用于使所述记录和/或重现单元在所述记录媒体上记录存储在所述存储单元中的管理信息，以响应在直到所述记录媒体上由所述管理信息的所述最后记录位置指示的位置的范围中产生未记录区域。

所述控制器响应在直到由所述最后记录位置信息指示的位置的所述范围中、所述未记录区域的消失，使所述记录和/或重现单元在所述记录媒体上记录存储在所述存储单元中的管理信息。

所述控制器执行这样的处理：确认从所述记录媒体读出并存储在所述存储单元中的管理信息中的所述最后记录位置信息，是否匹配于所述记录媒体上记录的用户数据的最后位置；在不匹配的情况下，所述控制器更新存储在所述存储单元中的管理信息中的最后记录位置信息。

所述控制器执行这样的处理：确认由从所述记录媒体读出并存储在所述存储单元中的管理信息中的所述写/未写指示信息确定的所述未记录区域，是否匹配于所述记录媒体上的所述未记录区域。在不匹配的情况下，所述控制器更新存储在所述存储单元中的管理信息中的写/未写指示信息。

用于上面的记录媒体的一种记录和/或重现方法包含：从所述记录媒体读出管理信息用于在存储单元中存储的步骤；更新存储在所述存储单元中的管理信息的内容，以响应所述记录媒体上数据记录的执行的步骤；以及管理信息记录步骤，在所述记录媒体上记录存储在所述存储单元中的管理信息，以响应在直到所述记录媒体上由所述管理信息的所述最后记录位置信息指示的位置的范围中产生未记录区域，所述管理信息在所述更新步骤中更新。

所述管理信息记录步骤响应在直到由所述最后记录位置信息指示的位置的所述范围中、所述未记录区域的消失，使存储在所述存储单元中的所述管理信息记录在所述记录媒体上。

所述记录和/或重现方法还包含：验证从所述记录媒体读出并存储在所述存储单元中的所述管理信息中的所述最后记录位置信息，是否匹配于所述记录媒体上记录的用户数据的最后位置的步骤，以及匹配步骤，在验证步骤已经验证不匹配的情况下，更新存储在所述存储单元中的所述管理信息中的所述最后记录位置信息。

所述记录和/或重现方法还包含：确认由在记录步骤从所述记录媒体读出并存储在所述存储单元中的管理信息中的所述写/未写指示信息确定的所述未记录区域，是否匹配于所述记录媒体上的所述未记录区域；以及更新步骤，在所述验证步骤已经验证不匹配的情况下，更新存储在所述存储单元中的管理信息中的写/未写指示信息。

这样，本发明提供一种系统，手动通过利用一次性写媒体中的写/未写指示信息(空间位图)，可以随机存取，其中，管理信息可以在适当时刻在盘上更新，该管理信息包括：写/未写指示信息(空间位图)，以及指示最后记录的用户数据位置的最后记录位置信息(LRA)。即，虽然通过随机存取记录的实现，在LSA前面的区域(即，在地址比LRA小的区域中)中可能产生间隙(未记录区域)，但在盘上更新管理信息，来响应间隙的产生或消失(在保留为间隙的区域中记录)。

此外，因为通过间隙产生或消失在盘上更新管理信息，通过检测管理信息中的间隙或LRA是否与盘上的实际间隙或LRA一致，可以确认盘上管理信息和用户数据的记录的状态间匹配的状态。

缺少匹配，用于匹配管理信息的更新就足够了，即只有空间位图或LRA需要更新。

附图说明

图1根据本发明说明盘的区域结构。

图2根据本发明说明单层盘结构。

图3根据本发明说明双层盘结构。

图4根据本发明说明盘的DMA。

图5根据本发明说明盘的DDS的内容。

图6根据本发明说明盘的DFL的内容。

图7根据本发明说明盘的DFL和TDFL的缺陷列表管理信息。

图8根据本发明说明盘的DFL和TDFL的交换地址信息。

图9根据本发明说明盘的TDMA。

图10根据本发明说明盘的空间位图。

图11根据本发明说明盘的TDFL。

图12根据本发明说明盘的TDDS。

图13A和13B根据本发明说明盘的ISA和OSA。

图14是根据本发明的盘驱动装置的方块图。

图15A到15E根据本发明说明间隙的产生和消失。

图16是根据本发明说明写用户数据中的处理的流程图。

图17是根据本发明说明给出关于间隙产生的判断中的处理的流程图。

图18是根据本发明说明在盘上记录空间位图和LRA中的处理的流程图。

图19是根据本发明说明弹出时在盘上记录空间位图和LRA中的处理的流程图。

图20是根据本发明说明在来自主机的命令下，在盘上记录空间位图和LRA中的处理的流程图。

图21是根据本发明说明验证匹配中的处理的流程图。

图22是根据本发明说明确认LRA匹配中的处理的流程图。

图23是根据本发明说明确认间隙匹配中的处理的流程图。

具体实施方式

在下文中说明实施本发明的光盘以及作为用于光盘的记录装置和重现装置操作的盘驱动装置。以下面的顺序进行说明：

1.盘结构

2.DMA

3.TDMA系统

3-1.TDMA

3-2.ISA和OSA

4.盘驱动设备

5.间隙产生和消失

6.TDMA更新

6-1.更新以响应间隙产生和消失

6-2.在盘弹出时更新

6-3.更新以响应来自主机的命令

7.验证匹配的处理

8.本实施例和变型的效果

1.盘结构

首先，说明实施本发明的光盘。这个光盘可作为高密度光盘系统分类内的一次性写盘实现，称为Blu-ray盘。

下面是实施本发明的高密度光盘系统的典型的物理参数。

至于盘的大小，本实施例的光盘是直径120mm以及厚度1.2mm。即，在这些方面，在如所关注的盘的外形的情况下，本实施例的光盘与CD(致密盘)系统或DVD(数字通用盘)系统的盘类似。

使用所谓的蓝色激光作为用于记录和/或重现的激光。使用直径12cm的盘，通过使用高NA(数值孔径)，例如NA＝0.85，以及通过实现窄的轨道间距，例如轨道间距＝0.32μm，以及高的线密度，例如最短记录标记长度0.12μm，实现23千兆字节到25千兆字节的用户数据容量。

所谓的双层盘，具有两个记录层，已经开发出来。使用双层盘，用户数据容量在50千兆字节的量级。

图1显示整个盘的布局(区域结构)。

至于盘上的区域，从内边缘侧看，导入带、数据带和导出带以这个顺序排列。

在有关记录和/或重现的区域结构方面，导入带的最内边缘侧的预先记录的信息区域PIC是只读区域，而从导入带的管理区域直到导出带的带是允许只记录一次的一次性写区域。

在只读区域和在一次性写区域中，通过摆动凹槽(弯曲凹槽)，形成成螺旋形延展的记录轨道。在激光点跟踪中，使用凹槽作为用于跟踪的向导，同时用作记录轨道，用于数据记录和/或重现。

虽然预先假定其中在凹槽上记录数据的光盘，但本发明可应用于在相邻凹槽间的槽脊上记录数据的槽脊记录系统的光盘，或者应用于在凹槽和槽脊上都记录数据的槽脊-凹槽记录系统的光盘。

作为记录轨道的凹槽蜿蜒前进，与摆动信号一致。这样，使用用于光学系统的盘驱动设备，通过从照到凹槽上的激光点的反射光检测凹槽的两个边缘位置，以及提取沿记录轨道移动激光点时引起的、相对于盘的径向的边缘位置变化的分量，可以重现摆动信号。

用于所述记录位置的记录轨道的地址信息(物理地址和其它额外信息)在摆动信号中调制。因此，在盘驱动设备中，用于数据记录和/或重现的地址控制，例如可以通过如从这些摆动信号解调地址信息而管理。

图1中所示的导入带是在半径24mm的位置的径向以内的区域。

导入带中半径从22.2mm到23.1mm的部分是预先记录区域PIC。

在这个预先记录区域PIC中，可以记录盘信息，如用于记录和/或重现的功率情况，盘区域信息或用于复制保护的信息，例如，从开始作为只读信息，通过摆动凹槽预先记录。上面的信息也可以通过例如模压凹坑而记录。

虽然未显示，可以在比预先记录区域PIC径向更内侧提供BCA(突发剪除区域)。BCA是这样的区域，其中适于盘记录媒体的唯一ID已经由烧掉记录层的记录系统记录。即，通过形成记录标记使得标记共心排列，形成象条形码的记录区域。

导入带中半径从23.1mm到24mm的部分是管理/控制信息区域。

在管理/控制信息区域中，设置预先确定的区域格式，包括如控制数据区域、DMA(缺陷管理区域)、TDMA(暂时缺陷管理区域)和测试写区域(OPC)和缓冲区域。

在管理/控制信息区域中的控制数据区域中，记录下面的管理/控制信息：

即，记录盘类型、盘大小、盘版本、层结构、通道比特长度、BCA信息、传输速率、数据带位置信息、记录线速度和记录和/或重现激光功率信息。

类似地在管理/控制信息区域内提供的测试写区域(OPC)，在设置数据记录和/或重现条件时，如记录和/或重现时的激光功率，用于测试写。即，测试写区域是用于调整记录和/或重现条件的区域。

在管理/控制信息区域内提供DMA。在光盘领域中，通常记录用于缺陷管理的交换管理信息。但是，在本实施例的盘中，不仅用于缺陷管理的交换管理信息，而且用于实现数据重写的管理/控制信息记录在这个一次性写盘中。特别地，在这种情况下，ISA和OSA管理信息，如随后说明的，记录在DMA中。

为使数据能够重写，通过利用交换处理，DMA的内容必须更新，以响应数据重写。为这个目的提供TDMA。

在TDMA中另外记录交换管理信息用于更新。在DMA中，记录在TDMA中的最后的(最近的)交换管理信息被记录。

在TDMA中，进而记录称为空间位图的信息和称为LRA的信息。这样的信息变为用于实现随机可存取性的信息，即使盘是一次性写媒体。

随后将更详细地讨论DMA和TDMA。

在导入带的径向外侧的、从半径24.0mm到半径58.0mm的区域是数据带。数据带是实际记录和/或重现用户数据的区域。数据带开始地址ADdts和数据带结束地址ADdte由上述控制数据区域的数据带位置信息指示。

在数据带中的最内侧和最外侧分别提供ISA(内空闲区域)和OSA(外空闲区域)。ISA和OSA用作交换区域，用于数据或缺陷的重写(盖写)，如随后将说明的。

ISA由预置数目的簇从数据带的开始位置形成(一个簇＝65536字节)。

OSA由预置数目的簇大小从数据带的结束位置向内侧形成。

ISA和OSA的大小在上面的DMA中记载。

在数据带中，夹在ISA和OSA之间的区域表示用户数据区域。这个用户数据区域是通常的记录和/或重现区域，通常用于用户数据的记录和/或重现。

在上面的DMA中记载用户数据区域的位置，即开始地址ADus和结束地址ADue。

在数据带径向外侧的、从半径58.0mm到半径58.5mm的区域是导出带。这个导出带是管理/控制信息区域，其中控制数据区域、DMA和缓冲区域，例如以预先确定的格式形成。在控制数据区域中，如在导入带中的控制数据区域中，记录各种管理/控制信息。如在导入带中提供DMA，作为其中记录用于ISA和OSA的管理信息的区域。

图2显示单层盘、即具有单个记录层的盘中的管理/控制信息区域的说明性的结构。

在导入带中，除了未定义区域(保留区域)，提供区域DMA2、OPC(测试写区域)、TDMA和DMA1。在导出带中，除了未定义区域(保留区域)，提供区域DMA3和DMA4。

虽然未显示上面描述的控制数据区域，这样的区域从图中省略，因为实际上控制数据区域的一部分变为DMA，并且有关DMA/TDMA的结构是和本发明有关的。

这样，在导入带和导出带中提供四个DMA。在DMA1到DMA4的每个中，记录相同的交换管理信息。

但是，提供了TDMA，并且最初使用TDMA记录交换管理信息。通过另外在TDMA中记录来更新交换管理信息，以响应由缺陷或数据重写事件产生交换处理。

这样，直到盘完成才使用DMA，使得在TDMA中执行交换操作。此外，如果盘完成了，在这样的时间点记录于TDMA中的最近的交换管理信息，记录在DMA中，使得DMA的交换管理变为可能。

图3显示具有两个记录层的双层盘。第一和第二记录层也分别称为层0和层1。

在层0中，记录和/或重现从盘的内边缘向外边缘进行，如在单层盘的情况。

在层1中，记录和/或重现从盘的外边缘向内边缘进行。

物理地址也在相同的方向增大。即，物理地址在层0中从内边缘向外边缘增大，而它在层1中从外边缘向内边缘增大。

如在单层盘中，区域DMA2、OPC(测试写区域)、TDMA和DMA1在层0的导入带中形成。层0的最外边缘侧不是导出并因此简单称为外带0。DMA3和DMA4在外带0中形成。

层1的最外边缘是外带1。DMA3和DMA4也在外带1中形成。层1的最内边缘侧是导出带。在这个导出带中，分别形成区域DMA2、OPC(测试写区域)、TDMA和DMA1。

这样，在导入带、外带0和1以及在导出带中，提供八个DMA。提供TDMA给每个记录层。

层0的导入带的大小和层1导出带的大小与单层盘的导出带的大小相同。

外带0和1的大小和单层盘导出带的大小相同。

2.DMA

以下说明DMA的结构，该DMA记录在导入带和导出带(在双层盘的情况下，以及外带0和1)中。

图4显示DMA的结构。

采用DMA的大小为32个簇(32×65536字节)作为例子。同时，簇是数据记录的最小单位。

自然，DMA大小不限于32个簇。在图4中，将簇号1到32给32个簇，并且指定DMA中各内容的数据位置。指定内容的各自大小作为簇的数目。

在DMA中，存在详细的盘信息，如具有1到4的簇号的四簇域中的DDS(盘定义结构)。

至于DDS的内容，参考图5说明，DDS是一个簇大小，并且在四簇域中重复记录四次。

具有簇号5到8的四簇域是缺陷列表DFL的第一个记录区域(DFL#1)。至于DFL的结构，参考图6解释，缺陷列表DFL是4个簇大小的数据，其中列出各交换地址信息。

具有簇号9到12的四簇域是缺陷列表DFL的第二个记录区域(DFL#2)。

第三个和下面的缺陷列表DFL#3到DFL#6的记录区域，每个由四个簇提供。具有簇号29到32的四簇域是缺陷列表DFL的第七个记录区域(DFL#7)。

即，缺陷列表的DFL#1到DFL#7的七个记录区域在32簇DMA中提供。

在一次性写光盘的情况下，只能够写一次，为记录DMA的内容，必须执行称为完成(finalizing)的处理。在这样的情况下，写在DMA中的缺陷列表的DFL#1到DFL#7的七个记录区域全部内容相同。

图5中显示记录在图4的DMA的始端(leading end)的DDS的内容。

如先前提到的，DDS具有一个簇(＝65536字节)的大小。

在图5中，指示字节位置，使得65536字节DDS的首字节是字节0。字节的数目指示各数据内容的字节的数目。

在字节位置0和1的两个字节中，记录了DDS标识符＝’DS’，用于识别正被讨论的簇是DDS簇。

在具有字节位置2的字节中，指示了DDS类型号(格式版本)。

在具有字节位置4到7的四个字节中，记录了DDS更新事件的次数。同时，在本实施例中，在完成时，为DMA本身写交换管理信息，但是不更新DMA，并且在TDMA中负责交换管理信息。因此，在最后完成时，在TDMA中执行的DDS更新事件的次数(TDDS：暂时DDS)，记录在有关的字节位置。

在字节位置24到27的四个字节中，记录了DMA中缺陷列表DFL的开始物理扇区地址(AD DFL)。

在字节位置32到35的四个字节中，由PSN(物理扇区号或物理扇区地址)指定数据带中用户数据区域的开始位置，即“0”LSN(逻辑扇区号)位置。

在字节位置36到39的四个字节中，由LSN(逻辑扇区地址)指定数据带中用户数据区域的末端位置。

在字节位置40到43的四个字节中，指定数据带中ISA的大小。

在字节位置44到47的四个字节中，指定数据带中OSA的大小。

在字节位置52的1个字节中，指明交换区域可使用标志，它指示使用ISA和OSA数据重写是否可能。交换区域可使用标志指示ISA或OSA都已经使用。

剩余的字节位置是保留的，即未定义的，全部设置为00h。

即，DDS包括：用户数据区域地址、ISA和OSA大小和交换区域可使用标志，即，DDS是数据带中负责ISA和OSA的区域管理的管理/控制信息。

图6显示缺陷列表DFL的结构。

缺陷列表DFL记录在四个簇的记录区域中，如参考图4解释的。

在图6中，按照字节位置指定四个簇的缺陷列表DFL中各数据内容的数据位置。同时，一个簇＝32扇区＝65536字节，一个扇区为2048字节。

字节数指示作为每个数据内容的大小的字节数。

缺陷列表DFL的开始的64字节是缺陷列表管理信息。

作为这个缺陷列表管理信息，用于识别正在被讨论的簇是缺陷列表的簇的信息，以及指示版本、缺陷列表的更新事件的次数或缺陷列表的登录数的信息被记录。

字节号64 ff.记录交换地址信息ati，每个8字节，作为缺陷列表的登录内容。

紧接最后的有效交换地址信息ati#N之后，记录8字节的结束符信息，作为交换地址信息的结尾。

在这个DFL中，从交换地址信息的终端直到簇的结尾填充00h。

在图7中显示64字节缺陷列表管理信息。

在从字节位置0的两个字节中，‘DL’的字母串作为缺陷列表DFL的标识符记录。

在字节位置2的一个字节表示缺陷列表DFL的形式号。

如从字节位置4的四个字节表示缺陷列表DFL更新的次数。同时，这是已经继承暂时缺陷列表TDFL的更新事件的次数的值，随后将解释该TDFL。

如从字节位置12的四个字节指示缺陷列表DFL中的登录数，即，交换地址信息ati的数目。

如从字节位置24的四个字节按照簇的数目指示交换区域ISA和OSA的空白区域的大小。

剩余的字节位置是保留的并全部设置为00h。

图8显示交换地址信息ati的结构，它是指示交换处理的各登录内容的信息。

在单层盘的情况下，交换地址信息的总数最大是32759。

每个交换地址信息ati由8字节(64比特)组成。如比特b63到比特b0指示这些比特。

由比特b63到比特b0记录登录的状态信息(状态1)。

在DFL中，状态信息是‘0000’，指示通常的交换处理。

其它状态信息值连同TDMA中TDFL的交换地址信息ati的说明一起讨论。

比特b59到比特32指示交换源簇的起始物理扇区地址PSN。即，由起始扇区的物理扇区地址PSN指示由缺陷或数据重写事件交换的簇。

比特b31到b28保留。也可以记录登录中的其它状态信息(状态2)。

比特b27到b0指示交换源簇的起始物理扇区地址PSN。

即，当簇由缺陷或重写事件交换时，由起始扇区的起始物理扇区地址PSN指示交换目的簇的簇。

上述交换地址信息ati是一个登录，用于指定有关给定交换处理的交换源簇和交换目的簇。

这样的登录在图6中显示的结构的缺陷列表DFL中登记。

在DMA中，交换管理信息由上述数据结构记录。但是，当盘完成时，上面的信息才记录在DMA上，如上所述，在这种情况下DMA反映TDMA中最近的交换管理信息。

用于缺陷管理或数据重写的交换处理和相应交换管理信息的更新在现在说明的TDMA中执行。

3.TDMA系统

3-1TDMA

现在说明如图2和图3中所示的管理/控制信息中提供的TDMA。类似于DMA，TDMA(暂时DMA)是其中记录交换管理信息的区域。但是，由对交换处理的发生作出响应的额外的交换管理信息的记录更新TDMA，交换处理反过来对数据重写事件或对缺陷检测作出响应。

图9显示TDMA的结构。

TDMA的大小是，例如2048个簇。

如所示，簇号1的第一个簇记录空间位图。

空间位图是指示给定簇是否已经写的信息。特别地，每一个比特分配给作为主数据区域的数据带的每个簇，以根据相关联比特的值指示给定簇是否已经被写。数据带可以附带包括导入带和导出带(外带)作为管理/控制区域。

在空间位图中，形成至少一个数据带(或进一步的导入带和导出带(外带))的所有簇，每个分配一比特。此空间位图可以是一个簇大小。

在具有多个记录层的盘的情况下，如双层盘，与每层相关联的空间位图每个都记录在每个簇中。或者，如果每个记录层的空间位图记录在TDMA中就足够了。

如果由于如数据内容的变化，在TDMA中执行交换处理，TDFL(暂时缺陷列表)另外记录于TDMA中的未记录区域的起始簇中。因此，如从如簇号2的位置记录第一个TDFL。交换处理事件发生时，TDFL另外记录于连续的簇位置。

TDFL的大小从一个簇直到最大四个簇。

因为空间位图指定每个簇的写状态，更新空间位图，以响应每个数据写事件的发生。在这样的情况下，如从TDMA中的空闲区域的起始端形成新的空间位图，如在TDFL的情况。

即，在TDMA中，空间位图或TDFL是后写的(后写)。

虽然空间位图和TDFL的结构将随后讨论，TDDS(暂时盘定义结构)作为详细的光盘信息记录于空间位图和TDFL的簇1到4的一个簇的结尾扇区(2048字节)。

图10显示空间位图的结构。

空间位图是这样的位图，其中盘上一个簇的记录/未记录的状态由一个比特表示，对应于未记录簇的比特为‘0’，对应于有数据记录其上的簇的比特为‘1’，如上所述。

在一个扇区＝2048字节的情况下，25GB的一个记录层的容量可以由具有25个扇区大小的位图形成。即，空间位图可以由一个簇大小(＝32扇区)形成。

在图10中，每个簇内的32个扇区由扇区0到31表示。字节位置由扇区中的字节位置表示。

在起始扇区0中，记录各种信息用于空间位图的管理。

在扇区0中字节位置从0到2的两个字节中，记录“UB”作为空间位图ID(未分配空间位图标识符)。

在字节位置2的一个字节中，记录例如‘00h’的格式版本(形式号)。

在如从字节位置4的四个字节中，记录层数。这些数字指示空间位图是用于层0还是层1。

在从字节位置16的48个字节中，记录位图信息。

至于位图信息，起始簇位置(起始簇第一PSN)、位图数据的起始位置(位图数据的起始字节位置)和位图数据的长度(位图数据中可变比特长度)每个是4比特，剩余的是保留的。

在起始簇位置(起始簇第一PSN)中，由盘上空间位图管理的第一个簇的位置由PSN(物理扇区地址)表示。

位图数据的起始位置(位图数据的起始字节位置)，由字节数作为在空间位图的起始端从未分配空间位图标识符的相对位置，指定位图数据自己的开始位置。在图10的例子中，从扇区1的起始字节位置的数据变为位图数据，位图数据的位置由字节数指示。

位图数据的长度(位图数据中可变比特长度)用比特数指定位图数据的长度。

如从图10的空间位图的第二个扇区(＝扇区1)的字节位置0，记录实际的位图数据(位图数据)。位图数据的长度是每GB一个扇区。

最后位图数据的下游到最后扇区(扇区31)前的位置的区域保留，并且是‘00h’。

TDDS记录于空间位图的最后扇区(扇区31)中。

现在解释TDFL(暂时DFL)的结构。参考图9，TDFL记录于TDMA中的空闲区域，紧接着空间位图，并且每次TDMA更新时，在空闲区域的起始端后写。

图11显示TDFL的结构。

TDFL由簇1到4组成。TDFL的内容可以通过与图6的DFL的比较理解。即，TDFL的内容与图6中显示的内容类似在：起始64字节表示缺陷列表管理信息，每个8字节的交换地址信息ati如从字节位置64记录，以及紧接着最后的交换地址信息ati#N的八个字节表示交换地址信息的结尾端。

但是，TDFL与DFL不同在：在簇1到4的TDFL中，暂时DDS(TDDS)记录于2048字节的最后扇区中。

同时，在TDFL中，直到交换地址信息的结尾端属于它的簇的最后扇区之前填充00h。TDDS记录于最后扇区中。如果交换地址信息的结尾端属于簇的最后的扇区，直到下一个簇的最后扇区之前填充0，并且TDDS记录于最后扇区。

64字节的缺陷列表管理信息类似于参考图7说明的DFL的缺陷列表管理信息。

但是，关于如从字节位置4的四个字节的缺陷列表的更新事件的次数，记录暂时缺陷列表的序列号。通过这样做，最近TDFL中的缺陷列表管理信息的序列号表示缺陷列表的更新事件的次数。

注意，关于从字节位置12的四个字节的缺陷列表DFL中的登录数目，即交换地址信息ati的数目，以及如从字节位置24的四个字节的ISA和OSA的空闲区域的大小，在TDFL更新时间点的值被记录。

TDFL中交换地址信息ati的结构，类似于图8中显示的DFL中交换地址信息ati的结构，使得交换地址信息ati是一个登录，并且和一个交换处理有关的交换源簇和交换目的簇都被显示。这样的登录在图11的结构的暂时缺陷列表TDFL中登记。

注意，TDFL的交换地址信息ati的状态1除了是‘0000’，也可以是‘0101’或‘1010’。

状态1为‘0101’或‘1010’是这样的情况，其中当物理上连续的多个簇共同受到交换处理时，这些簇共同受到交换管理(突发传输管理)。

即，当状态1是‘0101’时，交换地址信息ati的交换源簇的起始物理扇区地址和交换目的簇的起始物理扇区地址表示多个物理连续簇的起始的一个的交换源和交换目的。

另一方面，当状态1是‘1010’时，交换地址信息ati的交换源簇的起始物理扇区地址和交换目的簇的起始物理扇区地址表示多个物理连续簇的最后的一个的交换源和交换目的。

这样，当多个物理连续簇共同受到交换处理时，没有必要为多个簇中的每个输入交换地址信息ati，而是如果只输入起始和结尾簇的两个交换地址信息ati就足够了。

TDFL结构上基本类似于DFL，但是具有如下特征：大小可扩展直到四字节，在最后扇区中记录TDDS，以及突发传输管理作为交换地址信息ati的可能性。

在TDMA中，记录空间位图和TDFL，如图9中所示。但是，如上所述，TDDS(暂时盘定义结构)作为TDFL和空间位图的最后的扇区记录于2048字节中。

TDDS的结构如图12中所示。

TDDS由一个扇区构成(2048字节)，并且具有与上述DMA中的DDS的内容相似的内容。虽然DDS由一个簇(65536字节)构成，如参考图5说明的，直到字节位置52定义DDS的实质内容。即，实质内容记录于一个簇的起始扇区。因此，可以包含(comprehend)DDS内容，即使TDDS由一个扇区构成。

如从图12和5的比较可以看到，TDDS具有类似于DDS直到字节位置0到53的内容。但是，TDDS序列号如从字节位置4记录，并且TDMA中TDFL的起始物理地址(AD DFL)如从字节位置24记录。

如从TDDS的字节位置1024，记录DDS中不提供的信息。

如从字节位置1024的四个字节中记录LRA(最后记录地址)，作为最后记录位置信息，指示记录的用户数据的最后位置。这是记录数据的用户数据区域中径向最外面的物理扇区地址PSN。

在如从字节位置1028的四个字节中，记录TDMA中最近的空间位图的起始物理扇区地址(AD BP0)。

除了上面的字节位置的其它字节保留，并且全部内容为00h。

这样，TDDS包括用户数据区域的地址、ISA和OSA的大小以及交换区域可使用标志。即，TDDS是负责数据带中ISA和OSA的区域管理的管理/控制信息。在这方面，TDDS类似于DDS。

TDDS也包括LRA，作为最近用户数据记录位置信息，以及指定有效最近空间图比特位置(AD BP0)的信息。

因为TDDS记录于空间位图的最后扇区中和TDFL的最后扇区中，每次添加空间位图或者TDFL时，记录新的TDDS。这样，在图9的TDMA中，在空间位图中或TDFL中最后添加的TDDS变为最近的TDDS，并且表示最近的空间位图。

这样，即使另外记录和更新空间位图，在当前时间点掌握要参考的空间位图也是可能的。

3-2LSA和OSA

图13A和13B显示ISA和OSA位置。

ISA(内空间区域；内边缘侧交换区域)和OSA(外空间区域；外边缘侧交换区域)是数据带中提供的区域，作为交换区域用于对有缺陷簇的交换处理。

ISA和OSA也用作交换区域，用于：如果已经进行了在记录的地址中写的请求，即已经进行了重写数据的请求，实际记录要在目标地址中写的数据。

图13A显示单层盘的情况。ISA和OSA分别在数据带的径向最内和最外侧形成。

图13显示双层盘的情况。ISA0和OSA0分别在数据带的层0的径向最内和径向最外侧形成，而ISA1和OSA1分别在数据带的层1的径向最内和径向最外侧形成。

在双层盘中，ISA0和ISA1有时互相大小不同。OSA0和OSA1是相同大小。

ISA(或者ISA0、ISA1)和OSA(或者OSA0、OSA1)的大小在前述的DDS和TDDS内定义。

ISA的大小在初始化时确定并且随后保留固定。相反地，OSA的大小甚至可以在数据记录之后改变。即，通过在更新TDDS中改变记录于TDDS中的OSA的大小，可以扩大OSA大小。

执行利用ISA和OSA的交换处理如下：采取数据重写的情况作为例子。假定：已经进行了用于已经记录数据的用户数据区域中的簇的数据写请求，即数据重写请求。因为在这种情况下，盘是一次性写盘，并且不能对簇进行写，重写数据写在ISA或OSA中的簇中。这是交换处理。

作为用于前述交换地址信息ati的登录，管理这个交换处理。即，交换地址信息ati使用簇地址被输入到已经固有地记录数据的地方，并且使用簇地址被输入到在ISA或OSA中已经写了重写数据的地方，分别作为交换源和作为交换目的。

即，在数据重写的情况下，重写的数据记录在ISA或OSA中，并且通过重写数据位置的交换由TDMA中的TDFL中的交换地址信息ati管理。这样，从如主机系统的OS或文件系统的角度，基本上实现了数据重写，即使盘是一次性写盘。

对缺陷管理同样成立。如果给定簇保留为有缺陷区域，那里要写的数据通过交换处理写到ISA中或OSA中的某个簇中，并且为管理这个交换处理，输入一个交换地址信息ati。

4.盘驱动设备

以下说明用于上述一次性写盘的盘驱动设备(记录和/或重现设备)。

盘驱动设备的本实施例格式化一次性写盘，例如这样的盘，其中只有图1的预先记录信息区域PIC已经形成并且一次性写区域未被记录，由此可以形成参考图1说明的盘布局。此外，可以为这样格式化的盘记录和/或重现数据，并且必要时，也可以对TDMA、ISA和OSA进行记录/更新。

图14显示盘驱动设备的结构。

盘1是前述的一次性写盘。这个盘1装载在未显示的转盘上。记录和/或重现操作期间，由轴马达52以恒定线速度(CLV)使盘1旋转运行。

通过光学拾取(光头)51，作为预先记录的信息的ADIP地址或管理/控制信息，作为在盘1上开槽轨道的摆动被嵌入，由光学拾取(光头)51读出。

在初始化/格式化或记录用户数据中，管理/控制信息或用户数据由光学拾取51记录在一次性写区域中的轨道中。重放期间，由光学拾取51读出记录的数据。

光学拾取51内提供：未显示的激光二极管作为激光光源，未显示的光探测器用于检测反射光，未显示的物镜作为激光的输出端，以及同样未显示的光学系统用于使激光通过物镜照到盘记录表面或发送反射光到光电探测器。

在拾取51内，物镜由双轴单元支持，用于沿轨道方向和沿聚焦方向移动。

通过滑杆机构53，光学拾取51整体可沿盘的径向移动。

光学拾取51内的激光二极管由从激光驱动器63来的驱动信号(驱动电流)驱动，用于发射激光。

从盘1来的反射光的信息由光学拾取51内的光电探测器检测，并且作为与反射光量成比例的电信号发送到矩阵电路54。

矩阵电路54包括，例如，电流/电压变换器和矩阵计算/放大器电路，与从作为光电探测器的多个光接收元件来的输出电流相关联，并且由矩阵计算处理产生需要的信号。

例如，矩阵电路54产生相应于重放数据的高频信号(重放数据信号)，以及聚焦误差信号和跟踪误差信号用于伺服控制。

矩阵电路也产生推挽(push-pull)信号，即，和凹槽摆动有关的信号或者摆动检测信号。

矩阵电路54有时构造为光学拾取51内的一个。

从矩阵电路54输出的重放数据信号提供给读/写器电路55。聚焦误差信号和跟踪误差信号发送到伺服电路61，而推挽信号发送到摆动电路58。

读/写器电路55对重放数据信号执行二进制编码，同时由PLL执行重放时钟产生处理。读/写器电路重现由光学拾取51读出的数据，以发送重现的数据给调制解调器56。

调制解调器56包括作为用于重放的译码器的功能部分和作为用于记录的编码器的功能部分。

在重放中，根据重放时钟，作为解码过程，对运行长度有限的码解调。

ECC编码器/解码器57在记录期间执行附加纠错码的ECC编码，而在重放期间执行纠错的ECC译码。

重放期间，由调制解调器56解调的数据放入内部存储器，接受错误检测/纠正和解交织，以产生重现的数据。

由ECC编码器/解码器57解码为重现数据的数据在来自系统控制器60的命令下读出，并且发射到以电路相连的主机设备，如AV(音频-视频)系统120。

从矩阵电路54输出的推挽信号，作为和凹槽摆动有关的信号，在摆动电路58中处理。作为ADIP信息的推挽信号由摆动电路58解调为数据流，形成ADIP地址，以便提供给地址译码器59。

地址译码器59对提供的数据译码，以产生地址值，然后该地址值提供给系统控制器60。

地址译码器59也通过利用从摆动电路58提供的摆动信号的PLL处理产生时钟，以发送这样产生的时钟到各种部件，作为记录期间的编码时钟。

推挽信号，作为从矩阵电路54输出的推挽信号，作为和凹槽摆动有关的信号，以及作为预先记录的信息PIC，由摆动电路58带通滤波，以便提供给读/写器电路55。然后对推挽信号二进制编码，以形成数据比特流，然后由ECC编码器/解码器57对该数据比特流ECC译码和解交织，以提取数据作为预先记录的信息。这样提取的预先记录的信息发送到系统控制器60。

系统控制器60根据读出的预先记录的信息，能够执行各种操作设置处理或复制保护处理操作。

记录期间，记录数据从作为主机单元的AV系统120发射。这些记录数据发送到用于缓冲的ECC编码器/解码器57中的存储器。

在这种情况下，ECC编码器/解码器57附加纠错码或子码，或者通过对缓冲的记录数据编码，执行交织。

ECC编码的数据由调制解调器56，通过例如RLL(1-7)PP系统调制，并且从此提供给读/写器电路55。

作为编码时钟，作为用于记录期间编码处理的参考时钟，可以使用如上所述从摆动信号产生的时钟。

由编码处理产生的记录数据，通过关于记录层的特性、激光的点形状或记录线速度的最佳记录功率的精细调整或激光驱动器脉冲波形的调整，在读/写器电路55中处理，以便随后作为激光驱动脉冲发送到激光驱动器63。

激光驱动器63应用提供的激光驱动脉冲到光学拾取51中的激光二极管，实现激光发射驱动。以这种方式，相应于记录数据的凹坑在盘1上形成。

激光驱动器63包括所谓的APC电路(自动功率控制)，以及管理控制，以使激光输出恒定而不依赖例如温度，因为激光输出功率由拾取51内提供的激光功率监控检测器的输出监视。记录和重现期间激光输出的目标值从系统控制器60提供，并且记录和重现期间控制激光输出水平为目标值。

为了执行伺服操作，伺服电路61从来自矩阵电路54的聚焦和跟踪误差信号，产生各种伺服驱动信号，如聚焦、跟踪和滑杆伺服驱动信号。

即，产生聚焦驱动信号和跟踪驱动信号，以响应聚焦误差信号和跟踪误差信号，来驱动光学拾取51内的双轴机构的聚焦线圈和跟踪线圈。以这种方式，光学拾取51、矩阵电路5、伺服电路61以及双轴机构的跟踪和聚焦伺服环路形成。

伺服电路61响应来自系统控制器60的跟踪跳跃命令，关闭跟踪伺服环路，以输出跳跃驱动信号，来执行跟踪跳跃操作。

为了驱动滑杆机构53，根据作为跟踪误差信号的低范围分量得到的滑杆误差信号，或根据来自系统控制器60的存取执行控制，伺服电路61产生滑杆驱动信号。这个滑杆机构53包括用于支持光学拾取51的主轴、未显示的滑杆马达和发射传动装置，并且驱动滑杆马达，以响应滑杆驱动信号，来实现需要的光学拾取51的滑动运动。

轴伺服电路62执行控制，用于以CLV旋转驱动轴马达52。

轴伺服电路62获得由PLL处理摆动信号而产生的时钟，作为关于轴马达52的当前旋转速度的信息，并且将时钟与预置参考CLV速度比较，以产生轴误差信号。

数据重现期间，由读/写器电路55的PLL产生的重放时钟(用于解码处理的参考时钟)变为关于轴马达52的当前旋转速度的信息。这样，时钟可以和预置CLV参考速度信息比较，以产生轴误差信号。

轴伺服电路62输出响应轴误差信号产生的轴驱动信号，促使轴马达52的CLV旋转。

轴伺服电路62也产生轴驱动信号，以响应来自系统控制器60的轴启动/制动控制信号，来执行轴马达52的启动、停止、加速和减速操作。

伺服系统和记录和/或重现系统的上述各种操作由系统控制器60控制，该控制器60由微计算机构成。

系统控制器60执行各种处理操作，以响应来自AV系统120的命令。

例如，如果从AV系统120发出写命令，系统控制器60促使光学拾取51移动到用于写的地址。然后系统控制器60促使ECC编码器/解码器57和调制解调器56对从AV系统120(各种系统，如MPEG2的视频数据或音频数据)发射的数据执行编码处理。如上所述，由从读/写器电路55发送到激光驱动器63的激光驱动脉冲执行记录。

此外，如果从例如AV系统120提供读命令，该命令请求记录在盘1上的某些数据(如MPEG2视频数据)的传输，用指定的地址作为目标进行搜索操作控制。即，向伺服电路61发出命令，以促使用由搜索命令指定的作为目标的地址执行光学拾取51的存取操作。

然后系统控制器执行需要的操作控制，用于发射指定域的数据给AV系统120。即，系统控制器从盘1读出数据，促使读/写器电路55、调制解调器56和ECC编码器/解码器57执行解码/缓冲，以发射请求的数据。

记录和/或重现这些数据期间，使用由摆动电路58和地址译码器59检测到的ADIP地址，系统控制器60可以对记录和/或重现操作或存取进行控制。

在预置的时刻，如装载盘1时，系统控制器60读出记录在盘1的BCA上的唯一的ID，如果已经形成这样的BCA，或者读出只重放区域中作为摆动凹槽记录的预先记录信息(PIC)。

在这种情况下，系统控制器用预先记录的数据带PR作为目标，对搜索操作进行控制。即，系统控制器向伺服电路61发出命令，促使伺服电路执行向盘的最内边缘的光学拾取51的存取操作。

然后，系统控制器促使光学拾取51执行重放跟踪操作，以获得推挽信号作为反射光信息。然后，系统控制器促使摆动电路58、读/写器电路55和ECC编码器/解码器57执行解码，以获得重放数据作为预先记录的信息或BCA信息。

根据这样读出的预先记录的信息或BCA信息，系统控制器60执行激光功率设置或复制保护处理。

图14显示系统控制器内的缓存60a。这个缓存60a用于保存或更新从盘1的TDMA读出的TDFL/空间位图。

系统控制器60控制有关的单元，如装载盘1时，以读出记录在TDMA上的TDFL/空间位图，在缓存60a上保存这样读出的信息。

然后，如果由数据写或缺陷执行交换处理，系统控制器更新缓存60a内的TDFL/空间位图。

如果由数据写或数据重写操作执行交换处理，并且更新空间位图或TDFL，每次执行更新时，TDFL或空间位图可以另外记录于盘1的TDMA中。但是，在这样的情况下，盘1的TDMA被过度地消耗。

因为这个原因，作为例子，在缓存60a中更新TDFL/空间位图，直到盘1从盘驱动设备弹出或者直到从主机设备发出命令。缓存60a中的最后(即，最近)的TDFL/空间位图写在盘1的TDMA中，如在弹出时。在这种情况下，大量TDFL/空间位图的更新事件可以在盘1上共同更新，因此减小盘1的TDMA的消耗。

另一方面，如果盘1的TDMA只在弹出时或从主机设备接收到命令时更新，可能担心更新操作的机会比较小。在从盘1上记录用户数据直到更新盘1上的TDMA的时间段期间，在盘1上用户数据记录的状态和TDMA互相不匹配。不希望延长这样的时间段。这样，在本实施例中，甚至在间隙产生或消失的情形，也保留更新盘1上TDMA的机会，以响应用户数据的记录，如随后将说明的。

同时，在图14的盘驱动设备的说明性结构中，盘驱动设备连接到AV系统120。或者，例如，个人计算机作为本发明的盘驱动设备，可以作为主机设备连接。

或者，盘驱动设备可以不连接到其它设备。在这种情况下，可以提供操作单元或显示单元，或者数据输入/输出接口单元可以不同于图14中显示的结构形式。简言之，如果执行记录和/或重现来响应用户的操作，或者如果形成用于各种数据的输入/输出的终端单元就足够了。

5.间隙的产生和消失

在本实施例中，间隙的产生和消失是盘1上TDMA更新的机会。首先，说明间隙。

在本实施例的环境中的间隙意味着未记录的区域，产生在直到记录媒体上由作为用户数据的最后记录位置信息的LRA指定的地址的一个区域中，即，在用户数据区域中LRA的径向内侧的区域中。

因为LRA是用户数据区域中径向最外侧预先记录区域的最后记录扇区的地址，间隙是用户数据区域中记录区域之前的未记录区域。

一般而言，用户数据以填充方式从一次性写盘的内边缘侧记录，在这里定义的间隙通常不会产生。但是，使用本实施例的光盘1，通过使用空间位图确保随机存取能力，使得用户数据不需要以填充方式从内边缘记录，因此在本实施例中产生称为间隙的机会。

参考图15A到15E，现在说明间隙产生和消失的典型状态。图15A到15E显示盘上用户数据区域的记录状态的转变。

图15A显示空盘的状态，其中还未记录用户数据。在这种情况下，用户数据区域全部是未记录区域。这不是根据上面定义的间隙。即，在这种情况下，没有间隙。

图15B显示这样的状态，其中数据已经从图15A中的盘上的中间位置记录。这个记录的区域称为记录区域#1。

在这种情况下，记录区域#1的最后扇区地址是LRA。因此记录区域#1径向内侧的未记录区域是间隙。即，间隙产生了。

同时，记录区域#1径向外侧的未记录区域不是间隙。

图15C显示这样的状态，其中用户数据已经在图15B的状态中的间隙的中间记录。这个记录的区域是记录区域#2。在这种情况下，间隙分裂为两个，并且新的间隙已经由这个分裂产生。

注意，因为记录区域#1径向外侧未记录用户数据，所以LRA不变。

图15D显示这样的状态，其中用户数据已经从图15C的状态在用户数据区域的起始端记录，形成记录区域#3。用户数据记录在记录区域#1和记录区域#2之间的间隙，形成记录区域#4。

关于记录区域#3，在已经存在的间隙的位置，用户数据已经从其起始端记录，因此这不会促使新的间隙产生。

已经存在的间隙已经由记录区域#4用用户数据填充。这表示间隙消失。

同时，在图15D的这种情况下，LRA又未改变，因为记录区域#1的径向外侧还未记录用户数据。

图15E显示这样的状态，其中从图15D的状态开始，在LRA的径向外侧，用户数据已经记录在未记录区域(不是间隙)中间。这个记录的区域是记录区域#5。在这种情况下，在记录区域#5的径向内侧存在未记录区域。这样，未记录区域变为新的间隙。

进而，在这种情况下，因为用户数据已经记录在记录区域#1的径向外侧，LRA被更新到记录区域#5的最后记录扇区的地址。

如上所述，作为例子，间隙产生或消失，以响应用户数据的记录。在本实施例中，当间隙以这种方式已经产生或变为消失时，在盘1上写存储在缓存60a中的管理信息，即，TDMA的信息(即TDFL/空间位图)。

6.TDMA更新

6-1更新以响应间隙产生和消失

以下说明用于更新盘1的TDMA的处理。

如上所述，TDMA的内容中有空间位图和TDFL。如果记录了数据，空间位图有必要更新。另一方面，在由于缺陷或数据重写的交换处理的情况下，更新TDFL的内容。

此外，在空间位图或TDFL中，TDDS记录在最后的扇区中，并且LRA包括在TDDS中。

注意，必要时更新TDMA内的信息。在下面的说明中，采用这样的情况作为例子：在盘1上更新空间位图(包括具有LRA的TDDS)，该空间位图有必要改变来响应数据记录。

如果已经执行数据记录中的交换处理，并且需要TDFL更新，这样的更新与空间位图的更新同时执行。这在下面不单独涉及。

在盘驱动设备的本实施例中，有必要更新记录在缓存60a中的空间位图的内容，以响应盘上用户数据的记录。即，通过更新，记录已经进行的簇设置为‘1’。如果LRA已经改变，更新空间位图的最后扇区的TDDS中LRA的值。

这样，存储在缓存60a中的空间位图的内容与主流用户数据记录状态匹配。

另一方面，每次记录用户数据时，不执行盘1中TDMA的更新(主要是TDMA中空间位图的额外更新)。

在本实施例中，存在下面四个在盘1上记录存储在缓存60a中的最近的空间位图的机会：

-间隙已经由用户数据记录产生的情况；

-间隙已经由用户数据记录变为消失的情况；

-弹出盘1的情况；以及

-已经从主机发出更新命令的情况。

这里，说明间隙已经由用户数据记录产生或变为消失的情形下更新盘1的TDMA的处理，即，在用户数据记录时的处理。

同时，以下说明的每个处理是由系统控制器60执行的处理。

图16显示在用户数据记录时的处理。

现在假定：对某个地址N的用户数据写请求已经从主机设备如AV系统120，到达系统控制器60。

在这种情况下，在系统控制器60中执行图16的处理。首先，在步骤F101中，响应来自主机的请求，执行用于数据记录的处理。

在簇基础上执行这个记录处理。

虽然未显示步骤F101的数据记录处理的详细顺序，系统控制器60执行下面的处理作为步骤F101中的处理。

首先，参考缓存60a中的空间位图时，系统控制器检查已经记录来自主机的为数据写指定的地址(簇)，还是未记录。

如果已经记录地址(簇)，在指定地址执行记录从主机提供的用户数据的处理。

相反地，如果未记录指定的地址，当前数据不能写在指定地址中。这样，通过使用交换处理功能，执行数据重写。就是说，首先使用ISA和OSA检查交换处理是否可能。如果交换处理可能，当前用户数据记录在ISA或OSA中。特别地，代替在地址N中记录，在ISA或OSA中的簇中执行记录，并且执行管理，使得地址N将被交换到ISA或OSA中的簇。在这种情况下，在接下来的步骤F102中，更新空间位图时也更新TDFL。

如果在步骤F101中，数据已经写在地址N中，在步骤F102更新缓存60a中的空间位图，以便如这样指示已经写数据的簇N。

如果簇N在用户数据的最外边缘上，空间位图的最后扇区的TDDS中的LRA也更新。

然后，在步骤F103中验证：作为上面步骤F101中写处理的结果，参考图15说明的间隙是否已经产生或已经变为消失。

这个步骤F103中的处理在图17中详细显示。

首先，在步骤F201中，获得对应于缓存60a内的空间位图中地址N-1的比特，即，紧接前面步骤F102中更新的空间位图。在步骤F202中，检查对应于地址N-1的比特是‘1’还是‘0’。就是说，检查紧接当前记录的地址N的簇之前的簇是否已经记录。

如果地址N-1未记录，在当前数据写位置的径向内侧的区域中已经产生未记录区域。这样，系统控制器前进到步骤F204，验证随当前数据写事件已经产生间隙。

相反地，如果在步骤F202中记录了地址N-1，在接下来的步骤F203，在空间位图中获得对应于地址N+1的比特。在步骤F205中，检查对应于地址N+1的比特是‘1’还是‘0’，以验证紧接着地址N的簇之后的当前记录的簇是否是记录的簇。

如果地址N+1已经记录，可以验证：当前记录的簇前面和后面的簇已经记录，即当前记录地址N到目前为止已经是间隙。可以进一步验证：间隙现在已经由当前记录填充。因此，在步骤F206可以验证：通过当前记录，间隙已经变为消失。

如果在步骤F205，地址N+1未记录，可以在步骤F207中验证：间隙产生或者消失未随当前记录发生。

通过图17的处理，验证间隙产生或消失是否已经发生之后，处理依赖于结果在图16的步骤F104分支。

如果还没有间隙产生或消失发生，在步骤F106中检查是否存在任何未记录的数据，即任何请求要从主机记录的数据。如果存在任何这样的数据，地址增加扇区数，该扇区数为32，以给出新的地址N。即，下一个簇是写地址。

系统控制器回到步骤F101，以记录地址N中的数据。

如果在步骤F104中，间隙已经新产生或已经变为消失，系统控制器前进到步骤F105，以在盘上的TDMA上写那个时间点的缓存60a中的空间位图/LRA，即，步骤F102中更新的空间位图。

这个步骤F105中的处理在图18中详细显示。

首先，在步骤F301中，保存在缓存60a中的图12的TDDS信息(用于包括LRA的一个扇区的信息)，作为缓存60a中的空间位图的最后扇区添加。

在步骤F302中，由TDDS添加的空间位图另外记录在盘1的TDMA中(见图9)。

执行上面的处理，直到确认步骤F106中未记录的数据已经变为耗尽。

这样，如果从例如主机进行对一个簇的数据写请求，并且紧接记录第一个簇的用户数据之后，间隙已经产生或变为消失，就更新盘1的TDMA。

如果从例如主机进行对两个或更多簇的数据写请求，并且紧接记录第一个簇的用户数据之后，间隙已经产生或变为消失，就在紧接写第一个簇之后的时间点更新盘1的TDMA。然后继续第二个和后面的簇的用户数据的记录。自然，如果通过第二个和后面的簇的记录，间隙已经产生或变为消失，就更新盘1的TDMA。

6-2在盘弹出时更新

在盘弹出时也执行盘1上的TDMA更新(对空间位图的另外记录)。

图19显示在从盘驱动设备弹出盘1的情况下，系统控制器60的处理。

如果由用户操作或在来自主机的命令下弹出盘，在步骤F401中系统控制器60检查空间位图是否已经在缓存60a中更新。

没有空间位图的更新，系统控制器前进到步骤F403，以管理弹出盘1的控制。在这种情况下，弹出装载的盘1，而数据甚至一次也没有记录其上。

如果空间位图已经在缓存60a中更新，在步骤F402中，包括LRA的空间位图另外记录在盘1的TDMA中。这等价于图18的处理的执行。TDMA的更新之后，在步骤F403中，管理盘1要弹出的控制。

6-3更新以响应来自主机的命令

也执行盘1上TDMA的更新(空间位图的另外的记录)，以响应来自主机的命令。

图20显示如果用于更新TDMA的命令已经从主机产生而由系统控制器60进行的处理。

如果用于更新TDMA的命令已经从主机产生，在步骤F501中，系统控制器60查看空间位图是否已经在缓存60a中更新。

没有空间位图的更新，终止处理而不更新盘1。这等价于这样的情况：在装载的盘1上未进行数据记录，并且用于更新的命令已经从主机发出。

相反地，如果空间位图已经在缓存60a中更新，在步骤F502中，包括LRA的空间位图另外记录在盘1的TDMA中。这等价于上述图18的处理。

7.验证匹配的处理

在上述的本实施例中，盘1上的TDMA由间隙产生或消失、盘弹出或由来自主机的命令更新。

特别地，因为TDMA由间隙产生或消失更新，所以可以实现适度的次数的更新操作。

此外，因为更新盘1上的TDMA以响应间隙产生或消失，通过例如加电或装载盘时验证间隙和LRA的匹配，可能验证盘1上的TDMA内容和用户数据的记录的状态间的匹配。

另外，如果验证：由于例如先前的掉电还未达到匹配，为恢复到正常状态，由缓存60a更新空间位图/LRA到正确的状态就足够了。

因此，如果验证盘驱动设备的电源供应处于开状态，执行图21的匹配验证处理。

同时，不仅当电源供应处于开状态时，而且在装载盘1时，可以执行这个图21的处理。

如果，当保留装载盘1时，关闭电源供应并随后开启，在这样的时间点盘已经装载，使得执行图21的处理。如果电源供应开启时盘还未装载，自然不执行图21的处理。

电源关闭而保留装载盘1涉及正常操作时电源关闭的情况，而且涉及由于电源供应中断、系统操作中的故障或操作者方面的错误，如不小心从插座拔出插销导致意外的电源关闭的情况。

首先，在步骤F601中，记录在盘1的TDMA中的最近的空间位图或TDFL被读出并且放入缓存60a中。最近的LRA存在于TDFL或空间位图的最后扇区的TDDS中。

在步骤F602中，检查从盘1读出并放入缓存60a中的LRA是否实际和盘1的用户数据区域的LRA匹配。

图22中详细显示这个验证匹配的处理。

首先，在步骤F701中，检查是否数据已经实际记录在盘1上的地址LRA+1(即，紧接着LRA的地址)。

如果在记录用户数据时执行处理，如图16中所示，空间位图或LRA已经更新，以响应间隙产生或者消失，并且在这个步骤F701中未记录地址LRA+1，可以验证如读出的LRA是正确的。

原因是，例如，即使在图15(e)的记录区域#5的记录期间，电源供应中断已经意外地发生，也在记录区域#5的第一个簇的记录之后，由图16的步骤F105的处理更新TDMA。

如果以这种方式，LRA匹配是正确的，验证匹配的处理立即终止。

但是，如果已经在步骤F701中已经确定LRA+1的地址已经被记录，LRA匹配的状态是不正确的。即，用户数据已经紧接着LRA记录，该LRA应该是用户数据的最后地址。

在这样的情况下，通过步骤F702到F704读入缓存60a的LRA被修复或者匹配。

即，在步骤F702，LRA+2、LRA+3等实际接着LRA+1在盘上重现，以搜索未记录区域。如果地址LRA+n是未记录区域，紧接紧接其前面的地址，即，地址LRA+(n-1)是本来的(inherent)LRA。这样，在步骤F703中，放入缓存60a中的TDDS中的LRA的值更新为LRA+(n-1)，它是本来的LRA值。

然后，即使已经对LRA+1直到LRA+(n-1)进行记录，空间位图中也不反映这样的状态。

因此，在步骤F704，更新从盘1读出并放入缓存60a中的空间位图，使得预先记录这些地址。

这完成了确认LRA匹配的处理。同时，步骤F703和F704的更新处理毕竟是缓存60a内的更新，而不在这个时间点更新盘1中的TDMA。

在步骤F702和F703中，重现盘上的连续地址，即LRA+1，后面跟随LRA+2、LRA+3等，以搜索未记录区域，并且紧接未记录区域之前的地址保留为正确的LRA。原因是，如果记录用户数据期间执行图16的处理，TDMA中的LRA和实际的LRA之间没有未记录区域(间隙)产生，即如果写在盘1上的TDMA中的LRA与实际的用户数据记录状态不匹配，实际的LRA有必要变为预先记录区域的结尾端，该区域从由写在TDMA中的LRA指定的地址连续。

如果如图21的步骤F602，已经执行图22中显示的验证LRA匹配的处理，为了验证是否间隙继续存在于空间位图中，在接下来的步骤F603确认放入缓存60a的空间位图。

就是说，在空间位图上验证是否存在一个或更多簇或簇的集合，它们是在LRA的径向内侧的地址中的未记录区域。

如果空间位图上没有间隙继续存在，终止图21的处理。

相反地，如果间隙继续存在，在步骤F604中执行验证间隙匹配的处理。这是确认空间位图上保留为间隙的区域实际上是否间隙的处理。

这个处理在图23中详细显示。

首先，在步骤F801，掌握保留为缓存60a中的空间位图中的间隙的区域中的起始端间隙。

在步骤F802，存取间隙的起始地址，并且从其读出数据，以验证正被讨论的地址是否实际上未记录。如果地址实际上表示间隙，地址应该是未记录的。

如果地址是未记录的，确定间隙与空间位图上的匹配。然后系统控制器前进到步骤F805。

在步骤F805，验证是否仍然剩余在保留为空间位图上的间隙的区域中的未验证的间隙。如果仍然剩余这样的未验证的间隙，在步骤F806中检测保留为空间位图上下一个间隙的地址。

系统控制器前进到步骤F802，以和上面相同的方法存取并重现间隙，以验证是否间隙表示未记录的区域。

如果在步骤F802数据已经记录到保留为间隙的区域中，空间位图上的间隙与实际的间隙不匹配。

因此，在步骤F803和F804，执行匹配空间位图的处理。

首先，在步骤F803，保留为空间位图上的间隙的区域顺序地重现，从其起始端开始，以搜索未记录的区域。

如果在空间位图上的区域中发现未记录的区域保留为间隙，未记录区域的下游的区域是实际的间隙。

如果空间位图上地址X到X+N保留为间隙(未记录区域)，并且实际上，地址X直到X+(N-Y)已经被记录，实际的间隙是对应于地址X+(N-y+1)直到X+N的区域。

这样，在步骤F804中，更新保留为间隙的区域中记录的地址，以便指示空间位图上的预先记录状态。

同时，因为通过图16的处理，TDMA由间隙产生或消失更新，所以不会发生：在图23的处理中，保留为空间位图上的间隙的某个区域中地址的总数，如前述地址X到X+N，处于预先记录状态，使得间隙已经变为消失。也不会发生：如果在步骤F803中已经发现地址X+(N-y+1)为未记录区域，从地址X+(N-y+1)直到地址X+N的区域的一部分已经变为记录的，并且另一个间隙随后已经产生。

因此，如果在步骤F803中，在从地址X直到地址X+N的区域中搜索未记录区域就足够了，并且空间位图上对应于记录的簇的比特纠正为‘1’，指示被记录的状态。

如上所述，执行图23的间隙的验证匹配处理。同时，步骤F804的更新处理毕竟是缓存60a内的更新，而没有在这个时间点更新盘1的TDMA。

如上所述，执行图21的验证匹配处理，包括验证LRA和间隙的匹配的处理。

在图21的处理已经执行时的时间点，记录在缓存60a中的空间位图和LRA，与盘1上实际用户数据的记录状态匹配。

如先前说明的，如从这个时间，在间隙产生和消失、盘弹出和来自主机的命令的时刻，更新实际的盘上的TDMA中的空间位图。

同时，不仅在电源供应开启状态(电源供应开启状态并且盘1装载到位)期间，而且在盘装载到位的时间期间，可以执行图21的处理。

考虑到当盘处于弹出状态时通常更新TDMA，空间位图/LRA有必要和盘处于通常的装载状态时、用户数据的实际记录状态匹配。

但是，可能发生：意外关闭电源供应的时间期间，强制盘弹出，使得未处于匹配状态的盘可以在电源供应开启之后的时间点装载到位。因此，当盘处于被容纳状态时执行图21的处理可能是方便的。

8.本实施例的效果和变形

在上述的本实施例中，空间位图/LRA在缓存60a中更新，以响应用户数据的记录操作。

另一方面，在间隙产生和消失、盘弹出和来自主机的命令的时刻，缓存60a中的空间位图/LRA写到盘1的TDMA中。

如果当至少盘1处于装载状态时，电源供应开启，就执行验证匹配的处理。

从上面得到下面的有利结果。

首先，因为空间位图/LRA记录在盘1上的TDMA中，以响应间隙产生/消失，可以在记录过程期间适度更新盘上的TDMA。即，除了在盘弹出或来自主机的更新命令时的TDMA更新，以适度的次数更新TDMA。以这种方式，未因为过多的TDMS更新而浪费地消耗用于管理信息的区域，同时未由于不足的TDMA更新而过度延长空间位图/LRA和用户数据记录状态之间不匹配状态的时间段。

此外，因为TDMA在盘1上由间隙产生或消失更新，通过检测(如空间位图上指示的)间隙或LRA与盘上实际的间隙或实际的LRA是否一致，可以确认盘1上TDMA的内容和用户数据记录的状态之间的匹配。

没有匹配，在这样的时间点，如果为达到缓存60a上LRA或空间位图的匹配而更新TDMA就足够了。

结果是用于应付不匹配或关于匹配的判定的便利处理。

因为随着电源开启，执行图21的用于验证匹配的处理，考虑到记录状态的管理中可能的差错(不匹配)，没有必要提供特殊的处理，如抵御记录期间可能的麻烦的处理，例如数据写期间电源供应中断。

当盘处于被容纳状态时，如果也执行图21的用于验证匹配的处理，可能恢复匹配状态，即使在这样的情况：处于不匹配状态的不小心被迫弹出的盘，或者由另一个盘驱动设备(其上执行如本实施例中的TDMA更新的另一个设备)强迫弹出的盘，被装载到位。

另外，如从本实施例的操作可能明显的，考虑到纠正由于意外的不匹配，没有必要使用非易失性存储器保存预先更新TDMA信息。

特别地，考虑到频繁更新的信息，如空间位图，使用非易失性存储器，其中限制重写次数。在本实施例中，这个问题可以解决，因为没有必要使用非易失性存储器。自然，通过免除用于空间位图/LRA的备份装置，如非易失性存储器，可以降低设备的成本。

已经在前面进行了各优选实施例的盘和相应的盘驱动设备的说明。但是，本发明不限于这些实施例，并且可以包含各种变形，而不背离本发明的范围。

例如，可以使用间隙产生和间隙消失中的一个而不是两个。

虽然本发明的记录媒体假设为一次性写的单或双层盘，但也可以使用具有三个或更多记录层的盘。本发明也不限于盘类型记录媒体，并且也可以应用到除了盘的一次性写媒体。

产业上的可利用性

如从前述可以理解的：通过利用一次性写媒体中的写/未写指示信息(空间位图)，本发明提供可以随机存取的系统，其中，管理信息可以在最佳时刻在盘上更新，该管理信息包括：写/未写指示信息(空间位图)，以及指示用户记录的数据的最后位置的最后记录位置信息(LRA)。即，为了可以在盘上更新管理信息，以响应LRA之前的区域中间隙(未记录区域)的产生或消失，盘上的管理信息(空间位图或LRA)可以在记录过程中适度更新。即，在系统操作中，未因为过多的更新而过度消耗用于管理信息的区域，同时未由于不足的更新而过度延长管理信息和用户数据记录状态之间未匹配状态的时间段。

此外，因为通过间隙产生或消失在盘上更新TDMA，所以通过检测管理信息中的间隙(如空间位图上指示的)或LRA是否与盘上实际的间隙或实际的LRA一致，可以确认管理信息和用户数据记录的状态之间的匹配。没有匹配，在这样的时间点，如果为达到LRA或空间位图的匹配，更新管理信息就足够了。

结果是用于应付不匹配或关于匹配的判定的便利处理。或者，在电源供应开启时执行上述处理，由此没有必要提供特殊的恢复处理，如抵御可能的麻烦的处理，如电源供应中断。

此外，没有必要使用非易失性存储器保存预先更新管理信息。

Claims

1.一种记录和/或重现装置，用于记录媒体，在允许用于写一次数据的所述记录媒体的一次性写记录区域中，管理信息和用户数据被记录，并且其中写/未写指示信息和最后记录位置信息作为所述管理信息被记录，写/未写指示信息指示是否数据已经写入至少一个用于记录所述用户数据的区域中的每个数据单元中，最后记录位置信息指示记录的用户数据的记录的最后位置，所述装置包含：

记录和/或重现单元，用于为所述记录媒体记录和/或重现数据；

存储单元，用于从所述记录媒体读出的管理信息的存储；以及

控制器，用于更新存储在所述记录单元中的管理信息的内容，以响应所述记录和/或重现单元的数据记录的执行，并且用于使所述记录和/或重现单元在所述记录媒体上记录存储在所述存储单元中的管理信息，以响应在直到所述记录媒体上由所述管理信息的所述最后记录位置指示的位置的范围中产生未记录区域。

2.根据权利要求1所述的记录和/或重现装置，其中所述控制器响应在直到由所述最后记录位置信息指示的位置的所述范围中、所述未记录区域的消失，使所述记录和/或重现单元在所述记录媒体上记录存储在所述存储单元中的管理信息。

3.根据权利要求1所述的记录和/或重现装置，其中所述控制器执行这样的处理：确认从所述记录媒体读出并存储在所述存储单元中的管理信息中的所述最后记录位置信息，是否匹配于所述记录媒体上记录的用户数据的最后位置；在不匹配的情况下，所述控制器更新存储在所述存储单元中的管理信息中的最后记录位置信息。

4.根据权利要求1所述的记录和/或重现装置，其中所述控制器执行这样的处理：确认由从所述记录媒体读出并存储在所述存储单元中的管理信息中的所述写/未写指示信息确定的所述未记录区域，是否匹配于所述记录媒体上的所述未记录区域；在不匹配的情况下，所述控制器更新存储在所述存储单元中的管理信息中的写/未写指示信息。

5.一种记录和/或重现方法，用于记录媒体，在允许用于写一次数据的所述记录媒体的一次性写记录区域中，管理信息和用户数据被记录，并且其中写/未写指示信息和最后记录位置信息作为所述管理信息被记录，写/未写指示信息指示是否数据已经写入至少一个用于记录所述用户数据的区域中的每个数据单元中，最后记录位置信息指示记录的用户数据的记录的最后位置，所述方法包含：

从所述记录媒体读出管理信息用于在存储单元中存储的步骤；

更新存储在所述存储单元中的管理信息的内容，以响应所述记录媒体上数据记录的执行的步骤；以及

管理信息记录步骤，在所述记录媒体上记录存储在所述存储单元中的管理信息，以响应在直到所述记录媒体上由所述管理信息的所述最后记录位置信息指示的位置的范围中产生未记录区域，所述管理信息在所述更新步骤中更新。

6.根据权利要求5所述的记录和/或重现方法，其中所述管理信息记录步骤响应在直到由所述最后记录位置信息指示的位置的所述范围中、所述未记录区域的消失，使存储在所述存储单元中的所述管理信息记录在所述记录媒体上。

7.根据权利要求5所述的记录和/或重现方法，还包含：

验证从所述记录媒体读出并存储在所述存储单元中的所述管理信息中的所述最后记录位置信息，是否匹配于所述记录媒体上记录的用户数据的最后位置的步骤，以及

匹配步骤，在所述验证步骤已经验证不匹配的情况下，更新存储在所述存储单元中的所述管理信息中的所述最后记录位置信息。

8.根据权利要求5所述的记录和/或重现方法，还包含：

确认由在所述记录步骤从所述记录媒体读出并存储在所述存储单元中的管理信息中的所述写/未写指示信息确定的所述未记录区域，是否匹配于所述记录媒体上的所述未记录区域；以及

更新步骤，在所述验证步骤已经验证不匹配的情况下，更新存储在所述存储单元中的管理信息中的写/未写指示信息。