CN101015014A - 驱动装置 - Google Patents

Abstract

驱动装置(310)包含记录再现部(314)与驱动控制部(311)。驱动控制部(311)至少执行：接收再现指示；响应于再现指示，确定最新的交替管理信息列表的再现是否失败；在确定为最新的交替管理信息列表再现失败的情况下，控制记录再现部(314)，以再现记录在交替区域和用户数据区域中的交替前位置信息；根据再现的交替前位置信息，生成最新的交替管理信息列表；和控制记录再现部(314)，以将最新的交替管理信息列表记录在规定的位置。

Description

驱动装置

技术领域

本发明涉及一种在信息记录媒体中记录数据、并对记录在信息记录媒体中的数据进行再现的驱动装置。

背景技术

近年来，数字数据的记录中使用了各种方式的信息记录媒体，存在可重复改写数据的改写型光盘、和记录次数限于1次、并且媒体的价格便宜的一次写型(write-once)光盘。

作为这种改写型光盘的实例，有DVD-RAM盘、BD-RE(Blu-rayDisc Rewritable)盘等。

另外，作为一次写型光盘的实例，有DVD-R盘、BD-R(Blu-ray Disc Recordable)盘等。

改写型光盘中为了提高记录在盘上的数据的可靠性，导入了缺陷管理机构。

缺陷管理机构大致由移动替换(slipping replacement)算法与线性替换(linear replacement)算法构成。

移动替换算法主要在盘的格式化时实施。即，在格式化处理时，检查用户数据区域中的全部ECC簇，一旦发现缺陷簇，就将其位置登录在初级缺陷列表(下面称为PDL)中，使对应的逻辑簇错位对应于不是下一缺陷的物理簇。

由此，在记录用户数据时，可避开登录在PDL中的缺陷簇进行记录，由此提高数据记录的可靠性。

另一方面，线性替换算法在记录用户数据时实施。

即，当记录数据时，执行确认该记录结果的检验处理。在记录失败的情况下，执行了记录的ECC簇变为缺陷簇，利用次级缺陷列表(下面称为SDL)来管理其位置。

之后，将用户数据代替记录在设置于盘上的最内周或最外周的交替区域中。

代替记录过程中也执行上述检验处理。若记录成功，则确定数据记录位置，所以在该时刻，生成使缺陷簇的位置信息与代替目的地的ECC簇的位置信息相对应的信息，即SDL条目(SDLEntry)，并登录在上述SDL中。

有时对包含于交替区域中的所有ECC簇设置SDL条目，并管理各个ECC簇是否可作为交替目的地使用、即当前是空区域还是已作为交替目的地使用完毕。该交替区域中的空区域也被称为空闲簇。

再现时，参照PDL或SDL，必要时执行代替目的地的ECC簇的再现。

将上述PDL或SDL记录在设置于盘上的导入区域内的缺陷管理区域(下面记述为DMA)中。在DMA中，另外还包含交替区域的容量等信息。

在改写型光盘的情况下，通过改写DMA来执行关于缺陷管理的信息更新。

另外，在一次写型光盘中，如专利文献1所示，也可以导入缺陷管理机构。

专利文献1的图3A中描述了盘的数据构造。专利文献1的盘将DMA设置在导入区域和导出区域中。

并且，将暂时缺陷管理区域(TDMA)设置在导入区域和导出区域中。

在一次写型光盘的情况下，每当更新缺陷信息时，便通过向TDMA中补写缺陷信息，由此执行关于缺陷管理的信息更新。

另外，当执行盘的关闭或最终确定时，将最新的TDMA的内容记录在DMA中。

在TDMA中，记录暂时缺陷管理信息(Temporary defectmanagement information：下面记为TDDS)和暂时缺陷信息(Temporary Defect Information：下面记为TDFL)。

专利文献1的图5B中示出了TDDS的数据构造。TDDS包含向对应的TDFL的指针信息。由于TDFL多次记录在TDMA中，所以也向各TDFL记录指针信息。

并且，在TDDS中，记录一次写型光盘上的最终记录地址(lastrecorded adderss)。如专利文献1的图5B所示，可相对于一个一次写型光盘具有多个最终记录地址。

另外，在TDDS中记录一次写型光盘上的最终记录交替地址(last recorded replacement adderss)。如专利文献1的图5B所示，可对一个盘具有多个最终记录交替地址。

专利文献1的图6示出了TDFL的数据构造。

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

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

缺陷关联信息实现与包含在上述SDL中的SDL条目同样的数据构造和功能。

图33A和图33B表示专利文献1的图9A和图9B公开的TDFL的更新方法。

图33A示出了TDFL#0的数据构造。TDFL#0包含对缺陷#1、#2、#3的缺陷关联信息#1、#2、#3。

在记录了TDFL#0之后，对一次写型光盘执行新的数据记录，产生缺陷#4、#5。此时，将图33B所示的TDFL#1记录在一次写型光盘上。

这里，通过维持所有的包含于TDFL#1中的缺陷管理信息不变、而重新追加对缺陷#4、#5的缺陷关联信息#4、#5，从而生成TDFL#1。

专利文献1的图10示出了缺陷关联信息的数据构造。

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

并且，缺陷关联信息包含对缺陷区域的指针(缺陷区域在盘上的位置)。

并且，缺陷关联信息包含向对应于缺陷区域的代替区域的指针。

在缺陷区域是连续的缺陷块列的情况下，状态信息表示对缺陷区域的指针是连续缺陷块的开始或结束位置。另外，对代替区域的指针表示是这些代替块的开始或结束位置。

通过使用这些数据构造，在一次写型光盘中实现缺陷管理机构。

并且，若使用上述缺陷管理机构，则在一次写型光盘中也能够实现模拟重写记录。

用图31和图32来说明一次写型信息记录媒体中的模拟重写记录。

如上所述，在缺陷管理机构中，利用缺陷关联信息或SDL条目等交替信息，不改变记录数据的表观上的逻辑地址，将实际记录数据的物理地址映射到事先确保的其它场所。

因此，当对一次写型光盘上的已记录完成的逻辑地址指示了数据的重写时，将该数据记录在其它物理地址上的扇区中，若更新交替信息以维持最初的逻辑地址，则可在表观上实现重写记录了数据的状态。以下，将这种记录方法称为模拟重写记录。

图31是表示在作为一次写型光盘的信息记录媒体1中记录了几个目录与文件的状态图。设在该状态下，还未执行模拟重写记录。

一次写型光盘中，利用轨道和区段(session)等单位来管理盘上的用户数据区域。

图31中，由文件系统来执行记录在用户数据区域上的用户数据的管理。将文件系统执行管理的空间称为卷空间2。

在下面的说明中，作为构成文件系统的卷/文件构造，记录在信息记录媒体1中的描述符或指针、元数据分区或元数据文件的构造等只要未具体详细地记载，则具有按ISO/IEC13346标准或UDF(Universal Disk Format：通用磁盘格式)标准规定的数据构造。

图31中，在卷空间2内，记录了卷构造区域3与物理分区4。

在物理分区4内，包含由UDF标准版本2.5规定的元数据分区5a、5b。

另外，在物理分区4内，记录了元数据文件6a和作为其复制的元数据镜像文件6b。

另外，记录了表示它们在物理分区4中的记录位置的文件条目(FE)、即FE(元数据文件)7a以及FE(元数据镜像文件)7b。另外，还记录了数据文件(File-a)8、数据文件(File-b)9。

将FE或目录文件等文件构造的信息全部配置在元数据分区、即元数据文件内。

在由UDF标准规定的数据构造中，在卷构造区域3中记录了元数据分区5a和文件集合描述符(FSD)12的记录位置。

作为FSD12的起点，从根(ROOT)目录依次检索文件构造，例如可访问数据文件(File-a)8。

之后，若在图31的状态下重新模拟重写数据文件(File-c)，则变为图32所示的状态。

这里，设在信息记录媒体1上的根目录正下方记录了数据文件(File-c)。

当记录数据文件(File-c)时，更新、生成追加数据文件(File-c)所需的文件构造的信息。具体而言，更新FE(根)13或生成FE(File-c)14。

之后，将数据文件(File-c)15记录在图31的未记录区域中，变为图32的状态。

当记录FE(File-c)14时，将FE(File-c)14记录在元数据分区5a(即元数据文件6a)内的未记录区域11a中。

之后，对FE(根)13模拟重写记录FE(根)16。

此时，如图32所示，将FE(根)16的数据记录在交替区域17中。

并且，更新包含于盘管理信息2中的交替信息，将FE(根)13映射到FE(根)16。

在执行了这种文件的记录处理之后，再现数据文件(File-c)15的动作如下。

根据信息记录媒体1的卷构造区域3取得FE(元数据文件)7a与FSD12的位置信息。

之后，执行文件构造的再现。为了再现文件构造，根据已取得的FE(元数据文件)7a与FSD12的位置信息，执行FSD12的再现。

根据再现的FSD12，取得FE(根)13的位置信息，作为逻辑地址。

根据取得的FE(根)13的位置信息(逻辑地址)，执行FE(根)13的再现。

此时，参照交替信息，再现映射到FE(根)13的位置信息(逻辑地址)上的FE(根)16。

FE(根)16包含最新的根目录文件，故具有至FE(File-c)14的位置信息。

使用从FE(File-c)14得到的数据文件(File-c)15的位置信息，执行数据文件(File-c)15的再现。

如上所述，即便在一次写型光盘中，也可以通过使用缺陷管理机构来执行模拟重写记录。

专利文献1：美国专利申请公开第2004/0076096号说明书

但是，在上述说明的一次写型光盘的模拟重写记录方式中，若无交替区域中的未记录区域，则即便用户数据区域中残留了未记录区域，也存在不能再记录数据的课题。这是因为不能更新文件系统信息的缘故。

尤其是在一次写型光盘的情况下，与在必要的时刻可扩展交替区域的容量的改写型光盘不同，交替区域的容量在盘的格式化(初始化)时便确定下来。

另外，假设执行模拟重写记录，难以事先确定适当的交替区域的容量。

若事先确定的交替区域的容量大，则用户数据区域的容量会减小，若事先确定的交替区域的容量过小，则导致虽然用户数据区域中残留了未记录区域但不能再记录数据的状况发生。在任一情况下，都不能有效利用一次写型光盘的用户数据区域。

发明内容

本发明是为了解决上述问题而提出的，其目的在于提供一种在一次写型光盘的模拟重写记录中，可不浪费地使用用户数据区域的驱动装置。

本发明的驱动装置是一种对记录在一次写型记录媒体中的数据进行再现的驱动装置，其特征在于：所述一次写型记录媒体包含交替区域和用户数据区域，所述交替区域与所述用户数据区域分别包含多个ECC簇，所述多个ECC簇分别包含多个物理扇区，在所述多个ECC簇中分别记录了交替前位置信息，在根据记录指示执行的数据记录是补写的情况下，对所述交替前位置信息设定表示不执行交替记录的信息，在根据所述记录指示执行的数据记录是第1次模拟重写记录的情况下，对所述交替前位置信息设定表示由所述记录指示指定的位置的信息，在根据所述记录指示执行的数据记录是第2次以后的模拟重写记录的情况下，对所述交替前位置信息设定表示由所述记录指示指定的位置交替目的地的信息，所述驱动装置包含：对所述一次写型记录媒体执行记录动作或再现动作的记录再现部；和控制所述记录再现部的驱动控制部，所述驱动控制部至少执行：接收再现指示；响应于所述再现指示，确定最新的交替管理信息列表的再现是否失败；在确定为所述最新的交替管理信息列表的再现失败的情况下，控制所述记录再现部，以对记录在所述交替区域和所述用户数据区域中的交替前位置信息进行再现；根据所述再现的交替前位置信息，生成最新的交替管理信息列表；和控制所述记录再现部，以将所述最新的交替管理信息列表记录在所述规定的位置。

其特征亦可在于：在确定为所述最新的交替管理信息列表的再现失败的情况下，读出已记录的交替管理信息列表，选择再现成功的最近的交替管理信息列表，在确定为所述最新的交替管理信息列表的再现失败的情况下，从所述用户数据区域再现的所述交替前位置信息是从所述用户数据区域中的、包含如下数据的区域所再现的交替前位置信息，该数据是在登录于所述再现成功的最近的交替管理信息列表中的记录数据之后记录的，根据所述再现的交替前位置信息和所述再现成功的最近的交替管理信息列表，生成所述最新的交替管理信息列表。

根据本发明，可提供一种在一次写型光盘的模拟重写记录中、可不浪费地使用用户数据区域的驱动装置。

附图说明

图1A是表示本发明实施方式的信息记录媒体100的一例外观的图。

图1B是表示本发明实施方式的信息记录媒体100的一例数据构造的图。

图1C是表示图1B所示的用户数据区域108的一例数据构造的图。

图2A是表示本发明实施方式的区段管理信息200的一例数据构造的图。

图2B是表示本发明实施方式的轨道管理信息210的一例数据构造的图。

图2C是表示本发明实施方式的空区域管理信息220的一例数据构造的图。

图3是表示本发明实施方式的盘构造信息1100的一例数据构造的图。

图4是表示本发明实施方式的其它信息记录媒体100b的一例数据构造的图。

图5A是表示本发明实施方式的交替管理信息列表1000的一例数据构造的图。

图5B是表示本发明实施方式的交替管理信息1010的一例数据构造的图。

图6是表示本发明实施方式的信息记录再现装置300的一例构成的框图。

图7是表示本发明实施方式的格式化处理后的信息记录媒体上的一例数据构造的图。

图8A是表示本发明实施方式中的记录处理的流程图。

图8B是表示本发明实施方式中的RMW处理的流程图。

图9是表示本发明实施方式中的记录处理后的信息记录媒体上的一例数据构造的图。

图10是表示本发明实施方式中的再现处理的流程图。

图11是表示本发明实施方式中的交替管理信息1010B的一例数据构造的图。

图12是表示本发明实施方式中的物理地址空间和逻辑地址空间的一例数据构造的图。

图13A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图13B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图14A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图14B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图15A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图15B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图16A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图16B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图17A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图17B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图18是表示作为发明实施方式的交替管理信息的DFL条目2010的一例数据构造的图。

图19A是表示本发明实施方式的记录处理的流程图。

图19B是表示本发明实施方式的记录处理的流程图。

图20A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图20B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图21A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图21B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图22A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图22B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图23A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图23B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图24A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图24B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图25是本发明实施方式的轨道管理信息的数据构造的示例图。

图26A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图26B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图27是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图28是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图29是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图30是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图31是表示现有技术的信息记录媒体上的一例数据构造的图。

图32是表示现有技术的文件记录处理后的信息记录媒体上的一例数据构造的图。

图33A是表示现有技术的TDFL的一例数据构造的图。

图33B是表示现有技术的TDFL的一例数据构造的图。

图34是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图35是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图36A是表示本发明实施方式的记录处理的流程图。

图36B是表示本发明实施方式的记录处理的流程图。

图36C是表示本发明实施方式的记录处理的流程图。

图37是表示本发明实施方式的再现处理的流程图。

图38A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图39A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图39B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

图40A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图41是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图42是表示本发明实施方式的再生处理的流程图。

图43A是关于本发明实施方式的交替记录的说明图。

图43B是关于本发明实施方式的交替管理信息的说明图。

具体实施方式

下面，参照附图来说明本发明的实施方式。

(实施方式1)

图1A表示本发明实施方式的信息记录媒体100的外观。

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

在导入区域101中，记录了包含于后述的记录再现部314中的光拾取器访问信息记录媒体100时所需的基准信息、或与其它记录媒体的识别信息等。导入区域103中也记录了与导入区域101中记录的信息相同的信息。

向导入区域101、数据区域102和导出区域103分配了多个物理扇区。各物理扇区是最小的存取单位。利用称为物理扇区序号(下面记作PSN)的地址信息来识别各物理扇区。

将包含多个物理扇区的ECC簇(或ECC块)作为最小的单位，执行数据的记录、再现。

图1B表示信息记录媒体100的数据构造。图1B中，横向配置示出了图1A中示为同心圆状的导入区域101、数据区域102和导出区域103。

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

在盘管理信息区域104、105中记录盘管理信息。盘管理信息包含后述的交替管理信息列表、或区段管理信息、空区域管理信息等。盘管理信息区域104、105被用作更新盘管理信息的区域。该更新用区域也被称为暂时盘管理信息区域。

在将本发明适用于BD-R标准的情况下，将本说明书中的术语‘盘管理信息区域’读作‘盘管理区域’，将本说明书中的术语‘暂时盘管理信息区域’读作‘暂时盘管理区域’，将本说明书中的术语‘盘管理信息’读作‘盘管理构造’，将本说明书中的术语‘暂时盘管理信息’读作‘暂时盘管理构造’。

数据区域102包含内周交替区域106、用户数据区域108与外周交替区域107。

用户数据区域108是用于记录用户数据的区域。

图1C表示用户数据区域108的数据构造。

用户数据区域108包含多个区段。各区段包含多个轨道。

各轨道是信息记录媒体100上的连续区域。由后述的轨道管理信息来管理各轨道。

另外，在将本发明适用于BD-R标准的情况下，将本说明书中的术语‘轨道’读作‘按序记录区域(SRR)’。

各区段包含连续配置于信息记录媒体100上的多个轨道。由后述的区段管理信息来管理各区段。

图2A表示用于管理区段的区段管理信息200的数据构造。区段管理信息200包含于盘管理信息中。

区段管理信息200包含标题信息201和多个轨道管理信息。

标题信息201具有区段管理信息200的识别符、或图2B所示的轨道管理信息210的数量等一般的信息。

轨道管理信息#N具有对应于图1C所示轨道#N的信息。这里，N为1以上的整数。

图2B表示用于管理轨道的轨道管理信息210的数据构造。轨道管理信息210包含于盘管理信息中。

轨道管理信息210包含表示轨道是否是区段的开头轨道的区段开始信息211、表示轨道的开始位置的轨道开始位置信息212、和表示轨道内最后记录了数据的位置的轨道内最终数据记录位置信息(下面记作LRA)213。

当由某个轨道管理信息210管理的轨道位于区段的开头时，将表示该轨道位于区段开头的值(例如“1”)设定到区段开始信息211。在此外的情况下，将不同的值(例如“0”)设定到区段开始信息211。

轨道开始位置信息212包含表示轨道的开始位置的物理地址。

轨道内最终数据记录位置信息213包含表示轨道内记录了有效数据的最终位置的物理地址。所谓有效的数据是例如从主机装置305提供的用户数据。图1C所示的LRA120或LRA121是轨道内最终数据记录位置信息213的一例。

另外，在将本发明适用于BD-R标准的情况下，将本说明书中的术语‘轨道管理信息’读作‘按序记录区域条目’，将本说明书中的术语‘区段管理信息’读作‘按序记录区域信息’。

当信息记录媒体100以ECC簇为最小单位执行数据记录时，轨道内最终数据记录位置信息213并不始终与ECC簇边界匹配。这是因为，通常，记录指示的数据容量不是ECC簇的容量的整数倍。此时，LRA213表示记录了记录指示的数据的最后物理扇区的地址。

另外，在LRA213与ECC簇边界不一致的情况下，承接在记录指示的数据之后，记录填充数据(padding data)，直到ECC簇边界为止。

在本实施方式中，可按每个轨道记录数据。新的数据记录从各轨道的开头执行，在轨道内连续配置数据(按序记录)。若在该轨道内执行数据的记录，则该轨道内最后记录的位置被反映到轨道内最终数据记录位置信息213。

在该轨道内重新开始记录的情况下，通过调查最新的轨道内最终数据记录位置信息213的值，可知道该轨道内的下一个记录开始位置。

在分配了轨道之后，在该轨道内完全未记录数据的情况下，也可将表示该状态的规定值(例如“0”)设定到轨道内最终数据记录位置信息213。

下次可记录位置(下面记作NWA)表示由轨道内最终数据记录位置信息213表示的物理扇区的下一物理扇区的位置。或者，在信息记录媒体100以某一ECC簇为最小单位执行数据记录的情况下，NWA表示包含由轨道内最终数据记录位置信息213表示的物理扇区的ECC簇的下一ECC簇的开头位置。

若用算式来表示，则如(式1)所示。

(式1)

(a)LRA≠0时，

NWA＝N×(Floor(LRA/N)+1)

N：包含于ECC簇中的物理扇区数量(例如N＝32)

(b)LRA＝0时，

NWA＝(对应轨道的开始位置)

其中，Floor(x)为x以下的最大整数值。

在下面的说明中，假设NWA表示ECC簇的开头位置。

将处于可记录数据的状态下的轨道称为开放轨道。

开放轨道的轨道序号包含于图2A所示的区段管理信息200中的标题信息201中(例如第1开放轨道序号203、第2开放轨道序号204等)。

另一方面，将不是开放轨道的轨道称为关闭轨道。

例如，不存在未记录区域的轨道、或用户指示的轨道为关闭轨道。

与开放轨道不同，关闭轨道的轨道序号未存储在区段管理信息200中的标题信息210内。

禁止向关闭轨道记录数据。

通过调查开放轨道序号与轨道管理信息210中的轨道内最终数据记录位置信息213，可知道信息记录媒体100上的未记录区域。

在将本发明适用于BD-R标准的情况下，开放轨道表示开放SRR。另外，关闭轨道表示关闭SRR。

另外，在一次写型信息记录媒体100中，通过管理已记录的ECC簇，可执行在信息记录媒体上的任意位置(物理地址)中记录数据的一种随机记录。

为了实现这种随机记录，需要管理信息记录媒体100上的空区域和管理最终数据记录位置。

在本实施方式中，使用图2C所示的空区域管理信息220和记录在盘管理信息区域104、105中的盘管理信息，实现这种管理。

在执行随机记录的情况下，在盘管理信息区域104中记录图2C所示的空区域管理信息220。

图2C表示空区域信息220的数据构造。空区域信息220包含标题信息221、管理对象区域信息222和空区域信息223。

标题信息221具有空区域管理信息220的识别符等一般的信息。

管理对象区域信息222包含：对包含由空区域管理信息220管理未记录/已记录状态的扇区之用户数据区域108中的区域进行指定的信息。例如，管理对象区域信息222包含该区域的开始位置或该区域的长度。

空区域信息223包含：表示包含于构成管理对象的区域中的各ECC簇是未记录还是已记录的信息。例如，对各ECC簇各分配1比特的数据，若该ECC簇为未记录，则例如设定“0”，若为已记录，则例如设定“1”，由此可管理针对对象区域的全部ECC簇的空状况。

记录在盘管理信息区域104中的盘管理信息包含图3所示的盘构造信息1100。盘构造信息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域108内最后记录数据的位置的物理地址。

盘构造信息1100还包含：关于盘构造信息1100整体的一般信息1101；表示最新的交替管理信息列表1000在盘管理信息区域104、105内的位置信息的交替管理信息列表位置信息1102；表示用户区域108的开始位置的用户区域开始位置信息1103；表示用户区域108的终端位置的用户区域终端位置信息1104；盘管理信息区域信息1107b；以及表示内周交替区域106和外周交替区域107的容量或可用于交替的区域的交替区域信息1105和交替区域管理信息1108。

通过使用盘管理信息区域信息1107b，可对每个信息记录媒体变更盘管理信息区域的容量。并且，通过使用盘管理信息区域信息1107b，从而可在内周交替区域106或外周交替区域107中改变上述暂时盘管理信息区域的容量。

通过使用交替区域信息1105，可对每个信息记录媒体改变交替区域的容量。例如，可将内周交替区域106或外周交替区域107的容量指定为0。

交替区域管理信息1108包含表示内周交替区域106、外周交替区域107中下次可利用的位置的下次可使用位置信息。

在各交替区域中，与轨道一样，按序记录。各交替区域中的下次可使用位置信息实现与轨道中的NWA相同的功能，从由下次可使用位置信息表示的位置开始，依次执行向各交替区域记录新的数据。

盘构造信息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在盘管理信息区域104、105内的位置信息；和空区域管理信息位置信息1110，表示最新的空区域管理信息220在盘管理信息区域104、105内的位置信息。

如上所述，使用区段管理信息200或空区域管理信息220之一均可管理信息记录媒体100上的物理扇区的空状况。由此，也可以根据用途来选择使用区段管理信息200或空区域管理信息220之一。或者，同时使用两者。这种涉及空区域管理方式的信息包含于盘构造信息1100的记录种类信息1106中。

盘管理信息区域105是如下情况下使用的扩展区域，故下面省略详细说明，该情况为：为了提高信息记录媒体100的可靠性，而记录盘管理信息区域104中所记录的盘管理信息的复制，或者当更新盘管理信息等时不能全部存储在盘管理信息区域104中。另外，记录在交替区域等中的暂时盘管理信息等也一样。

在图1C所示的实例中，由文件系统来执行记录在用户数据区域108上的用户数据的管理。文件系统执行管理的空间被称为卷空间109。

向卷空间分配了多个逻辑扇区。各逻辑扇区由称为逻辑扇区序号(下面记作LSN)的地址信息进行识别。

在下面的说明中，作为构成文件系统的卷/文件构造，记录在信息记录媒体100中的描述符或指针、元数据分区或元数据文件等只要没有特别详细的记载，就具有ISO/IEC13346标准或UDF(Universal Disk Format)标准规定的数据构造。当然，也可以使用其它文件系统。

另外，图1A-图1C所示的信息记录媒体100作为具有1个记录层的信息记录媒体进行了说明，但也存在具有两个以上记录层的信息记录媒体。

图4表示具有两个记录层的信息记录媒体100b的数据构造。

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媒体100基本相同的构造。即，导入区域101设置在第1层的最内周侧，导出区域103a设置在第2层的最内周。并且，在第1层的最外周设置外周区域103b，在第2层的最外周设置外周区域103c。导入区域101、外周区域103b、导出区域104a、外周区域103c分别包含盘管理信息区域104、105、104a、105a。

另外，如图4所示，设置交替区域106、106a、107、107a。各交替区域的容量如上所述，可按每个信息记录媒体进行变更。另外，也可在各交替区域中设置追加的暂时盘管理信息区域。另外，将用户数据区域108、108a处理为具有连续逻辑地址的逻辑上的一个卷空间。

通过上述，可将具有多个记录层的信息记录媒体处理为逻辑上具有一个记录层的信息记录媒体。下面，说明具有一个记录层的信息记录媒体，但这些说明也可适用于具有多个记录层的信息记录媒体。因此，仅在需要特别说明的情况下，才适当说明具有多个记录层的信息记录媒体。

1-2.模拟重写记录

下面，参照图5A和图5B说明交替信息。

所谓交替信息是指包含交替管理信息(或缺陷列表条目)的交替管理信息列表(或缺陷列表)，该交替管理信息包含：表示信息记录媒体上产生了缺陷的簇(缺陷簇)的位置的交替源位置信息、和表示交替该缺陷簇的代替簇的位置的交替目的地位置信息。

另外，本发明可在用户数据区域中记录代替簇。

并且，本发明使用交替信息来实现一次写型信息记录媒体中的模拟重写记录。

如图1B所示，数据区域102包含内周交替区域106、用户数据区域108以及外周交替区域107。

内周交替区域106和外周交替区域107中的至少一部分被用作执行记录在用户数据区域108上的数据代替记录的区域。

例如，在用户数据区域108上存在缺陷簇的情况下，内周交替区域106和外周交替区域107中的至少一部分被用作记录交替了该缺陷簇的代替簇的区域。

或者，内周交替区域106和外周交替区域107中的至少一部分被用作记录后述的模拟重写记录中的更新后数据的区域。

与检验处理一起实施对交替信息和交替区域进行组合的交替记录。

所谓检验处理是如下处理，即：在记录数据之后，再现该数据，比较记录的数据与再现的数据，调查是否正确地记录了数据。将该一连串处理称为写后检验(verify after write)处理。

在检验处理时产生错误的情况下，即在未正确记录数据的情况下，实施交替记录。即，将缺陷簇交替为代替簇，将数据记录在代替簇中。

将该代替簇记录在内周交替区域106(或外周交替区域107)或用户数据区域108内。

所谓模拟重写记录是如下方法，即不改变记录了数据的表观上的逻辑地址，将实际记录数据的物理地址映射到其它场所。

并且，在对已记录的逻辑地址指示了数据的重写的情况下，在该重写之前，将新数据记录在记录了数据的物理地址之外的其它物理地址上的ECC簇中，并执行重写前的ECC簇与记录了新数据的代替簇的映射。

将该模拟重写记录中的代替簇记录在交替区域或用户数据区域内。

作为执行这种映射用的交替信息，使用图5A所示的交替管理信息列表1000。

利用这种映射处理，可实现实际上不重写数据、但可模拟重写数据的状态。下面，将这种记录方法称为模拟重写记录。

图5A表示作为本发明交替信息的交替管理信息列表1000的数据构造。交替管理信息列表1000被用于执行缺陷簇的位置与代替簇的位置的映射。交替管理信息列表1000包含标题信息1001、多个交替管理信息1010(交替管理信息#1、#2、#3...)。

标题信息1001包含交替管理信息列表1000中所包含的交替管理信息的数量。交替管理信息包含表示上述映射的信息。

图5B表示交替管理信息1010的数据构造。交替管理信息1010包含状态信息1011、交替源位置信息1012、交替目的地位置信息1013。

状态信息1011包含涉及上述映射的状态信息。例如，表示交替管理信息1010的种类或属性、交替源位置信息1012和交替目的地位置信息1013的有效、无效状态等。

交替源位置信息1012表示交替源的信息(例如缺陷簇)的位置。

交替目的地位置信息1013表示交替目的地的信息(例如代替簇)的位置。

另外，在模拟重写记录的情况下，通过由交替源位置信息1012指示重写前的ECC簇的位置，由交替目的地位置信息1013指示重写后的ECC簇的位置，由此执行映射。

这里，登录在交替管理信息1010中的交替源位置信息1012与交替目的地位置信息1013也可以使用对应的ECC簇的开头扇区的物理地址(例如PSN)。这是因为在缺陷管理和模拟重写记录中，以ECC簇为单位进行映射。

在现有的线性替换(replacement)中，将代替簇记录在交替区域中。由此，始终对交替目的地位置信息1013设定交替区域内的ECC簇的位置信息。

另一方面，在本发明中，代替簇不限于交替区域，也可记录在用户数据区域中。因此，可对交替目的地位置信息1013设定表示交替区域内的ECC簇位置的信息、或表示用户数据区域内的ECC簇的位置的信息。

另外，交替目的地位置信息1013可指示记录在两个区域之一中的ECC簇，所以为了判断交替目的地位置信息1013指示交替区域内的ECC簇、还是交替目的地位置信息1013指示用户数据区域内的ECC簇，而对状态信息1011设置其判断信息。

1-3.记录再现装置

图6表示本发明实施方式的信息记录再现装置300的构成。

信息记录再现装置300包含主机装置305和驱动装置310。

主机装置305例如可以是计算机系统或电脑。

驱动装置310可以是记录装置、再现装置、记录再现装置之一。也可以将信息记录再现装置300整体称为记录装置、再现装置、记录再现装置。

主机装置305包含系统控制部301与存储器电路302。主机装置305还可包含硬盘驱动器等磁盘装置304。主机装置305内的构成要素经I/O总线303进行相互连接。

系统控制部301例如由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执行文件系统的卷构造/文件构造的记录、再现、后述的元数据分区/文件构造的记录、再现、文件的记录、再现、导入/导出区域的记录、再现等处理的控制或运算。

存储器电路302用于卷构造、文件构造、元数据分区/文件构造及文件的运算或暂时保存等。

驱动装置310包含驱动控制部311、存储器电路312与记录再现部314。驱动装置310内的构成要素经内部总线313相互连接。

驱动控制部311例如由驱动器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执行盘管理信息区域或交替区域的记录、再现、模拟重写记录、再现等处理的控制或运算。

图6所示的系统控制部301或驱动控制部311也可由LSI等半导体集成电路来实现，或由通用处理器与存储器(例如ROM)实现。

在存储器(例如ROM)中存储了计算机(例如通用处理器)可执行的程序。该程序表示上述和后述的本发明的再现处理和记录处理，计算机(例如通用处理器)根据该程序，执行本发明的再现处理和记录处理。

存储器电路312用于涉及盘管理信息区域或交替区域的数据和传输到驱动装置310的数据的运算或暂时保存等。

1-4.记录处理步骤(1)

下面，参照图7，说明本实施方式的执行格式化处理后的信息记录媒体100上的数据构造。

向用户数据区域108分配轨道#1401、轨道#2402、轨道#3403。

向用户数据区域108分配了卷空间109。向卷空间109内分配了卷构造区域410、物理分区420与卷构造区域411。

物理分区420内包含UDF标准版本2.5或之后的版本规定的元数据分区430。

物理分区420内记录了元数据文件440。在以后的说明中，为了简化，省略涉及作为元数据文件440的复制的元数据镜像文件的说明，但当然也可以记录元数据镜像文件。

另外，记录了表示元数据文件440在物理分区420中的记录位置的文件条目(FE)、即FE(元数据文件)441。

将表示用户数据文件的记录位置或容量的FE、或目录文件等文件构造的信息全部配置在元数据分区430、即元数据文件440内。

图7中，仅记录了根目录，因此，在元数据文件440中仅记录了文件集合描述符(FSD)443和FE(根)442。另外，为了简化对目录文件的说明，采取包含于各FE内的形式。

另外，设此刻处于不执行任何交替记录的状态。元数据分区430中的空区域管理也可以如UDF标准版本2.5规定的那样，利用元数据位图(未图示)来执行。

或者，也可以使元数据分区430的空区域仍保持未记录，而利用轨道#1的LRA405来执行元数据分区430中的空区域管理。

轨道的分配方法不限于图7所示，例如也可以分配更多的轨道。另外，用户数据区域的最末尾的轨道是可追加新轨道的状态，也可以在必要的时刻追加轨道。

下面，参照图8A所示的流程图，说明本发明中的数据记录步骤。

这里，设将数据文件(File-a)记录在信息记录媒体100中。

此外，向信息记录媒体100的用户数据区域108分配了多个逻辑地址与多个物理地址，设该多个逻辑地址与该多个物理地址的对应关系被事先确定。

该多个逻辑地址分别由例如逻辑扇区序号(LSN)或逻辑块地址(LBA)表示。

该多个物理地址分别由例如物理扇区序号(PSN)或物理块地址(PBA)表示。另外，设向用户数据区域108分配至少一个轨道。

(步骤S101)在记录数据文件(File-a)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例如在将信息记录媒体100加载到驱动装置310时执行。

例如，驱动控制部311从信息记录媒体100的盘管理信息区域104(或盘管理信息区域105)中读出最新的盘管理信息。

为了根据该盘管理信息，确定表示分配给用户数据区域108的多个逻辑地址和多个物理地址的对应关系之初始逻辑地址-物理地址映射，取得图3的用户数据区域开始位置信息1103、用户数据区域终端位置信息1104、交替区域信息1105等。

之后，驱动控制部311根据初始逻辑地址-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取得包含于盘管理信息中的轨道管理信息。

(步骤S102)驱动控制部311从主机装置305接收记录指示。记录指示包含表示应记录数据的位置的逻辑地址。该逻辑地址例如由逻辑扇区序号(LSN)或逻辑块地址(LBA)表示。记录指示可包含表示应记录单一数据的位置的单一逻辑地址，或包含表示应分别记录多个数据的多个位置的多个逻辑地址。

包含于记录指示中的逻辑地址，例如，根据表示在特定轨道内继而可记录数据的位置的逻辑地址(即逻辑NWA)，由主机装置305确定。

例如响应于从主机装置305至驱动装置310的请求，从驱动装置310向主机装置305输出逻辑NWA。

通过根据初始逻辑地址-物理地址映射，变换根据上述(式1)确定的NWA，由此得到逻辑NWA。这种变换由驱动控制部311执行。NWA和逻辑NWA的确定步骤在后述的实施方式2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)之后，执行必要的文件系统信息的生成或更新。例如，系统控制部301对存储器电路302执行对数据文件(File-a)的FE(File-a)的生成、或对作为数据文件(File-a)的母目录的根目录进行更新。

通过从主机装置305向驱动装置310输出记录指示，将如上所述生成的对数据文件(File-a)的FE(File-a)或更新后的根目录记录在信息记录媒体100中，并反映最新文件系统信息。

另外，主机装置305在必要时，使用规定指令，询问驱动装置310是否残留了用于执行交替记录的未记录区域等。

另外，从主机装置305输出到驱动装置310的指示也可以是SCSI多媒体指令等标准化后的指令。

例如，逻辑NWA的请求或记录指示也可以分别是读出轨道信息(READ TRACK INFORMATION)指令或写入(WRITE)指令。

(步骤S103)驱动控制部311根据初始逻辑地址-物理地址映射，将步骤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根据对应于该记录指示中包含的逻辑地址的物理地址和盘管理信息中包含的轨道管理信息210(图2B)，确定分配给用户数据区域108的至少一个轨道中的一个轨道(开放轨道)。

驱动控制部311根据该确定的轨道的LRA213，确定表示该确定的轨道内继而可记录数据的位置的物理地址(即NWA)。该NWA例如是根据上述(式1)确定的下次可记录地址。

另外，NWA的确定可在步骤S104中执行，但也可以在其它步骤中执行。例如，也可以在上述数据记录的准备处理中事先执行。

这里，通过使用LRA213算出NWA，由此可不必将NWA的信息保存在轨道管理信息中，即可简化轨道管理信息的数据构造。

(步骤S105)驱动控制部311确定对应于该记录指示中包含的逻辑地址的物理地址是否比NWA小。

在确定为对应于该记录指示中包含的逻辑地址的物理地址比NWA小的情况下，将该记录指示确定为是对用户数据区域108中的已记录区域的记录指示。即，确定为记录指示的数据记录是模拟重写记录。此时，处理前进到步骤S106。否则，处理前进到步骤S108。

(步骤S106)驱动控制部311确定应记录的数据。在信息记录媒体100中的数据记录单位是ECC簇的情况下，驱动控制部311将由记录指示指定的数据确定为应记录的数据。例如，在由记录指示指定的数据的记录位置和容量与ECC簇边界一致的情况下，改写ECC簇整体，所以将由记录指示指定的数据本身确定为应记录的数据。

在不一致的情况下，驱动控制部311执行后述的读、更改、写处理。此时，驱动控制部311将在读、更改、写处理过程中得到的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确定的应记录的数据的记录位置。具体而言，驱动控制部311将对应于该记录指示中包含的逻辑地址的物理地址所示位置以外的特定位置、即用户数据区域108中的特定位置确定为由步骤S106确定的应记录数据的记录位置。

这里，该特定位置也可以是步骤S104中确定的轨道内的NWA。

或者，该特定位置也可以是与步骤S104中确定的轨道不同的开放轨道内的NWA。此时，该开放轨道内的NWA最好表示这样的位置，该位置最接近由对应于记录指示中包含的逻辑地址的物理地址所表示的位置。

(步骤S108)驱动控制部311确定对应于该记录指示中包含的逻辑地址的物理地址是否等于NWA。在确定为对应于该记录指示中包含的逻辑地址的物理地址等于NWA的情况下，将该记录指示确定为是对NWA所示的位置的记录指示。即，确定为记录指示的数据记录是补写(新记录)。此时，处理前进到步骤S109。否则，处理前进到步骤S111。

(步骤S109)驱动控制部311确定应记录的数据。具体而言，驱动控制部311将由记录指示指定的数据确定为应记录的数据。

此时，驱动控制部311判断由记录指示指定的数据终端是否与ECC簇边界一致。在不一致的情况下，插入填充数据(例如全部为00h的数据)，使数据的终端与ECC簇边界一致，并确定为应记录的数据。

(步骤S110)驱动控制部311确定由步骤S109确定的应记录的数据的记录位置。具体而言，驱动控制部311将由对应于该记录指示中包含的逻辑地址的物理地址所示的位置(即由NWA所示的位置)确定为由步骤S109确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执行向确定的记录位置的记录处理。

在步骤S105的判定为‘是’的情况下，驱动控制部311控制记录再现部314，以将步骤S106中确定的应记录数据记录在步骤S107中确定的记录位置上。

在步骤S108的判定为‘是’的情况下，驱动控制部311控制记录再现部314，以将步骤S109中确定的应记录数据记录在步骤S110中确定的记录位置上。

并且，驱动控制部311通过对记录的数据执行检验处理，确定该数据的记录是否成功。在该数据的记录成功的情况下，处理前进到步骤S113。

在该数据的记录失败的情况下，分配内周交替区域106等交替区域和用户数据区域108的任一区域中的未记录区域作为代替簇，并在该代替簇中记录数据。

在该数据的记录最终成功之后，处理前进到步骤S113。

上述步骤S106和步骤S112的处理也可通过读、更改、写处理(下面称为RWM处理)实现。

在RMW处理中，首先，驱动控制部311控制记录再现部314，以再现记录在ECC簇中的数据，该ECC簇包含：位于由对应于记录指示所包含的逻辑地址的物理地址所示的位置上的物理扇区，将从该ECC簇再现的数据存储在存储器电路312中(读处理)。

在执行该再现处理的时刻，可交替记录再现目的地的ECC簇。因此，驱动控制部311控制记录再现部314，以参照交替管理信息列表1000，必要时再现记录在交替目的地的ECC簇中的数据。参照交替管理信息列表1000的数据再现步骤如后所述。

其次，驱动控制部311将从ECC簇再现的数据中的、记录在位于对应于记录指示中所包含的逻辑地址的物理地址所示的位置上的物理扇区中的数据、置换成记录指示所指定的数据(更改处理)。结果，得到更新后的ECC簇的数据。

驱动控制部311在步骤S106实施读处理和更改处理。

图8B表示图8A所示的步骤S106中执行读处理和更改处理时实施的步骤。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确定是否已将包含由记录指示指定的位置的ECC簇交替为代替簇。这种确定例如通过检索交替管理信息列表1000来执行。

当发现将记录指示所指定的位置表示为交替源的交替管理信息1010时，确定为已交替为代替簇，处理前进到步骤S152A。否则，处理前进到步骤S152B。

也可以保持步骤S151的判定结果，作为内部变量的值，在其它步骤中需要时，通过参照该内部变量的值，确定是否已将包含由记录指示指定的位置的ECC簇交替为代替簇。由此，可避免重复执行相同的处理。例如，在步骤S151的判定结果为‘是’的情况下，保持“1”，作为该内部变量的值，在步骤S151的判定结果为‘否’的情况下，保持“0”，作为其内部变量的值。

(步骤S152A)驱动控制部311确定是否需要RMW处理。例如，在由记录指示指定的数据位置和尺寸与ECC簇边界一致的情况下，驱动控制部311确定为不需要RWM处理；在由记录指示指定的数据位置和尺寸与ECC簇边界不一致的情况下，驱动控制部311确定为需要RWM处理。

在确定为需要RMW处理的情况下，处理前进到步骤S153，否则，处理前进到步骤S157。

与步骤S151一样，也可以保持步骤S152A的判定结果，作为内部变量的值，在其它步骤中需要时，参照该内部变量的值，确定是否必需RMW处理。

(步骤S152B)驱动控制部311确定是否必需RMW处理。步骤S152B的处理与步骤S152A的处理相同。

在确定为必需RMW处理的情况下，处理前进到步骤S154，否则，处理前进到步骤S157。

(步骤S153)驱动控制部311控制记录再现部314，以代替包含由记录指示指定的位置的ECC簇，再现记录在步骤S151发现的交替管理信息1010所示的代替簇中的数据，并将再现的数据存储在存储器电路312中。

(步骤S154)驱动控制部311控制记录再现部314，以对记录在包含由记录指示指定的位置的ECC簇中的数据进行再现，并将再现的数据存储在存储器电路312中。

(步骤S155)驱动控制部311用记录指示所指定的数据来置换所再现的数据，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在信息记录媒体100中的数据。

(步骤S157)驱动控制部311将由记录指示指定的数据确定为应记录在信息记录媒体100中的数据。

如上所述，完成读处理和更改处理。

第3，驱动控制部311控制记录再现部314，以将更改处理中得到的更新后的ECC簇的数据记录在最初的ECC簇的位置上(写处理)。驱动控制部311在步骤S112中实施写处理。

但是，在本发明中，由于信息记录媒体是一次写型媒体，所以实际上不能记录在最初的ECC簇的位置上。

其中，分配内周交替区域106等交替区域和用户数据区域108中任一区域的未记录区域作为代替簇，在该代替簇中记录更新后的数据。

并且，驱动控制部311通过对记录后的数据执行检验处理，确定该数据的记录是否成功。在该数据的记录成功的情况下，处理前进到步骤S113。

在数据记录失败的情况下，分配内周交替区域106等交替区域和用户数据区域108中任一区域的未记录区域并作为再一代替簇，并在进一步的代替簇中记录数据。

在该数据的记录最终成功之后，处理前进到步骤S113。

在由记录指示指定的区域对应于ECC簇整体的情况下，由于改写全部ECC簇，所以不需要上述读处理。

(步骤S113)驱动控制部311对应于步骤S112的处理，生成交替管理信息1010，将该交替管理信息存储在存储器电路312中。例如，在步骤S112中，驱动控制部311在控制记录再现部314以将数据记录在由对应于该记录指示中包含的逻辑地址的物理地址所示的位置以外的特定位置、即用户数据区域108中的特定位置中时，驱动控制部311生成将对应于该记录指示中所包含的逻辑地址的物理地址映射到表示该特定位置的物理地址的交替管理信息1010。

也可以通过检索现有的交替管理信息列表1000，确定是否在现有的交替管理信息列表1000中发现了交替管理信息1010，该交替管理信息1010具有：与对应于记录指示中所包含的逻辑地址的物理地址相同的交替源位置信息1012。

在发现的情况下，驱动控制部311更新该交替管理信息1010，以将表示该特定位置的物理地址设定为新的交替目的地位置信息1013。

在未发现的情况下，驱动控制部311生成新的交替管理信息1010，将该新的交替管理信息1010追加到交替管理信息列表1000中。

接着，驱动控制部311执行交替管理信息列表1000的重新排列。例如，驱动控制部311也可以对状态信息1011执行交替管理信息列表1000的重新排列，之后，对交替源位置信息1012的物理地址执行交替管理信息列表1000的重新排列。

如此，生成包含将对应于记录指示所包含的逻辑地址之物理地址映射到表示该特定位置的物理地址的交替管理信息1010的新交替管理信息列表1000。

(步骤S114)驱动控制部311更新盘管理信息，以反映上述记录动作。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为了反映最新的记录状态，更新对应于记录了数据的轨道的轨道管理信息210内的LRA213。

并且，驱动控制部311生成包含新交替管理信息列表1000或轨道管理信息210等更新后信息的新的盘管理信息。另外，为了表示新交替管理信息列表1000或轨道管理信息210在信息记录媒体100上的最新记录位置，设定包含于新的盘管理信息中的交替管理信息列表位置信息1102或区段管理信息位置信息1109。

驱动控制部311控制记录再现部314，以在信息记录媒体100上的规定区域(例如暂时盘管理信息区域)中记录新的盘管理信息。如此，将盘管理信息更新为最新的状态。

另外，也可以在数据记录结束之后，驱动装置310将上述记录动作的结果通知给主机装置305。所谓记录动作的结果例如是表示数据记录成功或数据记录失败的信息。

在规定定时将这种通知发送给主机装置305。例如，也可在步骤S108结束时或步骤S112中产生错误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之前将这种通知发送给主机装置305。例如，驱动装置310也可以从主机装置305接收记录指示，在能够正确解释该记录指示的时刻，将表示记录结束的通知发送给主机装置305亦可。

另外，在上述交替记录处理中，也可以从交替源的ECC簇的位置起、沿PSN变大的方向检索未记录区域。在这种检索中，若发现了未记录区域，则分配该未记录区域，作为代替簇。

另外，也可以首先在包含交替源簇的轨道内检索未记录区域，之后，从该轨道起，沿PSN变大的方向，依次检索各轨道内的未记录区域。

当仍未发现未记录区域而未记录区域的检索到达用户数据区域108的终端时，也可以在承接该用户数据区域108的区域、即外周交替区域107检索未记录区域。

并且，当仍未发现未记录区域而未记录区域的检索到达交替区域107的终端时，也可以从信息记录媒体100内周侧的规定位置(例如内周交替区域106的开头、用户数据区域108的开头、或距离这些开头规定距离的位置)起、PSN变大地检索未记录区域。

在数据记录步骤的步骤S105和步骤S108中，通过比较对应于记录指示中包含的逻辑地址的物理地址与NWA，确定该数据记录是模拟重写记录还是补写。

可利用这种比较处理来确定该数据记录是模拟重写记录还是补写是因为，信息记录媒体100是一次写型信息记录媒体，并且对该一次写型信息记录媒体执行按序记录的缘故。

本发明所述的、使用了用户数据区域的交替记录也可以适用于改写型光盘。但是，在改写型光盘的情况下，为了确定该数据记录是重写记录还是补写(或新记录)，必需更复杂的处理步骤。这是因为，在改写型光盘的情况下，光盘上的任意场所均可随机改写的缘故。

如上述实施方式所示，若驱动装置执行改写型光盘上的空区域管理，则如背景技术的说明所述，例如必需利用SDL来管理对应于改写型光盘上的全部ECC簇的交替管理信息。而且，向某个改写型光盘上的用户数据区域中的某个场所记录数据是重写记录还是新记录，例如必需检索全部交替管理信息列表1000，并判断是否已记录完成。同样，为了知道是否未将某个ECC簇用作代替簇，必需检索全部交替管理信息列表1000。这种处理的处理量随着交替管理信息列表1000的容量而增大，对于容量日渐增大的光盘而言是较大的课题。

另一方面，在本发明中，由于是一次写型信息记录媒体，按序记录，所以保证在某个轨道内，具有比NWA小的地址值的区域已全部记录完成。

由此，利用步骤S105和108的比较处理，无论交替管理信息列表1000的容量如何，均可以简单执行数据记录是模拟重写记录还是补写的确定。另外，由于代替簇也只要从NWA之后的位置选择即可，故可容易地选择。

另外，在一次写型光盘的随机记录方式中执行模拟重写记录的情况也与改写型光盘的情况一样。

并且，在一次写型光盘的随机记录方式的情况下，必需上述空区域管理信息220等特别的构造。与按序记录方式的空区域管理相比，随机记录方式的空区域管理信息220对驱动控制部311的处理负荷大幅度增大。

尤其是在按序记录方式下，可将开放轨道的数量限制到不损害对文件系统的便利性的程度(例如最大为4个)。

此时，开放轨道的数量取决于文件系统的构造，即便光盘的容量增加也不受影响，但另一方面，随机记录的空区域管理信息220随着光盘的容量增加，其容量也增加，处理负荷增大。

即，对于容量日渐增加的光盘而言，在按序记录方式下执行模拟重写方式的本发明的效果非常大。

另外，为了确定是模拟重写记录还是补写，根据包含于最新的轨道管理信息210中的LRA213与(式1)来确定NWA是发明的特征。

通过将利用数据记录更新后的LRA213记录在盘上，而将信息记录媒体100加载到驱动装置310上时，发现最新的LRA213的时间变快。

通过使用LRA213来算出NWA，不必将NWA的信息保存在轨道管理信息中，即可简化轨道管理信息的数据构造。

若不根据本发明，则为了确定是模拟重写记录还是补写，例如需要如下步骤。

即，必须确定包含对应于记录指示中包含的逻辑地址之物理地址的轨道，从该轨道的开头依次调查ECC簇，并判断是否已记录。

若记录指示的位置的ECC簇已记录完成，则确定为是模拟重写记录。

这种处理尤其是在轨道的容量变大时，导致处理量也变大，不理想。

另一方面，根据本实施方式，不管轨道的容量如何，均能够较容易地确定是模拟重写记录还是补写。

另外，通过使LRA213包含于轨道管理信息210内，在驱动器10接收到记录指示时，确定记录目的地的轨道，并可容易地确定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媒体100上的数据构造。

图9中，说明数据文件(File-a)460，作为数据文件的一例。设在数据文件(File-a)460中，在上述记录步骤中检测出缺陷簇#1与缺陷簇#2。

因此，设将包含表示将缺陷簇#1交替为代替簇#1的交替管理信息、和表示将缺陷簇#2交替为代替簇#2的交替管理信息的盘管理信息记录在盘管理信息区域104中。

如图9所示，将代替簇#1记录在交替区域106中，将代替簇#3记录在用户数据区域108中。

并且，数据文件(File-a)460在执行了该记录之后，利用模拟重写记录，更新内容。

具体而言，更新簇#2和更新簇#4的部分相当于基于模拟重写记录的更新部分。

设将利用模拟重写记录更新后的新数据分别记录在作为代替分配了更新簇#2和更新簇#4的代替簇#2和代替簇#4中，将对应的交替信息记录在盘管理信息区域104中。

如图9所示，将代替簇#2分配给交替区域106，将代替簇#4分配给用户数据区域108。

1-5.再现处理步骤(1)

参照图10的流程图来说明文件的再现处理。这里，以再现图9所示的数据文件(File-a)460的动作为例进行说明。

(步骤S201)在数据再现之前，驱动控制部311执行数据再现的准备处理。这种数据再现的准备处理例如在将信息记录媒体100加载到驱动装置310上时执行。例如，驱动控制部311从信息记录媒体100的盘管理信息区域104(或盘管理信息区域105)中读出盘管理信息。

驱动控制部311为了确定表示分配给用户数据区域108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，从该盘管理信息中取得用户数据区域开始位置信息1103、用户数据区域终端位置信息1104、和交替区域信息1105等。

之后，驱动控制部311根据初始逻辑地址-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发出再现指示，再现记录在信息记录媒体100的规定位置(例如LSN＝256)上的AVDP。

另外，AVDP是由UDF标准确定的、构成文件系统信息起点的数据构造，记录在卷构造区域410和卷构造区域411中。

(步骤S203)接着，系统控制部301从AVDP中取得记录在卷构造区域410中的主卷描述符串410A的位置信息。系统控制部301再向驱动装置310发出指示，再现主卷构造410A。

系统控制部301进一步从再现的主卷描述符串410A中，依次读出数据构造，取得FE(元数据文件)411的位置信息(LSN)。

(步骤S204)接着，系统控制部301执行文件构造的再现。为了再现文件构造，系统控制部301根据取得的FE(元数据文件)441的位置信息(LSN)，对驱动装置301执行再现指示，再现FE(元数据文件)411。

这里，系统控制部301根据取得的FE(元数据文件)441的信息，获得元数据文件440的位置信息，并可访问元数据文件440。

(步骤S205)之后，利用通常的UDF标准的再现步骤，按FSD433、FE(根)442、FE(File-a)443、数据文件(File-a)460的顺序，执行再现(省略说明目录文件的再现)。

在上述再现处理的各步骤中，从主机装置305向驱动装置310输出再现指示。驱动装置310的驱动控制部311从主机装置305接收再现指示，根据该再现指示执行再现处理。

再现指示包含表示应再现数据的位置的逻辑地址。逻辑地址例如由逻辑扇区序号(LSN)表示。或者，逻辑地址也可以由逻辑块地址(LBA)表示。再现指示例如是READ指令。

驱动控制部311根据初始逻辑地址-物理地址映射(例如参照图12)，将包含于再现指示中的逻辑地址变换为物理地址。

其次，驱动控制部311通过检索交替管理信息列表1000，确定是否在交替管理信息列表1000中发现了交替管理信息1010，该交替管理信息1010具有与对应于再现指示中包含的逻辑地址之物理地址相同的交替源位置信息1012。

在发现的情况下，驱动控制部311参照该交替管理信息1010的交替目的地位置信息1013，控制记录再现部314，以从该交替目的地位置信息1013所示的位置起再现数据。

在未发现的情况下，驱动控制部311控制记录再现部314，以从对应于再现指示中包含的逻辑地址之物理地址所示的位置开始再现数据。将如此再现的数据返回到主机装置305。

1-6.记录处理步骤(2)

图11表示交替管理信息1010B的数据构造。交替管理信息1010B表示图5B所示的交替管理信息1010的不同实施方式。

在图11的交替管理信息1010B中，作为状态信息1011，包含如下3个信息。如图11所示，将该3个信息设为Flag1、Flag2、Flag3。

Flag1是交替管理信息1010B的分类用信息，包含表示该交替信息用于代替记录还是用于指示缺陷簇的信息。

Flag2是涉及交替管理信息1010B管理的代替簇的记录位置的信息，并包含表示在交替区域中或无交替目的地、或在用户数据区域中的信息。

Flag3是涉及交替管理信息1010B所管理的簇的数量的信息，包含表示该交替信息对应于单个簇或对应于连续的多个簇的信息。在对应于连续的多个簇的情况下，Flag3还包含表示是对应于连续区域的开始位置还是对应于结束位置的信息。

下面，根据图11来说明本发明的详细记录步骤。

下面，必要时使用图11右端列的记号来表示交替管理信息的种类。例如，具有第1行的Flag1＝1(代替用)、Flag2＝0(向交替区域的代替)、Flag3＝00(单个簇)等状态信息1011的交替管理信息表述为交替管理信息(1)。

图12是本发明的信息记录媒体100上的、物理地址空间与逻辑地址空间的数据构造的示例图。

另外，图12还示出从主机装置305观察时的表示在信息记录媒体100上的位置的逻辑地址，即逻辑扇区序号(LSN)、与表示在信息记录媒体100上的实际位置的物理地址，即物理扇区序号(PSN)在初始状态下的对应关系。将这种对应关系称为初始逻辑地址-物理地址映射(图中用虚线箭头示出。以下同样。)。

图12所示的一个行对应于一个ECC簇。图12中，物理地址(PSN)与分配给该物理地址的逻辑地址(LSN)示于相同行中。

图12中，将PSN和LSN的值示为从对应的ECC簇的开头扇区至终端扇区的PSN和LSN的值。

这里，将1个ECC簇由32个扇区构成的情况作为例子，但也可以是其它构成。

PSN被分配给内周交替区域106、外周交替区域107和用户数据区域108。

另外，设从用户数据区域108的开头分配轨道。在图12的状态下，由于完全未记录数据，所以LRA500指示用户数据区域108的开头。

另一方面，LSN仅被分配给用户数据区域108(或卷空间109)。

主机装置305使用该LSN，指定信息记录媒体100上的特定逻辑扇区，并进行记录或再现的指示。

驱动装置310根据初始逻辑地址-物理地址映射，将从主机装置305接收到的LSN变换为PSN，并根据得到的PSN，访问物理扇区或ECC簇。

在下面说明的代替记录中，根据初始逻辑地址-物理地址映射，在需要与该对应关系不同的逻辑地址-物理地址映射时，使用交替管理信息1010。

图12中的PSN或LSN的值不过是用于说明的实例，实际的值因信息记录媒体100的构成或容量的不同而不同。

如上所述，盘管理信息或交替区域的容量可变，但这些容量在利用来自主机装置305的指示等执行的格式化处理时被确定。在格式化处理之后，用户数据区域108的开始和结束位置不变化。

初始逻辑地址-物理地址映射可根据包含于盘管理信息中的盘构造信息1100的信息(具体而言为用户数据区域开始位置信息1103、用户数据区域终端位置信息1104、交替区域信息1105等)、利用规定的运算等唯一确定。

参照图12～图17B，说明图11所示的交替管理信息1010B的使用实例。

首先，说明从图12的状态向图13A的状态的变化。

主机装置305指示在LSN＝0的位置新记录数据“A”。

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

之后，驱动装置310检验记录的数据。这里设检验成功。

并且，主机装置305指示在LSN＝0的位置上模拟重写记录数据“A1”。

接收到该记录指示的驱动装置310根据初始逻辑地址-物理地址映射，将LSN＝0变换为PSN＝1100，在PSN＝1100的位置上执行RMW处理。之后，在交替区域106中的PSN＝100的位置上记录数据“A1”。

此时，由驱动装置310生成交替管理信息511。对交替管理信息511的交替源设定作为数据“A”的记录位置的PSN＝1100，对交替管理信息511的交替目的地设定作为数据“A1”的记录位置的PSN＝100。根据图11来设定交替管理信息511的状态信息1011。

交替管理信息511对应于图13A中的实线箭头。箭头的起点表示交替源，箭头的端部表示交替目的地(以下同样)。

图13A中，主机装置305还指示在LSN＝2的位置上记录数据“B”。

若设在数据“B”的记录中检验失败，则将数据“B”记录在内周交替区域106内的PSN＝132的位置上。

对应于该交替记录，生成交替管理信息512。对交替管理信息512的交替源设定PSN＝1032，对交替管理信息512的交替目的地设定PSN＝132。交替管理信息512的状态信息1011也一样，根据图11来设定。

上述记录后的数据配置与交替管理信息列表如图13A和图13B所示。在图13B的交替管理信息列表1000A中使用了交替管理信息(1)。

另一方面，图14A和图14B是用于说明使用交替管理信息(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”。根据该记录指示，驱动装置310在PSN＝1164的位置上记录数据“C”。这里，若设检验的结果为错误，则分配用户数据区域108内的未记录区域(PSN＝1196)，将数据“C”代替记录在PSN＝1196的位置上。

根据该结果，生成交替管理信息513。

并且，主机装置305指示在LSN＝128的位置上记录数据“D”，之后，指示记录数据“D1”。

若设数据“D1”记录后的检验失败，则将数据“D1”代替记录在PSN＝1292的位置上。

此时，生成交替管理信息514。

另外，PSN＝1260构成无代替目的地的缺陷簇，生成对应的交替管理信息515。

并且，若设主机装置305在LSN＝128的位置上指示了记录数据“D2”的模拟重写，则将数据“D2”代替记录在PSN＝1324的位置上。

此时，生成交替管理信息514A。另一方面，由于不需要交替管理信息514，所以从交替管理信息列表1000中删除。

以上记录处理之后，将LRA更新到500B的位置。

另外，交替管理信息列表1000B(图14B)对状态信息1011中的Flag1执行重新排列，接着，对交替源位置信息1012的PSN值执行重新排列。

图15A和图15B是用于说明使用交替管理信息(5)、(6)时的状态图。

这里，主机装置305指示在LSN＝256～X1的位置上记录数据“E”。

此时，若设检验失败，将数据“E”代替记录在PSN＝x2～x3的位置，则生成交替管理信息516和交替管理信息517。各个交替管理信息表示相当于代替记录的开始位置的ECC簇的开头PSN和相当于结束位置的ECC簇的开头PSN。

在图16A和图16B中，主机装置305还指示在LSN＝257～X1的位置模拟重写记录数据“E1”。

此时，将数据“E1”记录在图15A中作为未记录区域的PSN＝x4～x5的位置上。

之后，生成交替管理信息516A，作为表示该交替的开始点的信息，生成交替管理信息517A，作为表示代替记录的结束点的信息。

此刻，由于不需要交替管理信息516、517，所以从交替管理信息列表中删除。

图15A和16A中，设代替记录目的地全部在用户数据区域108内，但当然也可以在交替区域106内。此时，使用交替管理信息(2)、(3)。

如参照图8A所说明的那样，将更新后的交替管理信息列表记录在盘管理信息区域中。

1-7.再现处理步骤(2)

当再现按上述方式记录的数据时，执行如下处理。

在数据再现之前，驱动控制部311执行数据再现的准备处理。这种数据再现的准备处理例如与上述步骤S201一样。

另外，例如在图13A的状态下，若从主机装置305执行LSN＝32的数据“B”的再现指示，则驱动装置310根据初始逻辑地址-物理地址映射，得到PSN＝1132。

驱动装置310从最新的交替管理信息列表1000中，检索出具有PSN＝1132的交替管理信息，作为交替源。

这里，由于发现交替管理信息512，所以从中取得交替目的地的PSN＝132。

驱动装置310根据PSN＝132，再现数据“B”，并作为LSN＝32的再现数据返回到主机装置305。

即便主机装置305指定的LSN发生了变化，驱动装置310侧的处理也相同。根据初始逻辑地址-物理地址映射，将接收到的LSN变换为PSN，若发现对应的交替管理信息，则根据代替簇，再现数据。若未发现对应的交替管理信息，则根据PSN原样执行再现即可。

如上所述，在信息记录媒体100的模拟重写记录中，可不浪费地将用户数据区域用作交替目的地。

1-8.记录处理步骤(3)

图18表示与上述交替管理信息1010或交替管理信息1010B同样的交替管理信息的不同构成例，即DFL条目2010。

包含于DFL条目2010中的状态1 2011A和状态2 2011B、缺陷簇开头PSN 2012、代替簇开头PSN2013分别与上述状态信息1011、交替源位置信息1012、交替源位置信息1013相同。

这里，与参照图5B所说明的一样，缺陷簇开头PSN 2012与代替簇开头PSN 2013也可以使用对应的ECC簇的开头扇区的物理地址(例如PSN)进行表示。这是因为在缺陷管理和模拟重写记录中，按ECC簇单位来执行映射。

这里，状态1 2011A至少包含与交替管理信息1010B中的Flag1和Flag2相同的信息。即，例如在状态1 2011A的值为“1000”的情况下，该交替信息表示无交替目的地(相当于Flag2＝0，无交替目的地的情况)。此时，对代替簇开头PSN 2013设定“0”。

另一方面，在存在交替目的地的情况下，对状态1设定“0000”(相当于Flag2＝0，有交替目的地的情况)。

状态2 2011B至少包含与交替管理信息1010B中的Flag3一样的信息。

即，例如在状态22011B的值为“0000”的情况下，该交替信息对应于单个簇(相当于Flag3＝00)。

同样，在状态2的值例如为“0001”的情况下，该交替信息对应于包含多个簇的连续区域的开始簇之开头扇区的位置(相当于Flag3＝01)。另一方面，在为“0010”的情况下，对应于包含多个簇的连续区域的终端簇之开头扇区的位置(相当于Flag3＝10)。

该DFL条目2010可适用于全部实施方式。

下面，参照图18所示的DFL条目2010的数据构造与图19A的流程图，进一步详细说明使用上述图8A说明的步骤S113中的对交替管理信息的处理例。

这里，假设在图8A的步骤S112中执行向用于模拟重写记录的交替目的地进行记录，并前进到步骤S113的情况。

(步骤S301)首先，判断该模拟重写记录是第1次重写记录、还是第2次或之后的重写记录。

可通过对例如最新的交替管理信息列表，检索DFL条目2010来进行，该DFL条目2010具有图8A的步骤S103中得到的、包含对应于记录指示中包含的逻辑地址之物理地址的ECC簇的开头PSN值，作为缺陷簇开头PSN2012的值。

该最新的交替管理信息列表例如在步骤S101(图8A)中从盘管理信息区域再现，并保持在存储器电路312中。

在交替管理信息列表中未发现该交替管理信息(例如DFL条目2010)的情况下，作为第1次模拟重写记录，处理前进到步骤S302。

在交替管理信息列表中发现了该交替管理信息的情况下，作为是第2次模拟重写记录，处理前进到步骤S304。

另外，模拟重写记录是第1次重写记录、还是第2次或之后的重写记录的判断也可以在其它步骤中事先执行。例如，也可以在步骤S106中执行。也可以保持此时的判断结果，在步骤S301中使用。

(步骤S302)在第1次交替记录的情况下，执行如下处理。

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条目2010。

(步骤S303)接着，对该DFL条目2010设定值。

即，对状态1 2011A设定适当的值。例如，若是存在交替目的地的交替记录，则设定“0000”。

之后，对缺陷簇开头PSN2012，设定位于对应于记录指示中包含的逻辑地址的物理地址上的ECC簇的开头PSN的值。

接着，对代替簇开头PSN2013设定在之前的交替记录中、实际记录了数据的代替簇的开头PSN的值。

并且，对该DFL条目2010的状态2 2011B设定适当的值。例如，若是单个簇的交替记录，则设定“0000”。

(步骤S304)在第2次之后的交替记录的情况下，执行如下处理。

即，为了执行对之前步骤中发现的DFL条目2010的更新处理，而前进到步骤S305。

(步骤S305)首先，将该DFL条目2010的状态1 2011A更新为适当的值。例如，若是存在交替目的地的交替记录，则设定“0000”。

之后，将代替簇开头PSN2013更新为：在之前的交替记录中、实际记录了数据的代替簇的开头PSN的值。即，设定新的交替目的地。

就缺陷簇开头PSN2012而言，由于是对相同ECC簇的第2次之后的交替记录，所以不需变更，只要保持相同值即可。

并且，将该DFL条目2010的状态2 2011B更新为适当的值。例如，若是单个簇的交替记录，则设定“0000”。

(步骤S306)通过以上处理，执行交替管理信息列表的更新。即，追加新的DFL条目2010或更新现有的DFL条目2010的值。

执行交替管理信息列表的重新排列。该重新排列例如对状态12011A执行重新排列。并且，按缺陷簇开头PSN 2012、状态22011B、代替簇开头PSN 2013的顺序执行重新排列。

如上所述，图8A的步骤S113为结束。将这里得到的、最新的交替管理信息列表补写到(暂时)盘管理信息区域中。

上述处理例中，说明执行了用于模拟重写记录的交替记录的情况，但这同样可适用于基于缺陷簇发生的交替记录。

但是，如背景技术中参照图33A和图33B所说明的那样，在现有的一次写型光盘的缺陷管理中，每当产生交替记录时，都残留现有的交替管理信息，并追加新的交替管理信息。

若将这种方法适用于本实施方式所示的那样将用户数据区域用作交替目的地的记录方法，则每当产生交替记录时，交替管理信息都增加，交替管理信息列表的容量变大，所以在驱动装置等的安装上不理想。

尤其是就现有的一次写型光盘的缺陷管理而言，未再次交替被暂时交替的簇，但在如本实施方式所示的那样执行模拟重写记录的情况下，可多次成为交替记录的对象。因此，有可能交替管理信息列表的容量变得非常大。

另外，在交替管理信息列表中存在多个具有相同缺陷簇开头PSN2012的值的交替管理信息，为了得到最新的交替管理信息，还需要追加处理或构成。

就改写型光盘的缺陷管理而言，对于全部的交替目的地簇，无论是否已用作交替目的地，均设置了交替管理信息。

若将这种方法适用于本实施方式所示的将用户数据区域用作交替目的地的方法，则最初需要非常大量的交替管理信息，安装上仍不理想。

另一方面，根据使用图19A的方法，只要仅生成并管理必要的最低限度的缺陷管理信息即可，也可以容易地发现最新的交替管理信息。

1-9.记录处理步骤(4)

参照图19B来进一步详细说明数据记录步骤中的交替管理信息的处理例。

图19B所示的各步骤包含于图8A所示的步骤S113中。在下面的说明中，参照图18所示的交替管理信息的一例，即DFL条目2010的数据构造。

这里，假设在图8A的步骤S112中执行对用于模拟重写记录的交替目的地的记录，并前进到步骤S113的情况。

(步骤S601)驱动控制部311确定由记录指示所指定的区域在物理地址空间中是否是连续区域。

例如，驱动控制部311根据记录指示所指定的记录位置与记录指示所指定的应记录的数据容量，确定物理地址空间上的区域的尺寸。在如此确定的物理地址空间上的区域的尺寸比一个ECC簇的尺寸大的情况下，驱动控制部311确定为记录指示所指定的区域在物理地址空间中是连续区域。

在步骤S601的判定结果是‘是’的情况下，处理前进到步骤S602。在步骤S601的判定结果是‘否’的情况下，处理前进到步骤S603。

(步骤S602)驱动控制部311确定步骤S112中实际记录了数据的区域在物理地址空间中是否是连续区域。

例如，当步骤S112中实施了记录处理的区域的尺寸等于由记录指示所指定区域的尺寸时，驱动控制部311确定为步骤S112中实际记录了数据的区域在物理地址空间中是连续区域。

在步骤S602的判定结果是‘是’的情况下，处理前进到步骤S604。在步骤S602的判定结果是‘否’的情况下，处理前进到步骤S603。

(步骤S603)驱动控制部311执行例如参照图19A说明的处理。

(步骤S604)驱动控制部311确定模拟重写记录是第1次重写记录、还是第2次或之后的重写记录。

例如，通过检查最新的交替管理信息列表，根据是否在交替管理信息列表中发现了第1DFL条目2010(状态2 2011B＝“0001”)与第2DFL条目2010(状态2 2011B＝“0010”)进行上述确定，其中该第1DFL条目2010具有表示与步骤S601中确定的连续区域相同的区域的交替源位置信息。

在交替管理信息列表中未发现该第1DFL条目2010与第2DFL条目2010的情况下，作为第1次模拟重写记录，处理前进到步骤S605。

在交替管理信息列表中发现了该第1DFL条目2010与第2DFL条目2010的情况下，作为第2次模拟重写记录，处理前进到步骤S607。

(步骤S605)驱动控制部311生成新的第1DFL条目2010与新的第2DFL条目2010，并将它们存储在存储器电路312中。

(步骤S606)驱动控制部311对第1和第2DFL条目2010设定值。

对第1DFL条目2010的状态1 2011A设定表示是存在交替目的地的交替记录的“0000”。

对第1DFL条目2010的缺陷簇开头PSN2012设定包含由记录指示所指定的区域的开始位置之ECC簇的开头PSN的值。

对第1DFL条目2010的交替簇开头PSN2013，设定包含实际记录了数据的连续区域的开始位置之ECC簇的开头PSN的值。

对第1DFL条目2010的状态2 2011B设定表示是连续区域的开始位置的“0001”。

对第2DFL条目2010的状态1 2011A设定表示是存在交替目的地的交替记录的“0000”。

对第2DFL条目2010的缺陷簇开头PSN2012设定包含由记录指示所指定的区域的终端位置之ECC簇的开头PSN的值。例如，根据对应于记录指示中包含的逻辑地址的物理地址与应记录的数据的数据长度，求出由记录指示指定的区域的终端位置。

对第2DFL条目2010的交替簇开头PSN2013，设定包含实际记录了数据的连续区域的终端位置之ECC簇的开头PSN的值。

对第2DFL条目2010的状态2 2011B设定表示是连续区域的终端位置的“0010”。

(步骤S607)驱动控制部311对步骤S604中发现的第1和第2DFL条目2010执行更新处理。具体而言，该更新处理通过在步骤608中对第1和第2DFL条目2010设定值来执行。

(步骤S608)驱动控制部311对第1和第2DFL条目2010设定值。

对第1DFL条目2010的交替簇开头PSN2013设定包含实际记录了数据的连续区域的开始位置之ECC簇的开头PSN的值。即，设定新的交替目的地区域的开始位置。

就第1DFL条目2010的缺陷簇开头PSN2012而言，不必变更，只要保持相同值即可。这是因为，是对相同ECC簇的第2次之后的交替记录的缘故。

对第2DFL条目2010的交替簇开头PSN2013设定包含实际记录了数据的连续区域的终端位置之ECC簇的开头PSN的值。即，设定新的交替目的地区域的结束位置。

就第2DFL条目2010的缺陷簇开头PSN2012而言，不必变更，只要保持相同值即可。这是因为，是对相同ECC簇的第2次之后的交替记录的缘故。

(步骤S609)通过上述处理，执行交替管理信息列表的更新。即，将新的第1和第2DFL条目2010追加到交替管理信息列表中。或者，更新交替管理信息列表内的现有的第1和第2DFL条目2010的值。

执行交替管理信息列表的重新排列。该重新排列例如按更新管理信息的状态1 2011A的顺序来执行。并且，重新排列按缺陷簇开头PSN2012、状态2 2011B、交替簇开头PSN2013的顺序执行。

如上所述，图8A的步骤S113是结束。将这里得到的、最新的交替管理信息列表补写到(暂时)盘管理信息区域中。

另外，上述处理例中，说明执行了用于模拟重写记录的交替记录的情形，但这也可以同样适用于基于缺陷簇的发生而进行的交替记录。

用图20A～图24B来进一步说明记录处理步骤。

图20A与图13A等一样，表示信息记录媒体100上的物理地址空间与逻辑地址空间。图20A中，示出在格式化处理之后，在LSN＝0的位置上记录了数据“A0”的状态。在物理地址空间中，在PSN＝1000的位置上记录了数据“A0 ”。

此时，LSN＝0与PSN＝1000维持了初始逻辑地址-物理地址映射的关系。

因此，图20B所示的、对应于图20A的交替管理信息列表不包含交替管理信息，仅包含标题信息1001。

下面，设在图20A的状态下，从主机装置305指示在LSN＝0的位置记录数据“A1”。图21A示出执行了该记录之后的状态。

如图21A所示，由于PSN＝1000的位置已记录完成，所以数据“A1”例如被交替到用户数据区域中的PSN＝1132的位置。

由于此时的交替记录是第1次交替记录，所以根据用图19A说明的步骤S302之后的步骤，将图21B所示的DFL条目2100A追加到交替管理信息列表中。

之后，设在图21A的状态下，从主机装置305指示在LSN＝0的位置记录数据“A2”。图22A示出执行了该记录之后的状态。

如图22A所示，由于PSN＝1000已记录完成，所以数据“A2”例如被交替到用户数据区域中的PSN＝1164的位置。

由于此时的交替记录是第2次交替记录，所以根据用图19A说明的步骤S304之后的步骤，如图22B所示，更新DFL条目2100A，形成DFL条目2100B。(即不追加DFL条目。)

接着，设在图22A的状态，从主机装置305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”。图23A示出执行了该记录之后的状态。

如图23A所示，设当将数据“B0”记录在PSN＝1196的位置上时，检验处理为错误。

此时，将数据“B0”例如交替到外周交替区域107中的PSN＝x10。

由于此时的交替记录是第1次交替记录，所以根据用图19A说明的步骤S302之后的步骤，如图23B所示，追加DFL条目2101A。

另一方面，若设数据“C0”记录之后的检验成功，则交替管理信息列表不变化。

下面，设在图23A的状态下，从主机装置305指示在LSN＝128-192的位置记录数据“C1”。图24A示出执行了该记录之后的状态。

如图24A所示，由于PSN＝1228-1292的位置已记录完成，所以将数据“C1”交替到例如用户数据区域中的PSN＝1324-1388的位置上。

由于此时的交替记录是第1次交替记录，所以根据用图19A说明的步骤S302之后的步骤，如图24B所示，追加DFL条目2102A和2103A。

这里，由于该交替记录是从连续区域2200(PSN＝1228-1292)至连续区域2201(PSN＝1324-1388)的交替记录，所以如上所述，使用表示交替区域的开头的DFL条目2102A、和表示结束位置的DFL条目2103A。

即，本发明的驱动装置310在将连续区域2200交替到用户数据区域108中的连续区域2201的模拟重写中，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交替管理信息(DFL条目2102A)、以及将连续区域2200的结束位置映射到连续区域2201的结束位置的第2交替管理信息(DFL条目2103A)。

这里，尽管执行了3个ECC簇大小的连续区域的交替记录，但仅追加两个DFL条目。这是通过利用DFL条目2102A和DFL条目2103A映射用户区域中的交替目的地并作为连续区域所得到的效果。

就连续区域的交替而言，当然也可以在第2次之后更新现有的DFL条目。

(实施方式2)

2-1.NWA确定处理步骤

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(下面记作逻辑NWA)的确定方法。

在本实施方式中，通过如下步骤来确定逻辑NWA。

首先，确定包含由LRA所示的物理扇区的ECC簇的下一ECC簇。该ECC簇是下一记录ECC簇。记录ECC簇的开头物理扇区为下次可记录位置，由该物理地址表示的下次可记录位置是上述NWA。

逻辑NWA的值是根据初始逻辑地址-物理地址映射，将该NWA表示的PSN的值变换为LSN后所得到的值。

下面，用几个具体例进行说明。

在图12的状态下，由于LRA500指示用户数据区域108的开头，所以此刻物理地址空间中的NWA是PSN＝1100。由于对PSN＝1100的LSN是LSN＝0，所以逻辑NWA＝0。

图13A中，主机装置305从驱动装置310得到逻辑NWA＝0，指示在LSN＝0上记录数据“A”。

另外，在记录数据“A”之后，轨道#1的LRA是指包含PSN＝1100的ECC簇，所以其NWA是PSN＝1132。由此，逻辑NWA＝32。此时，主机装置305对逻辑NWA＝32指示记录数据“B”。

在记录数据“B”之后，由于轨道#1的LRA是指包含PSN＝1132的ECC簇内的物理扇区，所以其NWA是PSN＝1164。所以逻辑NWA＝64。

上述逻辑NWA的确定方法的特征在于确定逻辑NWA，以维持初始逻辑地址-物理地址映射的关系。即，先根据轨道内的LRA确定NWA之后，利用初始逻辑地址-物理地址映射得到逻辑NWA，所以新的数据记录不需要交替管理信息1010B。

图14A中，尽管实际的最新逻辑NWA对应于LRA500B，但有时主机装置305也会保持对LRA501B的值，以作为逻辑NWA。

这种状态在如下情况下产生，即：由驱动装置310执行向PSN＝1292的位置之后的记录，并作为独立于主机装置305的动作，另外，主机装置305未从驱动装置310取得最新的逻辑NWA。

若设在该状态下，主机装置305记录指示新的数据，则向对应于LRA501B的逻辑NWA发出记录指示，但实际的数据被驱动装置310记录到PSN＝1336的位置。

由于该记录变为交替记录，所以需要新的交替管理信息。

另一方面，主机装置305若从驱动装置310取得对应于最新的LRA500B的逻辑NWA之后、执行新数据的记录指示，则其记录不构成交替记录，不需要新的交替管理信息。

图15A和图16A也一样，各图中，有时主机装置305会保持对LRA501C的值，作为逻辑NWA，但实际的最新LRA分别是LRA500C和LRA500D。

由此，期望主机装置305在记录新数据之前，取得最新的逻辑NWA。

综上所述，在主机装置305指示记录新数据时、例如图8A的步骤S102之前，输出从驱动装置310取得最新的逻辑NWA用的请求。另一方面，接收到该请求的驱动装置310通过上述步骤，将根据LRA和NWA确定的逻辑NWA返回到主机装置305。

接收到逻辑NWA的主机装置305根据该值，执行下面的记录指示。

通过这种动作，在新数据的记录中不需要交替管理信息1010B，仅在执行了交替记录时才需要交替管理信息1010B。

结果，可抑制交替管理信息列表1000的数据量增加，取得数据记录再现时的处理量的降低、存储器量的减少、信息记录媒体100上的数据容量的减少等效果。

(实施方式3)

3-1.记录处理步骤(1)

在上述实施方式2的NWA确定方法中，产生未使用某个LSN的状况。

例如图14A中，若从主机装置305或文件系统看，则LSN＝96的位置的逻辑扇区是一次也未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，将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，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，也与其它通常的逻辑扇区一样，分配LSN，之后的逻辑扇区的LSN也未变化是上述实施方式中的NWA确定处理步骤的特征。

对这种未记录逻辑扇区执行记录指示的情况与上述实施方式一样，执行模拟重写记录。例如，考虑如下处理。

这里，设在图14A的状态下，产生对LSN＝96的位置的数据“F”的记录指示。

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

若比较PSN＝1196与NWA，则可知PSN＝1196已记录完成。

此时，与上述其它实施方式一样，执行模拟重写记录。

因此，驱动装置310在NWA所示的位置(此时为PSN＝1336)记录数据“F”，还生成交替管理信息518。

通过这种处理，执行对LSN＝96的位置的记录。结果，LSN＝96不是未记录逻辑簇，而构成通常的逻辑簇。

其中，通过初始逻辑地址-物理地址映射与PSN＝1336的位置相关联的LSN＝256-287的位置重新变为未记录逻辑簇。

并且，若执行数据“G”的记录，则变为图17A和图17B的状态。

3-2.再现处理步骤(1)

图14A中，LSN＝224的位置的逻辑簇是未记录逻辑簇。

利用初始逻辑地址-物理地址映射与LSN＝224的位置的未记录逻辑簇对应的物理簇为PSN＝1324的位置。

PSN＝1324位置的物理簇还利用交替管理信息514，与PSN＝1228的位置的物理簇相关联。

另外，PSN＝1228的位置的物理簇根据初始逻辑地址-物理地址映射，与LSN＝128的位置的逻辑簇映射。

即，PSN＝1228的位置的物理簇被分配了LSN＝128位置的逻辑簇、和LSN＝224位置的未记录逻辑簇等两个逻辑簇。

下面，说明这两个逻辑簇被分配给一个物理簇的状态下、执行再现时的步骤。

首先，从主机装置305向LSN＝128位置的逻辑簇发出再现指示，则首先驱动装置310根据初始逻辑地址-物理地址映射将接收到的LSN变换为PSN(称为再现目的地PSN)。

这里，再现目的地PSN为PSN＝1228。若对交替管理信息列表检索具有PSN＝1228作为交替源的交替管理信息，则将发现交替管理信息514A。

之后，再现交替管理信息514A所示的代替簇、即PSN＝1324位置的物理簇。

另一方面，在对LSN＝224的位置的逻辑簇发出再现指示后，根据初始逻辑地址-物理地址映射，得到PSN＝1324的值，作为再现目的地PSN。但是，即便对交替管理信息列表检索具有作为交替源的PSN＝1324的交替管理信息也未发现。

驱动装置310根据PSN＝1324来再现数据。

利用这种再现处理，即便在对逻辑上一次也未记录数据的未记录逻辑扇区发出再现指示的情况下，也可以从对应的物理扇区再现数据。

由此，若从主机侧的文件系统等看，则对于信息记录媒体100上的区域，没有例外的区域，不必在该系统构成中安装复杂的错误处理，可利用简单的安装来构筑系统。

在对未记录逻辑扇区执行再现指示时，若从上述对应的物理簇执行数据的再现，则会再现本来不应再现的数据。当这种数据再现在系统构成上不合适时，也可以使用如下的再现步骤。

即，当再现数据时，根据初始逻辑地址-物理地址映射，将再现指定的LSN变换为PSN，对具有将所得到的PSN作为交替管理信息列表1000中的交替源位置信息1012的交替管理信息1010B进行检索。

一旦发现对应的交替源位置信息1012，则与上述其它实施方式一样，从交替目的地位置信息1013所示位置的ECC簇再现数据。

若未发现，则接着以交替目的地位置信息1013作为对象，对具有对应于再现指定的LSN的PSN值的交替源位置信息1012进行检索。

若发现对应的交替目的地位置信息1013，则判断为由该交替目的地位置信息1013指示的ECC簇已经作为代替簇进行了记录。

此时，驱动装置310不从该ECC簇再现数据，代之以从主机装置305返回规定的值、例如全部为0的值，作为再现数据。

通过这种再现处理，即便在对未记录逻辑扇区发出了再现指示的情况下，也可以从对应的物理扇区再现适当的数据。

在参照图10说明的再现处理的各步骤中，驱动装置310从主机装置305接收了再现指示时执行这种再现处理。

3-3.NWA确定步骤的比较

与上述实施方式不同，说明未产生未记录逻辑扇区的NWA确定步骤。

在本NWA确定步骤中，管理逻辑LRA，在作为逻辑LRA相邻位置的逻辑NWA上记录新的数据。

此时，利用初始逻辑地址-物理地址映射，将表示逻辑NWA的LSN变换为PSN(设为PSN-1)。

设对于该逻辑NWA，实际记录数据的ECC簇是包含LRA213所示的PSN的ECC簇的下一ECC簇，即NWA(将表示该NWA的位置的PSN设为PSN-2)。

执行将该PSN-1设为交替源、将PSN-2设为交替目的地的交替记录。

此时，由于管理逻辑NWA，所以使用图25所示的轨道管理信息3210的不同实施方式。

由图25的轨道管理信息3210来重新定义轨道内最终数据记录逻辑位置信息3214。

轨道内最终数据记录位置信息213用于管理基于PSN的逻辑地址空间中的最终记录位置，相反，轨道内最终数据记录逻辑位置信息3214用于管理基于LSN的逻辑地址空间中的最终记录位置。

驱动装置310可通过参照轨道内最终数据记录逻辑位置信息3214，确定每个轨道的逻辑NWA。

轨道内最终数据记录逻辑位置信息3214的更新方法如下所示。

即，设定0，作为轨道内最终数据记录逻辑位置信息3214的初始值。之后，从主机装置305接收到记录指示的驱动装置310接收记录位置，作为LSN。在接收到的LSN比轨道内最终数据记录逻辑位置信息3214大的情况下，利用该LSN来更新轨道内最终数据记录逻辑位置信息3214。

通过这种处理，可将轨道内最终数据记录逻辑位置信息3214保持在最大值。

图26A中示出利用上述NWA确定步骤、按与图13A、图14A、图17A相同的顺序执行数据“A”、“B”、“C”、“D”、“F”、“G”的记录时的数据构造。

图26B中，登录了全部缺陷簇，作为交替管理信息(7)。其中，也可以从交替管理信息列表1000F中删除这些交替管理信息(7)。通过删除，可减小交替管理信息列表1000F中的容量。

这里，若比较图17B与图26B各自的交替管理信息列表1000E与1000F，则交替管理信息列表1000E中的交替管理信息数量变少。

若在删除交替管理信息(7)的状态下进行比较，则交替管理信息列表1000E中的交替管理信息数量更少。

由此，实施方式1或实施方式2中说明的、产生未记录逻辑扇区的NWA的确定方法与参照图26A说明的未发生未记录逻辑扇区的方法相比，在抑制交替管理信息列表的数据容量方面很理想。

在交替管理信息列表1000F中，通过残留交替管理信息(7)，从而可事先把握信息记录媒体100上的缺陷簇的分布，并应用于当再现时一边避开它们、一边先读取数据等处理的最优化。

(实施方式4)

本实施方式中进一步描述数据的记录步骤。

图27是表示本实施方式的在执行数据记录之前的信息记录媒体100之一例数据构造的图。图中，所示的位置表示ECC簇之间的边界。下面，在其它图中也一样。

说明在该状态下，从主机装置305向驱动装置310发出了数据“D1”4622与数据“E1”4623的记录指示时的记录步骤。

数据“D1”4622的记录指示例如是向已记录完成区域4600中的PSN＝a0位置进行模拟重写记录。

当执行记录指示时，主机装置305向驱动装置310请求逻辑NWA。

请求了逻辑NWA的驱动装置310根据LRA4610A确定NWA4611A，将对应于NWA4611A的逻辑NWA返回到主机装置305。

此时，主机装置305有时会对驱动装置310连续地执行向对应于PSN＝a0的LSN＝A0的数据“D1”4622的记录指示、以及向对应于NWA4611A(PSN＝a2)的LSN＝A2的数据“E1”4623的记录指示。

驱动装置310若按主机装置305的记录指示所示，按数据“D1”4622、数据“E1”4623的顺序执行记录指示，则记录结果如图28所示。

这里，数据“D1”4622的记录指示为向已记录完成区域4600的模拟重写记录。由此，将数据“D1”4622交替为NWA4611A(PSN＝a2)。之后，NWA4611A变为NWA4611B(PSN＝a3)。

利用该交替记录，PSN＝a2的位置变为已记录完成，所以数据“E1”4623进一步被交替为NWA4611B(PNS＝a3)。

如上所述，尽管主机装置305向对应于NWA4611A(PSN＝a2)的LSN＝A2发出了记录指示，但实际上记录在与之不同的位置(PSN＝a3)上。

由此，不仅会产生对数据“D1”4622A、还会产生对数据“E1”4223A的交替管理信息1010，导致交替管理信息列表1000的容量增加。

这种课题的原因在于由驱动装置实施了主机装置305未预期的交替记录。

即，在驱动装置实施了交替记录之后，根据来自主机装置305的进一步的记录指示，需要交替处理，使交替管理信息列表1000的容量增加。

另一方面，下面说明本实施方式的记录步骤中、未产生对数据“E1”4623的交替管理信息1010的方法。

在本实施方式中，设在图27的状态下主机装置305执行记录指示的情况下，先执行补写的记录指示。

之后，在补写的记录指示之后，执行重写记录的记录指示。这种记录步骤的结果构成图29的数据构造。

在主机装置305上动作的文件系统执行所有文件的更新或新制作的管理，所以可确定记录指示的顺序。

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

如上所述，由于主机装置305对NWA4611A(PSN＝a2)发出了记录指示，所以执行了记录指示的位置与实际记录的位置相同。由此，该记录不构成交替记录。

即，不生成对数据“E1”4623的交替管理信息1010，可防止交替管理信息列表1000的容量增加。

在数据“D1”4622的记录中，即便在图28和图29中任意一个的情况下，也需要相同的交替管理信息1010。在图28和图29中，仅数据“D1”4622的记录位置(即交替目的地的位置)改变，所需要的交替管理信息1010的数量未变化。

如上所述，本实施方式在主机装置305要执行重写记录与补写的情况下，通过对补写进行优先记录指示，可避免产生交替管理信息1010，并有效地减少交替管理信息列表1000的数据容量。

(实施方式5)

这里，考虑主机装置305按每个ECC簇的容量(例如64KB)分割某容量的数据，并按每个分割后的单位向驱动装置310依次执行记录指示的情形。

驱动装置310在连续记录了这些数据时，有时在某个记录位置存在缺陷簇，为了代替该缺陷簇，而使用邻接的ECC簇。

在这种情况下，在此后的记录位置之后，所有记录按每一簇、沿PSN较大的方向交替记录数据。

此时，每个记录单位都需要交替管理信息，在记录的数据容量大的情况下，必需大量的交替管理信息，交替管理信息列表1000的数据容量会变大。

因此，本实施方式中，对交替记录中交替管理信息列表1000的数据容量减少很有效。参照图30来说明驱动装置310执行的代替簇的记录目的地选择步骤。

图30中，例如通过主机装置305发出的记录指示，执行将交替源簇5700设为交替源的交替记录。

此时，利用如下步骤来确定交替目的地。

图30中，作为可分配代替簇的交替目的地，有未记录区域5601A(轨道#N5602中)、未记录区域5612(轨道#N+15610中)、未记录区域5622(轨道#N+25620中)、未记录区域5623(轨道#N+35630中)。

这里，调查从交替源簇5700的位置(例如交替源簇5700中的开头物理扇区)至交替目的地的候补位置(例如开放轨道的NWA位置)的距离。图30中，对于上述各交替目的地候补，分别为D13、D12、D10、D11。

这里，设各距离的值的大小关系为D13＞D12＞D11＞D10。

通过选择距离最近的(即D10的)未记录区域5622作为交替目的地，交替源至交替目的地的距离在此刻为最短，可使数据再现时访问时间最短。

但是，未记录区域5622与交替源位置5700一样，包含于轨道#N+2 5620中。由此，若设交替目的地为未记录区域5622，则如上所述，在从主机装置305执行了连续的记录指示的情况下，产生交替管理信息列表1000的数据容量增加的课题。

因此，在本实施方式中，特征在于，选择距离交替源簇最近的未记录区域作为交替目的地，但在该选择中，除去与交替源簇相同轨道内的未记录区域。

即，除去距离最近的未记录区域5622，将具有下一较近距离的(即D11的)未记录区域5632设为交替目的地。

由此，在从主机装置305对交替源簇5700执行记录指示时，驱动装置310在未记录区域5632的NWA位置记录交替目的地簇5710。

之后，生成并记录表示从交替源簇5700至交替目的地簇5710的映射的交替管理信息。

如参照步骤S107和S112(图8A)所说明的那样，本发明的驱动控制部311在执行模拟重写记录时，控制记录再现部314，以在用户数据区域108中的特定位置记录数据，该特定位置是由对应于接收到的记录指示中包含的逻辑地址的物理地址所示的位置以外的特定位置。

在本实施例中，该特定位置是与步骤S104(图8A)中确定的轨道不同的开放轨道内的NWA。

该开放轨道内的NWA表示距物理地址所示的位置最近的位置，该物理地址对应于记录指示中所包含的逻辑地址。

通过这种记录步骤，即便主机装置305进一步连续发出记录指示，即便向未记录区域5622执行新的数据记录，也不构成交替记录，不必追加交替管理信息。

从交替源至交替目的地的距离除相同轨道外最近。由此，可缩短数据再现中的访问时间。

也可以仅将具有比交替源簇大的PSN的未记录区域作为对象，调查距离，确定交替目的地。这是因为在一次写型信息记录媒体中，由于沿PSN增加的方向执行按序记录，所以沿PSN增加的方向交替记录可有效执行数据的存取。此时，若没有具有较大PSN的未记录区域，则只要将具有较小的P SN的未记录区域设为对象即可。

另外，在具有多个距离相等的未记录区域的情况下，期望选择PSN增加的方向。这是因为在一次写型信息记录媒体中，由于沿PSN增加的方向执行按序记录，所以沿PSN增加的方向交替记录可有效执行数据的存取。

交替源与交替目的地的距离也可以根据交替源与交替目的地的PSN值的差进行确定。或者，根据交替源与交替目的地的物理距离来确定。这是因为在信息记录媒体100中，有时PSN从内周侧开始螺旋状增加，所以PSN值的差与物理距离不一致。例如，尽管沿信息记录媒体100的半径方向邻接的ECC簇彼此物理上距离较近，但PSN值的差不是最小。

(实施方式6)

本实施方式进一步描述数据的记录步骤。

5-1.数据构造

已描述了将本发明的信息记录媒体100的用户数据区域102分割成最小的访问单位、即物理扇区，以由多个物理扇区构成的ECC簇为最小单位，执行数据的记录再现。

在各ECC簇和物理扇区中，除了用户数据外，还包含地址信息、或各种控制信息、属性信息(用户控制数据)。

这些信息还包括按物理扇区单位设定的信息，也包括按ECC簇单位设定的信息。

为了提高记录数据的可靠性，用户数据或用户控制数据在按ECC簇单位实施交织处理或加扰处理后，记录在信息记录媒体100上。

在本实施方式中，说明包含于ECC簇中的几个属性信息。

如图34所示，对本发明的ECC簇中包含的各物理扇区分别设定Flag-A、Flag-B、Flag-C等属性信息。

Flag-A为填充标记，表示记录在各物理扇区中的数据是从主机装置305提供的有效数据(Flag-A＝0)，还是驱动装置310为了埋入至ECC簇边界而记录的填充数据(例如全部为0的伪数据)(Flag-A＝1)。填充数据是无效数据的一例。

在从主机装置305记录指示的数据容量不是ECC簇容量的整数倍的情况下，驱动装置310插入填充数据，使所记录数据的容量与ECC簇的边界一致。

Flag-B是有效性标记，表示记录在各物理扇区中的数据是有效数据(Flag-B＝0)还是无效数据(Flag-B＝1)。

通常，由于非填充数据的各物理簇包含有效数据，所以Flag-B＝0，但例如在执行RMW处理时，有时为Flag-B＝1。

即，在用于交替记录的RMW处理中，有时不能再现某个物理扇区。

当存在这种不能再现的物理扇区时，对应的交替目的地的物理扇区中不存在应记录的数据。

如参照图8B所述，在RMW处理中，当从物理扇区再现了数据之后，需要再次使数据写回。从而，在图8B所示的步骤S153中，若从某个物理扇区再现失败，则不能使数据写回，会产生记录错误。

因此，在本实施方式中，驱动装置310的驱动控制部311在不存在应记录数据的交替目的地的物理扇区中，记录无效数据(例如00h等伪数据)。

驱动控制部311对记录了伪数据的物理扇区设定Flag-B＝1。Flag-B＝1表示未记录有效数据。

通过这种数据记录的步骤，可避免RMW处理中的错误发生。

Flag-C是更新性标记，是对代替簇中的各物理扇区设定的标记。

在包含于代替簇中的各物理扇区的数据是变更了来自交替源的数据的数据的情况下，设定Flag-C＝0，作为有更新。另一方面，在不执行变更，而原样记录了更新源的数据的情况下，设定Flag-C＝1，作为无更新。

并且，本实施方式的各ECC簇具有交替前位置信息，作为其属性信息之一。交替前位置信息的设定步骤细节如后所述。

在本实施方式中，对参照图11说明的状态信息1011进一步追加标志信息。

这里，如图35所示的交替管理信息1010C所示，作为Flag4，可判断交替源位置信息1012所指示的ECC簇中包含的数据种类。

这里，所谓数据种类是根据交替源位置信息1012所指的簇中包含的数据与交替目的地位置信息1013所指的簇中包含的数据之间的关系所确定的信息。

具体而言，第1数据种类相当于交替源位置信息1012表示缺陷簇的情况。设此时的Flag4的值例如为“00”。

第2数据种类相当于更新交替源位置信息1012所指的簇中包含的数据，利用模拟重写，在交替目的地位置信息1013所示的簇中记录了更新后的数据的情况。设此时的Flag4的值例如为“01”。

第3数据种类相当于与交替源位置信息1012所示的簇中包含的数据无关，利用模拟重写，在该位置上对交替目的地位置信息1013所指的簇记录了数据的情况。设此时的Flag4的值例如为“10”。

例如，根据上述实施方式，图13B所示的交替管理信息512相当于Flag4＝00。另外，图14B所示的交替管理信息514A或图39B所示的交替管理信息6200相当于Flag4＝01。图17B所示的交替管理信息518相当于Flag4＝10。

如交替管理信息6200所示，与Flag4相同的信息包含于上述图18所示的DFL条目2010中的情况下，例如只要包含于状态22011B中即可。例如，使状态2 2011B的值为“1000”的情况下对应于Flag4＝01的情况。

该Flag4在数据记录时被设定。例如在图8A的步骤S113中，设定Flag4的信息。或者，设定相当于Flag4的状态2 2011B。Flag4的设定步骤的细节如后所述。

5-2.记录处理步骤

参照图36A、图36B和图36C，说明本实施方式的数据记录的步骤。这里，设使用图6所示的信息记录再现装置300，将数据记录在信息记录媒体100上。

图36A表示图8B所示的步骤S156的处理的详细实例。图36A所示的各步骤由驱动装置310的驱动控制部311执行。

在图8B的步骤S156之前，利用图8B的步骤S153或步骤S154来实施读处理，之后，利用步骤S155来实施更改处理。

在步骤S153和步骤S154中，在再现成功的情况下，驱动控制部311将再现的数据保持在存储器电路312中，在交替源ECC簇中存在再现失败的物理扇区的情况下，驱动控制部311为了生成应记录在交替目的地ECC簇中的数据，将用于记录在对应于交替源ECC簇内再现失败的物理扇区的交替目的地ECC簇内的物理扇区中的无效数据、即伪数据插入到保持在存储器电路312中的数据中。

接着，在步骤S155中，利用记录指示所示的数据，更改保持在存储器电路132中的应记录数据。

将以上结果作为应记录数据，保持在存储器电路132中。

下面，详细说明图36A所示的各步骤。

(步骤S501)驱动控制部311确定应记录在信息记录媒体100上的数据。

(步骤S502)驱动控制部311设定保持在存储器电路312中的、从其开始记录的数据的属性信息。

在步骤S151(图8B)中判断为需要RMW处理的情况下，原样保持作为步骤S153或步骤S154中的再现结果所得到的属性信息的值。

在步骤S153与S154中，在交替源ECC簇中存在再现失败的物理扇区的情况下，作为应记录在交替目的地中的数据，插入无效数据，即伪数据，作为应记录在对应于交替源ECC簇内再现失败的物理扇区的交替目的地ECC簇内的物理扇区中的数据。在步骤S502中，对插入了无效数据的物理扇区所对应的Flag-B设定“1”。

在步骤S155(图8B)中，对实施了RMW处理的更改处理之后的物理扇区，设定Flag-C＝0。

(步骤S503)驱动控制部311设定保持在存储器电路312中的针对应记录数据的交替前位置信息。

在步骤S155(图8B)中，在确定为包含由记录指示所指定的位置的ECC簇未交替完成(即根据记录指示所执行的数据记录是第1次模拟重写记录)的情况下，对交替前位置信息设定表示交替源簇的地址的信息。交替源簇的地址表示由记录指示所指定的位置(例如，根据初始逻辑地址-物理地址映射，将由记录指示所指定的逻辑地址变换为物理地址，由包含该物理地址的ECC簇的开头PSN值表示的位置)。

在步骤S151(图8B)中，在确定为包含由记录指示所指定的位置的ECC簇已被交替为交替簇(即根据记录指示执行的数据记录是第2次之后的模拟重写记录)的情况下，对交替前位置信息设定表示已交替的交替簇地址的信息，以便指示之前的交替目的地簇。

该之前的交替目的地簇的地址例如已在步骤S151(图8B)中从交替管理信息中取得。

在上述步骤S502(图36A)中，在交替目的地簇中具有设定了Flag-B＝1的物理扇区的情况下，在图8A的步骤S113中，将管理该交替处理的交替管理信息的状态2 2011B设定为“1000”。

图36B表示图8B所示的步骤S157的处理的详细实例。图36B所示的各步骤由驱动装置310的驱动控制部311执行。

(步骤S506)驱动控制部311将由记录指示所指定的数据确定为应记录在信息记录媒体100上的数据。

(步骤S507)驱动控制部311设定保持在存储器电路312中的、对从其开始记录的数据的属性信息。

对包含于ECC簇的属性信息中的各标志设定规定的值。例如，设定Flag-A＝0、Flag-B＝0、Flag-C＝0。

将结果作为应记录的数据，保持在存储器电路312中。

(步骤S508)驱动控制部311设定保持在存储器电路312中的、对从其开始记录的数据的交替前位置信息。

该步骤与图36A的S503相同。

图36C表示图8A所示的步骤S109的处理的详细实例。图36C所示的各步骤由驱动装置310的驱动控制部311执行。

(步骤S511)驱动控制部311确定应记录的数据。具体而言，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。

此时，驱动控制部311判断由记录指示所指定的数据终端是否与ECC簇边界一致。在不一致的情况下，插入填充数据(例如全部为00h的数据)，使数据的终端与ECC簇边界一致，并确定为应记录的数据。

(步骤S512)驱动控制部311设定保持在存储器电路312中的、对从其开始记录的数据的属性信息。

对包含于ECC簇的属性信息中的各标志设定初始值。例如，设定Flag-A＝0、Flag-B＝0、Flag-C＝1。

其中，对步骤S511中记录了填充数据的物理扇区设定Flag-A＝1。

将结果作为应记录的数据，保持在存储器电路312中。

(步骤S512)驱动控制部311设定保持在存储器电路312中的、对从其开始记录的数据的交替前位置信息。

在本步骤中，对交替前位置信息设定表示非交替记录的信息。

例如设定全部为“0”的值。

5-3.再现处理步骤

参照图37，说明本实施方式的数据再现的步骤。这里，设使用图6所示的信息记录再现装置300，从信息记录媒体100再现数据。

图37所示的各步骤由驱动装置310的驱动控制部311执行。

(步骤S651)驱动控制部311接收再现指示。

(步骤S652)驱动控制部311根据初始逻辑地址-物理地址映射，将表示再现指示中包含的再现位置的逻辑地址变换为物理地址。

(步骤S653)驱动控制部311检索交替管理信息，该交替管理信息包括具有步骤S652中所得到的物理地址的ECC簇的开头PSN，并作为交替源。

若发现该交替管理信息，则处理前进到S654。若未发现该交替管理信息，则处理前进到S655。

(步骤S654)驱动控制部311设定步骤S653中发现的交替管理信息表示为交替目的地的物理地址，并作为再现位置。

(步骤S655)驱动控制部311设定物理地址并作为再现位置，该物理地址通过基于初始逻辑地址-物理地址映射来变换由再现指示所指定的逻辑地址而得到。

(步骤S656)驱动控制部311控制记录再现部314，以便根据此前的步骤中所设定的再现位置来再现数据。

驱动控制部311利用错误检测修正功能，确定再现是否成功。

在所有物理扇区的再现成功的情况下，结束再现处理。

在存在再现失败的物理扇区的情况下，处理前进到步骤S657。

(步骤S657)驱动控制部311确定是否能对再现失败的物理扇区再执行再现处理。

确定是否对再现失败的物理扇区设定Flag-B＝1。

在确定为设定Flag-B＝1的情况下，处理前进到步骤S659。此时，通过从交替前位置信息所示的位置执行数据再现的再执行，由此可从再现错误中恢复。

或者，在步骤S653中判断为有交替目的地的情况下，判断交替管理信息的Flag4是否为“01”(或状态2 2011B为“1000”)。当步骤S656的再现失败、不能再现Flag-B时，基于Flag4的判定尤其有效。

若判断为Flag4为“01”，则处理前进到S659。

在此外的情况下(还包含步骤S653中未判断为无交替目的地的情况)，处理前进到S658。

(步骤S658)驱动控制部311确定产生了再现错误。结果，再现处理结束。

(步骤S659)驱动控制部311设定交替前位置信息所示的物理地址，作为再现位置。

(步骤S660)驱动控制部311控制记录再现部314，以便根据此前的步骤中所设定的再现位置来再现数据。

利用错误检测修正功能，判断再现是否成功。

在成功的情况下，再现处理结束。此时，将从交替目的地簇内设定了Flag-B＝1的物理扇区所对应的物理扇区再现的数据输出到主机装置305。

在失败的情况下，处理前进到步骤S658。

在对未记录逻辑扇区执行再现指示时，如步骤S656所述，若从对应的物理扇区执行数据的再现，则再现原本不应再现的数据。产生这种数据再现故障的情况下，也可以使用如下的再现步骤。

即，当再现数据时，根据初始逻辑地址-物理地址映射，将再现指定的LSN变换为PSN，对具有将所得到的PSN作为交替管理信息列表1000中的交替源位置信息1012的交替管理信息1010B进行检索。若未发现对应的交替源位置信息1012，则从所得到的PSN的物理扇区再现数据。

此时，从包含再现的物理扇区的ECC簇取得交替前位置信息，调查交替前位置信息中是否登录了有效的值。在交替前位置信息中登录了有效值的情况下，可知该ECC簇是未记录逻辑簇，所以驱动装置310不将从该ECC簇再现的数据返回到主机装置305，代之以返回规定值、例如全部为0的值，作为再现数据。

另外，也可以代替调查交替前位置信息，调查F1ag-A。取得对应于再现的物理扇区的Flag-A，调查Flag-A的值。由于Flag-A＝1的情况下可知该物理扇区为未记录逻辑扇区，所以驱动装置310不将从该物理扇区再现的数据返回到主机装置305，代之以返回规定值、例如全部为0的值，作为再现数据。

另外，也可以调查Flag-B。同样，取得对应于再现的物理扇区的Flag-B，并调查该值。由于Flag-B＝1的情况下可知该物理扇区为未记录逻辑扇区，所以驱动装置310不将从该物理扇区再现的数据返回到主机装置305，代之以返回规定值、例如全部为0的值，作为再现数据。

另外，也可以调查Flag-C。同样，取得对应于再现的物理扇区的Flag-C，并调查该值。由于Flag-C＝0的情况下可知该物理扇区为未记录逻辑扇区，所以驱动装置310不将从该物理扇区再现的数据返回到主机装置305，代之以返回规定值、例如全部为0的值，作为再现数据。

通过这种再现处理，即便在对未记录逻辑扇区发出再现指示的情况下，也可以从对应的物理扇区再现适当的数据。

5-4.记录和再现处理的实例

下面，说明基于图36A～图36C和图37所示的数据记录和再现步骤的具体处理的实例。

例如，设图34中，利用来自主机装置305的记录指示，在用户数据区域中的ECC簇#i 6000中重新记录了数据“A0”。此时，对记录了数据“A0”的物理扇区603的各标记的值变为Flag-A＝0、Flag-B＝0、Flag-C＝0。

另外，由于从主机装置305提供的数据“A0”的容量与ECC簇边界不一致，所以ECC簇#i 6000的剩余部分被驱动装置310记录无效数据、即填充数据。对记录了填充数据的物理扇区的各标记的值为Flag-A＝1、Flag-B＝0等。

下面，若对于图34的状态，主机装置305对ECC簇#i 6000中的PSN＝a1指示记录数据“B1”，则记录结果如图38A所示。

在图34的状态下，ECC簇#i 6000已记录完成，所以执行RMW处理与交替处理。即，驱动装置310再现ECC簇#i 6000。对再现后的数据“A0”插入数据“B1”，还更新所需要的标记值。另外，插入填充数据，直到ECC簇的边界。

将如此得到的数据记录在作为未记录区域的ECC簇#i+1 6001中。生成将ECC簇#i 6000设为交替源、将ECC簇#i+1 6001设为交替目的地的交替管理信息1010。

如图38A所示，对ECC簇#i+1 6001中记录了数据“A0”的物理扇区的Flag-C的值为1。这是因为，在上述RMW处理中，驱动装置310将数据“A0”从ECC簇#i原样拷贝到ECC簇#i+1，未进行更新。

下面，对于图38A的状态，若设主机装置305指示了在ECC簇#i 6000中记录数据“C2”，则记录结果如图39A所示。

此时也同样，由于ECC簇#i 6000已记录完成，所以执行RMW处理与交替处理。即，驱动装置310再现ECC簇#i+1 6001。之后，对再现的数据执行数据“C2”和填充数据的插入以及必要的标记值的更新。将得到的数据记录到作为未记录区域的ECC簇#i+26002。并且，生成图39B所示的将ECC簇#i 6000设为交替源、将ECC簇#i+2设为交替目的地的交替管理信息6200。

这里，设在ECC簇#i+16001的再现中，数据“A0”的再现失败。若在以前，由于该失败，不能前进到RMW处理，记录发生错误。

另一方面，在本实施方式中，如图40A所示，在应记录数据“A0”的ECC簇#i+26003的物理扇区中，记录伪数据，并作为标记值，设定为Flag-B＝1。在其它物理扇区中，记录从作为之前的交替位置的ECC簇#i+1 6002再现的正确的数据。通过这种记录步骤，可继续向ECC簇#i+2记录。

此时也同样，生成图39B所示的交替管理信息6200。

或者也可以如图39A所示，察看ECC簇#i+1 6001内记录了数据“A0”的物理扇区的Flag-C的值，若是无更新(＝1)，则从记录ECC簇#i+1 6001之前状态的数据的ECC簇#i 6000读出数据“A0”，并记录到ECC簇#i+2 6002。

由于读出这种之前状态的数据，所以本实施方式的各ECC簇具有交替前位置信息，作为其属性信息之一。

参照图38A、图39A、图40A来说明交替前位置信息。例如，若是ECC簇#i+1 6001，则具有ECC簇#i 6000的开头物理扇区的地址信息，即PSN＝a0的值，并作为交替前位置信息6101(参照图38A)。同样，若是ECC簇#i+2，则具有ECC簇#i+1的开头物理扇区的地址信息，即PSN＝a2的值，并作为交替前位置信息6102(参照图39A、图40A)。

即，参照图38A说明的向ECC簇#i+1 6001记录数据“B0”是第1次交替记录，由于不存在之前的交替位置，所以对交替前位置信息6101设定交替源的ECC簇#i 6000的开头物理扇区的地址信息、即PSN＝a0的值。

另外，参照图39A说明的向ECC簇#i+2 6002记录数据“C2”是第2次之后的交替记录，所以对交替前位置信息6100设定作为之前交替目的地的ECC簇#i+1 6001的开头物理扇区的地址信息、即PSN＝a2的值。

另外，参照图34A说明的向ECC簇#i 6000记录数据“A0”的情况不是交替记录，故作为表示该内容的信息，对交替前位置信息6100例如设定“0”。

在使用ECC簇的一次写型媒体中，具有如下特性，即，数据的更新变为模拟重写记录，之前的状态数据仍然残留，而记录新的数据。

在本实施方式中，通过利用该特征，进一步在ECC簇内新设置表示在RMW处理中是否更新了数据的识别信息、或交替前位置信息，从而能够提高模拟重写记录的可靠性。

即，设置了表示驱动装置310记录在各物理扇区中的数据是从主机装置305提供的有效数据还是无效数据的属性信息。

当是无效数据时，驱动装置310可区别如下内容，即：是由于从主机装置305记录指示的数据容量比ECC簇的容量小、故为了埋入至ECC簇边界而记录的填充数据(Flag-A＝1)，还是RMW处理中、为了填埋再现失败的物理扇区而记录的无效数据(Flag-B＝1)。

在RMW处理中，即便产生再现错误的情况下，也可以通过记录作为无效数据的伪数据，设定表示该状态的属性信息(Flag-B＝1)，由此完成记录处理。并且，当再现时，可判断在由交替前位置信息所示的位置上是否存在之前的有效数据，通过再现之前的数据，执行从再现错误的恢复。

通过以物理扇区为单位来区别由于从主机装置305记录指示的数据容量少而插入的无效数据(填充数据)与伪数据，从而能够判断：在从再现错误的恢复中、来自哪个物理扇区的数据有效。

若判断为存在之前的有效数据，则从交替前位置信息所示位置的ECC簇再现数据，得到有效数据。由此，可提高模拟重写记录中的可靠性。

另外，通过设置交替前位置信息，可以在从交替记录的ECC簇的再现时再现之前的数据，执行从再现错误的恢复。

另外，通过设置该Flag4，可以在如下情况下取得效果。

即，当要再现某个代替簇时，有时因某种理由而不能再现该代替簇。例如用户的指纹等污渍附着在代替簇上的情况。

此时，驱动装置310参照交替管理信息的Flag4，在Flag4＝00或Flag4＝01的情况下，尝试交替源信息1012所示的ECC簇的再现。

在Flag4＝00的情况下，交替源是缺陷簇，其记录时的检验处理失败。

但是，这次，在执行了再现的情况下有可能再现成功。例如，当检验时和信息记录媒体100的状态变化时(除去污渍、环境温度不同等)或执行再现的驱动装置不同时，有时再现成功。

若再现成功，则其与应从交替目的地再现的数据相同。由此，即便对代替簇的再现失败，也可以从交替源簇执行必要数据的再现，作为主机装置305，可接收正确的数据。

另外，在Flag4＝01的情况下，交替源是更新前的簇，通常执行其再现。其中，ECC簇内的部分或全部数据通过更新记录时的RMW处理进行改写。

相反，由于部分数据在更新前未变更地残留于变更前的簇中，所以该未变更的数据对主机装置305而言是有效数据。

并且，由于仅这种未变更的数据从驱动装置310可靠地返回到主机装置305，所以也可以将可识别RMW时更新过的物理扇区与未更新的物理扇区的信息记录在各物理扇区内。例如，作为ECC簇的属性信息的Flag-B或Flag-C相当于此。

由此，可仅向主机装置305返回未更新的物理扇区上的数据。

另外，在Flag4＝10的情况下，交替源是与更新后无关系的数据，所以不执行再现，作为再现错误进行处理。

通过执行上述处理，可对信息记录媒体100执行可靠性高的数据的记录和再现。

作为Flag4＝01的一例，如上述交替管理信息514A或交替管理信息6200所示，在执行多次交替记录的情况下，该交替管理信息的交替源信息1012不构成之前的交替目的地簇。

例如，由交替管理信息514A的交替源信息1012所示的交替源簇是PSN＝1228的ECC簇，但之前的交替目的地簇是PSN＝1292的ECC簇。

由此，在执行了多次交替记录的情况下，通过参照上述交替前位置信息，可知道之前的更新前簇。

例如，在图39B所示的交替管理信息6200的情况下，为状态2 2001B＝“1000”，是指作为交替源簇的PSN＝a0的ECC簇#i 6000。

但是，如图39A所示，对于ECC簇#i+2 6002而言，之前的更新前簇是ECC簇#i+1 6001。

另外，由于ECC簇#i+2 6002的开头物理扇区在RMW处理中不能再现，所以记录了伪数据(Flag-B＝1)。

此时，驱动装置310在再现ECC簇#i+2 6002时，从作为更新前簇的ECC簇#i+1 6001开始再现数据，代替ECC簇#i+2 6002的开头扇区，将ECC簇#i+1 6001的开头扇区上的数据返回到主机装置305。

(实施方式7)

在由于信息记录媒体上的伤痕或污渍等不能再现最新的交替管理信息列表的情况下，不能特定是否将由再现指示所指定的ECC簇代替其它ECC簇。此时，不能正确再现被再现指示的数据。

因此，为了正确再现数据，必需调查是否将由再现指示所指定的ECC簇代替了其它ECC簇，并修复最新的交替管理信息列表。

参照图41来说明：在本实施方式中，因某种理由而不能再现交替管理信息列表1000的一部分或全部时的数据的再现步骤。

图41是表示执行了多次数据记录的信息记录媒体100的一例数据构造的图。

图41中，将ECC簇#j 7000作为交替源，并执行了多次交替记录，该交替目的地按交替的顺序，设为ECC簇#j+1 7001、#j+27002、#j-1 7003。

该记录顺序例如上述实施方式所述的那样，由如下检索步骤来确定，即当检索交替目的地时，按PSN变大的方向检索未记录区域，若到达用户数据区域的终端，则返回开头。

在本实施方式中，各ECC簇包含图41所示的交替前位置信息。

在该状态下，当由于某种理由而不能再现交替管理信息列表1000的一部分或全部的情况下，若在以前，由于交替记录的对应关系不清楚，所以不能正确再现数据。

在本实施方式中，说明通过调查各ECC簇具有的交替前位置信息，修复最新的交替管理信息列表1000，并执行正确的数据再现的方法。

当执行本实施方式的修复处理时，信息记录再现装置300B或驱动装置310再现信息记录媒体100的各ECC簇，并调查各ECC簇具有的交替前位置信息。

即，调查信息记录媒体100的各ECC簇具有的交替前位置信息，对交替前位置信息设定了表示不是交替记录的信息(例如值为“0”)的ECC簇是交替源ECC簇或未完全执行交替的ECC簇。

其次，交替前位置信息的值不是表示非交替记录的信息的ECC簇，是交替目的地的ECC簇。

图41中，ECC簇#j 7000的交替前位置信息设定了表示非交替记录的信息(例如“0”)。

ECC簇#j+1 7001、#j+2 7002、#j-1 7003的交替前位置信息7700、7701、7702分别设定了表示PSN＝b1、PSN＝b2、PSN＝b3的信息。

在该状态下，必需检测ECC簇#j 7000的最终交替目的地。

使用交替前位置信息来判断ECC簇#j 7000的最新交替目的地。即，可通过搜索交替前位置信息来判断。

图41中，可知将ECC簇#j 7000交替为ECC簇#j-1 7003。

由此，可再现将ECC簇#j 7000设为交替源、将ECC簇#j-17003设为交替目的地的交替管理信息，并可执行交替管理信息列表1000的修复。

如上所述，即便在因某种理由而不能再现交替管理信息列表1000的部分或全部时，也可以通过对信息记录媒体100的全部已记录ECC簇调查交替前位置信息的值，从而修复最新的交替管理信息列表1000。

即，由于可知交替源与交替目的地的对应关系，所以可再生成交替管理信息列表1000。通过将再生成的交替管理信息列表1000记录在信息记录媒体100中，从而可从下次开始执行通常的再现。

另外，作为确定最新交替目的地的其它方法，还有设置更新计数器来作为各ECC簇的属性信息的方法。

更新计数器对新记录的ECC簇设定0。对交替记录目的地的ECC簇，每当执行更新时，都加1后再记录。

图41中，ECC簇#j 7000设定“0”，ECC簇#j+1 7001、#j+27002、#j-1 7003分别设定“1”、“2”、“3”。

该更新计数器中具有最大值的ECC簇为最新的数据。

另外，也可以设置表示记录种类的标记(Flag-D)，作为各ECC簇的属性信息。

该标记是表示交替目的地的ECC簇是缺陷簇的交替记录(Flag-D＝0)还是模拟重写记录的交替记录(Flag-D＝1)的信息。

当述ECC簇#j 7000为缺陷簇的情况下，也不能再现包含于ECC簇#j 7000中的交替前位置信息等属性信息。

此时，若交替目的地的ECC簇中有表示记录种类的标记(Flag-D)，则可知道交替源是缺陷簇还是模拟重写记录的更新前的簇。

这种信息有利于再生成交替管理信息列表1000。

在模拟重写记录中，通过对交替前位置信息设定并记录表示未执行交替记录的信息、交替源簇的地址值、之前的交替目的地的地址值，再现该ECC簇，从而在由于某种理由而破坏了交替管理信息列表的情况下，可执行该修复处理。通过调查全部已记录完成ECC簇的交替前位置信息，可知道是交替源ECC簇还是交替目的地的ECC簇。另外，可判定对交替源ECC簇的最新的交替目的地ECC簇。

(实施方式8)

在本实施方式中，说明使用交替前位置信息等各ECC簇的属性信息，执行交替管理信息列表1000的修复的步骤。

参照图42来说明本实施方式的数据再现步骤。这里，设使用图36所示的信息记录再现装置300，从信息记录媒体100再现数据。

图42所示的各步骤由驱动装置310的驱动控制部311来执行。

(步骤S661)驱动装置310的驱动控制部311从主机装置305接收再现指示。

(步骤S662)驱动控制部311根据初始逻辑地址-物理地址映射，将表示包含于再现指示中的再现位置的逻辑地址变换为物理地址。

(步骤S663)驱动控制部311控制记录再现部314，再现交替管理信息列表1000。另外，通过错误检测修正功能，确定最新的交替管理信息列表1000的再现是否失败。

在确定为最新的交替管理信息列表1000的再现失败的情况下，处理前进到步骤S664。成功的情况下，处理前进到步骤S667。

(步骤S664)该步骤在实施减少后述的修复处理步骤的处理量的方法时执行。

(步骤S665)驱动控制部311控制记录再现部314，以再现记录在内周交替区域107与外周交替区域108的交替区域和用户数据区域108中的交替前位置信息。

(步骤S666)通过使用再现的交替前位置信息，得到交替源簇的地址信息与交替目的地簇的地址信息。

驱动控制部311控制记录再现部314，以根据这些信息，生成最新的交替管理信息列表1000，并补写到盘管理信息区域104中的空区域中。

(步骤S667)驱动控制部311从最新的交替管理信息列表中，检索交替管理信息，该交替管理信息包含含有步骤S662中得到的物理地址的ECC簇的开头PSN，作为交替源。

若发现了该交替管理信息，则处理前进到S668。若未发现该交替管理信息，则处理前进到S669。

(步骤S668)驱动控制部311设定步骤S667中发现的交替管理信息表示为交替目的地的物理地址，作为再现位置。

(步骤S669)驱动控制部311设定作为再现位置的物理地址，该物理地址是这样得到的，即：根据初始逻辑地址-物理地址映射对再现指示所指定的逻辑地址进行变换而得到。

(步骤S670)驱动控制部311控制记录再现部314，以从此前步骤中设定的再现位置再现数据。

如上所述，在不能再现最新的缺陷管理信息列表的情况下，可利用步骤S664-S666实施的交替管理信息列表的修复处理，正确读取数据。

但是，根据上述方法，由于在模拟重写记录中，将ECC簇交替为用户数据区域，所以必需读出用户数据区域内所记录区域的全部ECC簇，取得交替前位置信息。因此，调查全部各ECC簇的交替前位置信息需要非常大的处理时间。

下面说明减少包含该修复处理的再现处理步骤的处理量的方法。

在本实施方式中，若更新交替管理信息列表1000的内容，则补写到盘管理信息区域104中的空区域中。

由于该记录是补写，所以之前的交替管理信息列表1000仍原样残留在信息记录媒体100中，结果，在信息记录媒体100上残留全部交替管理信息列表1000的更新履历。

并且，即便不能再现最新的交替管理信息列表1000，或由于记录时的突然断电等而不能记录，之前的交替管理信息列表1000仍被记录在信息记录媒体100中。

因此，当开始交替管理信息列表1000的修复处理时，选择并利用之前的交替管理信息列表1000、即再现成功的交替管理信息列表1000中最近的交替管理信息列表。

下面，说明减少处理量的修复处理步骤。

(步骤S664)选择再现成功的交替管理信息列表1000中最近的交替管理信息列表。

(步骤S665)在交替区域和用户数据区域中，从包含如下数据的区域再现交替前位置信息，该数据为：在最近的交替管理信息列表中登录的交替管理信息所示的ECC块中记录的数据之后记录的数据。

(步骤S666)根据再现的交替前位置信息和最近的交替管理信息列表，生成最新的交替管理信息列表。

图43A是用于说明利用图43B所示的之前的交替管理信息列表1000来修复处理最新的交替管理信息列表时的步骤图。

图43A示出某个时刻的信息记录媒体100上的数据构造。

分配轨道#N 8000、轨道#N+1 8001，并并数据已分别记录在LRA8101、LRA8102。

图43B示出对该状态的之前的交替管理信息列表1000。

当修复处理交替管理信息列表1000时，调查图42B所示的之前的交替管理信息列表1000的交替目的地位置信息1013所示的PSN。

对于该PSN的值，信息记录媒体100上的各轨道内具有最大值的PSN是图43B所示的之前的交替管理信息列表1000中登录的信息内最新的交替目的地。

这是因为在信息记录媒体100的各轨道内，执行按序记录。

若是图43A的轨道#N 8000，则PSN＝a0的ECC簇是图43B所示的之前的交替管理信息列表1000中登录的信息内最新的交替目的地。

同样，若是轨道#N+1 8001，则PSN＝b2的ECC簇是图43B所示的之前的交替管理信息列表1000中登录的信息内最新的交替目的地。

在上述再现或记录失败的最新交替管理信息列表中，交替管理信息列表1000中登录的信息内、最新的交替目的地位置之后的ECC簇之一构成为交替目的地。

具体而言，若是轨道#N 8000，则PSN＝a0之后的ECC簇之一构成为交替目的地。

同样，若是轨道#N+1 8001，则PSN＝b2之后的ECC簇之一构成为交替目的地。

并且，可知未记录区域中不存在交替目的地。

未记录区域的判定可察看最新的轨道管理信息210中的LRA213的值、或使用实际上从检索范围的开头依次再现、并读取再现信号的变化等物理状态的变化进行判定。

或者，也可以设置如下规定，即在未记录区域的开始位置记录全部由填充数据埋入的ECC簇。

由此，当考虑了上述修复处理时，对每个轨道调查包含在再现成功的最近交替管理信息列表中登录的记录数据之后记录的数据的区域，将这些区域作为检索范围，调查交替前位置信息即可。

具体而言，仅再现图43A所示的检索范围8201和检索范围8202的一部分，若调查该范围中包含的ECC簇的交替前位置信息，则可根据图42B所示的之前的交替管理信息列表1000来修复最新的交替管理信息列表。

利用这种方法，可以不需要对信息记录媒体100的整体进行再现，大幅度减少交替管理信息列表的修复处理所需的处理量。即，可以使用从检索范围再现的交替前位置信息，生成交替管理信息，并反映到再现成功的最近交替管理信息列表，由此制作最新的交替管理信息列表。

另外，在一起记录区段管理信息200与交替管理信息列表1000的情况下，对于区段管理信息200而言，其履历也被记录在信息记录媒体100上。此时，也可以使用区段管理信息200来设定调查交替前位置信息的检索范围。

具体而言，可知在如下位置之后记录数据的区域是在记录了再现成功的最近交替管理信息列表之后记录的区域，该位置为：在与再现成功的最近交替管理信息列表1000一起被记录的区段管理信息200中登录的轨道内最终数据记录位置信息(LRA)所示的位置。因此，通过将该区域设为调查交替前位置信息的检索范围，可以进一步减少交替管理信息列表的修复处理所需的处理量。

说明了利用再现指示来修复交替管理信息列表1000的实例，但也可以利用修复指示来执行。

在本发明的实施方式中，说明了将交替管理信息列表1000记录在盘管理信息区域104中的实例，但不限于盘管理信息区域104，例如也可以将交替管理信息列表1000记录在交替区域中的未记录区域中。

本发明用于提供一种在一次写型光盘的模拟重写记录中，可以不浪费地使用用户数据区域的驱动装置等。

Claims (2)

1.一种对记录在一次写型记录媒体中的数据进行再现的驱动装置，其特征在于：

所述一次写型记录媒体包含交替区域和用户数据区域，

所述交替区域与所述用户数据区域分别包含多个ECC簇，

所述多个ECC簇分别包含多个物理扇区，

在所述多个ECC簇中分别记录了交替前位置信息，

在根据记录指示执行的数据记录是补写的情况下，对所述交替前位置信息设定表示不执行交替记录的信息，

在根据所述记录指示执行的数据记录是第1次模拟重写记录的情况下，对所述交替前位置信息设定表示由所述记录指示所指定的位置的信息，

在根据所述记录指示执行的数据记录是第2次以后的模拟重写记录的情况下，对所述交替前位置信息设定了表示由所述记录指示指定的位置的交替目的地的信息，

所述驱动装置包括：对所述一次写型记录媒体执行记录动作或再现动作的记录再现部；和控制所述记录再现部的驱动控制部，

所述驱动控制部至少执行：

接收再现指示；

响应于所述再现指示，确定最新的交替管理信息列表的再现是否失败；

在确定为所述最新的交替管理信息列表的再现失败的情况下，控制所述记录再现部，以对记录在所述交替区域和所述用户数据区域中的交替前位置信息进行再现；

根据所述再现的交替前位置信息，生成最新的交替管理信息列表；和

控制所述记录再现部，以将所述最新的交替管理信息列表记录在所述规定的位置。

2.根据权利要求1所述的驱动装置，其特征在于：

在确定为所述最新的交替管理信息列表的再现失败的情况下，读出已记录的交替管理信息列表，选择再现成功的最近的交替管理信息列表，

在确定为所述最新的交替管理信息列表的再现失败的情况下，从所述用户数据区域再现的所述交替前位置信息是从所述用户数据区域中的、包含如下数据的区域所再现的交替前位置信息，该数据是在登录于所述再现成功的最近的交替管理信息列表中的记录数据之后记录的数据，

根据所述再现的交替前位置信息和所述再现成功的最近的交替管理信息列表，生成所述最新的交替管理信息列表。

Images