CN101006512B - 驱动装置 - Google Patents

Abstract

上述驱动装置(310)包含：记录再生部(314)；驱动控制部(311)；和存储器电路(312)。驱动控制部(311)所执行的处理包含：接收至少指定光轨的逻辑下次可记录位置请求指示(S601)；确定保存在存储器电路(312)中的至少一个应记录数据的容量(S602)；基于逻辑下次可记录位置请求指示中指定的光轨内的最终记录位置和至少一个应记录数据的容量，将在逻辑下次可记录位置请求指示中指定的光轨内表示下次可记录数据的位置的物理地址确定为下次可记录位置(S603)；将下次可记录位置变换为逻辑下次可记录位置(S604)；以及输出逻辑下次可记录位置(S605)。

Description

驱动装置 

技术领域

本发明涉及一种在信息记录介质上记录数据并对信息记录介质上记录的数据进行再生的驱动装置。 

背景技术

近年来，在数字化数据的记录中使用各种形式的信息记录介质，其中有可以重复改写数据的可擦写型光盘和虽然只允许记录1次但介质价格低廉的追加记录型光盘。 

以这种可擦写型光盘为例，其中包括DVD-RAM盘、BD-RE(Blu-rayDisc Rewritable：可擦写蓝光光盘)盘等。 

另外，以追加记录型光盘为例，其中包括DVD-R盘、BD-R(Blu-ray Disc Recordable：可记录蓝光光盘)盘等。 

为了提高盘片上记录的数据的可靠性，可擦写型光盘中导入了缺陷管理机制。 

缺陷管理机制大体上由滑动置换(slipping replacement)算法和线性置换(linear replacement)算法构成。 

滑动置换算法主要在格式化盘片时实施。即，在进行格式化处理时，检查用户数据区中的全部ECC簇(cluster)，一旦发现缺陷簇，就将其位置登录到主缺陷列表(以下称为PDL)，将对应的逻辑簇偏移到下一个非缺陷的物理簇进行应对。 

由此，在记录用户数据时，就避开了PDL中登录的缺陷簇来进行记录，提高了数据记录的可靠性。 

另一方面，线性置换算法在记录用户数据时实施。 

即，在记录数据时，进行校验处理对该记录结果进行确认。如果记录失败，则进行了记录的ECC簇成为取消簇，通过次级缺陷列表(以下称为SDL)管理其位置。 

此外，将用户数据代替记录到在盘片上的最内周或最外周设置的 替换区中。 

在代替记录中也执行上述的校验处理。记录成功的话数据记录位置即可确定，因此，此时生成SDL项，登录到上述SDL中，该SDL项是将缺陷簇的位置信息与替换项的ECC簇的位置信息对应起来的信息。 

此外，有时候针对替换区中包含的全部ECC簇设置SDL项，对各个ECC簇是可以用作替换项即目前是空闲区还是已经作为替换项使用完毕的情况进行管理。该替换区中的空闲区也称为备用簇。 

再生时，参照PDL或SDL，必要时对替换项的ECC簇进行再生。 

上述PDL或SDL记录在盘片上的导入区中设置的缺陷管理区(以后称为DMA)中。DMA中除此之外也包含替换区的容量等信息。 

可擦写型光盘的情况下，与缺陷管理相关的信息的更新通过改写DMA来完成。 

另外，在追加记录型光盘中也可以导入例如专利文献1所示的缺陷管理机制。 

专利文献1的附图3A中描述了盘片的数据结构。专利文献1的盘片中，DMA设置在导入区和导出区中。 

进而，临时缺陷管理区(TDMA)设置在导入区和导出区中。 

在追加记录型光盘的情况下，与缺陷管理相关的信息的更新通过在每次更新缺陷信息时向TDMA追加缺陷信息来完成。 

此外，在关闭或终结化(finalize)盘片时，将最新的TDMA的内容记录到DMA中。 

TDMA中记录临时缺陷管理信息(Temporary defect managementinformation，以后称为TDDS)和临时缺陷信息(Temporary DefectInformation，以后称为TDFL)。 

专利文献1中的附图5B中表示了TDDS的数据结构。TDDS包含指向相应TDFL的指针信息。TDFL在TDMA中记录了多次，因此，指针信息也对各个TDFL加以记录。 

进而，TDDS中记录了追加记录型光盘上的最终记录地址(lastrecorded address)。如专利文献1的附图5B所示，1个追加记录型光盘可以保持多个最终记录地址。 

另外，TDDS中记录了追加记录型光盘上的最终记录替换地址 (last recorded replacement address)。如专利文献1的附图5B所示，1个盘片可以保持多个最终记录替换地址。 

专利文献1的附图6中表示了TDFL的数据结构。 

TDFL中包含缺陷关联信息(information regarding defect)#1、#2等。 

缺陷关联信息包含状态信息(state information)、指向缺陷簇的指针、指向代替簇的指针。 

缺陷关联信息具有与上述SDL中包含的SDL项相同的数据结构并发挥相同的功能。 

图33A及图33B表示专利文献1的附图9A及附图9B所公开的TDFL的更新方法。 

图33A表示TDFL#0的数据结构。TDFL#0包含与缺陷#1、#2、#3相对应的缺陷关联信息#1、#2、#3。 

假定TDFL#0被记录后，在追加记录型光盘中执行了新的数据记录，发生了缺陷#4、#5。此时，图33B所示的TDFL#1被记录到追加记录型光盘上。 

这里，TDFL#1是通过将TDFL#0中包含的缺陷管理信息全部保持下来并新追加与缺陷#4、#5相对应的缺陷关联信息#4、#5而生成的。 

专利文献1的附图10中表示了缺陷关联信息的数据结构。 

缺陷关联信息包含状态信息。状态信息包含用来表示缺陷区是连续缺陷块(continuous defect block)还是单独缺陷块(singledefect block)的信息。 

进而，缺陷关联信息包含指向缺陷区的指针(缺陷区在盘片上的位置)。 

进而，缺陷关联信息包含指向与缺陷区相对应的代替区的指针。 

当缺陷区是连续的缺陷块序列时，状态信息表示指向缺陷区的指针是连续缺陷块的开始或结束位置。另外，也表示指向代替区的指针是这些代替块的开始或结束位置。 

利用这些数据结构在追加记录型光盘中实现缺陷管理机制。 

进而，当使用上述缺陷管理机制时，也可以在追加记录型光盘中实现伪重写(pseudo-overwrite)记录。 

使用图31和图32说明在追加记录型信息记录介质中进行的伪重写记录。 

在上述缺陷管理机制中，借助于缺陷关联信息或SDL项这样的替换信息，能够不改变数据记录的表观上的逻辑地址而将实际记录数据的物理地址映射到预先保留起来的其他位置。 

因此，如果发出指示向追加记录型光盘上已经有了记录的逻辑地址重写写入数据，则只要将该数据记录到别的物理地址上的扇区中并更新替换信息以保留原来的逻辑地址，就可以从表观上实现将数据重写记录的状态。以后将这种记录方法称为伪重写记录。 

图31是表示在追加记录型光盘即信息记录介质1中记录了若干个目录和文件后的状态的图。此外，该状态表示尚未进行伪重写记录。 

在追加记录型光盘中，以光轨(track)和区段(session)为单位管理盘片上的用户数据区。 

图31中，用户数据区中记录的用户数据的管理借助于文件系统实现。文件系统所管理的空间称为卷空间2。 

此外，在以下说明中，只要没有特地详细记载，作为构成文件系统的卷/文件结构而记录在信息记录介质1中的描述符或指针、元数据分区或元数据文件的结构等都具有ISO/IEC13346标准或UDF(Universal Disk Format：通用磁盘格式)标准所规定的数据结构。 

图31中，卷空间2中记录了卷结构区3和物理分区4。 

物理分区4中包含UDF标准版2.5所规定的元数据分区5a、5b。 

另外，物理分区4中记录了元数据文件6a及其副本即元数据镜像文件6b。 

此外，表示这些物理分区4中的记录位置的文件项(FE)即FE(元数据文件)7a及FE(元数据镜像文件)7b也被记录下来。另外，也记录了数据文件(File-a)8、数据文件(File-b)9。 

FE或目录文件等文件结构信息全部配置在元数据分区即元数据文件中。 

UDF标准所规定的数据结构中，在卷结构区3中记录了元数据分区5a及文件集描述符(FSD)12的记录位置。 

作为FSD12的起点，可以从ROOT目录开始依次检索文件结构， 例如访问数据文件(File-a)8。 

接着，在图31的状态上新伪重写数据文件(File-c)后，即成为图32所示的状态。 

这里，假定数据文件(File-c)被记录到信息记录介质1上的ROOT目录下。 

在记录数据文件(File-c)时，更新并生成数据文件(File-c)的追加所需的文件结构信息。具体是FE(ROOT)13的更新和FE(File-c)14的生成。 

此外，数据文件(File-c)15被记录到图31的未记录区，成为图32的状态。 

FE(File-c)14被记录下来时，FE(File-c)14被记录到元数据分区5a(即元数据文件6a)中的未记录区11a。 

接着，FE(ROOT)16被伪重写记录到FE(ROOT)13上。 

此时，如图32所示，FE(ROOT)16的数据被记录到替换区17。 

进而，更新盘片管理信息2中包含的替换信息，将FE(ROOT)13映射到FE(ROOT)16。 

在执行了这样的文件记录处理后，再生数据文件(File-c)15的动作变为如下所示。 

从信息记录介质1的卷结构区3取得FE(元数据文件)7a和FSD12的位置信息。 

接着，执行文件结构的再生。为了再生文件结构，基于已取得的FE(元数据文件)7a和FSD12的位置信息执行FSD12的再生。 

从再生的FSD12取得FE(ROOT)13的位置信息作为逻辑地址。 

基于所取得的FE(ROOT)13的位置信息(逻辑地址)执行FE(ROOT)13的再生。 

此时，参照替换信息，再生被映射到FE(ROOT)13的位置信息(逻辑地址)的FE(ROOT)16。 

FE(ROOT)16包含最新的ROOT目录文件，因而具有指向FE(File-c)14的位置信息。 

此外，利用从FE(File-c)14取得的数据文件(File-c)15的位置信息再生数据文件(File-c)15。 

在如上所述的追加记录型光盘中，也可以借助于缺陷管理机制进 行伪重写记录。 

专利文献1：美国专利申请公开第2004/0076096号说明书 

但是，上述所说明的追加记录型光盘的伪重写记录方式中存在的问题是，一旦替换区中的未记录区被用完，则即使用户数据区中仍有未记录区，也无法继续进行此后的数据记录。原因在于，无法更新文件系统信息。 

特别是，追加记录型光盘不同于替换区容量可以在必要时扩展的可擦写型光盘，其在盘片格式化(初始化)时就已确定。 

此外，很难考虑进行伪重写记录而事先决定适当的替换区容量。 

如果事先确定的替换区容量过大，则用户数据区容量减少，而过小则会出现即使用户数据区中仍有未记录区也无法继续此后的记录数据的状况。无论哪种情况，都不能有效地利用追加记录型光盘的用户数据区。 

发明内容

本发明解决了上述问题，其目的在于：提供一种在追加记录型光盘的伪重写记录中能够没有浪费地利用用户数据区的驱动装置。 

本发明的驱动装置是对追加记录型记录介质进行顺序记录的驱动装置，其中，上述追加记录型记录介质包含替换区和用户数据区，在上述用户数据区中至少分配有一条光轨，上述驱动装置包含：记录再生部，对上述追加记录型记录介质进行记录动作或再生动作；驱动控制部，控制上述记录再生部；以及存储器电路，用来保存应记录的至少一个数据，上述驱动控制部执行如下处理：接收至少指定上述光轨的逻辑下次可记录位置请求指示；确定保存在上述存储器电路中的至少一个应记录数据的容量；基于上述逻辑下次可记录位置请求指示中指定的上述光轨内的最终记录位置和上述至少一个应记录数据的容量，将在上述逻辑下次可记录位置请求指示中指定的上述光轨内表示下次可记录数据的位置的物理地址确定为下次可记录位置；将上述下次可记录位置变换为逻辑下次可记录位置；以及输出上述逻辑下次可记录位置。 

借助于本发明，能够提供一种在追加记录型光盘的伪重写记录中可以没有浪费地利用用户数据区的驱动装置。 

附图说明

图1A是表示本发明的实施方式中信息记录介质100的外观的一个实例的图。 

图1B是表示本发明的实施方式中信息记录介质100的数据结构的一个实例的图。 

图1C是表示图1B所示的用户数据区108的数据结构的一个实例的图。 

图2A是表示本发明的实施方式中区段管理信息200的数据结构的一个实例的图。 

图2B是表示本发明的实施方式中光轨管理信息210的数据结构的一个实例的图。 

图2C是表示本发明的实施方式中空闲区管理信息220的数据结构的一个实例的图。 

图3是表示本发明的实施方式中盘片结构信息1100的数据结构的一个实例的图。 

图4是表示本发明的实施方式中其他信息记录介质100b的数据结构的一个实例的图。 

图5A是表示本发明的实施方式中替换管理信息列表1000的数据结构的一个实例的图。 

图5B是表示本发明的实施方式中替换管理信息1010的数据结构的一个实例的图。 

图6是表示本发明的实施方式中信息记录再生装置300的结构的一个实例的框图。 

图7是表示本发明的实施方式中格式化处理后的信息记录介质上的数据结构的一个实例的图。 

图8A是表示本发明的实施方式中的记录处理的流程图。 

图8B是表示本发明的实施方式中RMW处理的流程图。 

图9是表示本发明的实施方式中记录处理后的信息记录介质上的数据结构的一个实例的图。 

图10是表示本发明的实施方式中的再生处理的流程图。 

图11是表示本发明的实施方式中替换管理信息1010B的数据结 构的一个实例的图。 

图12是表示本发明的实施方式中物理地址空间和逻辑地址空间的数据结构的一个实例的图。 

图13A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图13B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图14A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图14B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图15A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图15B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图16A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图16B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图17A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图17B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图18是表示本发明的实施方式中替换管理信息即DFLentry2010的数据结构的一个实例的图。 

图19A是表示本发明的实施方式中的记录处理的流程图。 

图19B是表示本发明的实施方式中的记录处理的流程图。 

图20A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图20B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图21A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图21B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图22A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图22B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图23A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图23B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图24A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图24B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图25是本发明的实施方式中光轨管理信息的数据结构的示例图。 

图26A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图26B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图27是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图28是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图29是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图30是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图31是表示现有技术中信息记录介质上的数据结构的一个实例的图。 

图32是表示现有技术中文件记录处理后的信息记录介质上的数据结构的一个实例的图。 

图33A是表示现有技术中TDFL的数据结构的一个实例的图。 

图33B是表示现有技术中TDFL的数据结构的一个实例的图。 

图34是表示本发明的实施方式中的记录处理的流程图。 

图35是本发明的实施方式中信息记录介质上的数据结构的示例图。 

图36是本发明的实施方式中信息记录介质上的数据结构的示例图。 

图37是本发明的实施方式中信息记录介质上的数据结构的示例图。 

图38是表示本发明的实施方式中的记录处理的流程图。 

图39是本发明的实施方式中信息记录介质上的数据结构的示例图。 

图40是本发明的实施方式中信息记录介质上的数据结构的示例图。 

图41是本发明的实施方式中信息记录介质上的数据结构的示例图。 

图42是本发明的实施方式中信息记录介质上的数据结构的示例图。 

图43是本发明的实施方式中信息记录介质上的数据结构的示例图。 

图44A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图44B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图45A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图45B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图46A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图46B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图47A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图47B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图48是表示本发明的实施方式中的记录处理的流程图。 

图49A是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图49B是关于本发明的实施方式中修正处理的说明图。 

图49C是关于本发明的实施方式中替换记录的说明图。 

图50是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图51是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图52A是本发明的实施方式中信息记录介质上的数据结构的示例图。 

图52B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

图53B是关于本发明的实施方式中替换管理信息的说明图。 

符号说明 

100、100b  信息记录介质 

101  导入区 

102、102a  数据区 

103  导出区 

103b、103c  外周区 

104、104a、105、105a  盘片管理信息区 

106、106a  内周替换区 

107、107a  外周替换区 

108、108a  用户区 

109  卷空间 

122  未记录区 

120、121  LRA 

210  光轨管理信息 

211  区段开始信息 

212  光轨开始位置信息 

213  光轨内最终数据记录位置信息(LRA) 

300  信息记录再生装置 

301  系统控制部 

302  存储器电路 

303  I/O总线 

304  磁盘装置 

310  驱动装置 

311  驱动控制部 

312  存储器电路 

313  内部总线 

314  记录再生部 

410  卷结构区 

600  800 AVDP 

601  逻辑卷描述符 

602  区划图(类型2) 

440  元数据文件 

450  元数据镜像文件 

500  图像数据 

510、511、512、513  错误区 

520、521、522  修复数据 

1000  替换管理信息列表 

1010  替换管理信息 

1011  状态信息 

1012  被替换项位置信息 

1013  替换项位置信息 

1100  盘片结构信息 

1103  用户数据区开始位置信息 

1104  用户数据区结束位置信息 

1105  替换区信息 

具体实施方式

下面，参照附图说明本发明的实施方式。 

(第1实施方式) 

1-1.追加记录型记录介质

图1A表示本发明的实施方式的信息记录介质100的外观。 

在信息记录介质100的最内周配置了导入区101。在信息记录介质100的最外周配置了导出区103。在信息记录介质100的导入区101与导出区103之间配置了数据区102。 

导入区101中记录了在后文叙述的记录再生部314中包含的光学拾取器访问信息记录介质100时所必需的基准信息或与其他记录介质的识别信息等。导出区103中也记录与导入区101中所记录的信息相同的信息。 

对导入区101、数据区102和导出区103分配了多个物理扇区。各个物理扇区是最小的访问单位。各个物理扇区通过物理扇区编号(以后称为PSN)这样的地址信息来识别。 

将包含多个物理扇区的ECC簇(或ECC块)作为最小单位进行数据记录和再生。 

图1B表示信息记录介质100的数据结构。图1B中，将图1A中表示为同心圆状的导入区101、数据区102和导出区103以横向配置表示。 

导入区101包含盘片管理信息区104，导出区103包含盘片管理信息区105。 

盘片管理信息区104、105中分别记录盘片管理信息。盘片管理信息包含在后文叙述的替换管理信息列表、区段管理信息、空闲区管理信息等。盘片管理信息区104、105用作更新盘片管理信息时所需要的区域。该更新所需的区域也称为临时盘片管理信息区。 

此外，在将本发明应用于BD-R标准时，本说明书中的术语“盘片管理信息区”应换用措辞为“盘片管理区”，本说明书中的术语“临时盘片管理信息区”应换用措辞为“临时盘片管理区”，本说明书中的术语“盘片管理信息”应换用措辞为“盘片管理结构”，本说明书中的术语“临时盘片管理信息”应换用措辞为“临时盘片管理结构”。 

数据区102包含内周替换区106、用户数据区108和外周替换区107。 

用户数据区108是记录用户数据所需要使用的区域。 

图1C表示用户数据区108的数据结构。 

用户数据区108包含多个区段。各区段包含多条光轨。 

各光轨是信息记录介质100上的连续区。各光轨通过在后文叙述 的光轨管理信息进行管理。 

此外，在将本发明应用于BD-R标准时，本说明书中的术语“光轨”应换用措辞为“顺序记录区(SRR)”。 

各区段包含信息记录介质100上连续配置的多条光轨。各区段通过在后文叙述的区段管理信息进行管理。 

图2A表示用来管理区段的区段管理信息200的数据结构。区段管理信息200包含在盘片管理信息中。 

区段管理信息200包含扇区头(header)信息201和多个光轨管理信息。 

扇区头信息201具有区段管理信息200的标识符或图2B中表示的光轨管理信息210的数目等一般性信息。 

光轨管理信息#N具有与图1C所示的光轨#N相对应的信息。这里，N是大于等于1的整数。 

图2B表示用来管理光轨的光轨管理信息210的数据结构。光轨管理信息210包含在盘片管理信息中。 

光轨管理信息210包含：区段开始信息211，用来表示光轨是否是区段的开头光轨；光轨开始位置信息212，用来表示光轨的开始位置；光轨内最终数据记录位置信息(以后称为LRA)213，用来表示光轨内最后记录数据的位置。 

如果某个光轨管理信息210所管理的光轨位于区段的开头，则表示该光轨位于区段开头的值(例如“1”)被设定到区段开始信息211中。除此之外，在区段开始信息211中设定不同的值(例如“0”)。 

光轨开始位置信息212包含表示光轨的开始位置的物理地址。 

光轨内最终数据记录位置信息213包含用来表示光轨中记录了有效数据的最终位置的物理地址。有效数据是指例如从主机装置305提供的用户数据。图1C所示的LRA120或LRA121是光轨内最终数据记录位置信息213的一个实例。 

此外，当将本发明应用于BD-R标准时，本说明书中的术语“光轨管理信息”应换用措辞为“顺序记录区项”，本说明书中的术语“区段管理信息”应换用措辞为“顺序记录区信息”。 

此外，信息记录介质100在以ECC簇为最小单位进行数据记录时，光轨内最终数据记录位置信息213并不限于ECC簇的边界。这 是因为，一般说来，记录指示所规定的数据容量不会是ECC簇的容量的整数倍。此时，LRA213表示记录指示所规定的数据被记录的最后的物理扇区地址。 

另外，当LRA213与ECC簇边界不一致时，紧接着记录指示所规定的数据，记录填充数据，直到ECC簇边界。 

在本实施方式中，可以针对每个光轨记录数据。新的数据记录从各光轨的开头执行，在光轨内，数据被连续配置(顺序记录)。在该光轨内执行数据记录的话，该光轨内最后记录的位置反映到光轨内最终数据记录位置信息213中。 

当再次在该光轨中进行记录时，通过查看最新的光轨内最终数据记录位置信息213的值，就可以知道该光轨中下次记录开始位置。 

此外，在分配了光轨之后紧接着在该光轨中完全没有数据记录时，也可以将表示该状态的预定值(例如“0”)设定给光轨内最终数据记录位置信息213。 

下次可记录位置(以后称为NWA)表示由光轨内最终数据记录位置信息213所示的物理扇区的下一个物理扇区的位置。或者，当信息记录介质100以某个ECC簇为最小单位进行数据记录时，NWA表示包含由光轨内最终数据记录位置信息213所示的物理扇区的、ECC簇的下一个ECC簇的开头位置。 

如果用算式表示，即为(算式1)。 

(算式1) 

(a)LRA≠0时， 

NWA＝N×(Floor(LRA/N)+1) 

N：ECC簇中包含的物理扇区数(例如，N＝32) 

(b)LRA＝0时， 

NWA＝(相应光轨的开始位置) 

其中，Floor(x)表示小于等于x的最大整数值。 

在以后的说明中，假定NWA表示ECC簇的开头位置。 

处于可记录数据的状态的光轨称为开放光轨(open track)。 

开放光轨的光轨编号包含在图2A所示的区段管理信息200中的扇区头信息201中(例如，第1开放光轨编号203、第2开放光轨编号204等)。 

另一方面，非开放光轨的光轨称为封闭光轨(closed track)。 

例如，不存在未记录区的光轨或由用户指示的光轨成为封闭光轨。 

与开放光轨不同，封闭光轨的光轨编号不保存在区段管理信息200中的扇区头信息210内。 

禁止向封闭光轨中记录数据。 

通过查看开放光轨编号和光轨管理信息210中的光轨内最终数据记录位置信息213，就能够知道信息记录介质100上的未记录区。 

此外，在将本发明应用于BD-R标准时，开放光轨表示开放SRR。另外，封闭光轨表示封闭SRR。 

另外，在追加记录型信息记录介质100中，也可以通过管理记录完毕的ECC簇从而在信息记录介质上的任意位置(物理地址)记录数据，即实现一种随机记录。 

为了实现这种随机记录，必须对信息记录介质100上的空闲区和最终数据记录位置进行管理。 

在本实施方式中，利用图2C所示的空闲区管理信息220和盘片管理信息区104、105中记录的盘片管理信息实现这种管理。 

在执行随机记录时，盘片管理信息区104中记录图2C所示的空闲区管理信息220。 

图2C表示空闲区信息220的数据结构。空闲区信息220包含扇区头信息221、管理对象区信息222和空闲区信息223。 

扇区头信息221具有空闲区管理信息220的标识符等一般性信息。 

管理对象区信息222包含用来特别指定用户数据区108中的区的信息，该用户数据区108中包含通过空闲区管理信息220管理未记录/记录完毕状态的扇区。例如，管理对象区信息222包含该区的开始位置或该区的长度。 

空闲区信息223包含用来表示管理对象区中包含的各ECC簇是未记录还是记录完毕状态的信息。例如，对各ECC簇分配各1比特的数据，如果相应ECC簇尚未记录则设定为例如“0”，如果记录完毕则设定为例如“1”，由此，能够实现对象区的全部ECC簇的空闲状况管理。 

盘片管理信息区104中记录的盘片管理信息包含图3所示的盘片结构信息1100。盘片结构信息1100包含最终数据记录位置信息1107。最终数据记录位置信息1107包含表示用户数据区108中最后记录了数据的位置的物理地址。 

盘片结构信息1100还包含：一般信息1101，与盘片结构信息1100整体相关；替换管理信息列表位置信息1102，表示最新的替换管理信息列表1000在盘片管理信息区104、105中的位置信息；用户区开始位置信息1103，表示用户区108的开始位置；用户区结束位置信息1104，表示用户区108的结束位置；以及替换区信息1105和替换区管理信息1108，表示盘片管理信息区信息1107b、内周替换区106、外周替换区107的容量或替换时可用的区域。 

通过使用盘片管理信息区信息1107b，能够针对每个信息记录介质变更盘片管理信息区的容量。进而，通过使用盘片管理信息区信息1107b，能够改变内周替换区106或外周替换区107中上述临时盘片管理信息区的容量。 

通过使用替换区信息1105，能够针对每个信息记录介质变更替换区的容量。例如，也可以将内周替换区106或外周替换区107的容量指定为0。 

替换区管理信息1108包含表示内周替换区106、外周替换区107中下次可用位置的下次可用位置信息。 

在各替换区中，与光轨同样地进行顺序记录。各替换区中的下次可用位置信息发挥与光轨中的NWA相同的功能，对各替换区所做的新数据记录从下次可用位置信息所示的位置开始顺序执行。 

盘片结构信息1100还包含：区段管理信息位置信息1109，表示最新的区段管理信息200在盘片管理信息区104、105中的位置信息；以及空闲区管理信息位置信息1110，表示最新的空闲区管理信息220在盘片管理信息区104、105中的位置信息。 

如上所述，使用区段管理信息200或空闲区管理信息220中的任意一个都可以管理信息记录介质100上的物理扇区的空闲状况。由此，也可以根据用途选择使用区段管理信息200或空闲区管理信息220中的任一个。或者，也可以同时使用两者。这种与空闲区管理方式相关的信息包含在盘片结构信息1100的记录种类信息1106中。 

此外，由于盘片管理信息区105在为了提高信息记录介质100的可靠性而对盘片管理信息区104中记录的盘片管理信息进行复制记录或者更新盘片管理信息等时，是在盘片管理信息区104中保存不下的情况下所用的扩展区，因此以后省略其详细说明。另外，对于替换区中等所记录的临时盘片管理信息等也同样处理。 

在图1C所示实例中，用户数据区108上记录的用户数据的管理借助于文件系统进行。文件系统所管理的空间称为卷空间109。 

对卷空间分配了多个逻辑扇区。各个逻辑扇区通过逻辑扇区编号(以后称为LSN)这样的地址信息来识别。 

此外，在以下说明中，只要没有特地详细记载，作为构成文件系统的卷/文件结构而记录在信息记录介质100中的描述符或指针、元数据分区或元数据文件等都具有ISO/IEC13346标准或UDF(Universal Disk Format：通用磁盘格式)标准所规定的数据结构。当然，也可以使用其他的文件系统。 

此外，图1A～图1C所示的信息记录介质100是作为具有1个记录层的介质进行说明的，但也可以是具有2个或更多记录层的信息记录介质。 

图4表示具有2个记录层的信息记录介质100b的数据结构。 

在图4中，L0表示第1层，L1表示第2层。第1层和第2层分别具有与信息记录介质100大致相同的结构。即，导入区101设置在第1层的最内周侧，导出区103a设置在第2层的最内周。进而，在第1层的最外周设置了外周区103b，在第2层的最外周设置了外周区103c。导入区101、外周区103b、导出区104a、外周区103c分别包含盘片管理信息区104、105、104a、105a。 

另外，如图4所示，设置了替换区106、106a、107、107a。如上所述，各替换区的容量可以针对每个信息记录介质作出变更。另外，各替换区中也可以设置追加的临时盘片管理信息区。此外，用户数据区108和108a被当作具有连续的逻辑地址的1个逻辑上的卷空间来进行处理。 

如上，可以将具有多个记录层的信息记录介质当作在逻辑上具有1个记录层的信息记录介质对待。以后，针对具有1个记录层的信息记录介质进行说明，但这些说明也适用于具有多个记录层的信息记 录介质。因此，只在需要特别说明的情况下适当说明具有多个记录层的信息记录介质。 

1-2.伪重写记录 

下面参照图5A和图5B说明替换信息。 

替换信息指的是包含替换管理信息(或者缺陷列表项)的替换管理信息列表(或者缺陷列表)，该替换管理信息(或者缺陷列表项)包含表示信息记录介质上出现了缺陷的簇(缺陷簇)的位置的被替换项位置信息以及表示用来替换该缺陷簇的代替簇的位置的替换项位置信息。 

另外，本发明中，可以在用户数据区记录代替簇。 

进而，本发明利用替换信息实现了在追加记录型信息记录介质中的伪重写记录。 

如图1B所示，数据区102包含内周替换区106、用户数据区108和外周替换区107。 

内周替换区106和外周替换区107中至少一部分被用作对用户数据区108上所记录的数据进行代替记录的区域。 

例如，当用户数据区108上存在缺陷簇时，内周替换区106和外周替换区107中至少一部分被用作记录对该缺陷簇进行替换所需的代替簇的区域。 

或者，内周替换区106和外周替换区107中至少一部分也可以被用作记录后述的伪重写记录中更新后的数据所需的区域。 

替换信息和替换区组合而成的替换记录与校验处理一起实施。 

校验处理是指在记录数据之后马上再生该数据，对所记录的数据与再生后的数据进行比较，检查数据是否被正确地记录下来。这样的一系列处理称为写后校验处理。 

当校验处理出错时，即数据没有被正确地记录下来时，实施替换记录。即，缺陷簇被替换为代替簇，数据被记录到代替簇中。 

该代替簇被记录到内周替换区106(或外周替换区107)或者用户数据区108中。 

伪重写记录是一种不改变数据记录的表观上的逻辑地址而将实际记录数据的物理地址映射到另外的场所的手法。 

当发出指示向已经有了记录的逻辑地址重写写入数据时，在与该 重写之前的数据记录的物理地址不同的另外的物理地址上的ECC簇中记录新的数据，并将重写之前的ECC簇与记录了新数据的代替簇映射起来。 

这种伪重写记录中的代替簇被记录到替换区或用户数据区中。 

使用图5A所示的替换管理信息列表1000作为执行这种映射所需的替换信息。 

借助于这样的映射处理，虽然数据实际上并没有被重写，但可以使其看上去像实现数据被重写的状态。以后将这种记录方法称为伪重写记录。 

图5A表示作为本发明的替换信息的替换管理信息列表1000的数据结构。替换管理信息列表1000用于缺陷簇的位置与代替簇的位置的映射。替换管理信息列表1000包含扇区头信息1001、多个替换管理信息1010(替换管理信息#1、#2、#3......)。 

扇区头信息1001包含替换管理信息列表1000中所包含的替换管理信息的数目。替换管理信息包含表示上述映射的信息。 

图5B表示替换管理信息1010的数据结构。替换管理信息1010包含状态信息1011、被替换项位置信息1012和替换项位置信息1013。 

状态信息1011包含与上述映射相关的状态信息。例如，表示替换管理信息1010的种类或属性、被替换项位置信息1012以及替换项位置信息1013的有效/无效状态等。 

被替换项位置信息1012表示被替换项的信息(例如缺陷簇)的位置。 

替换项位置信息1013表示替换项的信息(例如代替簇)的位置。 

另外，在伪重写记录的情况下，以被替换项位置信息1012指示重写前的ECC簇的位置，以替换项位置信息1013指示重写后的ECC簇的位置，由此进行映射。 

这里，替换管理信息1010中登录的被替换项位置信息1012与替换项位置信息1013也可以使用对应的ECC簇的开头扇区的物理地址(例如PSN)来表示。这是因为，缺陷管理和伪重写记录中是以ECC簇为单位进行映射的。 

在现有的线性置换中，代替簇被记录在替换区中。由此，替换项 位置信息1013中一直有替换区中的ECC簇的位置信息设定于其中。 

另一方面，在本发明中，代替簇并不限于记录在替换区中，也可以记录在用户数据区。因此，替换项位置信息1013中可以设定表示替换区内的ECC簇的位置的信息，或者设定表示用户数据区内的ECC簇的位置的信息。 

此外，替换项位置信息1013变成了可以指示两个区中的任意一个所记录的ECC簇，因此，也可以在状态信息1011中设置其判别信息，用来判别替换项位置信息1013指示的是替换区中的ECC簇还是用户数据区中的ECC簇。 

1-3.记录再生装置 

图6表示本发明实施方式的信息记录再生装置300的结构。 

信息记录再生装置300包含主机装置305和驱动装置310。 

主机装置305可以是例如计算机系统或个人电脑。 

驱动装置310可以是记录装置、再生装置、记录再生装置的任何一个。此外，也可以将信息记录再生装置300整体称作记录装置、再生装置、记录再生装置。 

主机装置305包含系统控制部301和存储器电路302。主机装置305也可以还包含硬盘驱动之类的磁盘装置304。主机装置305内的结构要素通过I/O总线303相互连接。 

系统控制部301借助于例如系统的控制程序或包含运算用存储器的微处理器实现。系统控制部301对文件系统的卷结构/文件结构的记录、再生、在后文叙述的元数据分区/文件结构的记录、再生、文件的记录/再生、导入/导出区的记录、再生等处理进行控制和运算。 

存储器电路302用于卷结构、文件结构、元数据分区/文件结构以及文件的运算或临时保存等。 

驱动装置310包含驱动控制部311和存储器电路312、记录再生部314。驱动装置310内的结构要素通过内部总线313相互连接。 

驱动控制部311借助于例如驱动的控制程序或包含运算用存储器的微处理器实现。驱动控制部311对盘片管理信息区或替换区的记录、再生、伪重写记录、再生等处理进行控制和运算。 

此外，图6所示的系统控制部301或驱动控制部311既可以借助 于LSI等半导体集成电路实现，也可以借助于通用处理器和存储器(例如ROM)来实现。 

存储器(例如ROM)中保存有计算机(例如通用处理器)可执行的程序。该程序表示上述及后述的本发明的再生处理和记录处理，计算机(例如通用处理器)遵循该程序执行本发明的再生处理和记录处理。 

存储器电路312用于盘片管理信息区或替换区相关的数据和驱动装置310传送来的数据的运算和临时保存等。 

1-4.记录处理步骤(1) 

接着，参照图7说明本实施方式中执行格式化处理之后的信息记录介质100上的数据结构。 

在用户数据区108分配有光轨#1 401、光轨#2 402、光轨#3403。 

在用户数据区108分配有卷空间109。在卷空间109内分配有卷结构区410、物理分区420和卷结构区411。 

物理分区420中包含UDF标准版本2.5或者其后的版本所规定的元数据分区430。 

物理分区420中记录了元数据文件440。此外，在以后的说明中，虽然为了简单起见而省略了与元数据文件440的副本即元数据镜像文件相关的说明，但当然也可以记录元数据镜像文件。 

此外，记录了表示元数据文件440的物理分区420中的记录位置的文件项(FE)即FE(元数据文件)441。 

表示用户数据文件的记录位置和容量的FE、目录文件等文件结构信息全部配置在元数据分区430、即元数据文件440内。 

图7中只记录了ROOT目录，因此，在元数据文件440中只记录了文件集描述符(FSD)433和FE(ROOT)442。此外，为了简化说明，对于目录文件采取将其包含在各FE中的形式。 

另外，假定该时刻是尚未进行任何替换记录的状态。此外，元数据分区430中的空闲区管理也可以按照元数据位图(未图示)来执行，以便按UDF标准版本2.5进行规定。 

或者也可以将元数据分区430的空闲区保持未记录的状态，利用光轨#1的LRA405对元数据分区430中的空闲区进行管理。 

此外，光轨的分配方法并不限于图7所示，例如，也可以分配更多光轨。另外，也可以将用户数据区的最末尾的光轨置为可追加新光轨的状态，必要时追加光轨。 

接着，参照图8A所示的流程图说明本发明中数据记录的步骤。 

这里，假定数据文件(File-a)记录在信息记录介质100中。 

此外，在信息记录介质100的用户数据区108中分配有多个逻辑地址和多个物理地址，假定该多个逻辑地址与该多个物理地址的对应关系是预先确定的。 

该多个逻辑地址的每一个都通过例如逻辑扇区编号(LSN)或逻辑块地址(LBA)来表示。 

该多个物理地址的每一个则通过例如物理扇区编号(PSN)或物理块地址(PBA)来表示。另外，假定在用户数据区108分配有至少1条光轨。 

(步骤S101)在数据文件(File-a)的记录之前，驱动控制部311执行数据记录的准备处理。这种数据记录的准备处理在例如信息记录介质100装入驱动装置310时执行。 

例如，驱动控制部311从信息记录介质100的盘片管理信息区104(或盘片管理信息区105)读取最新的盘片管理信息。 

从该盘片管理信息中取得图3的用户数据区开始位置信息1103、用户数据区结束位置信息1104、替换区信息1105等，用以确定用来表示对用户数据区108分配的多个逻辑地址与多个物理地址的对应关系的初始逻辑地址-物理地址映射。 

以后，驱动控制部311按照初始逻辑地址-物理地址映射执行逻辑地址与初始物理地址的变换。 

另外，驱动控制部311取得盘片管理信息中包含的光轨管理信息。 

(步骤S102)驱动控制部311从主机装置305接收记录指示。记录指示包含用来表示应记录数据的位置的逻辑地址。该逻辑地址通过例如逻辑扇区编号(LSN)或逻辑块地址(LBA)来表示。记录指示既可以包含用来表示应记录单一数据的位置的单一逻辑地址，也可以包含用来表示应分别记录多个数据的多个位置的多个逻辑地址。 

记录指示中包含的逻辑地址由主机装置305基于例如用来表示特定光轨内下次可以记录数据的位置的逻辑地址(即逻辑NWA)来确定。 

逻辑NWA例如响应从主机装置305发送到驱动装置310的请求，从驱动装置310输出到主机装置305。 

逻辑NWA是通过将由上述(算式1)所确定的NWA按照初始逻辑地址-物理地址映射进行变换而得到的。这种变换由驱动控制部311执行。NWA和逻辑NWA的决定步骤在后述的第2实施方式中详细说明。 

主机装置305的系统控制部301在记录数据文件(File-a)时生成和更新必要的文件系统信息。例如，系统控制部301在存储器电路302中生成与数据文件(File-a)相对应的FE(File-a)、更新数据文件(File-a)的父目录即ROOT目录。 

这样生成的与数据文件(File-a)相对应的FE(File-a)或更新后的ROOT目录通过从主机装置305向驱动装置310输出记录指示而被记录到信息记录介质100，反映出最新的文件系统信息。 

此外，主机装置305在必要时使用预定的命令向驱动装置310查询是否剩余进行替换记录所需的未记录区。 

此外，从主机装置305输出到驱动装置310的指示也可以是SCSI多媒体命令等标准化命令。 

例如，逻辑NWA的请求或记录指示也可以分别是READ TRACKINFORMATION命令或WRITE命令。 

(步骤S103)驱动控制部311按照初始逻辑地址-物理地址映射将在步骤S102中接收到的记录指示中所包含的逻辑地址变换为物理地址。 

(步骤S104)驱动控制部311根据与该记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址和盘片管理信息中包含的光轨管理信息210(图2B)，确定在用户数据区108分配的至少1条光轨中的1条光轨(开放光轨)。 

驱动控制部311基于该所确定的光轨的LRA213决定用来表示在该所确定的光轨中下次可记录数据的位置的物理地址(即NWA)。该NWA是例如按照上述(算式1)所确定的下次可记录地址。 

此外，NWA的确定既可以在步骤S104中进行，也可以在其他步骤中进行。记录，也可以在上述数据记录的准备处理中预先完成。 

这里，通过使用LRA213计算出NWA，就能够简单地构造出光轨管理信息数据，而不需要在光轨管理信息中保存NWA信息。 

(步骤S105)驱动控制部311决定与该记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址是否比NWA小。 

如果决定为与该记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址比NWA小，则该记录指示被确定为是针对用户数据区108中的已经记录完毕的区域的记录指示。即，记录指示的数据记录被确定为是伪重写记录。在这种情况下，处理进入步骤S106。否则，处理进入步骤S108。 

(步骤S106)驱动控制部311决定应记录的数据。当信息记录介质100中的数据记录单位为ECC簇的情况下，驱动控制部311将由记录指示所指定的数据确定为应记录的数据。例如，当记录指示所指定的数据的记录位置和容量与ECC簇的边界一致时，ECC簇整体被改写，因此，将由记录指示所指定的数据原样确定为应记录的数据。 

当不一致的情况下，驱动控制部311执行后述的“读、改、写”处理。这种情况下，驱动控制部311将在“读、改、写”处理过程中获得的ECC簇单位的数据确定为应记录的数据。 

(步骤S107)驱动控制部311确定由步骤S106所决定的应记录数据的记录位置。具体地，驱动控制部311将由与该记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址所示位置以外的特定位置即用户数据区108中的特定位置，确定为由步骤S106所决定的应记录数据的记录位置。 

这里，该特定位置也可以是在步骤S104中所决定的光轨内的NWA。 

或者，该特定位置也可以是与在步骤S104中所决定的光轨不同的开放光轨内的NWA。这种情况下，该开放光轨中的NWA最好是表示与记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址所示位置最近的位置。 

(步骤S108)驱动控制部311决定与该记录指示中包含的逻辑 地址相对应的物理地址是否等于NWA。如果决定为与该记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址等于NWA，则该记录指示被确定为是针对NWA所示位置的记录指示。即，记录指示的数据记录被确定为是追加记录(新记录)。在这种情况下，处理进入步骤S109。否则，处理进入步骤S111。 

(步骤S109)驱动控制部311决定应记录的数据。具体地，驱动控制部311将记录指示所指定的数据确定为应记录的数据。 

此时，驱动控制部311判断由记录指示所指定的数据的结束端与ECC簇边界是否一致。如果不一致，则插入填充数据(例如全部为00h的数据)，使数据的结束端与ECC簇边界一致后确定为应记录的数据。 

(步骤S110)驱动控制部311确定由步骤S109所决定的应记录数据的记录位置。具体地，驱动控制部311将由与该记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址所示位置(即由NWA所示的位置)确定为由步骤S109所决定的应记录数据的记录位置。 

(步骤S111)驱动控制部311执行错误处理。 

(步骤S112)驱动控制部311执行向所决定的记录位置的记录处理。 

当步骤S105的判定为“是”的情况下，驱动控制部311控制记录再生部314将在步骤S106中决定的应记录的数据记录到在步骤S107中所决定的记录位置。 

当步骤S108的判定为“是”的情况下，驱动控制部311控制记录再生部314将在步骤S109中决定的应记录的数据记录到在步骤S110中所决定的记录位置。 

进而，驱动控制部311对记录后的数据进行校验处理，由此确定该数据记录是否成功。如果该数据记录成功，处理则进入步骤S113。 

如果该数据记录失败，则分配内周替换区106等替换区及用户数据区108的任一个区中的未记录区作为代替簇，将该数据记录到该代替簇中。 

该数据记录最终成功后，处理则进入步骤S113。 

此外，上述步骤S106和步骤S112的处理也可以借助于“读、改、写”处理(以后称为RMW处理)来实现。 

在RMW处理中，第1，驱动控制部311控制记录再生部314再生包含物理扇区的ECC簇中记录的数据，并将从该ECC簇中再生的数据保存到存储器电路312(“读”处理)，该物理扇区位于由与记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址所示的位置。 

此外，在执行该再生处理的时候，再生对象的ECC簇有可能是被替换记录的。因此，驱动控制部311控制记录再生部314参照替换管理信息列表1000，根据需要再生替换项的ECC簇中记录的数据。在后文叙述参照替换管理信息列表1000的数据再生步骤。 

第2，驱动控制部311将从该ECC簇再生出来的数据中、记录在由与记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址所示的位置的物理扇区中的数据，置换为由记录指示所指定的数据(“改”处理)。其结果是，获得了更新后的ECC簇的数据。 

驱动控制部311在步骤S106中实施“读”处理和“改”处理。 

图8B表示在图8A所示的步骤S106中执行“读”处理和“改”处理时所实施的步骤。图8B所示的各步骤由驱动装置310的驱动控制部311执行。 

(步骤S151)驱动控制部311决定包含由记录指示所指定的位置的ECC簇是否已经被代替簇替换。这种决定是通过例如检索替换管理信息列表1000来实现的。 

当找到了以由记录指示所指定的位置为被替换项的替换管理信息1010时，就确定为已经被代替簇替换，处理进入步骤S152A。否则，处理进入步骤S152B。 

此外，也可以将步骤S151的判定结果作为内部变量的值保存起来，必要时在其他步骤参照该内部变量值来决定包含由记录指示所指定的位置的ECC簇是否已经被代替簇替换。由此，能够避免重复执行同一处理。例如，如果步骤S151的判定结果为“是”，则保存“1”作为该内部变量的值；如果步骤S151的判定结果为“否”，则保存“0”作为该内部变量的值。 

(步骤S152A)驱动控制部311决定是否需要RMW处理。例如，当由记录指示所指定的数据的位置和大小与ECC簇的边界一致时，驱动控制部311决定为不需要RMW处理；当由记录指示所指定的数据的位置和大小与ECC簇的边界不一致时，驱动控制部311决定为需 要RMW处理。 

当决定为需要RMW处理时，处理进入步骤S153；否则，处理进入步骤S157。 

也可以与步骤S151同样地将步骤S152A的判定结果作为内部变量的值保存起来，必要时在其他步骤参照该内部变量值来决定是否需要RMW处理。 

(步骤S152B)驱动控制部311决定是否需要RMW处理。步骤S152B的处理与步骤S152A的处理相同。 

当决定为需要RMW处理时，处理进入步骤S154；否则，处理进入步骤S157。 

(步骤S153)驱动控制部311控制记录再生部314再生在步骤S151发现的替换管理信息1010所示的代替簇中记录的数据而不是包含由记录指示所指定的位置的ECC簇中记录的数据，并将再生的数据保存到存储器电路312。 

(步骤S154)驱动控制部311控制记录再生部314再生包含由记录指示所指定的位置的ECC簇中记录的数据，并将再生的数据保存到存储器电路312。 

(步骤S155)驱动控制部311将再生的数据置换为由记录指示所指定的数据，由此生成修正后的数据。 

(步骤S156)驱动控制部311将修正后的数据确定为应记录到信息记录介质100中的数据。 

(步骤S157)驱动控制部311将由记录指示所指定的数据确定为应记录到信息记录介质100中的数据。 

至此，结束“读”处理和“改”处理。 

第3，驱动控制部311控制记录再生部314将在“改”处理中获得的更新后的ECC簇的数据记录到原来的ECC簇的位置(“写”处理)。驱动控制部311在步骤S112中实施“写”处理。 

不过，在本发明中，由于信息记录介质是追加记录型介质，因此实际上无法在原来的ECC簇的位置记录。 

因此，分配内周替换区106等替换区及用户数据区108的任一个区中的未记录区作为代替簇，将更新后的数据记录到该代替簇中。 

进而，驱动控制部311对记录后的数据进行校验处理，由此确定 该数据记录是否成功。如果该数据记录成功，处理则进入步骤S113。 

如果该数据记录失败，则分配内周替换区106等替换区及用户数据区108的任一个区中的未记录区作为下一个代替簇，将该数据记录到该下一个代替簇中。 

最终如果该数据记录成功，处理则进入步骤S113。 

此外，当由记录指示所指定的区域对应于ECC簇整体时，全部ECC簇都会被改写，因此，不再需要上述的“读”处理。 

(步骤S113)驱动控制部311根据步骤S112中的处理生成替换管理信息1010，将该替换管理信息保存到存储器电路312。例如，在步骤S112中，当驱动控制部311控制记录再生部314在由与该记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址所示位置以外的特定位置即用户数据区108中的特定位置中记录数据(实施伪重写)后，驱动控制部311生成替换管理信息1010，该信息将与该记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址映射到表示该特定位置的物理地址。 

此外，也可以通过检索现有的替换管理信息列表1000来确定是否在现有的替换管理信息列表1000中发现了具有与记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址相同的被替换项位置信息1012的替换管理信息1010。 

如果发现了，驱动控制部311则更新该替换管理信息1010，以便将表示该特定位置的物理地址设定为新的替换项位置信息1013。 

如果没有发现，驱动控制部311则生成新的替换管理信息1010并将该新替换管理信息1010追加到替换管理信息列表1000中。 

接着，驱动控制部311执行替换管理信息列表1000的重排。例如，驱动控制部311也可以对状态信息1011执行替换管理信息列表1000重新排列，接着对被替换项位置信息1012的物理地址进行替换管理信息列表1000的重新排列。 

这样就生成了新的替换管理信息列表1000，其中包含的替换管理信息1010将与记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址映射到用来表示该特定位置的物理地址。 

(步骤S114)驱动控制部311更新盘片管理信息以反映出上述记录动作。例如，驱动控制部311更新最终数据记录位置信息1107。 另外，驱动控制部311更新与记录了数据的光轨相对应的光轨管理信息210中的LRA213以反映出最新的记录状态。 

进而，驱动控制部311生成包含了新的替换管理信息列表1000和光轨管理信息210等更新后的信息的新的盘片管理信息。另外，设定新的盘片管理信息中包含的替换管理信息列表位置信息1102和区段管理信息位置信息1109，以表示新替换管理信息列表1000或光轨管理信息210在信息记录介质100上的最新记录位置。 

驱动控制部311控制记录再生部314以将新的盘片管理信息记录到信息记录介质100上的预定区(例如临时盘片管理信息区)。依照此种方式，盘片管理信息更新为最新状态。 

此外，数据记录结束后，驱动装置310也可以将上述记录动作的结果通知给主机装置305。记录动作的结果是指表示例如数据记录成功或者数据记录失败等的信息。 

这种通知可以在预定时刻发送给主机装置305。例如，可以在步骤S108结束时、或者在步骤S112中有错误发生时将这种通知发送给主机装置305。或者也可以在数据记录实际结束前将这种通知发送给主机装置305。例如，可以在驱动装置310从主机装置305接收到记录指示并能够正确理解该记录指示的时候将表示记录结束的通知发送给主机装置305。 

此外，在上述替换记录处理中，也可以从被替换项的ECC簇的位置开始向PSN变大的方向检索未记录区。这样检索发现了未记录区后，将该未记录区分配作为代替簇。 

另外，也可以先在包含被替换簇的光轨中检索未记录区，然后从该光轨开始向PSN变大的方向依次检索各个光轨中的未记录区。 

如果未记录区的检索到达了用户数据区108的末端仍然没有发现未记录区，则可以在紧接着该用户数据区108的区域即外周替换区107中检索未记录区。 

进而，如果未记录区的检索到达了替换区107的末端仍然没有发现未记录区，则可以从信息记录介质100的内周侧的预定位置(例如，内周替换区106的开头、用户数据区108的开头、或者距离这些开头预定距离的位置)开始向PSN变大的方向检索未记录区。 

此外，在数据记录步骤的步骤S105和步骤S108中，通过将与由 记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址与NWA进行比较来决定将该数据伪重写记录还是追加记录。 

之所以能够通过这样的比较处理来决定将该数据伪重写记录还是追加记录，是因为信息记录介质100是追加记录型信息记录介质，而且，可以针对该追加记录型信息记录介质进行顺序记录。 

本发明中描述的使用用户数据区实现的替换记录也可以应用于可擦写型光盘。但是，在可擦写型光盘的情况下，为了决定该数据记录是重写记录还是追加记录(或新建记录)，需要更复杂的处理步骤。原因在于，在可擦写型光盘的情况下，光盘上的任意场所都可以随机改写。 

如果如上述实施方式所示那样由驱动装置对可擦写型光盘实施空闲区管理，则如背景技术的说明中所描述，需要使用例如SDL对可擦写型光盘上全部的ECC簇相应的替换管理信息进行管理。而且，为了决定对某个可擦写型光盘上的用户数据区中的某个场所所做的数据记录是重写记录还是新建记录，需要例如检索整个替换管理信息列表1000以判断是否已经记录完毕。同样地，为了弄清某个ECC簇是否已经被用作代替簇，也必须检索整个替换管理信息列表1000。这种处理的处理量会随着替换管理信息列表1000的容量增大而增大，对于容量在不断增大的光盘来说会成为严重的问题。 

另一方面，在本发明中，因其是追加记录型信息记录介质、而且是顺序记录，能够保证在某个光轨内地址值小于NWA的区域都是已经记录完毕的区域。 

由此，就可以借助于步骤S105和108那样的比较处理简单地决定该数据记录是伪重写记录还是追加记录，而不受替换管理信息列表1000的容量的影响。另外，代替簇也从NWA以后的位置选择即可，因此易于选择。 

另外，以追加记录型光盘的随机记录方式进行伪重写记录时也与可擦写型光盘的情况相同。 

进而，在追加记录型光盘的随机记录方式的情况下，需要上述的空闲区管理信息220之类的特别的结构。与顺序记录方式的空闲区管理相比，随机记录方式的空闲区管理信息220大幅度地增加了驱动控制部311的处理负荷。 

特别是，在顺序记录方式中，可以将开放光轨的数目限制在不损伤文件系统的便利性的范围内(例如最大4个)。 

此时，开放光轨的数目依赖于文件系统的结构，不会受到光盘容量增大的影响；另一方面，随机记录的空闲区管理信息220的容量随着光盘容量的增大而增加，处理负荷也增大。 

即，对于容量不断增大的光盘来说，使用顺序记录方式进行伪重写方式的本发明的效果非常显著。 

另外，本发明的特征在于，为了决定使用伪重写记录还是追加记录，根据最新的光轨管理信息210中包含的LRA213和(算式1)来决定NWA。 

通过在盘片上预先记录由数据记录更新的LRA213，将信息记录介质100装入驱动装置310后，找到最新的LRA213所需的时间变短。 

此外，通过使用LRA213计算出NWA，就能够简单地构造出光轨管理信息数据，而不需要在光轨管理信息中保存NWA信息。 

如果不使用本发明，为了决定使用伪重写记录还是追加记录，就需要例如以下步骤。 

即，必须确定包含与记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址的光轨，从该光轨的开头开始顺序查看ECC簇，判断是否记录完毕。 

然后，如果记录指示的位置的ECC簇已经记录完毕，则决定为伪重写记录。 

这种处理尤其在光轨容量变大后其处理量也变得非常大，因此不优选。 

另一方面，如果使用本实施方式，则能够不受光轨容量的影响而简单地决定是伪重写记录还是追加记录。 

另外，通过在光轨管理信息210中包含LRA213，就可以在驱动装置310接收到记录指示时决定记录项的光轨，并容易决定NWA。 

图9表示利用这种记录步骤记录了数据文件后的信息记录介质100上的数据结构。 

图9中说明作为数据文件的一个实例的数据文件(File-a)460。假定使用上述记录步骤在数据文件(File-a)460中检测缺陷簇#1和缺陷簇#2。 

为此，假定盘片管理信息记录在盘片管理信息区104中，该盘片管理信息包含用来表示以代替簇#1替换缺陷簇#1的替换管理信息和用来表示以代替簇#2替换缺陷簇#2的替换管理信息。 

如图9所示，代替簇#1记录在替换区106，代替簇#3记录在用户数据区108。 

进而，(数据文件File-a)460在该记录完成后其内容通过伪重写记录而更新。 

具体地，更新簇#2和更新簇#4的部分相当于由伪重写记录更新的部分。 

假定被伪重写记录更新的新数据分别被记录到作为更新簇#2和更新簇#4的代替项而分配的代替簇#2和代替簇#4，对应的替换信息被记录到盘片管理信息区104中。 

如图9所示，代替簇#2分配给替换区106，代替簇#4分配给用户数据区108。 

1-5.再生处理步骤(1) 

参照图10的流程图说明文件的再生处理。这里，以再生图9所示的数据文件(File-a)460的动作为例进行说明。 

(步骤S201)在再生数据之前，驱动控制部311执行数据再生的准备处理。这种数据再生的准备处理在例如信息记录介质100装入驱动装置310时执行。例如，驱动控制部311从信息记录介质100的盘片管理信息区104(或盘片管理信息区105)读取盘片管理信息。 

驱动控制部311从该盘片管理信息中取得用户数据区开始位置信息1103、用户数据区结束位置信息1104、替换区信息1105等，用以确定用来表示在用户数据区108分配的多个逻辑地址与多个物理地址的对应关系的初始逻辑地址-物理地址映射。 

以后，驱动控制部311按照初始逻辑地址-物理地址映射执行逻辑地址与初始物理地址的变换。 

(步骤S202)首先，系统控制部301向驱动装置310发出再生指示，再生信息记录介质100的预定位置(例如LSN＝256)中记录的AVDP。 

此外，AVDP是由UDF标准规定的、成为文件系统信息的起点的数据结构，记录在卷结构区410和卷结构区411中。 

(步骤S203)接着，系统控制部301从AVDP中取得卷结构区410中记录的主卷描述符串410A的位置信息。系统控制部301进一步向驱动装置310发出指示，再生主卷结构410A。 

系统控制部301进一步从再生的主卷描述符串410A开始顺序读取数据结构，取得FE(元数据文件)441的位置信息(LSN)。 

(步骤S204)接着，系统控制部301执行文件结构的再生。为了再生文件结构，系统控制部301根据所取得的FE(元数据文件)441的位置信息(LSN)对驱动装置310进行再生指示，再生FE(元数据文件)441。 

这里，系统控制部301从所取得的FE(元数据文件)441的信息之中获取元数据文件440的位置信息，从而可以访问元数据文件440。 

(步骤S205)以后，按照通常的UDF标准的再生步骤，以FSD433、FE(ROOT)442、FE(File-a)443、数据文件(File-a)460的顺序进行再生(省略对目录文件的再生的说明)。 

在上述的再生处理的各个步骤中，从主机装置305向驱动装置310输出再生指示。驱动装置310的驱动控制部311接收来自主机装置305的再生指示，按照该再生指示执行再生处理。 

再生指示包含用来表示应再生数据的位置的逻辑地址。逻辑地址通过例如逻辑扇区编号(LSN)来表示。或者，逻辑地址也可以通过逻辑块地址(LBA)来表示。此外，再生指示是例如READ命令。 

驱动控制部311按照初始逻辑地址-物理地址映射(例如参照图12)将再生指示中包含的逻辑地址变换为物理地址。 

接着，驱动控制部311通过检索替换管理信息列表1000来确定是否在替换管理信息列表1000中发现了替换管理信息1010，该替换管理信息1010具有与再生指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址相同的被替换项位置信息1012。 

如果发现了，驱动控制部311则控制记录再生部314，参照该替换管理信息1010的替换项位置信息1013从该替换项位置信息1013所示的位置开始再生数据。 

如果没有发现，驱动控制部311则控制记录再生部314，从与再生指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址所示的位置开始再生数 据。依照此种方式再生的数据被返回到主机装置305。 

1-6.记录处理步骤(2) 

图11表示替换管理信息1010B的数据结构。替换管理信息1010B表示图5B所示的替换管理信息1010的不同实施方式。 

图11的替换管理信息1010B中包含以下3个信息作为状态信息1011。如图11所示，将这3个信息记做Flag1、Flag2、Flag3。 

Flag1是用来将替换管理信息1010B进行分类的信息，包含用来表示该替换信息是用于代替记录的还是用来指示缺陷簇的。 

Flag2是与替换管理信息1010B所管理的代替簇的记录位置相关的信息，包含用来表示是在替换区中或没有替换项，还是在用户数据区中的信息。 

Flag3是与替换管理信息1010B所管理的簇的数目相关的信息，包含用来表示该替换信息是与单一簇相对应的，还是与连续的多个簇相对应的信息。当与连续的多个簇相对应的情况下，Flag3还包含用来表示是与连续区的开始位置相对应还是与结束位置相对应的信息。 

以后，按照图11说明本发明的详细的记录步骤。 

此外，以后在必要时使用图11右端列出的符号表示替换管理信息的种类。例如，将第1行具有Flag1＝1(代替用)、Flag2＝0(代替到替换区)、Flag3＝00(单一簇)这样的状态信息1011的替换管理信息记做替换管理信息(1)。 

图12是本发明的信息记录介质100上物理地址空间与逻辑地址空间的数据结构的示例图。 

另外，图12也表示了从主机装置305观察时表示在信息记录介质100上的位置的逻辑地址即逻辑扇区编号(LSN)与表示在信息记录介质100上的实际位置的物理地址即物理扇区编号(PSN)在初始状态下的对应关系。这种对应关系称为初始逻辑地址-物理地址映射(图中以波线箭头表示，下同)。 

图12所示的1行对应于1个ECC簇。在图12中，物理地址(PSN)与分配到该物理地址的逻辑地址(LSN)表示在同一行中。 

在图12中，PSN与LSN的值表示为从对应ECC簇的开头扇区开始的末端扇区的PSN和LSN的值。 

这里，虽然以1个ECC簇由32个扇区构成的情况为例，但也可以是其他结构。 

PSN被分配到内周替换区106、外周替换区107和用户数据区108。 

此外，假定从用户数据区108的开头开始分配光轨。由于在图12的状态下，完全未记录数据，因此，LRA500指向用户数据区108的开头。 

另一方面，LSN只分配到用户数据区108(或者卷空间109)。 

主机装置305使用该LSN指定信息记录介质100上的特定逻辑扇区，进行记录和再生指示。 

驱动装置310将从主机装置305接收到的LSN按照初始逻辑地址-物理地址映射来变换为PSN，再根据所得的PSN访问物理扇区或ECC簇。 

在以后说明的代替记录中，以初始逻辑地址-物理地址映射为基础，当需要与该对应关系不同的逻辑地址-物理地址映射时则使用替换管理信息1010。 

此外，图12中的PSN和LSN的值只不过是用于说明的实例，实际值随信息记录介质100的结构和容量的不同而不同。 

另外，如上所述，盘片管理信息和替换区的容量是可变的，它们的容量在根据来自主机装置305的指示等进行格式化处理时确定。此外，在格式化处理后，用户数据区108的开始和结束位置不再变化。 

初始逻辑地址-物理地址映射可以根据盘片管理信息中包含的盘片结构信息1100的信息(更详细地是，用户数据区开始位置信息1103、用户数据区结束位置信息1104、替换区信息1105等)通过预定的运算等而唯一地确定。 

参照图12～图17B说明图11所示的替换管理信息1010B的使用实例。 

首先，说明从图12的状态到图13A的状态的变化。 

主机装置305发出在LSN＝0的位置从新记录数据“A”的指示。 

接收到该记录指示的驱动装置310按照初始逻辑地址-物理地址映射将LSN＝0变换为PSN＝1100，在PSN＝1100的位置记录数据 “A”。 

接着，驱动装置310对记录的数据进行校验。这里假定校验成功。 

进而，主机装置305发出在LSN＝0的位置伪重写记录数据“A1”的指示。 

接收到该记录指示的驱动装置310按照初始逻辑地址-物理地址映射将LSN＝0变换为PSN＝1100，在PSN＝1100的位置执行RMW处理。然后，在替换区106中PSN＝100的位置记录数据“A1”。 

此时，由驱动装置310生成替换管理信息511。替换管理信息511的被替换项中设定数据“A”的记录位置即PSN＝1100，替换管理信息511的替换项中设定数据“A1”的记录位置即PSN＝100。替换管理信息511的状态信息1011按照图11设定。 

此外，替换管理信息511对应于图13A中的实线箭头。箭头的起点表示被替换项，箭头的终点表示替换项(以后相同)。 

进而，在图13A中，主机装置305指示在LSN＝2的位置记录数据“B”。 

在记录数据“B”时校验失败的话，数据“B”会被记录到内周替换区106中的PSN＝132的位置。 

与此替换记录相应地生成替换管理信息512。替换管理信息512的被替换项中设定PSN＝1032，替换管理信息512的替换项中设定PSN＝132。替换管理信息512的状态信息1011也同样地按照图11设定。 

上述记录后的数据配置和替换管理信息列表如图13A和图13B所示。图13B的替换管理信息列表1000A中使用了替换管理信息(1)。 

另一方面，图14A和图14B是用来说明使用了替换管理信息(4)、(7)时的状态的图。 

这里，主机装置305指示在LSN＝64的位置记录数据“C”。驱动装置310按照该记录指示将数据“C”记录到PSN＝1164的位置。这里，如果校验的结果出错，则分配用户数据区108中的未记录区(PSN＝1196)，将数据“C”代替记录到PSN＝1196的位置。 

对应该结果，生成替换管理信息513。 

进而，主机装置305指示在LSN＝128的位置记录数据“D”，其后，指示记录数据“D1”。 

此外，如果记录数据“D1”后的校验失败，数据“D1”则被代替记录到PSN＝1292的位置。 

此时，生成替换管理信息514。 

另外，PSN＝1260是没有代替项的缺陷簇，生成相应的替换管理信息515。 

进而，主机装置305指示在LSN＝128的位置伪重写记录数据“D2”时，数据“D2”被代替记录到PSN＝1324的位置。 

此时，生成替换管理信息514A。另一方面，替换管理信息514不再需要，因此将其从替换管理信息列表1000中删除。 

在以上的记录处理后，LRA更新为500B的位置。 

此外，将替换管理信息列表1000B(图14B)按照状态信息1011中的Flag1重新排列，接着对被替换项位置信息1012的PSN值重新排列。 

图15A和图15B是用来说明使用了替换管理信息(5)、(6)时的状态的图。 

这里，主机装置305指示在LSN＝256～X1的位置记录数据“E”。 

此时，如果校验失败、数据“E”被代替记录到PSN＝x2～x3的位置，则生成替换管理信息516和替换管理信息517。这两个替换管理信息分别表示相当于代替记录的开始位置的ECC簇的开头PSN及相当于结束位置的ECC簇的开头PSN。 

假定在图16A和图16B中，主机装置305进一步指示在LSN＝257～X1的位置伪重写记录数据“E1”。 

此时，数据“E1”被记录到在15A中是未记录区的PSN＝x4～x5的位置。 

此外，生成替换管理信息516A作为表示该替换的开始点的信息，生成替换管理信息517A作为表示代替记录的结束点的信息。 

此时，不再需要替换管理信息516、517，因此，将其从替换管理信息列表中删除。 

此外，虽然在图15A和16A中，代替记录项全部位于用户数据区108，但当然也可以位于替换区106。这种情况下，使用替换管理信 息(2)、(3)。 

此外，如参照图8A所说明的那样，更新后的替换管理信息列表记录在盘片管理信息区中。 

1-7.再生处理步骤(2) 

在再生依照此种方式记录的数据时，需要执行以下的处理。 

在再生数据之前，驱动控制部311执行数据再生的准备处理。这种数据再生的准备处理与例如上述的步骤S201相同。 

然后，在例如图13A的状态下，假定从主机装置305发出再生LSN＝32的数据“B”的指示，驱动装置310则按照初始逻辑地址-物理地址映射取得PSN＝1132。 

于是，驱动装置310从最新的替换管理信息列表1000中检索具有PSN＝1132的替换管理信息作为被替换项。 

这里，由于找到替换管理信息512，因此，由此处取得替换项的PSN＝132。 

驱动装置310从PSN＝132处再生数据“B”，作为LSN＝32的再生数据发送回主机装置305。 

即使主机装置305所指定的LSN改变了，驱动装置310一侧的处理仍然相同。将接收到的LSN按照初始逻辑地址-物理地址映射变换为PSN，如果找到了对应的替换管理信息，则从代替簇中再生数据。如果找不到对应的替换管理信息，则按照PSN原样再生即可。 

如上，在信息记录介质100的伪重写记录中，就可以没有浪费地将用户数据区用作替换项。 

1-8.记录处理步骤(3) 

图18表示与上述替换管理信息1010或替换管理信息1010B同样的替换管理信息的不同结构实例即DFL entry2010。 

DFL entry2010中包含的状态1 2011A和状态2 2011B、缺陷簇开头PSN 2012、代替簇开头PSN 2013分别与上述的状态信息1011、被替换项位置信息1012、被替换项位置信息1013相同。 

这里，与参照图5B所说明的相同，缺陷簇开头PSN 2012和代替簇开头PSN 2013也可以使用相应的ECC簇的开头扇区的物理地址(例如PSN)来表示。这是因为，缺陷管理和伪重写记录中是以ECC簇为单位进行映射的。 

这里，状态1 2011A至少包含与替换管理信息1010B中的Flag1和Flag2相同的信息。即，例如，当状态1 2011A的值为“1000”的情况下，其替换信息表示没有替换项(Flag2＝0相当于没有替换项的情况)。在这种情况下，在代替簇开头PSN 2013中设定“0”。 

另一方面，当存在替换项时，在状态1中设定“0000”(Flag2＝0相当于有替换项的情况)。 

另外，状态2 2011B至少包含与替换管理信息1010B中的Flag3相同的信息。 

即，例如，当状态2 2011B的值为“0000”的情况下，该替换信息对应于单一簇(相当于Flag3＝00)。 

同样地，当状态2的值为例如“0001”的情况下，该替换信息对应于包含多个簇的连续区的开始簇开头扇区的位置(相当于Flag3＝01)。另一方面，在“0010”的情况下，对应于包含多个簇的连续区的末尾簇开头扇区的位置(相当于Flag3＝10)。 

该DFL entry2010可以适用于全部实施方式。 

其次，参照图18所示的DFL entry2010的数据结构和图19A的流程图，进一步详细说明针对使用上述图8A所说明的步骤S113中的替换管理信息进行处理的实例。 

这里，假定在图8A的步骤S112为实现伪重写记录而对替换项进行记录后进入步骤S113。 

(步骤S301)首先判断该伪重写记录是第1次重写记录还是第2次或此后的重写记录。 

该判断是通过例如对最新的替换管理信息列表检索具有在图8A的步骤S103中获得的、ECC簇的开头PSN值作为缺陷簇开头PSN2012值的DFL entry2010而进行的，该ECC簇包含与记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址。 

该最新的替换管理信息列表在例如步骤S101(图8A)中从盘片管理信息区再生出来，并保存到存储器电路312。 

如果在替换管理信息列表中没有发现对应的替换管理信息(例如DFL entry2010)，则作为第1次伪重写记录，处理进入步骤S302。 

如果在替换管理信息列表中发现了对应的替换管理信息，则作为第2次伪重写记录，处理进入步骤S304。 

此外，也可以在其他步骤中预先判断伪重写记录是第1次重写记录还是第2次或此后的重写记录。例如，也可以在步骤S106进行判断。可以保存此时的判断结果，在步骤S301使用。 

(步骤S302)如果是第1次替换记录，则执行以下处理。 

首先，由驱动控制部311在驱动装置310的存储器电路312上生成新的DFL entry2010。 

(步骤S303)接着，在该DFL entry2010中设定数值。 

即，为状态1 2011A设定适当的值。例如，如果是存在替换项的替换记录，则设定“0000”。 

接着，为缺陷簇开头PSN2012设定位于与记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址的、ECC簇的开头PSN值。 

接着，为代替簇开头PSN2013设定在之前的替换记录中实际记录了数据的代替簇的开头PSN值。 

进而，为该DFL entry2010的状态2 2011B设定适当的值。例如，如果是单一簇的替换记录，则设定“0000”。 

(步骤S304)如果是第2次以后的替换记录，则执行以下处理。 

即，为了对在之前的步骤中发现的DFL entry2010进行更新处理，进入步骤S305。 

(步骤S305)首先，将该DFL entry2010的状态1 2011A更新为适当值。例如，如果是存在替换项的替换记录，则设定“0000”。 

接着，将代替簇开头PSN2013更新为在之前的替换记录中实际记录了数据的代替簇的开头PSN值。即，设定新的替换项。 

此外，因为是针对相同ECC簇的第2次以后的替换记录，所以不需要改变缺陷簇开头PSN2012，保持相同的值即可。 

进而，将该DFL entry2010的状态2 2011B更新为适当值。例如，如果是单一簇的替换记录，则设定“0000”。 

(步骤S306)通过以上处理实现替换管理信息列表的更新。即，追加新的DFL entry2010，或者更新现有的DFL entry2010值。 

此外，对替换管理信息列表进行重新排列。该重新排列是例如对状态1 2011A进行的。进而，按照缺陷簇开头PSN2012、状态2 2011B、代替簇开头PSN2013的顺序进行重新排列。 

由此，图8A的步骤S113结束。这里所得的最新替换管理信息列 表被追加记录到(临时)盘片管理信息区。 

此外，虽然在上述的处理实例中，说明了为了实现伪重写记录而进行的替换记录，但这同样适用于出现缺陷簇时进行的替换记录的场合。 

然而，如在背景技术中参照图33A和图33B所说明的那样，在现有的追加记录型光盘的缺陷管理中，每次出现替换记录时都保留现有的替换管理信息而追加新的替换管理信息。 

如果将这种方法应用于本实施方式这样的将用户数据区用作替换项的记录方法的话，每次出现替换记录时替换管理信息就会增加，替换管理信息列表的容量变大，不适合驱动装置等的安装。 

特别是，虽然在现有的追加记录型光盘的缺陷管理中，曾经被替换的簇不会再次被替换，但在本实施方式进行伪重写记录的情况下，可能多次成为替换记录的对象。为此，替换管理信息列表的容量可能变得非常大。 

另外，在替换管理信息列表中会出现多个具有相同缺陷簇开头PSN2012的值的替换管理信息，这就进一步需要有追加的处理和机制以取得最新的替换管理信息。 

另外，在可擦写型光盘的缺陷管理中，针对全部替换项簇设置替换管理信息，无论其是否已经被用作替换项。 

如果将这种方法应用于本实施方式这样的将用户数据区用作替换项的方法中的话，刚开始就需要大量的替换管理信息，同样不利于安装。 

另一方面，借助于使用图19A的方法，只生成所需要的最低限度的缺陷管理信息加以管理即可，最新的替换管理信息也很容易找到。 

1-9.记录处理步骤(4) 

参照图19B进一步详细说明数据记录步骤中的替换管理信息的处理实例。 

图19B所示的各步骤包含在图8A所示的步骤S113中。在以下的说明中，参照图18所示的替换管理信息的一个实例即DFL entry2010的数据结构。 

此外，这里假定在图8A的步骤S112为实现伪重写记录而对替换 项进行记录后进入步骤S113。 

(步骤S601)驱动控制部311确定由记录指示指定的区域是否是物理地址空间中连续的区域。 

例如，驱动控制部311根据由记录指示所指定的记录位置和由记录指示所指定的要记录的数据的容量，确定在物理地址空间上的区域大小。当依照此种方式确定的物理地址空间上的区域大小大于1个ECC簇的尺寸时，驱动控制部311将由记录指示指定的区域确定为物理地址空间中的连续区域。 

当步骤S601的判断结果为“是”的情况下，处理进入步骤S602。当步骤S601的判断结果为“否”的情况下，处理进入步骤S603。 

(步骤S602)驱动控制部311确定在步骤S112中实际记录数据的区域是否是物理地址空间中的连续区域。 

例如，当在步骤S112中实施记录处理的区域大小等于由记录指示指定的区域大小时，驱动控制部311将在步骤S112中实际记录数据的区域确定为物理地址空间中的连续区域。 

当步骤S602的判断结果为“是”的情况下，处理进入步骤S604。当步骤S602的判断结果为“否”的情况下，处理进入步骤S603。 

(步骤S603)驱动控制部311执行例如参照图19A所说明的处理。 

(步骤S604)驱动控制部311决定伪重写记录是第1次重写记录还是第2次或此后的重写记录。 

这种决定是通过例如检索最新的替换管理信息列表、根据在替换管理信息列表中是否发现了具备表示与在步骤S601所决定的连续区域是相同区域的被替换项位置信息的第1 DFL entry2010(状态22011B＝“0001”)和第2 DFL entry2010(状态2 2011B＝“0010”)而作出的。 

如果在替换管理信息列表中没有发现相应的第1 DFL entry2010和第2 DFL entry2010，则作为第1次伪重写记录，处理进入步骤S605。 

如果在替换管理信息列表中发现了相应的第1 DFL entry2010和第2 DFL entry2010，则作为第2次伪重写记录，处理进入步骤S607。 

(步骤S605)驱动控制部311生成新的第1 DFL entry2010和新的第2 DFL entry2010，并将其保存到存储器电路312。 

(步骤S606)驱动控制部311在第1和第2 DFL entry2010中设定值。 

在第1 DFL entry2010的状态1 2011A中设定“0000”表示是存在替换项的替换记录。 

在第1 DFL entry2010的缺陷簇开头PSN2012中设定包含由记录指示指定的区域的开始位置的、ECC簇的开头PSN值。 

在第1 DFL entry2010的替换簇开头PSN2013中设定包含实际记录了数据的连续区域的开始位置的、ECC簇的开头PSN值。 

在第1 DFL entry2010的状态2 2011B中设定“0001”表示是连续区域的开始位置。 

在第2 DFL entry2010的状态1 2011A中设定“0000”表示是存在替换项的替换记录。 

在第2 DFL entry2010的缺陷簇开头PSN2012中设定包含由记录指示指定的区域的结束位置的、ECC簇的开头PSN值。由记录指示指定的区域的结束位置例如根据与记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址和要记录的数据的数据长度求取。 

在第2 DFL entry 2010的替换簇开头PSN2013中设定包含实际记录了数据的连续区域的结束位置的、ECC簇的开头PSN值。 

在第2 DFL entry2010的状态2 2011B中设定“0010”表示是连续区域的结束位置。 

(步骤S607)驱动控制部311对在步骤S604中发现的第1和第2 DFL entry2010进行更新处理。具体地，该更新处理是通过在步骤S608中在第1和第2 DFL entry2010中设定值来实现的。 

(步骤S608)驱动控制部311在第1和第2 DFL entry2010中设定值。 

在第1 DFL entry2010的替换簇开头PSN2013中设定包含实际记录了数据的连续区域的开始位置的、ECC簇的开头PSN值。即，设定新的替换区的开始位置。 

不需要改变第1 DFL entry2010的缺陷簇开头PSN2012，保持相同的值即可。这是因为，这是对同一ECC簇进行的第2次以后的替 换记录。 

在第2 DFL entry2010的替换簇开头PSN2013中设定包含实际记录了数据的连续区域的结束位置的、ECC簇的开头PSN值。即，设定新的替换区的结束位置。 

不需要改变第2 DFL entry2010的缺陷簇开头PSN2012，保持相同的值即可。这是因为，这是对同一ECC簇进行的第2次以后的替换记录。 

(步骤S609)通过以上处理实现替换管理信息列表的更新。即，将新的第1和第2 DFL entry2010追加到替换管理信息列表中。或者更新替换管理信息列表中现有的第1和第2 DFL entry2010的值。 

对替换管理信息列表进行重新排列。该重新排列根据例如更新管理信息的状态1 2011A的顺序进行。进而，按照缺陷簇开头PSN2012、状态2 2011B、替换簇开头PSN2013的顺序进行重新排列。 

由此，图8A的步骤S113结束。这里所得的最新替换管理信息列表被追加记录到(临时)盘片管理信息区。 

此外，虽然在上述的处理实例中，说明了为了实现伪重写记录而进行的替换记录，但这同样适用于出现缺陷簇时进行的替换记录的场合。 

使用图20A至图24B进一步说明记录处理步骤。 

图20A与图13A等相同，表示信息记录介质100上的物理地址空间与逻辑地址空间。图20A中表示了紧接着格式化处理之后在LSN＝0的位置记录了数据“A0”后的状态。在物理地址空间中，在PSN＝1000的位置记录了数据“A0”。 

此时，LSN＝0和PSN＝1000保持了初始逻辑地址-物理地址映射的关系。 

因此，图20B所示的与图20A对应的替换管理信息列表中不包含替换管理信息，只包含扇区头信息1001。 

接着，在图20A的状态下，假定从主机装置305发出指示在LSN＝0的位置记录数据“A1”。在图21A中表示执行该记录后的状态。 

如图21A所示，PSN＝1000的位置已经记录完毕，因此，数据“A1”被替换到例如用户数据区中的PSN＝1132的位置。 

此时的替换记录是第1次替换记录，因此，按照使用图19A所说 明的步骤S302以后的步骤，将图21B所示的DFL entry2100A追加到替换管理信息列表中。 

接着，在图21A的状态下，假定从主机装置305发出指示在LSN＝0的位置记录数据“A2”。在图22A中表示执行该记录后的状态。 

如图22A所示，PSN＝1000的位置已经记录完毕，因此，数据“A2”被替换到例如用户数据区中的PSN＝1164的位置。 

此时的替换记录是第2次替换记录，因此，按照使用图19A所说明的步骤S304以后的步骤，将图22B所示的DFL entry2100A更新为DFL entry2100B。(即，不追加DFL entry。) 

接着，在图22A的状态下，假定从主机装置305发出指示在LSN＝96的位置记录数据“B0”、在LSN＝128～192的位置记录数据“C0”。在图23A中表示执行该记录后的状态。 

如图23A所示，假定在将数据“B0”记录到PSN＝1196的位置时校验处理出错。 

此时，数据“B0”被替换到例如外周替换区107中的PSN＝x10。 

此时的替换记录是第1次替换记录，因此，按照使用图19A所说明的步骤S302以后的步骤，如图23B所示追加DFL entry2101A。 

另一方面，假定数据“C0”记录后的校验成功，则替换管理信息列表不变。 

接着，在图23A的状态下，假定从主机装置305发出指示在LSN＝128～192的位置记录数据“C1”。在图2 4A中表示执行该记录后的状态。 

如图24A所示，PSN＝1228～1292的位置已经记录完毕，因此，数据“C1”被替换到例如用户数据区中的PSN＝1324～1388的位置。 

此时的替换记录是第1次替换记录，因此，按照使用图19A所说明的步骤S302以后的步骤，如图24B所示追DFL entry2102A和2103A。 

这里，该替换记录是从连续区域2200(PSN＝1228～1292)替换到连续区域2201(PSN＝1324～1388)，因此，如上所述，使用表示替换区开头的DFL entry2102A和表示结束位置的DFL entry2103A。 

即，本发明的驱动装置310在将连续区域2200替换为用户数据区108中的连续区域2201的伪重写中，生成将连续区域2200的开 始位置映射到连续区域2201的开始位置的第1替换管理信息(DFLentry2102A)和将连续区域2200的结束位置映射到连续区域2201的结束位置的第2替换管理信息(DFL entry2103A)。 

这里，虽然实施的是3个ECC簇大小的连续区域的替换记录，但只追加了2个DFL entry。这是通过将用户区中的替换项借助于DFLentry2102A和DFL entry2103A作为连续区域映射而实现的效果。 

此外，关于连续区域的替换，在第2次以后当然也可以更新已有的DFL entry。 

(第2实施方式) 

2-1.NWA决定处理步骤 

这里说明由驱动装置310响应主机装置305的请求而返回的逻辑地址所表示的下次可记录位置(以后称为逻辑NWA)的决定方法。 

在本实施方式中，逻辑NWA由以下步骤决定。 

首先确定包含LRA所示的物理扇区的、ECC簇的下一个ECC簇。该ECC簇是下一个记录ECC簇。记录ECC簇的开头物理扇区成为下次可记录位置，由该物理地址表示的下次可记录位置是上述的NWA。 

逻辑NWA的值是将该NWA表示的PSN值按照初始逻辑地址-物理地址映射变换为LSN后所得的值。 

下面使用几个具体实例进行说明。 

在图12的状态下，LRA500指示用户数据区108的开头，因此，此时的物理地址空间中的NWA为PSN＝1100。与PSN＝1100对应的LSN为LSN＝0，因此，逻辑NWA＝0。 

图13A中，主机装置305从驱动装置310取得逻辑NWA＝0后发出指示将数据“A”记录到LSN＝0。 

另外，紧接着数据“A”的记录之后，光轨#1的LRA指向包含PSN＝1100的ECC簇，因此，该NWA为PSN＝1132。由此，逻辑NWA＝32。此时，主机装置305可能发出针对逻辑NWA＝32记录数据“B”的指示。 

紧接着数据“B”的记录之后，光轨#1的LRA指向包含PSN＝1132的ECC簇内的物理扇区，因此，该NWA为PSN＝1164。由此，逻辑NWA＝64。 

如上所述的逻辑NWA的决定方法的特征是：决定逻辑NWA以便维 持初始逻辑地址-物理地址映射的关系。即，首先根据光轨内的LRA决定NWA，然后根据初始逻辑地址-物理地址映射取得逻辑NWA，因此，对于新的数据记录不需要替换管理信息1010B。 

此外，在图14A中，尽管实际的最新的逻辑NWA与LRA500B对应，但主机装置305有时候还保持了与LRA501B相对应的值作为逻辑NWA。 

由驱动装置310作为独立于主机装置305的动作执行对PSN＝1292的位置以后的记录，此外，主机装置305又没有从驱动装置310取得最新的逻辑NWA时，就有可能产生这种状态。 

此外，如果在这种状态下主机装置305试图指示记录新的数据，就会向与LRA501B对应的逻辑NWA发出记录指示，而实际的数据则由驱动装置310记录到PSN＝1336的位置。 

该记录是替换记录，因此，就需要新的替换管理信息。 

另一方面，如果主机装置305从驱动装置310取得与最新的LRA500B相对应的逻辑NWA之后再发出记录新数据的指示，则该记录不会变成替换记录，也不需要新的替换管理信息。 

图15A和图16A也一样，各图中主机装置305有时候会保持与LRA501C对应的值作为逻辑NWA，但实际的最新LRA分别是LRA500C和LRA500D。 

由此，主机装置305在记录新数据之前最好是取得最新的逻辑NWA。 

总之，当主机装置305指示记录新数据时，例如，紧邻着图8A的步骤S102之前输出请求以便从驱动装置310取得最新的逻辑NWA。另一方面，接收到该请求的驱动装置310按照上述步骤将由LRA和NWA所确定的逻辑NWA返回给主机装置305。 

接收到的逻辑NWA的主机装置305根据该值发出下次记录指示。 

借助于这样的动作，在记录新数据时不再需要替换管理信息1010B，只在执行了替换记录时才需要替换管理信息1010B。 

其结果是，可以抑制替换管理信息列表1000的数据量的增加，降低数据记录再生时的处理量，减少存储器量，并减少信息记录介质100上的数据容量等等。 

(第3实施方式) 

3-1.记录处理步骤(1) 

在上述第2实施方式中的NWA决定方法中，会出现某个LSN不被使用的情况。 

例如，在图14A，LSN＝96的位置的逻辑扇区从主机装置305或文件系统的角度来看，是从来没有被记录数据的逻辑扇区。 

这种逻辑扇区被称为未记录逻辑扇区、或未使用逻辑扇区、孤立逻辑扇区等。 

另外，由这种未记录逻辑扇区构成的逻辑簇称为未记录逻辑簇。例如，图14A中LSN＝96～127的位置是未记录逻辑簇。 

同样地，在图15A中，LSN＝X2的位置是未记录逻辑扇区。 

如图14A等所示，对于这种未记录逻辑扇区，与其他的通常的逻辑扇区一样也分配了LSN，而此后的逻辑扇区的LSN不变，这是上述实施方式中NWA决定处理步骤的特征。 

当对这种未记录逻辑扇区发出记录指示时，与上述实施方式同样地进行伪重写记录。例如，可以是以下处理。 

这里，在图14A的状态下，假定发出指示对LSN＝96的位置记录数据“F”。 

此时，驱动装置310将LSN＝96按照初始逻辑地址-物理地址映射变换为PSN＝1196。 

比较PSN＝1196与NWA可知，PSN＝1196已经记录完毕。 

此时，与上述其他实施方式同样地执行伪重写记录。 

于是，驱动装置310在NWA所示的位置(这种情况下是PSN＝1336)记录数据“F”，进而生成替换管理信息518。 

通过这种处理对LSN＝96的位置进行记录。其结果是，LSN＝96不再是未记录逻辑簇，而是变为通常的逻辑簇。 

不过，与PSN＝1336的位置相对应，由初始逻辑地址-物理地址映射关联起来的LSN＝256～287的位置成为新的未记录逻辑簇。 

进而，记录数据“G”后，成为图17A和图17B的状态。 

3-2.再生处理步骤(1) 

图14A中，LSN＝224的位置的逻辑簇是未记录逻辑簇。 

通过初始逻辑地址-物理地址映射与LSN＝224的位置的未记录逻辑簇相对应的物理簇是PSN＝1324的位置。 

PSN＝1324的位置的物理簇进一步通过替换管理信息514与PSN＝1228的位置的物理簇关联起来。 

此外，PSN＝1228的位置的物理簇按照初始逻辑地址-物理地址映射，与LSN＝128的位置的逻辑簇映射起来。 

即，PSN＝1228的位置的物理簇被分配作为LSN＝128的位置的逻辑簇和LSN＝224的位置的未记录逻辑簇这2个逻辑簇。 

下面说明这样的2个逻辑簇被分配到1个物理簇的状态下进行再生时的步骤。 

首先，从主机装置305发出针对LSN＝128的位置的逻辑簇进行再生的指示后，首先由驱动装置310将接收到的LSN按照初始逻辑地址-物理地址映射变换为PSN(称为再生对象PSN)。 

这里，再生对象PSN是PSN＝1228。在替换管理信息列表中检索具有PSN＝1228作为被替换项的替换管理信息时，可得替换管理信息514A。 

此外，再生替换管理信息514A所指示的代替簇即PSN＝1324位置的物理簇。 

另一方面，对LSN＝224的位置的逻辑簇发出再生指示后，按照初始逻辑地址-物理地址映射求得PSN＝1324值作为再生项PSN。但是，即使在替换管理信息列表中检索，也找不到具有PSN＝1324作为被替换项的替换管理信息。 

因此，驱动装置310从PSN＝1324开始再生数据。 

通过这种再生处理，即使在对逻辑上一次也没有记录过数据的未记录逻辑扇区发出再生指示的情况下，也能够从相应的物理扇区再生出数据。 

由此，从主机一侧的文件系统等来看，对于信息记录介质100上的区域不再有例外的区域，在其系统结构中不再需要安装复杂的错误处理，能够更简单地实施系统构筑。 

此外，当针对未记录逻辑扇区发出再生指示时，如上所述从相应的物理簇再生数据的话，就会再生出本来不应该再生的数据。如果这样的数据再生不适合其系统结构，则可以使用以下再生步骤。 

即，在再生数据时，将指定再生的LSN按照初始逻辑地址-物理地址映射变换为PSN后，检索具有该所得的PSN作为替换管理信息 列表1000中的被替换项位置信息1012的替换管理信息1010B。 

如果找到了相应的被替换项位置信息1012，则与上述的其他实施方式同样地从替换项位置信息1013所示的位置的ECC簇开始再生数据。 

如果没有找到，则接着以替换项位置信息1013为对象检索具有与指定再生的LSN相对应的PSN值的被替换项位置信息1012。 

如果找到了相应的替换项位置信息1013，则判断为由该替换项位置信息1013所指示的ECC簇已经作为代替簇记录完毕。 

此时，驱动装置310不从该ECC簇再生数据，而是将预定值即例如全部为0的值作为再生数据返回到主机装置305。 

通过这种再生处理，即使在对未记录逻辑扇区发出再生指示的情况下，也能够从相应的物理扇区再生出适当的数据。 

此外，这种再生处理在参照图10说明的再生处理的各个步骤中在驱动装置310从主机装置305接收到再生指示时执行。 

3-3 NWA决定步骤的比较 

说明与上述实施方式不同的、不产生未记录逻辑扇区的NWA决定步骤。 

在本NWA决定步骤中，对逻辑LRA进行管理，在逻辑LRA的相邻位置即逻辑NWA中记录新数据。 

此时，将表示逻辑NWA的LSN按照初始逻辑地址-物理地址映射变换为PSN(作为PSN-1)。 

另外，相对于该逻辑NWA，实际记录数据的ECC簇是包含LRA213所示的PSN的、ECC簇的下一个ECC簇即NWA(将表示该NWA的位置的PSN作为PSN-2)。 

将该PSN-1作为被替换项、PSN-2作为替换项进行替换记录。 

此时，为了管理逻辑NWA，使用与图25所示的光轨管理信息3210不同的实施方式。 

在图25的光轨管理信息3210中，新定义光轨内最终数据记录逻辑位置信息3214。 

光轨内最终数据记录位置信息213管理通过PSN表示的物理地址空间中的最终记录位置，与此相对，光轨内最终数据记录逻辑位置信息3214管理通过LSN表示的逻辑地址空间中的最终记录位置。 

驱动装置310参照光轨内最终数据记录逻辑位置信息3214就能够决定各个光轨各自的逻辑NWA。 

光轨内最终数据记录逻辑位置信息3214的更新方法如下。 

即，设定0作为光轨内最终数据记录逻辑位置信息3214的初始值。然后，从主机装置305接收到记录指示的驱动装置310将记录位置理解为LSN。如果接收到的LSN比光轨内最终数据记录逻辑位置信息3214大，则用该LSN更新光轨内最终数据记录逻辑位置信息3214。 

通过这种处理可以使光轨内最终数据记录逻辑位置信息3214保持在最大值。 

图26A表示了按照上述NWA决定步骤以图13A、图14A、图17A相同的顺序记录了数据“A”、“B”、“C”、“D”、“F”、“G”之后的数据结构。 

图26B中，将全部缺陷簇都作为替换管理信息(7)登录。不过，也可以从替换管理信息列表1000F中删除这些替换管理信息(7)。通过删除能够减少替换管理信息列表1000F中的容量。 

这里，比较图17B和图26B各自的替换管理信息列表1000E和1000F可知，替换管理信息列表1000E中的替换管理信息数量更少。 

如果在删除替换管理信息(7)之后的状态下比较，就会发现替换管理信息列表1000E中的替换管理信息数量变得更少。 

由此，第1实施方式和第2实施方式中说明的、产生未记录逻辑扇区的NWA决定方法比参照图26A说明的不产生未记录逻辑扇区的方法更适合于抑制替换管理信息列表的数据容量。 

此外，在替换管理信息列表1000F中，通过保留替换管理信息(7)能够预先掌握信息记录介质100上的缺陷簇的分布，在再生时就可以避开这些缺陷簇而优化数据读取等处理。 

(第4实施方式) 

进一步描述本实施方式中的数据记录步骤。 

图27是表示在执行本实施方式的数据记录之前的信息记录介质100的数据结构的一个实例的图。图中

所示的位置表示ECC簇之间的边界。在以后的其他附图中也是同样。 

下面说明在这种状态下从主机装置305向驱动装置310发出数据 “D1”4622和数据“E1”4623的记录指示时的记录步骤。 

数据“D1”4622的记录指示是例如对已经记录完毕的区域4600中的PSN＝a0的位置进行伪重写记录。 

在执行记录指示时，主机装置305向驱动装置310要求逻辑NWA。 

接收到逻辑NWA要求的驱动装置310根据LRA4610A确定出NWA4611A，将与NWA4611A相对应的逻辑NWA返回到主机装置305。 

此时，有时候主机装置305会向驱动装置310连续发出对与PSN＝a0相对应的LSN＝A0记录数据“D1”4622的记录指示和对与NWA4611A(PSN＝a2)相对应的LSN＝A2记录数据“E1”4623的记录指示。 

如果驱动装置310按照主机装置305的记录指示依次执行了数据“D1”4622、数据“E1”4623的记录指示，则其记录结果如图28所示。 

这里，数据“D1”4622的记录指示是对记录完毕区4600进行伪重写记录。由此，数据“D1”4622被替换到NWA4611A(PSN＝a2)。此外，NWA4611A变为NWA4611B(PSN＝a3)。 

通过该替换记录，PSN＝a2的位置变为已经记录完毕，因此，数据“E1”4623进一步被替换到NWA4611B(PNS＝a3)。 

如上所述，主机装置305发出的虽然是对与NWA4611A(PSN＝a2)相对应的LSN＝A2进行记录的记录指示，但实际上记录到与此不同的位置(PNS＝a3)。 

由此，不仅是针对数据“D1”4622A生成了替换管理信息1010，而且针对数据“E1”4223A也生成了替换管理信息1010，因而产生了替换管理信息列表1000容量增加的问题。 

这种问题的起因在于，驱动装置实施了主机装置305没有预料到的替换记录。 

即，由驱动装置实施替换记录后，从主机装置305发出的另外的记录指示需要替换处理，导致了替换管理信息列表1000容量的增加。 

另一方面，下面说明在本实施方式的记录步骤中，不产生与数据“E1”4623相对应的替换管理信息1010的方法。 

在本实施方式中，假定在图27的状态下主机装置305发出记录指示时，首先发出用于追加记录的记录指示。 

此外，在追加记录的记录指示之后，发出重写记录的记录指示。这种记录步骤的结果是图29所示的数据结构。 

此外，在主机装置305上动作的文件系统执行全部文件的更新和新建的管理，因此能够确定记录指示的顺序。 

图29中，数据“E1”4623B记录到NWA4611A(PSN＝a2)。另外，数据“D1”4622B记录到PSN＝a4。 

如上所述，主机装置305针对NWA4611A(PSN＝a2)发出了记录指示，因此，记录指示所示位置与实际记录位置相同。由此，该记录不会成为替换记录。 

即，对数据“E1”4623不会生成替换管理信息1010，能够防止替换管理信息列表1000容量的增加。 

此外，在数据“D1”4622的记录中，在图28和图29的任意一个的情况下，都只需要相同的替换管理信息1010。在图28和图29中，只有数据“D1”4622的记录位置(即替换项的位置)改变，必要的替换管理信息1010的数目不变。 

如上，本实施方式在主机装置305试图执行重写记录和追加记录的情况下，通过优先发出追加记录的记录指示，能够避免产生替换管理信息1010，减少替换管理信息列表1000的数据容量。 

(第5实施方式) 

这里，考察由主机装置305将一定容量的数据分割为ECC簇的容量(例如64KB)大小、按分割后的每个单位顺序向驱动装置310发出记录指示。 

驱动装置310连续记录这些数据时，有时候在某个记录位置存在缺陷簇，为了替换该缺陷簇，需要使用邻接的ECC簇。 

在这种情况下，其后的记录位置之后，全部记录都会一簇一簇地在PSN增大的方向上替换记录数据。 

此时，每个记录单位都需要替换管理信息，当要记录的数据容量很大时，就需要很多替换管理信息，从而导致替换管理信息列表1000的数据容量增大。 

下面参照图30说明在本实施方式中在替换记录中使用的利用驱 动装置310进行代替簇的记录项选择的步骤，该步骤有助于减小替换管理信息列表1000的数据容量。 

图30中，例如，借助于主机装置305发出的记录指示，将被替换项簇5700作为被替换项进行替换记录。 

此时，替换项通过以下步骤确定。 

在图30中，代替簇作为可分配的替换项有，未记录区5601A(光轨#N 5602中)、未记录区5612(光轨#N+1 5610中)、未记录区5622(光轨#N+2 5620中)、未记录区5632(光轨#N+3 5630中)。 

这里，计算从被替换项簇5700的位置(例如，被替换项簇5700中的开头物理扇区)到候补替换项位置(例如，开放光轨的NWA位置)之间的距离。在图30中，相对于上述各候补替换项的距离分别是D13、D12、D10、D11。 

这里假定各距离值的大小关系为D13＞D12＞D11＞D10。 

如果选择距离最近(即D10)的未记录区5622作为替换项，则从被替换项至替换项的距离在当时是最短的，由此也能够缩短数据再生时的访问时间。 

但是，未记录区5622和被替换项位置5700包含在同一光轨#N+2 5620中。因此，如果将替换项定为未记录区5622，则如上所述，当从主机装置305发出连续的记录指示时，就会出现替换管理信息列表1000的数据容量增加这样的问题。 

因此，在本实施方式中，虽然选择了距离被替换簇最近的未记录区作为替换项，但该选择的特征是，不选择与被替换簇位于同一光轨内的未记录区。 

即，排除距离最近的未记录区5622，选择下一个距离近(即D11)的未记录区5632作为替换项。 

由此，当从主机装置305发出针对被替换项簇5700进行记录的指示时，驱动装置310在未记录区5632的NWA位置记录替换簇5710。 

此外，生成用来表示从被替换项簇5700映射到替换簇5710的替换管理信息，并将其记录下来。 

如参照步骤S107和S112(图8A)所说明，本发明的驱动控制部311在执行伪重写记录时，控制记录再生部314，将数据记录到由与所接收到的记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址所示的位 置以外的特定位置，即用户数据区108中的特定位置。 

在本实施方式中，该特定位置是与在步骤S104(图8A)中所决定的光轨不同的开放光轨内的NWA。 

进而，该开放光轨内的NWA表示与该记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址所示位置最近的位置。 

借助于这种记录步骤，即使主机装置305接着进一步发出了记录指示，对未记录区5622进行新的数据记录，也不会变成替换记录，不需要增加替换管理信息。 

另外，从被替换项至替换项的距离是除了同一光轨之外的最近距离。由此，能够缩短数据再生时的访问时间。 

此外，也可以以具有比被替换项簇大的PSN的未记录区为对象计算距离，确定替换项。这是因为，追加记录型信息记录介质中是沿着PSN增加的方向进行顺序记录的，因此，在PSN增加的方向上进行替换记录有助于高效地访问数据。这种情况下，如果具有更大PSN的未记录区耗尽，则可以以具有较小PSN的未记录区为对象。 

此外，如果存在多个距离相等的未记录区，则最好是选择PSN增加的方向。这是因为，追加记录型信息记录介质中是沿着PSN增加的方向进行顺序记录的，因此，在PSN增加的方向上进行替换记录有助于高效地访问数据。 

此外，也可以根据被替换项与替换项的PSN值的差值来确定被替换项与替换项的距离。或者，也可以根据被替换项与替换项的物理距离来决定。这是因为，在信息记录介质100中，PSN从内周侧开始以螺旋状增加，因此，PSN值的差值有时候可能与物理距离不一致。例如，在信息记录介质100的半径方向上邻接的ECC簇彼此虽然物理距离近，但PSN值的差值不是最小的。 

(第6实施方式) 

参照图34说明本实施方式的数据记录的步骤。这里，假定数据是使用图6所示的信息记录再生装置300记录到信息记录介质100中的。图34所示的各步骤由驱动装置310的驱动控制部311执行。 

(步骤S601)驱动控制部311接收来自主机装置305的逻辑NWA请求指示。 

逻辑NWA请求指示包含从分配在用户数据区108中的至少1个光 轨中指定1个光轨的信息。所谓的逻辑NWA请求指示是指主机装置305为了从驱动装置310取得上述所指定的光轨内的逻辑NWA  从主机装置305输出到驱动装置310的指示。 

逻辑NWA请求指示对应于例如READ TRACK INFORMATION命令。 

(步骤S602)驱动控制部311响应NWA请求指示，参照存储器电路312确定存储器电路312中保存的至少1个记录数据的各自的容量。这里，记录数据是指由主机装置305发出的记录指示所指示应记录到信息记录介质100中的数据。即，记录数据是指在记录到信息记录介质100中之前临时保存在存储器电路312中的数据。 

至少1个记录数据的各自的容量可以通过参照例如在记录指示中指定的应记录的数据的大小来决定。 

(步骤S603)驱动控制部311根据逻辑NWA请求指示所指定的光轨内的LRA213(物理地址)和在步骤S602中决定的存储器电路312中保存的至少1个记录数据的各自的容量决定由逻辑NWA请求指示所指定的光轨中的NWA。 

(步骤S604)驱动控制部311按照初始逻辑地址-物理地址映射将光轨中的NWA变换为光轨中的逻辑NWA。 

(步骤S605)驱动控制部311将光轨中的逻辑NWA输出到主机装置305。 

下面按照图34所示的数据记录步骤说明具体的处理实例。 

图35表示在执行本实施方式的数据记录之前的信息记录介质100的数据结构以及驱动装置310中的存储器电路312的状态的一个实例。此外，也可以使用任意的存储器(例如缓冲存储器)来代替存储器电路312。 

图35中，光轨#N 6000包含记录完毕区6600和未记录区6601。假定直到LRA6610A(PSN＝a1)的位置都已经记录了用户数据。 

驱动装置310执行缓冲处理，以便提高对来自主机装置305的记录指示的响应性能。 

例如，假定主机装置305指示驱动装置310记录数据“A”6602和数据“B”6603。 

对应于该记录指示，驱动装置310的驱动控制部311并不马上将数据“A”6602和数据“B”6603记录到信息记录介质100，而是将 这些数据暂时保存到存储器电路312。 

其后，驱动控制部311控制记录再生部314，在预定的时刻将数据“A”6602和数据“B”6603记录到信息记录介质100。 

下面考虑一种情况，即在图35所示的状态下，虽然存储器电路312中保存了以后被记录的数据，但主机装置305不考虑这种状态，又指示驱动装置310向NWA6611A的位置记录数据“C”6604。 

在这种情况下，主机装置305在向驱动装置310发出记录数据“C”6604的指示之前，要求驱动装置310取得应记录数据“C”6604的光轨的逻辑NWA。 

应记录数据“C”6604的光轨由例如主机装置305所使用的文件系统来决定。在图35所示实例中，应记录数据“C”6604的光轨是光轨#N 6000。 

这里，假定被请求逻辑NWA的驱动装置310如参照(算式1)所说明的那样根据LRA6610A(PSN＝a1)决定NWA6611A(PSN＝a2)。 

这种情况下，驱动装置310按照初始LSN-PSN映射将PSN＝a2变换为LSN＝A2，将逻辑地址(LSN＝A2)作为逻辑NWA返回到主机装置305。 

接收到逻辑NWA的主机装置305向驱动装置310发出记录指示，将数据“C”6604记录到LSN＝A2的位置。 

接收到该记录指示的驱动装置310首先将已经保存在存储器电路312中的数据“A”6602和数据“B”6603记录到信息记录介质100。 

如图36所示，将数据“A”6602记录到PSN＝a2后，接着记录数据“B”6603。 

其后，驱动装置310试图按照来自主机装置305的记录指示在PSN＝a2的位置记录数据“C”6604。但是，由于数据“A”6602的记录，PSN＝a2已经记录完毕。 

驱动装置310将数据“C”6604记录到PSN＝a4的位置，而不是PSN＝a2的位置。 

其结果是，信息记录介质100上的数据结构变为图36所示。 

如上所述，虽然主机装置305发出的是在LSN＝A2即PSN＝a2的位置记录数据“C”6604的记录指示，但实际上数据“C”6604被记录到与此不同的位置——即PSN＝a4的位置。即，这意味着执行了 从PSN＝a2到PSN＝a4的替换记录。 

由此，会生成与数据“C”6604相对应的替换管理信息1010，产生了替换管理信息列表1000的容量增加的问题。 

与此相对，如果使用图34所示的本实施方式的数据记录步骤，就不会生成与数据“C”6604相对应的替换管理信息1010。因此，如果使用图34所示的本实施方式的数据记录步骤，就能够解决上述那样的替换管理信息列表1000的容量增加的问题。 

下面详细说明在请求逻辑NWA的情况下驱动装置310中的处理。 

驱动控制部311确定存储器电路312中已经保存的数据“A”6602的容量和数据“B”6603的容量。数据“A”6602的容量可以通过例如参照由数据“A”6602的记录指示所指定的数据大小来决定。数据“B”6603的容量可以通过例如参照由数据“B”6603的记录指示所指定的数据大小来决定。 

驱动控制部311基于当前的LRA6610A和存储器电路312中已经保存的数据“A”6602的容量及数据“B”6603的容量来确定NWA。 

具体地，按照以下步骤来确定NWA。 

1)将当前的LRA6610A(PSN＝a1)代入(算式1)，由此求得NWA6611A(PSN＝a2)。 

2)将NWA6611A(PSN＝a2)加上数据“A”6602的容量，由此求得第1中间LRA。 

3)将第1中间LRA代入(算式1)，由此取得第1中间NWA。 

4)将第1中间NWA加上数据“B”6603的容量，由此求得第2中间LRA。 

5)将第2中间LRA代入(算式1)，由此取得NWA。 

在图35所示实例中，该NWA等于NWA6611B(PSN＝a4)。 

驱动控制部311按照初始逻辑地址-物理地址映射将PSN＝a4变换为LSN＝A4，将逻辑地址(LSN＝A4)作为逻辑NWA返回到主机装置305。 

依照此种方式求得NWA6611B的位置，相当于假定在NWA6611A后面实际上已经记录了数据“A”6602和数据“B”6603、然后求得在记录了这些数据之后新的NWA的位置。 

此外，保存在存储器电路312中的数据也可以是由主机装置305 指示记录到不同光轨中的数据。这种情况下，针对每个光轨考虑该光轨中所记录的数据大小求取NWA的位置即可。 

此外，保存在存储器电路312中的数据并不限于由主机装置305指示记录到未记录区去的数据，也可以是由主机装置305指示重写记录到记录完毕数据上的数据。 

当其是由主机装置305指示重写记录到记录完毕数据上的数据的情况下，驱动装置310可以在请求来自主机装置305的逻辑NWA后，决定用来记录保存在存储器电路312中用于重写的数据的光轨及在该光轨中的记录位置。此外，驱动装置310可以假定实际上确实记录到该所决定的光轨上，求取记录了这些数据之后的新的NWA位置。 

接收到了与NWA6611B相对应的逻辑NWA的主机装置305，向驱动装置310发出记录指示，将数据“C”6604记录到LSN＝A4的位置。 

接收到该记录指示的驱动装置310，记录已经保存在存储器电路312中的数据“A”6602和数据“B”6603，然后记录数据“C”6604。 

其结果是，记录到信息记录介质100中的数据“C”6604不会成为伪重写记录，因此不会生成替换管理信息。 

另外，图37表示了信息记录介质100上记录的数据位置的另一实例。例如，其将保存在存储器电路312中的数据进行连续记录，不记录填充数据。 

在图37所示实例中，NWA按照以下步骤决定。 

1)将当前的LRA6610A(PSN＝a1)代入(算式1)，由此求得NWA6611A(PSN＝a2)。 

2)将NWA6611A(PSN＝a2)加上数据“A”6602的容量和数据“B”6603的容量，由此求取NWA。 

在图37所示实例中，该NWA等于PSN＝a3。 

驱动控制部311按照初始逻辑地址-物理地址映射将PSN＝a3变换为逻辑地址，将该逻辑地址作为逻辑NWA返回到主机装置305。 

接收到该逻辑NWA的主机装置305，向驱动装置310发出记录指示，将数据“C”6604记录到该相同位置。 

接收到该记录指示的驱动装置310，将已经保存在存储器电路312中的数据“A”6602和数据“B”6603、数据“C”6604连续记录 下来。 

依照此种方式，在图37所示实例的情况下，数据“C”6604的记录位置也与主机装置305所指定的记录项一致。 

由此，数据“C”6604的记录不会变成替换记录，也不产生替换管理信息1010。 

如上述说明，借助于本实施方式，驱动装置310不仅根据LRA213，而且进一步基于已经保存在存储器电路312(例如缓冲存储器)中的记录数据的容量来决定逻辑NWA并输出到主机装置305，由此就能够避免产生替换管理信息1010。其结果是，能够获得削减替换管理信息列表1000的数据容量的效果。 

(第7实施方式) 

参照图38说明本实施方式的数据记录的步骤。这里，假定数据是使用图6所示的信息记录再生装置300记录到信息记录介质100中的。图38所示的各步骤由驱动装置310的驱动控制部311执行。 

(步骤S701)驱动控制部311接收来自主机装置305的记录指示。记录指示指定应记录的数据以及表示该数据的应记录位置的逻辑地址。 

(步骤S702)驱动控制部311将记录指示中包含的逻辑地址变换为物理地址。这种变换例如根据初始逻辑地址-物理地址映射来实现。 

(步骤S703)驱动控制部311从分配在用户数据区108中的至少1个光轨中确定1个光轨。这种决定根据例如与记录指示中包含的逻辑地址相对应的物理地址以及盘片管理信息中包含的光轨管理信息210(图2B)来实现。光轨管理信息210表示在光轨的数据区102上的范围，因此，只要知道了物理地址，就能够确定相对应的光轨。 

(步骤S704)驱动控制部311参照保存在存储器电路312中的应记录的数据(以下称为存储器内的记录数据)，将从该存储器内的记录数据的开头位置开始到与NWA相对应的位置为止的数据定义为第1数据部分，将从与NWA相对应的位置开始直到该存储器内的记录数据的末端位置为止的数据定义为第2数据部分。这里，NWA是在步骤S703中决定的光轨内的NWA。 

当与NWA相对应的位置处在存储器内记录用数据的开头位置与末端位置之间时，以与NWA相对应的位置为边界，存储器内的记录数据被区分为第1数据部分和第2数据部分。 

(步骤S705)驱动控制部311控制记录再生部314，在记录第1数据部分之前记录第2数据部分。其结果是，第2数据部分的记录成为在NWA位置上的新记录，第1数据部分的记录则成为伪重写记录。 

下面说明按照图38所示的数据记录步骤的具体的处理实例。 

图39表示在执行本实施方式的数据记录之前的信息记录介质100的数据结构的一个实例。 

如图39所示，光轨#N 7000包含记录完毕区7600和未记录区7601。直到LRA7610A的位置都已经记录了用户数据。 

假定在图39所示状态下，主机装置305指示驱动装置310将数据“F”7626记录到LSN＝A0的位置。 

接收到记录指示的驱动控制部311，将数据“F”7626保存到存储器电路312。 

驱动控制部311将记录指示所指定的逻辑地址(LSN＝A0)变换为物理地址(LSN＝a0)，决定包含PSN＝a0的光轨#N 7000。此外，根据光轨#N 7000的LRA7610A决定NWA7611A(PSN＝a1)。 

驱动控制部311通过比较保存在存储器电路312中的数据“F”7626的开头位置、结束位置和与NWA7611A相对应的位置，定义数据“D2”7624作为数据“F”7626的第1数据部分，定义数据“E2”7625作为数据“F”7626的第2数据部分。 

这里，数据“D2”7624是从与PSN＝a0的位置相对应的数据“F”7626的开头位置开始直到与NWA7611A相对应的位置为止的数据，数据“E2”7625是从与NWA7611A相对应的位置开始直到数据“F”7626的末端位置为止的数据。 

驱动控制部311控制记录再生部314将数据“E2”7625记录到NWA7611A(PSN＝a1)的位置，其后，控制记录再生部314将数据“D2”7624记录到与记录指示所指定的LSN＝A0相对应的PSN＝a0的位置。其结果是，数据“E2”的记录成为在PSN＝a1位置的追加记录，数据“D2”的记录成为在PSN＝a0位置的伪重写记录。 

在图39所示实例中，数据“D2”被记录到NWA7611C(PSN＝a3)而不是PSN＝a0的位置。 

图40表示执行本实施方式的数据记录之后的信息记录介质的数据结构。数据“E2”记录在PSN＝a1的位置，数据“D2”记录在PSN＝a3的位置。 

这里，重要的是，在对属于追加记录型介质的本发明的信息记录介质100进行顺序记录和伪重写记录的驱动装置310中，在记录数据“D2”之前记录数据“E2”。这是因为，依照此种方式控制记录顺序，能够使替换记录的范围最小化，不会产生多余的替换记录。其结果是，实现了替换管理信息列表1000的数据容量的削减。 

图41表示在执行本实施方式的数据记录之前的信息记录介质100的数据结构的另一个实例。 

假定在图41所示的状态下，主机装置305按顺序向驱动装置310输出了指示将数据“D1”7622记录到LSN＝A0位置的第1记录指示和指示将数据“E1”7623记录到LSN＝A1位置的第2记录指示。 

在这种情况下，如果驱动控制部311按照所接收到的2个记录指示相同的顺序(即第1记录指示、第2记录指示的顺序)执行数据记录处理，则其记录结果成为图42所示，产生了数据“E1”7623的替换记录。关于这一点，与上述实施方式中的说明相同。 

其结果是，会生成与数据“E1”7623相对应的替换管理信息1010，产生了替换管理信息列表1000的容量增加的问题。 

与此相对，如果使用图38所示的本实施方式的数据记录步骤，就不会生成与数据“E1”7623相对应的替换管理信息1010。因此，如果使用图38所示的本实施方式的数据记录步骤，就能够解决上述那样的替换管理信息列表1000的容量增加的问题。 

下面详细说明当从主机装置305接收到多个记录指示时驱动装置310中的处理。 

驱动控制部311将与第1记录指示相对应的数据“D1”7622和与第2记录指示相对应的数据“E1”保存到存储器电路312。 

驱动控制部311分析第1和第2记录指示的内容，如果从与此相对应的应记录的数据之中检测到可追加记录的数据部分，则将该数据部分先于其他数据部分进行记录。 

对该数据部分是否可以追加记录的判定可以使用例如与图8A的步骤S105或步骤S108中所说明的方法相同的方法执行。 

驱动控制部311针对可追加记录的数据部分执行追加记录，其后，针对剩余的数据部分执行伪重写记录。 

此外，当数据“D1”7622和数据“E1”7623可以被看作单一数据的情况下(例如，当数据“E1”7623的开头地址是数据“D1”7622的末端地址的下一个地址的情况下)，可以执行与图39所示实例相同的处理。 

在图41所示实例中，检测到数据“E1”7623的记录是追加记录，数据“E1”7623被记录到PSN ＝a1的位置。此时，NWA7611A(PSN＝a1)被更新为NWA7611C(PSN＝a3)。接着，数据“D1”7622被伪重写记录到PSN＝a0的位置。其结果是，数据“D1”7622被记录到PSN＝a3而不是PSN＝a0的位置。 

图43表示执行了这种数据记录步骤后的记录结果。如图43所示，数据“E1”7623被追加记录到PSN＝a1位置，因此，不产生与数据“E1”7623相对应的替换管理信息1010，可以防止替换管理信息列表1000容量的增加。 

由以上可知，本实施方式中，驱动装置310对来自主机装置305的记录指示进行分析，先于伪重写记录优先进行追加记录。由此，其效果是，减少了因伪重写记录而产生的记录数据的容量，避免了替换管理信息1010的产生，削减了替换管理信息列表1000的数据容量。 

(第8实施方式) 

在本实施方式中说明不同的伪重写记录的记录步骤。 

图44A是表示在使用本实施方式中的记录步骤记录数据之前的状态的图。 

这里，逻辑地址空间中的LSN＝P1～P3的位置记录了数据“H”。与这些逻辑地址对应的物理地址是物理地址空间中PSN＝p1～p3的位置，PSN＝p3被替换记录到内周替换区106中的代替簇即PSN ＝s1的位置。 

图44B所示的替换管理信息列表1000中包含的替换管理信息8620反映了该替换记录。 

假定在这种状态下，从主机装置305发出了数据“H1”的记录指示。记录数据“H1”的后的状态如图45A所示。 

在本实施方式中，进行记录将重写数据尽量连续地配置在信息记录介质100上的物理地址空间中。 

即，在图44A中，虽然PSN＝s2、p4～p6等位置是未记录区，但选择PSN＝p4～p6的位置作为记录项，以便使重写数据——数据“H1”被连续配置。虽然LSN＝P3位置的重写前的数据“H”记录于其中的PSN＝s1的相邻ECC簇——PSN＝s2的位置没有记录，但不用于记录更新后的数据“H1”。 

图45B所示的替换管理信息列表1000中包含的替换管理信息8621和8622反映了这种替换记录。 

同样地，图46A是表示在使用本实施方式中的记录步骤记录数据之前的状态的图。 

这里，逻辑地址空间中的LSN＝P1及P3的位置的逻辑扇区中记录了数据“H”。另外，LSN＝P2的位置的逻辑扇区中记录了数据“H2”。 

在LSN＝P2的位置的逻辑地址空间中，数据“H”被数据“H2”重写。与此相应，在物理地址空间中，数据“H2”被从PSN＝p2的位置替换到用户数据区中PSN＝p4的位置。 

图46B所示的替换管理信息列表1000中包含的替换管理信息8302反映了该替换记录。 

假定在这种状态下，从主机装置305发出了数据“H3”的记录指示。记录数据“H3”的后的状态如图47A所示。 

在本实施方式中，进行记录将重写数据尽量连续地配置在信息记录介质100上的物理地址空间中。 

即，在图47A中，虽然PSN＝p5～p6、p7～的位置是未记录区，但选择PSN＝p7～p9的位置作为记录项，以便使重写数据——数据“H3”连续配置。 

虽然LSN＝P2位置的重写前的数据“H2”记录于其中的PSN＝p4的相邻ECC簇——PSN＝p5～p6的位置没有记录，但其无法记录更新后的全部数据“H3”，因此不用做替换项。 

图47B所示的替换管理信息列表1000中包含的替换管理信息8400和8401反映了这种替换记录。 

替换管理信息8400和8401为了对由多个簇构成的连续区域进行替换，分别将状态2 2011B设定为“0001”和“0010”。 

在执行这种记录时，从主机装置305接收到记录指示的驱动装置310，对该指示内容进行分析。 

当成为记录对象的LSN值连续时，驱动装置310对代替簇加以选择进行数据记录，以便使替换后的记录区域的PSN也是连续的。 

执行这种配置的结果是，对替换后的数据可以进行连续访问，能够提高再生性能。 

另外，对于替换管理信息列表1000，如图45B和图47B所示，可以当作连续区域的代替记录处理，因此能够减少替换管理信息的数量。 

如果不使用本实施方式的记录方法，在执行了同样的记录的情况下，需要等于执行了伪重写记录之后的ECC簇的数量的替换管理信息(例如在图45A所示的情况下是3个)。 

因此，利用本实施方式削减替换管理信息的效果很大。 

进一步，多个替换管理信息(1)或(4)的被替换项在物理地址空间中是连续的，但在替换项呈不连续状态的情况下，通过对替换项的数据进行重新配置处理，能够削减替换管理信息。 

即，再生替换项的ECC簇中记录的数据，以连续配置方式记录到未记录区中。 

执行这种重新记录的话，与上述多个替换管理信息(1)或(4)相对应的替换项也变为连续，利用上述同样处理对替换管理信息(2)及(5)或(5)及(6)进行变换，能够减小替换管理信息列表1000的容量。 

另外，重新配置的结果使数据被连续记录，因此，提高了连续数据再生的性能。 

此外，本实施方式及上述实施方式中替换管理信息的变换处理在检测到变换效果的时刻执行即可。即，在将多个替换管理信息(1)或(4)变换为替换管理信息(2)及(5)或(5)及(6)的时刻替换管理信息的数量减少的情况下进行变换。 

另外，也可以在马上就要将替换管理信息列表1000记录到信息记录介质100之前，或其他的由驱动装置所确定的预定时刻或周期 进行是否执行变换的判断，必要时执行变换处理。另外，也可以根据主机装置305的指示执行。例如，当主机装置305发出了盘片封闭的指示时，驱动装置310要执行替换管理信息列表1000的记录，因此，也可以在此时执行替换管理信息的变换处理。 

或者，也可以在替换管理信息列表1000的容量达到预定值时执行。 

另外，即使驱动装置310不执行替换管理信息1000的更新的情况下，当检测到从信息记录介质100读取的替换管理信息列表1000处于可变换状态后，驱动装置310也可以在执行上述变换处理后将替换管理信息列表1000写回信息记录介质100。由此，能够削减在下次及以后的替换管理信息1000的读取或更新处理中应处理的数据量。 

(第9实施方式) 

参照图48、图49A、图49B和图49C说明本实施方式的数据记录的步骤。这里，假定数据是使用图6所示的信息记录再生装置300记录到信息记录介质100中的。 

图48表示图8A所示的步骤S107中包含的步骤。图48所示的各步骤由驱动装置310的驱动控制部311执行。 

(步骤S9101)驱动控制部311在决定记录位置时判断是否满足了预定条件。 

这里所说的预定条件是指包含记录指示所指定的位置的ECC簇已经被代替簇替换、并且需要RMW处理的条件。 

此时，也可以进一步增加代替簇分配在用户数据区中这样的条件。由此，能够防止替换区的消耗，有效地利用用户数据区。 

包含记录指示所指定的位置的ECC簇是否已经被代替簇替换的判断处理与图8B所示的步骤S151的处理相同。 

也可以将图8B所示的步骤S151的判断结果作为内部变量值保存起来，在步骤S9101参照该内部变量的值。 

代替簇是否分配在用户数据区中可以通过判断在图8B所示的步骤S151中所发现的替换管理信息1010的被替换项位置信息1012的值是否在用户数据区的范围内来决定。 

是否需要RMW的判断处理与图8B所示的步骤S152A或步骤S152B 的处理相同。也可以将图8B所示的步骤S152A或步骤S152B的判断结果作为内部变量值保存起来，在步骤S9101参照该内部变量的值。 

当确定包含记录指示所指定的位置的ECC簇已经被代替簇替换并且需要RMW处理时，处理进入步骤S9102。否则，处理进入步骤S9103。 

(步骤S9102)驱动控制部311将靠近替换项的代替簇的记录位置确定为应记录数据的位置。 

这里，“靠近”替换项的代替簇的记录位置的位置是指从在步骤S151(图8B)中获得的替换项的代替簇的记录位置的访问时间等于低于预定时间的位置。例如，在物理上与替换项的代替簇的记录位置邻接的位置就是“靠近”替换项的代替簇的记录位置的位置的一个实例。但是，“靠近”替换项的替换簇的记录位置的位置并不限于这个实例。 

(步骤S9103)驱动控制部311将记录指示所指定的位置以外的特定位置即用户数据区108中的特定位置决定为应记录数据的位置。 

这里所说的特定位置与图8A的步骤S107中所说明的位置的意义相同。 

依照此种方式，在伪重写记录中，当确定需要RMW处理并且包含记录指示所指定的位置的ECC簇已经被代替簇替换时，驱动控制部311就会控制记录再生部314将替换项的代替簇的再生数据的一部分修正后的修正数据记录到靠近该替换项的代替簇的记录位置的位置。 

依照此种方式，将替换项的代替簇的再生数据的一部分修正后的修正数据的记录位置被配置到靠近该替换项的代替簇的记录位置的位置，由此可以实现高速的替换记录。另外，也可以提高对信息记录介质100的访问性能。 

图49A、图49B及图49C是用来说明按照图48所示的步骤执行的处理的实例的图。 

在图49A中，假定光轨#N的ECC簇9301已经被替换为光轨#N+1的代替簇9302。ECC簇9301包含记录了数据“A1”的扇区、记录了数据“A2”的扇区和记录了数据“A3”的扇区。ECC簇9302包 含记录了数据“B1”的扇区、记录了数据“B2”的扇区和记录了数据“B3”的扇区。 

进一步，假定驱动装置310接收到在记录了数据“A1”的扇区的位置记录数据“C1”的记录指示。 

在这种情况下，驱动控制部311确定包含由记录指示所指定的位置的ECC簇9301已经被替换为代替簇9302并且需要RMW处理(步骤S151和S152A)。其结果是，驱动控制部311控制记录再生部314(步骤S153)，使其再生代替簇9302中记录的数据“B1”、数据“B2”、数据“B3”。 

此外，如图49B所示，驱动控制部311使用数据“C1”置换数据“B1”，由此生成包含数据“C1”、数据“B2”、数据“B3”的修正数据(步骤S155)。 

接着，如图49C所示，驱动控制部311将靠近代替簇9302的记录位置的位置确定为新的代替簇9303的记录位置(步骤S9102)，并控制记录再生部314将修正数据记录到新的代替簇9303。 

在图49C所示实例中，靠近代替簇9302的记录位置的位置是与代替簇9302的记录位置相同的光轨内的位置，在物理上与代替簇9302邻接。但是，该位置只是一个实例，并不限于该位置。 

在图49A的状态下，光轨#N-1中有未记录区，可以确定为新的代替簇的记录位置。但是，如果将该位置确定为新的代替簇，则从代替簇9302再生数据后，必须访问光轨#N-1。 

另一方面，借助于本实施方式，在代替簇9302的附近确定新的代替簇的记录位置，由此，缩短了该访问时间。 

由此能够实现高速的替换记录。 

(第10实施方式) 

图50表示在执行替换记录之前的替换管理信息列表1000的数据结构的一个实例。 

在图50所示实例中，替换管理信息列表1000包含替换管理信息9800和替换管理信息9801。 

替换管理信息9800表示开头位置为PSN＝1132的ECC簇已经被替换为开头位置为PSN＝132的代替簇。这里，PSN＝132的位置是替换区内的位置。 

替换管理信息9801表示开头位置为PSN＝1164位置的ECC簇已经被替换为开头位置为PSN＝1196的代替簇。这里，PSN＝1196的位置是用户数据区内的位置。 

假定在图50所示状态下，在PSN＝1228的位置执行新数据的记录但校验失败。 

下面说明在这种情况下驱动控制部311的动作。 

驱动控制部311从图50所示的替换管理信息列表1000中检索具有以最靠近包含PSN＝1228的位置的缺陷簇的PSN值作为被替换项位置信息1012的替换管理信息。 

在图50所示实例中，替换管理信息9801被作为与该检索条件一致的替换管理信息而检索出来。 

驱动控制部311通过查看替换管理信息9801的状态信息1011的Flag2的值来判定替换管理信息9801的替换项是替换区还是用户数据区。 

在图50所示实例中，替换管理信息9801的替换项被判定为是用户数据区，因此，驱动控制部311将与包含PSN＝1228的位置的缺陷簇相对应的代替簇的记录位置确定为用户数据区内的位置。 

此外，也可以通过查看替换管理信息9801的替换项位置信息1013的值而不是替换管理信息9801的状态信息1011的Flag2的值，来判定替换管理信息9801的替换项是替换区还是用户数据区。 

驱动控制部311将用户数据区内的特定位置(在该实例中是PSN＝1260的位置)确定为用来记录修正数据的记录位置，并控制记录再生部314在该记录位置记录其修正数据。 

驱动控制部311生成用来将包含PSN＝1228的位置的缺陷簇替换到开头位置为PSN＝1260的代替簇中所需的新的替换管理信息9810，并将该替换管理信息9810追加到替换管理信息列表1000中。依照此种方式，图50所示的替换管理信息列表1000被更新为图51所示的替换管理信息列表1000。 

依照此种方式，本实施方式的特征在于，在将ECC簇替换为代替簇时，确定在该ECC簇附近的附近簇中是否存在已经被替换到代替簇中的ECC簇，如果存在这样的附近簇，则选择与记录该附近簇的替换项所用区相同的区域作为记录该ECC簇的替换项所用的区域。 这种处理在例如图8A所示的步骤S107执行。 

此外，当ECC簇的替换项是替换区时，最好是从多个替换区中选择同一替换区作为用来记录ECC簇的替换项的区域。另外，当ECC簇的替换项是用户数据区时，最好是选择分配在该用户数据区中的同一光轨作为用来记录ECC簇的替换项的区域。 

一般说来，PSN值接近的数据大多构成了一个文件或是关联性较大的数据。由于在追加记录型信息记录介质中执行的是顺序记录，因此这种可能性更高。 

由此，如果替换记录到与附近的数据相同的区域中，则再生时可以连续读出，能够提高再生性能。 

此外，以上叙述中，检索具有靠近被替换项簇的PSN值作为被替换项位置信息1012的替换管理信息1010B，在该检索处理中，也可以增加以下条件。 

即，对于被替换项簇的PSN值，只以预定范围的PSN值作为检索范围。这是因为，如果查看离得过远的位置的替换记录的相关信息，就很可能是另外的文件或者是关联性很低的数据，因此，反而有可能降低再生性能。 

或者也可以只将具有以与上述被替换项簇相同光轨内的PSN值作为替换项位置信息1013的替换管理信息1010B作为检索范围。这是因为，与上述同样地，在记录在不同光轨的数据之间，很可能是另外的文件或者是关联性很低的数据。 

此外，这里说明了缺陷簇的代替记录，但上述说明也可以应用于在代替记录方面与此相同的伪重写记录。 

进一步说明本发明的实施方式中选择代替簇的记录项的步骤。 

图52A表示在执行替换记录之前的信息记录介质100上的数据结构的一个实例。 

图52B表示在执行替换记录之前的替换管理信息列表1000的数据结构的一个实例。 

图53B表示在执行替换记录之后的替换管理信息列表1000的数据结构的一个实例。 

在图52A中，在用户数据区中分配了光轨#N 10000、光轨#N+1 10001和光轨#N+2 10002。 

另外，假定位于光轨#N 10000中的PSN＝a1的ECC簇被替换到PSN＝c1的位置。表示该替换记录的替换管理信息10800包含在图52B所示的替换管理信息列表1000中。 

假定在这种状态下，在位于未记录区PSN＝a2的ECC簇中进行新的数据记录，但是校验失败。 

此时，驱动装置310执行的替换记录中的代替簇的记录位置以如下方式确定。 

首先，查看区段管理信息200，判定PSN＝a2的ECC簇包含在哪个光轨中。在图52A中，可知包含在光轨#N 10000中。 

接着，查看图52B的替换管理信息列表1000，检索具有包含在光轨#N 10000中的PSN作为被替换项位置信息1012的替换管理信息。在图52B中，找到了替换管理信息10800。 

接着，取得这里找到的替换管理信息10800的替换项位置信息1013。此外，从区段管理信息200中取得包含这里取得的替换项位置信息1013的PSN值的光轨。在图52A的情况下，替换项位置信息1013的值为c1，因此，相应的光轨即为光轨#N+2 10002。 

此时，驱动装置310选择光轨#N+2 10002中的未记录ECC簇作为位于PSN＝a2的ECC簇的替换项。 

进一步，驱动装置310取得光轨#N+2 10002的LAR10103(PSN＝c2)，在其后的未记录区进行替换记录。 

这种处理的结果是，被指示记录到PSN＝a2位置的数据最终被替换记录到例如PSN＝c2。此外，如图53B所示，生成替换管理信息10801，表示从PSN＝a2替换记录到PSN＝c2。 

由以上可知，本实施方式的特征在于，在执行替换记录时查看替换管理信息列表1000和区段管理信息200，当与被替换项簇相同的光轨中包含的其他被替换项簇已经被替换记录到其他光轨时，选择该光轨作为替换项。 

一般说来，PSN值接近的数据大多构成了一个文件或是关联性大的数据。由于在追加记录型信息记录介质中执行的是顺序记录，因此这种可能性更高。 

由此，当从某个光轨替换记录到其他光轨时，如果将替换项全部置为相同光轨，就能够在再生时连续读出，提高了再生性能。 

此外，当替换项簇位于多个光轨中时，如参照图50所说明那样，优先使用被替换项靠近的替换项即可。 

此外，在上述说明中是针对因缺陷而产生的替换记录进行叙述的，但也适用于伪重写记录中的替换。 

另外，当然有时候也选择替换区作为替换项。这种情况下，将替换区当作1个光轨那样考虑即可。 

工业适用性 

本发明可用于提供一种在追加记录型光盘的伪重写记录中能够没有浪费地利用用户数据区的驱动装置。 

Claims (1)

1.一种驱动装置，对追加记录型记录介质进行顺序记录，其中，

上述追加记录型记录介质包含替换区和用户数据区，

在上述用户数据区中至少分配有一条光轨，

上述驱动装置包含：

记录再生部，对上述追加记录型记录介质进行记录动作或再生动作；

驱动控制部，包括处理器和存储器，所述存储器存储有能够被所述处理器执行以用于控制上述记录再生部的程序；以及

存储器电路，用来保存应记录的至少一个数据，

上述驱动控制部执行如下处理：

接收逻辑下次可记录位置请求指示，该逻辑下次可记录位置请求指示包括指定所述至少一条光轨之一的信息；

确定保存在上述存储器电路中的至少一个应记录数据的容量；

基于上述逻辑下次可记录位置请求指示所指定的上述光轨内的最终记录位置以及在假定至少一个应记录数据实际被记录在由逻辑下次可记录位置请求指示所指定的光轨上的情况下的上述至少一个应记录数据的容量，将上述逻辑下次可记录位置请求指示所指定的上述光轨内的表示下次可记录数据的位置的物理地址确定为下次可记录位置；

将上述下次可记录位置变换为逻辑下次可记录位置；以及

输出上述逻辑下次可记录位置。

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