CN107615386B - 记录装置、记录方法 - Google Patents

Abstract

为了在数据重写时利用RMW实现当恢复读取失败的数据时的有效的访问，记录装置包括控制单元和能够以第二数据单位将数据写入记录介质的写/读单元，在第二数据单位中，预定数据量的多个第一数据单位是连续的，并且可以从记录介质读取第一数据单位的数据。遵从数据重写指令，控制单元使用根据重写指令用于更新的数据和已经从记录介质读出的已记录数据，指示写/读单元将写入数据写入记录介质上的未记录地址，并且利用具有写入的写入数据的用作替换的地址，回放或更新分配给源地址的替换信息。此外，控制单元遵从预定条件，还创建包括针对写入数据中的每条第一数据单位的数据的有效/无效信息的扩展替换信息，作为与替换信息相关联的信息。

Description

记录装置、记录方法

技术领域

本技术涉及记录装置、记录方法和记录介质，具体涉及与一次写入型记录介质相关的数据重写的技术领域。

引用文献列表

专利文献

专利文献1：未经审查的日本专利申请第2006-85859号

背景技术

诸如蓝光盘(BD；注册商标)和数字通用盘(DVD)的光学记录介质为已知的。例如，在这些类型中也广泛使用一次写入型光盘，诸如可录蓝光盘(BD-R)和可录数字通用盘(DVD-R)。

专利文献1公开了相对于一次写入型记录介质重写(更新)数据的方法。

发明内容

本发明要解决的问题

例如，在BD的情况下，将2048个字节的数据单元称为扇区，以及 32个扇区(65536个字节)形成称为簇的数据单元。此外，一个簇为数据写入的最小单元。

在诸如BD-R的一次写入盘的情况下，不可能在盘上的记录位置重写数据。因此，已记录数据的重写通过在盘上的另一位置记录待更新的数据并使用替换信息将原始地址与新地址相关联来实现。该方法称为逻辑超写 (LOW)。

对于地址的关联，使用缺陷替换技术。也就是说，以与对于缺陷相同的方式处理原始簇，并且管理替换源和替换目的地以便使其彼此链接。

当在LOW中以扇区为单位执行数据重写时，需要读修改写(RMW)。

这是用于在执行扇区写入之前读取已记录的包括扇区的簇的数据、通过将待更新的扇区的数据与读取的扇区的数据合并来创建新的簇单元数据、并在替换目的地的地址记录所创建的簇单元数据的一系列操作。如上所述，簇是数据写入单元。因此，通过以此方式执行RMW，可以记录通过将用于更新的扇区数据与所记录的有效扇区数据组合而获得的新的簇数据。也就是说，以扇区为单位的重写是可行的。

然而，在此情况下，如果由于读取失败而不能获得已记录数据，则不能以最佳状态执行重写。然而，即使从替换源的簇的读取仅失败，也存在在执行重写之前的情况下可以从其他地址获取有效扇区数据的可能性。因此，当读取失败时，追溯搜索有效的数据。

然而，为了搜索过去的有效数据，有必要逐个读出具有追溯地址的数据，并确定有效扇区。这需要访问时间。此外，在不可能读取到结束的情况下，发生读取错误。这最终导致记录装置的响应下降，这可能导致重写操作取决于系统的非常不方便的情况。

因此，本技术的目的是提高在一次写入型记录介质上的重写操作的效率。

问题的解决方案

根据本技术的记录装置包括：写/读单元，能够相对于记录介质以第二数据单位执行数据写入并且以第一数据单位执行数据读取，在第二数据单位中预定数据量的多个第一数据单位是连贯的；以及控制单元，响应于针对第一数据单位的数据的重写指令，指示写/读单元使用与重写指令相关的更新数据和从记录介质读出的已记录数据，生成第二数据单位的写入数据并将写入数据写入记录介质上的未记录地址，写入数据被写入的地址作为替换目的地，生成或更新用于将作写入数据被写入的地址与替换源的地址相关联的替换信息，并且根据预定条件，生成包括针对写入数据中的每条第一数据单位的数据的有效/无效信息的扩展替换信息，作为链接到替换信息的信息。

使用通过在记录介质上的不同位置记录更新数据而从已记录数据重写数据的方法，可以将数据重写到所谓的一次写入型记录介质。

这里，在写/读单元的数据写入单元被设置成第二数据单位(簇)的情况下，假设存在来自记录装置的主机设备的以第一数据单位(扇区)执行数据重写的指令。为了生成第二数据单位的写入数据，记录装置从记录介质读取包括待重写的第一数据单位的数据的第二数据单位的数据。然后，通过将读取的第二数据单位中未被重写的第一数据单位的数据与将写入数据写入替换目的地的地址的更新数据合并，来执行生成具有第二数据单位的数据长度的写入数据的操作。在此重写操作中，已记录数据不一定从目标地址读出。然而，在多次执行重写操作的情况下，有效的已记录数据可能存在于另一地址。

通过设定扩展替换信息，可以参考管理信息来检查用于构建更新数据的有效已记录数据和有效已记录数据的地址的存在。

在上述记录装置中，在响应于重写指令从记录介质读取已记录数据时不能读出所需的已记录数据的情况下，控制单元参考扩展替换信息检查所需的已记录数据被记录的其他地址，并且控制写/读单元以从其他地址读出数据。

由于不能参考扩展替换信息检查有效数据作为所需的已记录数据被记录的地址，因此即使所需的已记录数据不能从例如已经给出了重写指令的地址读出，也可以尝试通过检查其他地址来有效地读出已记录数据。

在上述记录装置中，在即使执行了从用扩展替换信息可以检查出的所有其他地址的读取，也不能读出生成第二数据单位的写入数据所需的已记录数据的情况下，控制单元确定发生了读取错误。

例如，在从已经给出重写指令的地址的读取不成功的情况下，不确定自身已发生读取错误。然后，在进一步尝试从由扩展替换信息所检查的地址进行读取并且即使执行了可以检查的所有地址的读取都不能获得所需的已记录数据的情况下，确定发生了读取错误。

在上述记录装置中，控制单元在从记录介质成功读出所需的已记录数据的情况下，通过组合与重写指令相关的更新数据和读取的已记录数据，生成第二数据单位的写入数据，以及在确定已发生读取错误的情况下，通过组合与重写指令相关的更新数据和无效数据，生成第二数据单位的写入数据。

在不能读出所需的已记录数据的情况下，至少写入与重写指令相关的重写数据。

在上述记录装置中，控制单元在确定已发生读取错误的条件下生成扩展替换信息。

即使在发生读取错误的情况下，也执行重写数据的写入。因此，对于已发生读取错误的地址，生成并登记扩展替换信息，使得随后可以跟踪过去的已记录数据。

在上述记录装置中，控制单元在存在用于读取不成功的已记录数据的扩展替换信息的情况下，保持现有的扩展替换信息和所生成的扩展替换信息。

通过允许新的扩展替换信息和现有的扩展替换信息共存，可以使用包括过去的读取错误的扩展替换信息来跟踪已记录数据。

在上述记录装置中，在执行了将通过组合与重写指令相关的更新数据与已记录数据而生成的写入数据写入记录介质的情况下，控制单元在存在用于已记录数据的扩展替换信息的条件下，生成包括现有的扩展替换信息的有效/无效信息的扩展替换信息，并且删除现有的扩展替换信息。

在响应于过去的读取错误生成了扩展替换信息的情况下，即使读取已记录数据成功并能够适当地执行重写，也生成与现有的扩展替换信息合并的扩展替换信息，使得可以跟踪包括过去的读取错误的已记录数据。在此情况下，由于不需要现有的扩展替换信息，所以删除现有的扩展替换信息。

在上述记录装置中，在其地址可以通过参考扩展替换信息进行检查的多个第二数据单位在记录介质上为物理连续的情况下，控制单元控制写/ 读单元以从多个连贯的第二数据单位连续读出数据。

如果能够追溯记录数据的读取的第二数据单位为物理连续的，则多个第二数据单位被一次访问和读出。

在上述记录装置中，控制单元指示写/读单元将包括替换管理信息和扩展替换管理信息的管理数据写入记录介质。

通过将包括替换管理信息和扩展替换管理信息的管理数据写入记录介质，也可以响应于记录介质和其他记录装置的弹出。

在上述记录装置中，控制单元生成或更新替换信息，使得最新替换目的地的地址对应于第一次重写操作中的替换源的地址，并且控制单元生成作为扩展替换信息的包括作为重写操作中的替换目的地的第二数据单位的地址的第一扩展替换信息和第二数据单位中的每条第一数据单位的数据的有效/无效信息以及包括作为重写操作中的替换目的地的第二数据单位的地址和先前重写操作中的替换目的地的地址的第二扩展替换信息。

利用该结构，实现了作为替换信息和扩展替换信息的功能。

根据本技术的记录方法为记录装置的记录方法，该记录装置包括：写 /读单元，能够以第二数据单位执行数据写入并且相对于记录介质在第一数据单位中执行数据读取，在第二数据单位中预定数据量的多个第一数据单位是连贯的；响应于针对第一数据单位的数据的重写指令，写/读单元被命令使用与重写指令相关的更新数据和从记录介质读出的已记录数据生成第二数据单位的写入数据并将写入数据写入记录介质上的未记录地址的步骤；以生成或更新用于将作为替换目的地的写入数据的地址与替换源的地址相关联的替换信息的步骤；以及根据预定条件，生成包括针对写入数据中的每条第一数据单位的数据的有效/无效信息的扩展替换信息，作为链接到替换信息的信息的步骤。

也就是说，根据需要通过设置扩展替换信息，可以参考管理信息来检查是否存在用于构建更新数据的有效记录数据和有效记录数据的地址。

根据本技术的记录介质为包括以下用途的记录介质：记录了用户数据和管理数据；执行了预定数据量的多个第一数据单位是连贯的第二数据单位中的数据写入；并且第二数据单位的写入数据在重写第一数据单位的数据时通过更新数据和记录数据被写入未记录地址，其中，提供了管理信息区以记录管理数据，该管理数据包括用于通过数据重写操作将作为替换目的地的写入数据被写入的地址与替换地址相关联，以及扩展替换信息，该扩展替换信息为与替换信息相链接的信息，并且该信息包括写入数据中的每条第一数据单位的数据的有效/无效信息。

通过形成在管理信息区中可记录扩展替换信息的记录介质，记录装置可以参考数据重写时的管理数据来检查用于构建更新数据的有效记录数据或有效记录数据的地址的存在。

本发明的效果

根据本技术，由于可以提高一次写入型记录介质上的重写操作的效率，所以可以实现具有良好响应的记录装置。

此外，本文所描述的效果不必受到限制，并且可应用本公开中描述的任何效果。

附图说明

图1是本技术的实施方式的盘的区域结构的说明图。

图2是实施方式的双层BD-R的内区的说明图。

图3是实施方式的三层BD-R的内区的说明图。

图4是实施方式的盘的DMA的说明图。

图5是实施方式的DFL的说明图。

图6是实施方式的DFL条目的说明图。

图7是实施方式的扩展条目的附加机会的说明图。

图8是实施方式的扩展条目的重写操作和位图的说明图。

图9是根据实施方式的重写操作的扩展条目的内容的说明图。

图10是实施方式的盘驱动装置的框图。

图11是实施方式的重写处理的流程图。

图12是比较例的RMW处理的流程图。

图13是实施方式的RMW的处理实例I的流程图。

图14是实施方式的RMW的处理实例II的流程图。

图15是实施方式的DFL更新处理的流程图。

具体实施方式

在下文中，将按照以下顺序描述实施方式。

<1.盘结构>

<2.DMA和DFL条目>

<3.盘驱动装置的配置>

<4.数据重写处理>

<5.总结与变形>

<1.盘结构>

在实施方式中，提到了在高密度光盘系统的类别中的被称为所谓的蓝光盘的一次写入型盘(BD-R)，作为权利要求中提到的记录介质的示例。

将描述本实施方式的高密度光盘的物理参数的示例。

在本示例的光盘中，盘大小是直径为120mm并且盘厚为1.2mm。

此外，使用所谓的蓝色激光器作为用于记录/再现的激光器，并且光学系统具有高NA(例如，NA＝0.85)。此外，实现了窄轨道间距(例如，轨道间距＝0.32μm)和高线性密度(例如，记录线性密度为0.12μm)。因此，在直径为12cm的盘中实现约23G到25GB(千兆字节)作为用户数据容量。此外，通过进一步的高密度记录，约30GB的容量也是可能的。

此外，已经开发了具有多个记录层的所谓的多层盘。在多层盘的情况下，用户数据容量几乎与层数成正比。

图1示出整个盘的布局(区域配置)。

作为盘上的区域，从内周侧布置有内区、数据区和外区。

此外，在图1中，示出了具有一个记录层的结构(单层)。在此情况下，内区为导入区，并且外区为导出区。为了便于说明，同样在多层盘的情况下，每个记录层的内周侧区域被统称为内区，以及每个记录层的外周侧区域被统称为外区。

在与记录和再现有关的区域的配置方面，内区(导入区)的最内周侧的区域是仅再现区，并且从内区到外区的区域是可记录区。

在仅再现区中设置突发切割区(BCA)或预先记录的信息区(PIC)。尽管稍后将描述具有两层或更多层的多层盘的内区结构，但是PIC仅为第一层(层L0)，并且从第二层(层L1)的记录层中的与PIC具有相同的半径的部分是可记录区。

此外，在内区中，可记录区用于控制信息的各种管理/记录。

通过沟槽的摆动(蜿蜒沟槽)形成的记录轨道在仅再现区和可记录区中形成为螺旋形状。每个沟槽用作在由激光光斑跟踪(tracking)时的用于跟踪的引导，并且该沟槽用作记录轨道，以便记录和再现数据。

此外，在该示例中，假设了其中数据记录在沟槽中的光盘。然而，本发明不限于这种沟槽记录光盘，而是可应用于其中数据记录在沟槽之间的台面中的台面记录型光盘。此外，本发明也可以应用于其中数据记录在沟槽和台面中的台面沟槽记录型光盘。

此外，用作记录轨道的沟槽具有对应于摆动信号的蜿蜒形状。因此，在用于光盘的盘驱动装置中，可以通过当激光光斑沿记录轨道移动时从发射到沟槽的激光光斑的反射光检测沟槽的两个边缘位置并且提取两个边缘位置相对于盘径向方向的变化分量，来再现摆动信号。

在摆动信号中，对记录位置处的记录轨道的地址信息(物理地址、其他附加信息等)进行调制。因此，在盘驱动装置中，通过从摆动信号中解调地址信息等，可以在记录或再现数据时执行地址控制等。

在BD的情况下，将2048个字节的数据单元称为扇区，并且32个连续扇区(65536个字节)形成被称为簇的数据单元。此外，一个簇是数据写入的最小单元。

在此情况下，扇区对应于权利要求中提到的第一数据单位，并且簇对应于第二数据单位。

在用于光盘的盘驱动装置中，以簇为单位对记录轨道执行写入。数据读取可以以扇区为单位执行。

图1所示的内区是例如在半径为24mm内的区域。

此外，在内区中的预先记录的信息区(PIC)中，通过摆动沟槽将诸如记录/再现功率条件、盘上的区域信息、用于复制保护的信息等的盘信息预先记录为仅再现信息。此外，可通过压印凹坑等记录多条信息。

此外，BCA被设置在比PIC更近的内周侧。在BCA中，例如在烧出记录层的记录方法中，记录了对于盘记录介质唯一的唯一ID。也就是说，记录标记被形成为同心地布置，从而形成条形码状的已记录数据。

此外，在内区中，设置了具有临时缺陷管理区(TDMA)、最佳功率控制区(OPC)、信息区(INFO)、保留区RSV、缓冲区BUF等的预定区域格式。

在设置数据记录/再现条件，诸如记录/再现时的激光功率时，OPC用于试写等。也就是说，OPC为用于调整记录/再现条件的区域。

INFO包括缺陷管理区(DMA)或控制数据区。在INFO的控制数据区中，记录了例如盘类型、盘大小、盘版本、层结构、信道位长度、BCA 信息、传输率、数据区位置信息、记录线性速度、记录/再现激光功率信息等。

在INFO中，设置了DMA。然而，在光盘领域中，用于缺陷管理的替换信息(稍后描述的DFL)通常记录在DMA中。然而，在本实施方式的盘中，在DMA中记录了不仅用于实现缺陷部分的替换管理而且用于实现一次写入型盘中的数据重写的管理/控制信息。

此外，为了能够使用替换处理来进行数据重写，也应根据数据重写来更新DMA的内容。为此，设置了TDMA。

替换信息被附加记录在TDMA中并被更新。最后记录在TDMA中的最近(最新)替换信息被记录在DMA中。

稍后将描述DMA和TDMA。

例如，从内区的外周侧上半径在24.0到58.0mm之间的区域为数据区。数据区是实际记录并再现用户数据的区域。在上述控制数据区的数据区位置信息中表示数据区的开始地址和结束地址。

数据区为用户数据区，并用于记录/再现用户数据。

例如，从数据区的外周侧上半径在58.0到58.5mm之间的区域为外区(例如，读出区)。管理/控制信息也被记录在外区中。也就是说，以预定格式形成INFO(控制数据区、DMA和缓冲区)。

各种管理/控制信息也例如以与内区中的控制数据区相似的方式，被记录在外区的控制数据区中。

作为多层盘的示例，图2中示出了双层盘的内区的布局示例，并且图 3中示出了三层盘的内区的布局示例。

在图2所示的双层盘的情况下，在层L0和L1的每一层中设置保护区 PZ1，以便将BCA与用于记录/再现管理信息的区域分开。

如上所述，在层L0中，形成了用于仅再现的管理信息被记录在摆动槽中的PIC。此外，从PIC朝向外周侧按顺序布置保护区PZ2、缓冲区BUF、 INFO#2、OPC(L0)、TDMA#1和INFO#1。

在层L1中，按顺序布置缓冲区BUF、OPC(L1)、保留区RSV、INFO #4、TDMA#2、保留区RSV和INFO#3。

此外，缓冲区BUF是未被用于记录/再现管理信息的区域。此外，保留区RSV是当前未使用但可用于将来记录/再现管理信息的区域。

尽管TDMA和INFO以附接至其的#1至#n示出，但它们作为整体用作一个TDMA区和一个INFO区，而不管布置层如何。

在图3所示的三层盘的情况下，在层L0中，PIC被布置在BCA和保护区PZ1之后的外周侧上。BCA、保护区PZ和PIC是仅再现区。

此外，在PIC之后，朝向外周侧布置有保护区PZ2、缓冲区BUF、INFO #2、OPC(L0)、TDMA#1和INFO#1。

在层L1中，只有BCA和保护区PZ1是仅再现区。此外，在保护区 PZ1之后，朝向外周侧布置有缓冲区BUF、OPC(L1)、保留区RSV、INFO #4、TDMA#2、保留区RSV和INFO#3。

同样在层L2中，只有BCA和保护区PZ1是仅再现区。此外，在保护区PZ1之后，朝向外周侧布置有缓冲区BUF、OPC(L2)、保留区RSV、 INFO#6、TDMA#3、缓冲区BUF、INFO#5。

此外，图2和图3所示的上述布局为示例。作为本实施方式的光盘，可使用其中准备了可存储稍后将描述的DFL条目的区域的即使内区的布局与图2和图3所示的不同的任何光盘。

<2.DMA和DFL条目>

将描述记录在内区和外区中的DMA的结构。图4示出了DMA的结构。

这里，示出了DMA的大小为32个簇(32×65536个字节)的示例。此外，簇为数据记录的最小单元。

不用说，DMA大小不限于32个簇。在图4中，32个簇中的每个簇被表示为簇号1到32，并且示出了DMA中的每个内容的数据位置。此外，每个内容的大小被示为簇数。

在DMA中，盘的详细信息作为盘定义结构(DDS)被记录在簇号1 至4的四个簇的区段中。

用户数据区的区域管理信息被记录在DDS中。DDS具有一个簇的大小，并且在四个簇的区段中重复记录四次。

簇号5到8的四个簇的区段是缺陷列表DFL的第一记录区(DFL#1)。缺陷列表DFL为具有四个簇的大小的数据，并且在其中列出了表示各个替换状态的信息(稍后描述的DFL条目)。

簇号9到12的四个簇的区段是缺陷列表DFL的第二记录区(DFL#2)。

此外，准备了四个簇的记录区域，即第三缺陷列表和随后的缺陷列表 DFL#3至DFL#6，并且簇号29至32的四个簇的区段是缺陷列表DFL 的第七记录区(DFL#7)。

也就是说，在32个簇的DMA中准备了缺陷列表DFL#1至DFL#7 的七个记录区域。

在BD-R(一次写入型光盘)的情况下，为了记录DMA的内容，需要执行被称为关闭的处理。在此情况下，要写入DMA中的所有七个缺陷列表DFL#1至DFL#7具有相同的内容。写入的内容是最新的TDMA的内容。

需要根据数据重写等依次更新DDS或缺陷列表DFL的内容。然而，在此情况下，与DMA内容几乎相似的信息被记录在TDMA中。此外， TDMA的最新内容是当前(或关闭时间)的DMA的内容。

图5示出了缺陷列表DFL的结构。

如参考图4所述，缺陷列表DFL被记录在四个簇的记录区域中。

在图5中，将四个簇的缺陷列表DFL中的每个数据内容的数据位置示为字节位置。此外，1簇＝32个扇区＝65536个字节，并且1个扇区＝2048 个字节。

字节数表示作为每个数据内容的大小的字节数。

缺陷列表DFL的前64个字节为缺陷列表管理信息。

记录了用于识别缺陷列表的簇的信息和诸如版本、缺陷列表更新的数量以及缺陷列表的条目数量的信息，作为缺陷列表管理信息。

此外，在字节位置64之后，记录了8字节的DFL条目作为缺陷列表的条目内容，即特定替换地址信息。

此外，紧接在最后的有效DFL条目#N之后，记录了8个字节的终止符信息，作为DFL条目结束。

在DFL中，在DFL条目结束之后，直到簇末尾的区域填充有00h。

图6示出了DFL条目的结构。

在本实施方式中，由于BD-R为一次写入盘，所以不能在盘上的记录位置处执行数据重写。因此，使用称为LOW的方法执行数据重写。也就是说，为了重写已记录数据，更新数据记录在盘上的另一位置，并且使用替换信息将原始地址与新地址相关联。

替换信息的一个具体示例是DFL条目。

在本实施方式中，将两种类型的条目类型“0”和“1”定义为DFL 条目。此外，对于条目类型“1”，进一步定义子类型“0”和“1”。因此，定义了图6所示的三种类型的DFL条目。

条目类型“0”的DFL条目为作为正常替换信息的条目。

另一方面，作为条目类型“1”的子类型“0”和“1”的DFL条目是作为扩展替换信息的条目。

在下面的描述中，为了区别起见，条目类型“0”的DFL条目将被称为“替换条目”，并且作为条目类型“1”的子类型“0”和“1”的DFL 条目将被称为“扩展条目”。此外，子类型“0”的扩展条目被称为“第一扩展条目”，子类型“1”的扩展条目被称为“第二扩展条目”。

一个DFL条目被配置成包括8个字节(64位)。各个位被示出为位 b63至b0。

首先，将描述作为正常替换信息的条目类型“0”的DFL条目(替换条目)。

条目类型“0”被记录在替换条目的位b63中。

替换源簇的物理地址(物理簇号：PCN)示出在位b62至b39(替换源PCN)中。也就是说，示出了由于缺陷或重写而被替换的簇。

在位b38中记录了有效数据标志。这是表示是否登记虚拟写入的信息。

未记录标志被记录在位b37中。这是表示是否登记未记录的缺陷的信息。

扩展标志被记录在位b36中。这是表示是否存在链接到条目的扩展条目(条目类型“1”的DFL条目)的信息。

通常，扩展标志被设定为0。然而，如后所述，根据重写操作的情况，存在在扩展条目被链接到替换条目的状态下生成扩展条目的情况。在此情况下，替换条目的扩展标志被设定为1。

替换目的地簇的物理地址(PCN)示出在位b35至b12(替换目的地 PCN)中。也就是说，在由于缺陷或重写而替换簇的情况下，位b35至b12 表示替换目的地的簇。

也就是说，在一个替换条目中，替换地址信息以示出替换源PCN与替换目的地PCN之间的关系的格式形成。

条目大小示出在位b11至b0中。如果一个簇被替换，则条目大小＝0。在两个或更多个簇为连续的区域中执行替换的情况下，根据条目大小示出连续簇的数量。

例如，条目大小＝1的情况表示，在头部具有替换源簇的两个簇将被替换为在头部具有替换目的地簇的两个簇。条目大小＝2的情况表示，在头部具有替换源簇的三个簇将被替换为在头部具有替换目的地簇的三个簇。

通过管理这样的条目大小，当替换多个连续的簇时，不必为每个簇生成替换条目。

接下来，将描述第一扩展条目(条目类型“1”，子类型“0”)。

条目类型“1”被记录在第一扩展条目的位b63中。

表示第一扩展条目中的扇区位图的簇的地址(PCN)的信息(位图PCN) 示出在位b62至b39中。分配了链接替换条目中的替换目的地PCN，作为位图PCN。

子类型“0”被记录在位b38中。

保留了b37至b32位。

位31至b0的32个位被设定为扇区位图。这是表示有效扇区或无效扇区的信息，其中，32个扇区中的每个扇区的每1位形成由位图PCN表示的簇。例如，“0”为有效扇区，并且“1”为无效扇区。

通过参考扇区位图，可以检查由位图PCN表示的簇中的32个扇区中的每个扇区是有效还是无效。

接下来，将描述第二扩展条目(条目类型“1”，子类型“1”)。

条目类型“1”被记录在第二扩展条目的位b63中。

以类似于上述第一扩展条目的方式，在位b62至b39中示出表示链接替换条目中的替换目的地PCN的位图PCN。

子类型“1”被记录在位b38中。

保留了b37至b32位。

在位b24中记录了位图开始标志。这是表示链接到某个替换条目的第一扩展条目的信息。在链接到替换条目的扩展条目(第一和第二扩展条目) 与某个数据重写操作(LOW)一起登记的情况下，位图开始标志设定为1。这表示扇区位图的第一信息(扩展条目不能再被追溯)。

在根据随后的数据重写操作添加扩展条目的情况下，扩展条目中的位图开始标志被设定为0。这表示存在先前的扩展条目(在RMW的情况下被追溯)。

先前的LOW簇号被记录在位b23至b0中。这表示在考虑到其中第二扩展条目已登记的当前LOW的情况下，在RMW先前为成功的LOW时的替换目的地PCN。这是表示在RMW的情况下被追溯的簇的信息。

利用上述第一和第二扩展条目，在RMW的情况下，即使从用作替换源的PCN的读取这次失败，也可以检查其他PCN中的有效扇区数据的存在。

在本实施方式中，当在LOW中以扇区为单位执行数据重写时执行 RMW。如上所述，RMW为用于在执行扇区写入之前读取包括扇区的簇的数据、通过将待更新的扇区的数据(更新数据)与读取扇区的数据(已记录数据)合并来创建新的簇单元数据、并在替换目的地的地址处记录所创建的簇单元数据的一系列操作。

这里，第一扩展条目与替换条目在RMW失败时或在其之后一起登记。在此情况下，扇区位图被优化(合并)并登记。

第二扩展条目作为包括先前的替换目的地PCN的条目与替换条目在 RMW失败时或在其之后一起登记。在第一次登记的情况下，如上所述将位图开始标志设定为1。

根据以下规则(a)、(b)和(c)添加扩展条目。

(a)不存在扩展条目的情况下

在RMW读取失败时登记第一和第二扩展条目，用于扇区写入目标簇。

(b)存在扩展条目时RMW成功的情况下

登记了具有通过将此时的扇区写入信息与先前的扇区位图合并而获得的扇区位图的第一扩展条目。此外，第二扩展条目添加了先前的LOW 簇号和位图开始标志＝1，并删除先前的扩展条目。

(c)存在扩展条目时RMW失败的情况下

第一和第二扩展条目只添加此时有效的扇区写入信息，并且先前的扩展条目被原样保存。

将参考图7描述根据此规则添加的扩展条目中的第一扩展条目的扇区位图的示例。

图7中的A示出了32位作为扇区位图。如果目标簇的所有扇区为有效扇区，则所有32位均为“0”。然而，此情形是在没有扩展条目的情况下成功读取RMW时的状态，并且不对应于上述规则并且不形成扩展条目。因此，实际上，不存在具有此扇区位图的扩展条目。

图7中的B示出了在与以上(a)相对应的情况下形成的扩展条目的扇区位图。

现在，假设由图7中的B的上部中的箭头写入所表示的扇区为重写(扇区写入)目标。这时，假设RMW读取已失败。重写目标扇区的数据，即从主机提供的更新数据被记录在由根据当前LOW而更新的替换条目所表示的替换目的地簇中。然而，由于RMW的读取失败，除更新数据的扇区之外的扇区为无效数据。因此，如下部所示，扇区位图是表示仅记录了更新数据的扇区为有效并且其他扇区为无效扇区的信息。

图7中的C示出了在与以上(b)相对应的情况下形成的扩展条目的扇区位图。

图7中的C的上部示出图7中的B的下部的状态。这里，假设由箭头写入所表示的扇区是扇区写入目标。此时，假设RMW读取成功。然后，由于先前记录了更新数据的扇区和当前记录了更新数据的扇区为有效，所以扇区位图如下部所示。也就是说，获得其中当前有效扇区的信息和直到上一次有效扇区的信息被合并的扇区位图。在此情况下，由于不需要先前的扇区位图，所以先前的扩展条目被删除，并且位图开始标志被设定为1。

图7中的D示出了在与以上(c)相对应的情况下形成的扩展条目的扇区位图。

图7中的D的上部示出图7中的C下部的状态。这里，假设由箭头写入所表示的扇区是扇区写入目标。

这时，假设RMW读取已失败。重写目标扇区的更新数据被记录在由根据当前LOW而更新的替换条目所表示的替换目的地簇中。然而，由于读取失败，除记录了更新数据的扇区之外的扇区为无效数据。因此，如下部所示，扇区位图是表示仅记录更新数据的扇区为有效并且其他扇区为无效扇区的信息。另一方面，由于先前的扩展条目的扇区位图具有其他有效扇区的信息，所以可以保存先前的扩展条目的扇区位图以便被参考。

将参考图8和图9描述由于此扇区位图转换而发生的根据LOW的 DFL条目(替换条目、第一扩展条目和第二扩展条目)的转换。

图8示出了簇的替换和扇区位图的转换，并且图9示出了每个时间点的DFL条目的状态。

在图8和图9中，提及对原始簇CL-A重复几次数据重写以及如簇 CL-A->CL-A'->CL-B->CL-C->CL-D->CL-E->CL-F的替换目的地转换的地址(PCN)的情况，作为示例。

图8中的A和图9中的A示出了根据从簇CL-A至CL-A'的转换在 LOW之后的状态。假设在此情况下，LOW中的RMW被正常执行。

因此，由于簇CL-A'的所有扇区均有效，所以图8中的A中的扇区位图全部为“0”(然而，由于在该时间点没有登记扩展条目，所以不存在扇区位图)。

作为DFL条目，替换源PCN(＝CL-A)和替换目的地PCN(＝CL-A') 由替换条目E1(条目类型“0”)示出，如图9中的A所示。

由于不满足上述规则(a)、(b)和(c)，所以没有生成扩展条目并且扩展标志被设定为0。

图8中的B和图9中的B示出了根据从簇CL-A'至CL-B的转换在 LOW之后的状态。假设图8中的B所示的扇区SC-x是重写目标。

假设在此情况下的LOW中的RMW被正常执行。因此，由于簇CL-B 的所有扇区均有效，所以图8中的B中的扇区位图均为“0”(然而，在该时间点也不存在扇区位图)。

生成图9中的B中的替换条目E2(条目类型“0”)作为DFL条目，并且替换源PCN(＝CL-A)和替换目的地PCN(＝CL-B)由替换条目E2 示出。也就是说，图9中的A中的替换条目E1的替换目的地PCN被更新。

此外，在该时间点删除替换条目E1。这是因为替换条目应该是表示针对一个替换源PCN的一个替换目的地PCN的信息。也就是说，这是因为如果替换条目E1和E2共存，则正确的最新替换目的地不清楚。

图8中的C和图9中的C示出了根据从簇CL-B至CL-C的转换在LOW 之后的状态。

假设扇区SC-y是更新目标。假设在此情况下的LOW中的RMW被正常执行。因此，由于簇CL-C的所有扇区均有效，所以图8中的C中的扇区位图均为“0”(然而，在该时间点也不存在扇区位图)。

生成图9中的C中的替换条目E3(条目类型“0”)作为DFL条目，并且替换源PCN(＝CL-A)和替换目的地PCN(＝CL-C)由替换条目E3 示出。也就是说，替换条目E2的替换目的地PCN被更新。替换条目E2 被删除。

图8中的D和图9中的D示出了根据从簇CL-C至CL-D的转换在 LOW之后的状态。假设扇区SC-z是更新目标。

在此情况下，假设RMW读取已失败。在簇CL-D的扇区中，只有重写目标扇区SC-z有效。因此，如图8中的D所示，扇区位图仅对于扇区 SC-z设定为“0”，并且对于其他扇区设定为表示“无效”的“1”。

生成图9中的D中的替换条目E4(条目类型“0”)作为DFL条目，并且替换源PCN(＝CL-A)和替换目的地PCN(＝CL-D)由替换条目E4 示出。替换条目E3被删除。

然后，由于满足上述规则(a)，所以第一扩展条目E5和第二扩展条目E6被登记以便链接到替换条目E4。因此，替换条目E4中的扩展标志被设定为1。

第一扩展条目E5的内容为条目类型“1”、位图PCN＝CL-D、子类型“0”以及图8中的D所示状态的扇区位图。

第二扩展条目E6的内容为条目类型“1”，位图PCN＝CL-D，子类型“1”，开始标志＝1以及先前的LOW簇号＝CL-C。开始标志＝1表示链接到替换条目E4的第一扩展条目。此外，先前的LOW簇号＝CL-C表示追溯以收集有效扇区数据的目的地(在RMW先前成功的LOW时的替换目的地PCN)是簇CL-C。

在DFL条目已达到图9中的D的状态之后的时间点，可以参考第一扩展条目E5来确定簇CL-D中的有效扇区。此外，通过参考第二扩展条目E6，可以通过追溯簇CL-C来确定可以收集的有效扇区的数据。

由于位图PCN是CL-D，所以扩展条目E5和E6被链接到最新的替换条目E4。也就是说，可以从最新替换条目E4的替换目的地PCN进行搜索。

图8中的E和图9中的E示出了根据从簇CL-D至CL-E的转换在LOW 之后的状态。假设扇区SC-w是更新目标。

在此情况下，假设RMW读取成功。例如，假设可以从簇CL-D或簇 CL-C读出所需的扇区数据，即除扇区SC-w之外的扇区数据，并且可以通过合并所需的多条扇区数据来重写数据。

生成图9中的E中的替换条目E7(条目类型“0”)作为DFL条目，并且替换源PCN(＝CL-A)和替换目的地PCN(＝CL-E)由替换条目E7 示出。替换条目E4被删除。

然后，由于满足上述规则(b)，所以第一扩展条目E8和第二扩展条目E9被登记以便链接到替换条目E7。因此，替换条目E7中的扩展标志被设定为1。

第一扩展条目E8的内容为条目类型“1”、位图PCN＝CL-E、子类型“0”以及图8中的E所示状态的扇区位图。

如图8中的E所示，由于满足上述规则(b)，所以对于扇区SC-z和 SC-w，扇区位图被设定为“0”，对于其他扇区，扇区位图被设定为表示“无效”的“1”。

第二扩展条目E9的内容为条目类型“1”、位图PCN＝CL-E、子类型“1”、开始标志＝1以及先前的LOW簇号＝CL-C。

开始标志＝1表示链接到替换条目E7的第一扩展条目。这是因为先前的扩展条目E5和E6被删除，并且扩展条目E8和E9是第一扩展条目。此外，先前的LOW簇号＝CL-C表示经追溯以收集有效扇区数据的目的地为簇CL-C。

在DFL条目已达到图9中的E的状态之后的时间点，可以参考第一扩展条目E8来确定簇CL-E中的有效扇区。此外，通过参考第二扩展条目E9，可以确定可以通过追溯到簇CL-C来收集有效扇区的数据。

此外，由于位图PCN是CL-E，所以扩展条目E8和E9被链接到最新的替换条目E7。也就是说，可以从最新替换条目E7的替换目的地PCN 进行搜索。

图8中的F和图9中的F示出了根据从簇CL-E至CL-F的转换在LOW 之后的状态。假设扇区SC-v是更新目标。

在此情况下，假设RMW读取已失败。生成图9中的F中的替换条目 E10(条目类型“0”)作为DFL条目，并且替换源PCN(＝CL-A)和替换目的地PCN(＝CL-F)由替换条目E10示出。替换条目E7被删除。

然后，由于满足上述规则(c)，所以第一扩展条目E11和第二扩展条目E12被登记以便链接到替换条目E10。因此，替换条目E10中的扩展标志被设定为1。此外，由于这是规则(c)的情况，所以现有的扩展条目 E8和E9被保持而不被删除。

第一扩展条目E11的内容是条目类型“1”、位图PCN＝CL-F、子类型“0”以及图8中的F所示状态的扇区位图。

如图8中的F所示，由于满足上述规则(c)，所以对于扇区SC-v，扇区位图被设定为“0”，并且对于其他扇区，扇区位图被设定为表示“无效”的“1”。

第二扩展条目E12的内容为条目类型“1”、位图PCN＝CL-F、子类型“1”、开始标志＝0以及先前的LOW簇号＝CL-E。

由于保持了现有的扩展条目E8和E9，所以第二扩展条目E12的开始标志被设定为0。

此外，先前的LOW簇号＝CL-E表示经追溯以收集有效扇区数据的目的地为簇CL-E。

在DFL条目已达到图9中的F的状态之后的时间点，可以参考第一扩展条目E11来确定簇CL-F中的有效扇区。此外，可以参考第二扩展条目E12来确定追溯到簇CL-E的扩展条目E8和E9，并且可以参考具有针对簇CL-E的扇区位图的第一扩展条目E8来确定簇CL-E中的有效扇区。此外，通过参考第二扩展条目E9，可以确定可以通过追溯到簇CL-C来收集有效扇区的数据。

此外，由于位图PCN是CL-F，所以扩展条目E11和E12被链接到最新的替换条目E10。也就是说，可以从最新替换条目E10的替换目的地PCN 进行搜索。此外，由于扩展条目E12的先前LOW簇号是CL-E，所以保持来自最新替换条目E10的链接状态。

如上所述，由于扩展条目在DFL条目中的规则(a)、(b)和(c)的预定条件下登记，所以可以参考DFL条目来检查有效扇区数据的存在和位置。

顺便提及，对于替换条目，第一扩展条目和第二扩展条目，位分配被设定为使得当替换条目、第一扩展条目和第二扩展条目被排序时布置顺序适于进行处理。

例如，作为图5中的每个8位DFL条目，登记了替换条目、第一扩展条目和第二扩展条目。然而，在盘驱动装置侧，以升序或降序对DFL 条目进行排序和处理。例如，在升序的情况下，布置正常的替换条目，并且然后按照PCN的顺序布置第一和第二扩展条目。

这是从MSB侧按照条目类型、PCN和子类型的顺序分配8位DFL条目，如图6所示。

以此方式，即使添加了扩展条目，在盘驱动装置侧的处理也不复杂。

<3.盘驱动装置的配置>

随后，将描述在以上光盘上执行记录/再现的盘驱动装置，作为本公开的记录装置的示例。

图10示出了盘驱动装置的配置。

盘1为上述实施方式的盘。盘1被装载在转台上(未示出)，并且在记录/再现操作时被主轴电机52驱动以恒定的线速度(CLV)或恒定的角速度(CAV)旋转。

此外，作为盘1上的沟槽轨道的摆动嵌入的ADIP地址以及作为预先记录信息的管理/控制信息由光学拾取器(光学头)51读出。

此外，在初始化格式化时或在用户数据记录时，管理/控制信息或用户数据由光学拾取器51记录在可记录区的轨道上。在再现时，读出由光学拾取器51记录的数据。

在光学拾取器51中，形成了用作激光源的激光二极管、用于检测反射光的光电检测器、用作激光输出端的物镜以及用于通过物镜将激光发射到盘记录表面并将反射光引导到光电检测器的光学系统(未示出)。

在光学拾取器51中，物镜被保持以便可以通过双轴机构在跟踪方向和聚焦方向上移动。

此外，整个光学拾取器51可以通过螺纹机构53在盘的径向方向上移动。

此外，光学拾取器51中的激光二极管被来自激光驱动器63的驱动信号(驱动电流)驱动以发射激光。

来自盘1的反射光信息由光学拾取器51中的光检测器检测、被转换为与接收的光量相对应的电信号并被提供给矩阵电路54。

矩阵电路54包括对应于来自作为光电检测器的多个光接收元件的输出电流的电流/电压转换电路、矩阵计算/放大电路等，并通过矩阵计算处理生成所需的信号。

例如，生成了与再现数据相对应的高频信号(再现数据信号)、用于伺服控制的聚焦误差信号、跟踪误差信号等。

此外，生成了与沟槽的摆动相关的信号，即作为用于检测摆动的信号的推挽信号。

此外，矩阵电路54可在光学拾取器51中整体形成。

从矩阵电路54输出的再现数据信号被提供给读/写器电路55，聚焦误差信号和跟踪误差信号被提供给伺服电路61，以及推挽信号被提供给摆动电路58。

读/写器电路55通过对再现数据信号执行二值化处理、使用PLL的再现时钟生成处理等来再现由光学拾取器51读出的数据，并将再现数据提供给调制/解调电路56。

调制/解调电路56包括在再现时作为解码器的功能部件和在记录时作为编码器的功能部件。

在再现时，基于再现时钟执行游程长度限制码解调处理，作为解码处理。

此外，ECC编码器/解码器57在记录时执行用于添加纠错码的ECC 编码处理并且在再现时执行用于执行纠错的ECC解码处理。

在再现时，由调制/解调电路56解调的数据被发送到内部存储器，并且执行错误检测/校正处理和诸如解交织的处理以获得再现数据。

基于系统控制器60的指令，读出由ECC编码器/解码器57解码为再现数据的数据，并将该数据发送到所连接的主机设备120。主机设备120 例如是计算机设备或视听(AV)系统设备。

由摆动电路58处理从矩阵电路54输出的作为与沟槽的摆动有关的信号的推挽信号。作为ADIP信息的推挽信号被摆动电路58解调为形成ADIP 地址的数据流，并被提供给地址解码器59。

地址解码器59通过解码所提供的数据来获取地址值，并将地址值提供给系统控制器60。

此外，地址解码器59通过使用从摆动电路58提供的摆动信号通过 PLL处理生成时钟，并且将时钟提供给每个单元以作为记录时的编码时钟。

此外，作为与沟槽的摆动有关的信号，从矩阵电路54输出的推挽信号作为预先记录的信息(PIC)的推挽信号在摆动电路58中经受带通滤波处理之后被提供给读/写器电路55。然后，在推挽信号被二值化成数据位流之后，数据位流由ECC编码器/解码器57进行ECC解码和解交织。因此，提取作为预先记录的信息的数据。所提取的预先记录的信息被提供给系统控制器60。

系统控制器60可以基于读取的预先记录的信息二执行各种操作设定处理、复制保护处理等。

在记录时，从主机设备120发送记录数据(新记录数据或已记录数据的更新数据)，并将记录数据发送到ECC编码器/解码器57中的存储器并进行缓存。

在此情况下，ECC编码器/解码器57对所缓冲的已记录数据添加纠错码、交织、子码等，作为编码处理。

此外，使用例如调制/解调电路56中的RLL(1-7)PP方法(RLL；游程长度限制，PP：奇偶保留/禁止rmtr(重复的最小转换游程长度))对 ECC编码数据进行调制，并且调制数据被提供给读/写器电路55。

使用如上所述从摆动信号生成的时钟，作为用作用于记录时的编码处理的基准时钟的编码时钟。

对于通过编码处理所生成的已记录数据，相对于记录层的特性、激光的光斑形状、记录线性速度等执行最佳记录功率的微调、激光驱动脉冲波形的调整等，以作为读/写器电路55中的记录补偿处理。然后，将所获得的数据作为激光驱动脉冲发送到激光驱动器63。

激光驱动器63将所提供的激光驱动脉冲提供给光学拾取器51中的激光二极管，以执行激光发射驱动。因此，在盘1上形成对应于记录数据的凹坑。

此外，激光驱动器63包括所谓的自动功率控制(APC)电路，并且进行控制，使得在使用监测设置在光学拾取器51中的激光功率的检测器的输出来监测激光输出功率时，激光输出恒定而与温度等无关。记录时和再生时的激光输出的目标值由系统控制器60给出，并且每个激光输出电平被控制成以变成记录时和再现时的目标值。

伺服电路61从来自矩阵电路54的聚焦误差信号和跟踪误差信号生成聚焦、跟踪和螺纹的各种伺服驱动信号，以执行伺服操作。

也就是说，根据聚焦误差信号和跟踪误差信号生成聚焦驱动信号和跟踪驱动信号，以驱动光学拾取器51中的双轴机构的聚焦线圈和跟踪线圈。因此，由光学拾取器51、矩阵电路54、伺服电路61和双轴机构形成跟踪伺服回路和聚焦伺服回路。

此外，响应于来自系统控制器60的轨道跳转命令，伺服电路61关闭跟踪伺服回路并输出跳转驱动信号以执行轨道跳转操作。

此外，伺服电路61基于作为跟踪误差信号的低频分量获得的螺纹误差信号生成螺纹驱动信号、从系统控制器60访问执行控制等，并且驱动螺纹机构53。尽管未示出，但是螺纹机构53具有包括用于保持光学拾取器51的主轴、螺纹电机、传动齿轮等的机构，并且通过根据螺纹驱动信号通过驱动螺纹电机，来执行光学拾取器51所需的滑动运动。

主轴伺服电路62执行控制以使主轴电机52以CLV或CAV旋转。

主轴伺服电路62获得通过对摆动信号进行PLL处理所生成的时钟，作为主轴电机52的当前转速信息，并将所获得的转速信息与预定的CLV 或CAV的参考速度信息进行比较，以生成主轴误差信号。

此外，在数据再现时，由于通过读/写器电路55中的PLL生成的再现时钟(用作解码处理的基准的时钟)是主轴电机52的当前转速信息，所以也可以通过将再现时钟与预定的CLV参考速度信息进行比较来生成主轴误差信号。

此外，主轴伺服电路62输出根据主轴误差信号所生成的主轴驱动信号，以使主轴电机52旋转。

此外，主轴伺服电路62也根据来自系统控制器60的主轴起动/制动控制信号生成主轴驱动信号，以执行诸如主轴电机52的启动、停止、加速和减速的操作。

上述伺服系统和记录/再现系统的各种操作由作为微计算机的系统控制器60控制。

系统控制器60根据来自主机设备120的命令执行各种处理。

例如，当从主机设备120发出写入命令时，系统控制器60首先将光学拾取器51移动到写入目标地址。此外，如上所述，ECC编码器/解码器 57和调制/解调电路56对从主机设备120发送的数据执行编码处理。然后，如上所述，来自读/写器电路55的激光驱动脉冲被提供给激光驱动器63，从而执行记录。

此外，例如，在从主机设备120提供请求发送记录在盘1上的某些数据的读取命令的情况下，首先对指定的地址执行访问操作控制。也就是说，向伺服电路61发出命令，使得光学拾取器51以读取命令指定的地址为目标执行访问操作。

此后，执行了将指定数据区段的数据发送到主机设备120所需的操作控制。也就是说，数据从盘1读出，并且读/写器电路55、调制/解调电路 56和ECC编码器/解码器57执行解码/缓冲等，来发送所请求的数据。

此外，当从主机设备120发出写入命令时，作为上述RMW读出数据。同样在此情况下，系统控制器60对包括重写目标扇区的簇执行类似的读取控制。

此外，在记录/再现数据时，系统控制器60可以使用由摆动电路58 和地址解码器59检测到的ADIP地址来控制访问或记录/再现操作。

此外，在预定的时间点，诸如当盘1被加载时，系统控制器60读取记录在盘1的BCA中的唯一ID或记录为仅再现区中的摆动沟槽的预先记录的信息(PIC)。

在此情况下，首先对BCA和PIC执行寻道操作控制。也就是说，向伺服电路61发出执行光学拾取器51对盘的最内周侧的访问操作的命令。

此后，光学拾取器51执行再现跟踪以获得作为反射光信息的推挽信号，并且摆动电路58、读/写器电路55和ECC编码器/解码器57执行解码处理。因此，获得作为BCA信息或预先记录的信息的再现数据。

系统控制器60基于以此方式读出的BCA信息或预先记录的信息，执行激光功率设定、复制保护处理等。

在该图中，示出了在系统控制器60内的高速缓冲存储器60a。例如，高速缓冲存储器60a用于从盘1的TDMA读出的信息或其更新。

例如，当盘1被加载时，系统控制器60控制每个单元以读出记录在 TDMA中的各种管理信息，并将所读取的管理信息存储在高速缓冲存储器 60a中。也包括上述DFL条目的信息。

此后，当执行由于数据重写或缺陷引起的替换处理时，高速缓冲存储器60a中的管理信息被更新。

例如，当通过LOW执行替换处理以更新包括DFL条目的管理信息时，管理信息可每次被附加记录在盘1的TDMA中。然而，此记录将加速盘1 的TDMA的消耗。

因此，例如，当从盘驱动装置弹出盘1时，在高速缓冲存储器60a中更新管理信息。然后，在弹出等时，高速缓冲存储器60a中的最后(最新) 管理信息被写入盘1的TDMA中。因此，由于在盘1上集中更新管理信息的多个更新，所以可以减少盘1的TDMA的消耗。

顺便提及，图10所示的盘驱动装置的配置示例为连接到主机设备120 的盘驱动装置的示例，但是可存在未连接到其他设备的盘驱动装置。在此情况下，提供了操作单元或显示单元，或者用于数据输入/输出的接口单元的配置与图10所示的不同。也就是说，根据用户的操作执行记录或再现并且形成用于输入/输出各种数据的终端单元是优选的。

不用说，可以考虑不同的其他配置作为配置示例。例如，也可以考虑如仅记录装置和仅再现装置的示例。

<4.数据重写处理>

将描述在上述盘驱动装置中的数据重写(LOW)时的系统控制器60 的控制处理的示例。

图11示出了在作为LOW的数据重写时的系统控制器60的处理。

当接收到来自主机设备120的针对某个扇区的写入命令和作为更新数据的扇区数据时，系统控制器60在图11的处理中从步骤S10进行到步骤 S11，以执行读取控制。这是作为RMW的数据读取的控制。具体地，系统控制器60控制每个单元以便读出包括重写目标扇区的簇的数据。然后，将重写目标扇区的更新数据和其他扇区的已记录数据合并以生成以簇为单位的写入数据。

然后，在步骤S12中，系统控制器60控制将在步骤S11中以簇为单位生成的写入数据写入盘1。系统控制器60如上所述控制每个单元以执行数据写入。在此情况下，指定的写入位置为盘1上的未记录状态的PCN。该PCN用作替换目的地PCN。

在步骤S13中，系统控制器60根据当前数据重写来更新管理信息。具体地，系统控制器60更新下一可写位置的信息或更新上述DFL条目。此外，尽管可对读入到高速缓冲存储器60a中的TDMA的信息执行本文的管理信息的更新，但是管理信息可以写入盘1。可替换地，可在盘1被加载时在高速缓冲存储器60a内更新管理信息，并且可在诸如盘弹出或断电的预定定时将管理信息写入盘1。

在此数据重写处理中，在本实施方式中，特别是在步骤S11的读取控制时，实现使用上述DFL条目的高效处理。

这里，为了理解本实施方式的处理，将参考图12描述比较例。图12 示出了在图11的步骤S11的读取控制中未使用扩展条目的情况下的处理的示例。

作为RMW的读取处理，首先，在步骤S101中，系统控制器60控制包括重写目标扇区的簇的数据的读取。也就是说，簇为包括已经从主机设备120指示重写的扇区的簇。

在根据读取控制的读取操作中可适当读出簇的数据的情况下，系统控制器60从步骤S102进行到步骤S103。在步骤S103中，将重写目标扇区的更新数据和读取的簇的扇区数据合并以生成以簇为单位的写入数据，并且处理进行到数据写入控制(图11中的步骤S12)。以上为可以正常完成读取的情况。

另一方面，在簇的数据读取由于某些原因不成功的情况下，系统控制器60从步骤S102进行到步骤S150。

首先，在步骤S150中，读出了包含在已发生读取错误的簇中的扇区信息。在BD型盘的情况下，扇区状态和先前位置地址(PLA)作为附加信息被记录在簇中。扇区状态是表示簇中每个扇区的有效性/无效性等的信息。PLA是先前重写时作为替换目的地的簇的地址。

在簇中已发生读取失败的情况下，存在可以读出扇区信息的情况以及不能读出扇区信息的情况。在不能读出扇区信息的情况下，系统控制器60 从步骤S151进行到步骤S158，以确定发生了读取错误。然后，由于不能收集除当前重写目标扇区之外的有效扇区数据，所以在步骤S159中使用无效数据执行合并，以生成以簇为单位的写入数据。也就是说，通过针对除布置有当前更新数据的扇区之外的所有扇区设置无效数据(例如，“0”数据)，以簇为单位生成写入数据并且处理进行到数据写入控制(图11中的步骤S12)。

在可以读出扇区信息的情况下，系统控制器60从步骤S151进行到步骤S152，以确定是否可以追溯到其他簇。也就是说，确定其他簇是否被示为PLA。如果不可以追溯到其他簇，则在步骤S158中确定已发生读取错误，并且在步骤S159中执行使用伪数据的合并。

在可追溯到其他簇的情况下，系统控制器60进行到步骤S153，以控制由PLA(即先前记录数据的位置)表示的簇的数据的读取。

然后，在其他簇的读取成功的情况下，系统控制器60从步骤S154进行到步骤S156，以合并读取的簇的有效扇区的数据。

然而，所有需要的有效扇区的数据不一定通过一次性向后簇读取获得。本文提及的所需有效扇区意味着例如除了当前更新的扇区之外的所有扇区。

因此，在步骤S157中，确定是否已收集了所需扇区的数据。也就是说，确定是否可以读出并合并除当前更新的扇区数据之外的所有扇区的数据。

在获得作为当前更新目标扇区之外的所有扇区的有效扇区数据的情况下，系统控制器60从步骤S157进行到步骤S103，以将读取的有效扇区数据与更新数据合并。因此，由于可以形成不包括伪数据的以簇为单位的写入数据，所以处理进行到数据写入控制(图11中的步骤S12)。

也就是说，即使当具有记录目标扇区的簇的读取失败时，也可以通过追溯到过去记录的簇来收集扇区数据。因此，这是没有发生读取错误的情况。

另一方面，在确定在步骤S157中还没有获得所需扇区数据的情况下，系统控制器60返回到步骤S152，以参考通过跟踪读取的簇的扇区信息来检查是否可以进一步跟踪(PLA示出)。

然后，如果可以进行跟踪，则执行步骤S153至S156。可替换地，在不可以进行跟踪的情况下，在步骤S158中确定已发生读取错误。

另外，存在跟踪的簇不能被读出的情况。此时，系统控制器60从步骤S154返回到S150，以读出已发生读取失败的簇的扇区信息。然后，根据扇区信息是否能够被读出来执行上述处理。

通过执行如上所述的处理，即使包括重写目标扇区的簇的读取在开始时失败，也发生有效扇区数据被搜索回先前替换的簇，并因此由于没有确定已发生读取错误，所以可以生成仅基于有效扇区数据的以簇为单位的写入数据的情况。

然而，这在以下几点上是不利的。

首先，如果在步骤S150中不能读出已发生读取失败的簇的扇区信息，则也不能进行跟踪，并且不能确定哪个扇区为有效扇区。在首先已发生读取失败的簇中，在许多情况下不能读出扇区信息。因此，可以搜索和恢复有效扇区数据的可能性相对较低。

此外，由于由PLA表示的簇被逐个读出以用于跟踪，到所需信息的位置的访问时间增加。因此，需要用于生成其中已恢复有效扇区数据的以簇为单位的写入数据的时间。此外，由于最终确定在通过追溯到最后不能读出簇的情况下发生读取错误，所以在确定已发生读取错误的情况下也需要时间。此外，由于这种情况，图11中的步骤S11的处理需要很长时间。最终，对主机设备120的写入命令的响应降低。

为了解决这些不便，在本实施方式的情况下，将上述扩展条目记录在盘1上，并且即使在LOW失败时，盘驱动装置也使用扩展条目执行有效扇区数据恢复或读取错误确定。

图13示出了由本实施方式的盘驱动装置在图11中的步骤S11进行的读取控制(处理实例I)。

首先，系统控制器60控制在步骤S101中记录的簇的数据的读取，作为RMW的读取处理。也就是说，簇为包括已经从主机设备120指示重写的扇区的簇。此外，在已经对具有由主机设备120指定的扇区的簇执行一或多次LOW以使得替换条目被登记的情况下，替换条目的替换目的地簇为读取目标。

在根据读取控制的读取操作中可适当读出簇的数据的情况下，系统控制器60从步骤S102进行到步骤S103。在步骤S103中，将重写目标扇区的更新数据和读取的簇的扇区数据合并以生成以簇为单位的写入数据，并且处理进行到数据写入控制(图11中的步骤S12)。上述为可以正常完成读取的情况，并且到目前为止的内容与图12中的比较例中的内容相似。

在由于某些原因簇的数据读取不成功的情况下，系统控制器60从步骤S102进行到步骤S110。

在步骤S110中，系统控制器60从DFL条目获取已发生读取错误的簇的扇区信息。也就是说，在DFL条目之中，搜索其中数据读取当前已经失败的簇被登记为替换目的地簇的替换条目。

然后，在步骤S111中，系统控制器60检查链接到其中簇是替换目的地簇的替换条目的扩展条目是否已被登记。

在首先发生读取失败的目标簇没有被过去执行的LOW记录的情况下，不存在簇是替换目的地簇的替换条目。此外，即使可以搜索替换条目，如果替换条目的扩展标志为0，则不存在扩展条目。在这些情况下，由于无法恢复有效扇区数据，所以系统控制器60从步骤S111进行到步骤S117，以确定已发生读取错误。然后，由于不能收集除当前重写目标扇区之外的有效扇区数据，所以在步骤S118中使用无效数据执行合并，以生成以簇为单位的写入数据。也就是说，通过针对除布置当前更新数据的扇区之外的所有扇区设置无效数据(例如，“0”数据)，以簇为单位生成写入数据并且处理进行到数据写入控制(图11中的步骤S12)。

在存在针对发生读取失败的簇的扩展条目的情况下，系统控制器60 从步骤S111进行到步骤S112，以检查是否仍然可以读出有效扇区数据。也就是说，检查第一扩展条目的扇区位图或第二扩展条目的先前LOW簇号和位图开始标志，并且检查向后读取是否仍然可以用于扇区数据恢复。

在存在可以读出有效扇区数据的可能性的情况下，即在没有跟踪的情况下，处理进行到步骤S113。在步骤S113中，待补充的扇区数据的位置 (地址：PCN和扇区号)基于扩展条目的信息指定，并且执行地址的数据读取控制。

然后，在可以读出所需的扇区数据的情况下，系统控制器60从步骤 S114进行到步骤S115，以合并读取的簇的有效扇区的数据。同样在此情况下，所有必需的有效扇区的数据不一定通过一次性补充数据读取获得。同样在此情况下，所需的扇区意味着例如除了待被当前写入命令更新的扇区之外的所有扇区。

因此，在步骤S116中，确定是否已经收集了所需扇区的数据。也就是说，确定是否可以读出并合并除当前更新的扇区之外的每个扇区的数据。

在获得作为当前更新目标扇区之外的所有扇区的有效扇区数据的情况下，系统控制器60从步骤S116进行到步骤S103，以将所读取的有效扇区数据与更新数据合并。因此，由于可以形成不包括伪数据的基于扇区数据的以簇为单位的写入数据，所以处理进行到数据写入控制(图11中的步骤S12)。

也就是说，即使当具有记录目标扇区的簇的读取失败时，也可以参考 DFL条目通过追溯到过去记录的簇来收集扇区数据。因此，这是没有发生读取错误的情况。

在步骤S114中确定读取失败的情况下，系统控制器60返回步骤S112。此外，而且在步骤S116中确定尚未获得所需扇区的数据的情况下，处理返回到步骤S112。

在这些情况下，如果跟踪仍然是可能的，则在步骤S113中基于DFL 条目的信息执行在记录了待补充数据的位置读出数据的控制。

另一方面，在步骤S112中不能进行跟踪的情况下，也就是说，在DFL 条目中不存在进一步跟踪的信息，在尚未获得所需扇区的数据的状态下，在步骤S117中确定已发生读取错误，在步骤S118中执行使用无效数据的合并，并且处理进行到数据写入控制(图11中的步骤S12)。

将参考图9描述上述处理的具体示例，特别是步骤S113的处理。

例如，假设DFL条目当前处于图9中的D的状态中。假设从主机设备120提供给出用于重写簇CL-A中的某个扇区的指令和更新数据的写入命令。

在此情况下，在RMW操作中，根据写入命令，首先读出当前时间点的替换条目E4的替换目的地PCN所表示的簇CL-D。然而，假设读取不能进行到步骤S112，则针对簇CL-D搜索替换条目E4以及扩展条目E5 和E6。

由于可以从第一扩展条目E5的扇区位图检查簇CL-D的有效扇区，因此可以在步骤S113中尝试读取有效扇区。

此外，即使在该步骤中没有获得所需的扇区数据，也可以从第二扩展条目E6的先前LOW簇号检查簇CL-C，并访问簇CL-C以收集所需的扇区数据。通过该处理，发生可以收集用于合并所需的扇区数据的情况。

此外，假设DFL条目处于图9中的F的状态。与上述类似，假设从主机设备120提供给出用于重写簇CL-A中的某个扇区的指令和更新数据的写入命令。

在此情况下，在RMW操作中，根据写入命令，首先读出当前时间点的替换条目E10的替换目的地PCN所表示的簇CL-F。然而，假设读取无法进行到步骤S112，则针对簇CL-F搜索替换条目E10和扩展条目E8、 E9、E11和E12。

由于可以从第一扩展条目E11的扇区位图检查簇CL-F的有效扇区，因此可以在步骤S113中尝试读取有效扇区。

此外，即使在该步骤中没有获得所需的扇区数据，也可以从第二扩展条目E12的先前LOW簇号检查簇CL-E，并从簇CL-E的第一扩展条目 E8检查簇CL-E中的有效扇区。因此，在步骤S113中，可以尝试读取有效扇区。

此外，即使在该步骤中没有获得所需的扇区数据，也可以从第二扩展条目E9的先前LOW簇号检查簇CL-C，并访问簇CL-C以收集所需的扇区数据。通过该处理，发生可以恢复扇区数据的情况。

此外，由于在第二扩展条目E9中的位图开始标志为1，所以扩展条目不能再被追溯。如果在此状态下未准备扇区数据，则会发生读取错误。

在本实施方式的此处理实例I中，即使包括重写目标扇区的簇的读取在开始时失败，也发生有效扇区数据参考DFL条目被追溯到先前替换的簇的情况，由于不确定已发生读取错误，因此可以生成仅基于有效扇区数据的以簇为单位的写入数据。

这在下面的比较例中是有利的。

首先，由于扇区信息被记录为与已发生读取失败的簇在不同的位置(管理区域)的DFL条目，所以与比较例的情况相比，将读出扇区信息 (特别是扇区位图和先前的LOW簇号)的可能性非常高。如果不存在扇区信息，则不能通过跟踪恢复有效扇区数据。因此，恢复强度大大提高。

此外，可以从DFL条目直接确定待补充以用于进行以簇为单位生成写入数据的合并处理的扇区数据的记录位置(地址)。这意味着与逐个读出簇以检查是否存在有效扇区的比较例相比，访问效率大大提高。因此，扇区数据恢复所需的时间可以大大缩短。

具体地，由于可以在高速缓冲存储器60a内检查DFL条目，所以盘访问不需要检查扇区位图或者先前的LOW簇号。这也产生更有效的处理和提高的访问效率。

此外，通过检查是否可以跟踪DFL条目，可以在确定不能跟踪的时候做出读取错误确定。因此，即使在发生读取错误的情况下也可以缩短时间。

从这些事实来看，图11中的步骤S11的处理时间缩短，并且也提高对主机设备120的响应。

接下来，图14示出了图11中的步骤S11的读取控制(处理实例II)。此外，与图13相同的处理由相同的步骤号表示，并且将省略其详细描述。

在图14的处理实例II中，在系统控制器60无法读取包括针对其的重写指令在步骤S102中已从主机设备120给出的区段的簇的情况下，系统控制器60进行到如图13所示的步骤S110和S111。具体地，在存在扩展条目的情况下，确定替换簇的DFL条目的信息是否可以在步骤S121中连续地读出。

这里，可以连贯读出替换簇的事实意味着数据已被写入多个过去的 LOW的簇，即被追溯以收集扇区数据的所有簇在盘1上为物理连续的。

例如，在图9中的F的情况下，通过PCN确定簇CL-F、CL-E和CL-C 为物理连续的簇。

在实际使用模式中，在LOW时写入数据的替换簇例如由作为管理信息记录在TDMA中的下一可写地址(NWA)来指定。NWA为表示可以执行下一写入的PCN的信息。此外，每当执行数据重写操作时，NWA被更新，以便指定已执行写入的下一PCN。因此，在重复更新某个簇的扇区数据的情况下，替换簇将为物理连续的可能性高。

在发生此情况的情况下，在读取过去的多个簇时，连续读出多个簇是有效的。

因此，在可以连贯读出替换簇的情况下，系统控制器60从步骤S121 进行到S122，以执行连贯读出多个簇的控制。

然后，在读取成功的情况下，系统控制器60从步骤S123进行到步骤 S124，以合并读取的簇的有效扇区的数据。然后，在步骤S125中，确定是否已经获得了除当前更新的扇区数据之外的所需扇区的数据。如果确定已获得了除当前更新的扇区数据之外的所需扇区的数据，则处理进行到步骤S103。

另一方面，在步骤S123中确定读取失败的情况下或者在步骤S125中确定未获得所需扇区的情况下，在步骤S117中确定已发生读取错误，在步骤S118中执行使用无效数据的合并，并且处理进行到数据写入控制(图 11中的步骤S12)。

在步骤S121中确定不能连贯读出替换簇的情况下，系统控制器60执行步骤S112、S113、S114、S115和S116的处理。这与图13的处理类似。

如上所述，在图14的处理实例II中，如果待追溯的多个簇在物理上是连续的并且可以被读出，则簇被连贯地读出。因此，由于可以提高簇访问的效率，因此可以获得快速完成图11的读取处理的机会。

此外，在图14的示例中，在可以追溯的所有多个簇物理连续的情况下，执行步骤S122的处理。然而，这可应用于连贯的簇中的一些。也就是说，在可被识别为可被DFL条目跟踪的多个簇中的一些簇为物理连续的情况下，自然可以一次连续读出连贯的簇。这也提高了读取效率。

接下来，在图11的步骤S13的管理信息更新中，将参考图15描述 DFL条目更新处理。

由于执行LOW，系统控制器60需要更新DFL条目。也就是说，如参考图8和图9所述，执行用于根据写入状态生成/更新替换条目或生成扩展条目的处理。

系统控制器60在步骤S30中更新替换条目(条目类型“0”的DFL 条目)。也就是说，如参考图9所述，生成了使表示新的替换目的地簇的替换目的地PCN与替换源的簇(替换源PCN)相对应的替换条目。

此外，对于扩展标志，如果在该时间点的现有替换条目(在下文中，“旧的替换条目”)为“1”，则为更新生成的替换条目也被设定为“1”。即使旧的替换条目为“0”，在当前发生读取错误并满足上述扩展条目添加的规则(a)的情况下，将要生成的替换条目中的扩展标志被设定为1以便生成扩展条目。

如果旧的替换条目的扩展标志为0，并且当前没有发生读取错误，则在为更新生成的替换条目中，扩展标志也被设定为0。

在步骤S31中，根据当前RMW中是否发生读取错误，进行分支处理。在没有发生读取错误的情况下，根据步骤S32中是否存在对应的扩展条目来进行分支处理。

此外，在此情况下，扩展条目的存在或不存在通过参考旧替换条目的扩展标志而不是在步骤S30中生成的替换条目来确定。

在没有发生读取错误并且没有扩展条目的情况下，不满足扩展条目添加的上述规则(a)、(b)和(c)。因此，不生成扩展条目。然后，在步骤 S40中，系统控制器60删除旧的替换条目，并结束DFL更新处理。

这是在参考图9中的A、图9中的B和图9中的C描述的情况下的 DFL更新处理。

没有发生读取错误但是存在扩展条目对应于规则(b)的情况。因此，系统控制器60在步骤S33中搜索对应的扩展条目，并且在步骤S34中在合并扇区位图之后添加第一和第二扩展条目。在步骤S35中，删除现有的扩展条目。然后，在步骤S40中，系统控制器60删除旧的替换条目，并结束DFL更新处理。

这是在参考图9中的E所描述的情况下的DFL更新处理。

在发生读取错误的情况下，即，在执行图13或图14的步骤S158和 S159的处理的情况下，系统控制器60根据在步骤S36中是否存在相应的扩展条目来对处理进行分支。

没有扩展条目的情况对应于规则(a)。因此，系统控制器60在步骤 S39中生成并登记扩展条目。

具体地，系统控制器60将条目类型设定为“1”、将子类型设定为“0”，并将替换目的地PCN设定为位图PCN，从而生成具有与位图PCN对应的扇区位图的第一扩展条目。

此外，系统控制器60将条目类型设定为“1”、将子类型设定为“1”、将替换目的地PCN设定为位图PCN并将位图开始标志设定为1，从而生成先前LOW的替换目的地PCN为先前LOW簇号的第二扩展条目。然后，在步骤S40中，删除旧的替换条目。

这是在参考图9中的D所描述的情况下的DFL更新处理。

发生读取错误并且存在对应于规则(c)的扩展条目的情况。因此，系统控制器60在步骤S37中搜索对应的扩展条目，并在步骤S38中添加第一和第二扩展条目。

具体地，系统控制器60将条目类型设定为“1”、将子类型设定为“0”，并将替换目的地PCN设定为位图PCN，从而生成具有与位图PCN对应的扇区位图的第一扩展条目。

此外，系统控制器60将条目类型设定为“1”、将子类型设定为“1”、将替换目的地PCN设定为位图PCN并将位图开始标志设定为0，从而生成所搜索的现有扩展条目中的最新扩展条目的位图PCN为先前的LOW簇数的第二扩展条目。此外，在此情况下，现有的扩展条目不会被删除。

然后，在步骤S40中，系统控制器60删除旧的替换条目，并结束DFL 更新处理。

这是在参考图9中的F所描述的情况下的DFL更新处理。

通过如上所述更新DFL条目，可以如图13和图14所示使用DFL条目恢复扇区数据。

<5.总结与变形>

在上述的本实施方式中，可以得到以下效果。

本实施方式的盘驱动装置包括能够相对于盘1(记录介质)以簇为单位(第二数据单位)执行数据写入并且以扇区为单位执行数据读取的写/ 读单元，在簇中多个扇区(预定数据量的第一数据单位)是连贯的。写/ 读单元为包括光学拾取器51、主轴电机52、螺纹机构53、矩阵电路54、读/写器电路55、调制/解调电路56、ECC编码器/解码器57、摆动电路58、伺服电路61、主轴伺服电路62和激光驱动器63的组成部分。此外，盘驱动装置包括作为控制单元的系统控制器60。响应于来自主机设备120的重写扇区数据的指令，系统控制器60指示写/读单元使用与重写指令和已从盘1读出的已记录数据相关的更新数据来生成以簇为单位的写入数据并且将写入数据写入盘1上的未记录地址(LOW以执行RMW)。此外，系统控制器60生成或更新用于将作为替换目的地的写入数据被写入的地址与替换源的地址相关联的替换信息(替换条目)，并且根据如规则(a)、(b) 和(c)所示的预定条件，生成包括针对写入数据中的每个扇区的有效/无效信息(扇区位图)的扩展替换信息(第一和第二扩展条目)，以作为链接到替换条目的信息。

通过将包括更新数据的写入数据记录在盘1上的与已记录数据不同的位置并管理替换信息，可以在一次写入盘上重写数据。

这里，写/读单元的数据写入以簇为单位执行。然而，在存在来自主机设备120的以扇区为单位重写数据的指令的情况下，读出记录的簇、合并有效扇区数据和待更新的扇区数据以生成以簇为单位的数据，所生成数据被写入盘1。这就是所谓的RMW。此时，即使簇读取失败，在某些情况下也可以通过访问过去的替换簇来读出有效扇区数据。在恢复此扇区数据时，在本实施方式中参考DFL条目。这是因为有效扇区可以由DFL条目确定。

因此，由于不需要麻烦地读出过去的簇并确定有效扇区，所以恢复扇区数据的访问效率大大提高。此外，由于可以缩短RMW中的读取处理时间，所以对主机设备120的响应也得到提高。

此外，在生成以簇为单位的数据所需的已记录数据不能响应于重写指令在记录数据的读取(在RMW时的读取)中读出的情况下，系统控制器 60参考扩展条目检查记录了所需的已记录数据的其他地址，并控制写/读单元从其他地址读出数据(S110至S113)。

由于不能参考扩展替换信息检查记录作为所需的已记录数据的有效数据的地址，因此即使所需的已记录数据不能从已经给出了重写指令的地址读出，也可以尝试通过检查其他地址来有效地读出记录数据。

此外，在即使执行了从用扩展替换信息可以检查出的所有其他地址的读取，也不能读出生成以簇为单位的写入数据所需的已记录数据的情况下，系统控制器60确定发生了读取错误(S117)。

也就是说，在从已经给出重写指令的地址的读取不成功的情况下，不确定自身已发生读取错误。然后，在进一步尝试从由扩展条目所检查的地址进行读取并且不能获得所需的已记录数据的情况下，确定已发生读取错误。因此，可以尽可能地避免读取错误，并增加通过原始RMW操作的数据重写的可能性。

此外，在从盘1成功读出所需的已记录数据的情况下，系统控制器60 通过将与重写指令相关的更新数据与读取的已记录数据组合来生成写入数据(S103)。另一方面，在确定已发生读取错误的情况下，与重写指令相关的更新数据和无效数据被组合以生成以簇为单位的写入数据(S118)。

因此，即使在不能读出所需的已记录数据的情况下，至少向盘1写入与重写指令相关的更新数据。也就是说，由于执行了由主机指定的更新数据的写入，即使RMW的读取失败，也可以提高记录可靠性。

此外，系统控制器60在确定已发生读取错误的条件下生成扩展条目 (S38、S39)。这是上述规则(a)和(c)的情况。

即使在发生读取错误的情况下，假设执行了重写数据的写入，则对于已发生RMW的读取错误的地址生成并登记扩展条目，使得随后可以跟踪过去的已记录数据。也就是说，在最需要的情况下，生成扩展条目。

此外，在存在用于读取不成功的已记录数据的扩展条目的情况下，系统控制器60保持现有的扩展替换信息和所生成的扩展替换信息(S38)。

通过允许新的扩展替换信息和现有的扩展替换信息共存，可以读回包括过去读取错误的已记录数据。

此外，在执行通过将与重写指令相关的更新数据与记录数据组合而生成的写入数据写入盘1的情况下，系统控制器60在存在用于已记录数据的扩展条目的条件下，生成包括现有扩展条目的有效/无效信息(扇区位图) 的扩展条目，并删除现有的扩展条目(S34、S35)。这是在上述规则(b) 的情况下的处理。

这是为了生成与现有的扩展替换信息合并的扩展替换信息，以便在响应于过去的读取错误生成扩展替换信息的情况下，即使读取已记录数据成功并且可以适当地执行重写，也可以跟踪包括过去的读取错误的已记录数据。在此情况下，由于不需要现有的扩展替换信息，因此通过删除现有的扩展替换信息，可以提高DFL条目的效率并减少数据量。

此外，在可以参考扩展条目检查地址的多个簇在盘1上为物理连续的情况下，系统控制器60控制写/读单元从多个连续簇连续读出数据(S121、 S122)。

如果可以被追溯以用于读取已记录数据的簇为物理连续的，则可以通过一次访问和读出簇来使访问更有效率。

此外，系统控制器60指示写/读单元将包括替换条目和扩展条目的管理数据写入盘1。

例如，如上所述，可在高速缓冲存储器60a上执行包括DFL条目的管理信息的更新。然而，在诸如盘弹出或关机的预定定时，可将包括DFL 条目的管理信息写入盘1。

如图13和图14所示，通过将包括替换条目和扩展条目的管理数据写入盘1，即使在将盘1弹出并重新加载或加载到另一个盘驱动装置的情况下，也可以参考DFL条目恢复扇区数据。

此外，系统控制器60生成或更新替换条目，使得最新替换目的地的地址对应于第一次重写操作中替换源的地址。此外，生成包括作为重写操作中的替换目的地的簇的PCN的第一扩展条目以及PCN中的扇区位图以及包括作为重写操作中的替换目的地的簇的PCN的第二扩展条目以及在鉴于当前LOW先前的RMW为成功的LOW时的替换目的地PCN以作为扩展条目。

利用这种结构，实现了作为替换条目和扩展条目的功能，特别是作为被引用以用于恢复扇区数据的信息的必要最小信息存储功能。

在作为本实施方式的记录介质的盘1上，提供管理信息区(例如，包括TDMA的内区)，以记录管理数据，该管理数据包括用于将写入包括更新数据的写入数据的地址与替换源的地址相关联的替换条目，以及作为链接到替换条目的信息并且包括作为写入数据的簇中的扇区的有效/无效信息的扩展条目。

通过形成扩展条目可在管理信息区中记录的记录介质，记录装置可以参考数据重写时的管理数据来检查用于构建更新数据的有效记录数据或有效记录数据的地址的存在。

此外，本实施方式的盘1上的管理信息结构，例如，DFL条目的格式或作为替换条目和扩展条目的类型仅为示例。可应用信息格式，通过该信息格式，在RMW时至少可以确定作为管理信息的有效扇区数据或检查地址。

此外，图11、图13、图14和图15所示的各处理也为示例，自然地假设各种变形。

本发明的记录介质为具有各种记录格式和形状的记录介质，诸如下一代光盘、卡介质、全息图介质和除了BD之外的体积型记录介质，并且可以应用为一次写入型记录介质。

本发明的记录装置和记录方法可以用作对应于各种记录介质的记录装置及其记录方法。

此外，本说明书中描述的效果仅为例示性的而非限制性的，并且可能存在其他效果。

此外，本技术也可以采用以下配置。

(1)记录装置，包括：

写/读单元，能够相对于记录介质以第二数据单位执行数据写入并且以第一数据单位执行数据读取，在第二数据单位中预定数据量的多个第一数据单位是连贯的；以及

控制单元，响应于针对第一数据单位的数据的重写指令，指示写/读单元使用与重写指令相关的更新数据和从记录介质读出的已记录数据生成第二数据单位的写入数据并且将写入数据写入记录介质上的未记录地址，写入数据被写入的地址作为替换目的地，生成或更新用于将写入数据被写入的地址与替换源的地址相关联的替换信息，并且根据预定条件，生成包括针对写入数据中的每条第一数据单位的数据的有效/无效信息的扩展替换信息，作为链接到替换信息的信息。

(2)根据(1)所述的记录装置，

其中，在响应于重写指令从记录介质读取已记录数据时不能读出所需的已记录数据的情况下，控制单元参考扩展替换信息检查所需的已记录数据被记录的其他地址，并且控制写/读单元以从其他地址读出数据。

(3)根据(2)所述的记录装置，

其中，在即使执行了从用扩展替换信息可以检查出的所有其他地址的读取，也不能读出生成第二数据单位的写入数据所需的已记录数据的情况下，控制单元确定发生了读取错误。

(4)根据(3)所述的记录装置，

其中，控制单元在从记录介质成功读取所需的已记录数据的情况下，通过组合与重写指令相关的更新数据和读取的已记录数据，生成第二数据单位的写入数据，以及

在确定已发生读取错误的情况下，通过组合与重写指令相关的更新数据和无效数据，生成第二数据单位的写入数据。

(5)根据(4)所述的记录装置，

其中，控制单元在确定已发生读取错误的条件下生成扩展替换信息。

(6)根据(5)所述的记录装置，

其中，控制单元在存在用于读取不成功的已记录数据的扩展替换信息的情况下，保持现有的扩展替换信息和所生成的扩展替换信息。

(7)根据(4)至(6)中任一项所述的记录装置，

其中，在执行了将通过组合与重写指令相关的更新数据与已记录数据而生成的写入数据写入记录介质的情况下，控制单元在存在用于已记录数据的扩展替换信息的条件下，生成包括现有的扩展替换信息的有效/无效信息的扩展替换信息并且删除现有的扩展替换信息。

(8)根据(2)至(7)中任一项所述的记录装置，

其中，在通过参考扩展替换信息而可以检查其地址的多个第二数据单位在记录介质上物理连续的情况下，控制单元控制写/读单元以从多个连贯的第二数据单位连续地读出数据。

(9)根据(1)至(8)中任一项所述的记录装置，

其中，控制单元指示写/读单元将包括替换管理信息和扩展替换管理信息的管理数据写入记录介质。

(10)根据(1)至(9)中任一项所述的记录装置，

其中，控制单元生成或更新替换信息，使得最新的替换目的地的地址对应于第一次重写操作中的替换源的地址，以及

控制单元生成，

第一扩展替换信息，包括作为重写操作中的替换目的地的第二数据单位的地址和第二数据单位中的每条第一数据单位的数据的有效/无效信息，以及

第二扩展替换信息，包括作为重写操作中的替换目的地的第二数据单位的地址和先前重写操作中的替换目的地的地址，

作为扩展替换信息。

(11)一种记录装置的记录方法，记录装置包括可以相对于记录介质以第二数据单位执行数据写入并且以第一数据单位执行数据读取的写/读单元，在第二数据单位中预定数据量的多个第一数据单位是连贯的，该方法包括：

响应于针对第一数据单位的数据的重写指令，指示写/读单元使用与重写指令相关的更新数据和从记录介质读出的已记录数据生成第二数据单位的写入数据；并将写入数据写入记录介质上的未记录地址的步骤；

写入数据被写入的地址作为替换目的地，生成或更新用于将写入数据被写入的地址与替换源的地址相关联的替换信息的步骤；以及

根据预定条件，生成包括写入数据中的每条第一数据单位的数据的有效/无效信息的扩展替换信息，作为链接到替换信息的信息的步骤。

(12)一种记录有用户数据和管理数据的记录介质，对该记录介质执行第二数据单位的数据写入，在第二数据单位中预定数据量的多个第一数据单位是连贯的，并且在重写第一数据单位的数据时第二数据单位的写入数据通过更新数据和已记录数据被写入未记录地址，

其中，设置有管理信息区以记录管理数据，该管理数据包括

替换信息，用于通过数据重写操作将写入数据被写入的地址作为替换目的地而与替换源的地址相关联，以及

扩展替换信息，作为链接到替换信息的信息并且包括针对写入数据中的每条第一数据单位的数据的有效/无效信息。

附图标记列表

1 盘

51 光学拾取器

52 主轴电机

53 螺纹机构

54 矩阵电路

55 读/写器电路

56 调制/解调电路

57 ECC编码器/解码器

58 摆动电路

60 系统控制器

61 伺服电路

62 主轴伺服电路

63 激光驱动器。

Claims (7)

1.一种记录装置，包括：

写/读单元，能够相对于记录介质以第二数据单位执行数据写入并且以第一数据单位执行数据读取，在所述第二数据单位中预定数据量的多个第一数据单位是连贯的；以及

控制单元，响应于针对所述第一数据单位的数据的重写指令，指示所述写/读单元使用与所述重写指令相关的更新数据和从所述记录介质读出的已记录数据，生成第二数据单位的写入数据并且将所述写入数据写入所述记录介质上的未记录地址，所述写入数据被写入的地址作为替换目的地，生成或更新用于将所述写入数据被写入的地址与替换源的地址相关联的替换信息，并且根据预定条件，生成包括针对所述写入数据中的每条第一数据单位的数据的有效/无效信息的扩展替换信息，作为链接到所述替换信息的信息，

其中，在响应于所述重写指令从所述记录介质读取所述已记录数据时不能读出所需的所述已记录数据的情况下，所述控制单元参考所述扩展替换信息检查所需的所述已记录数据被记录的其他地址，并且控制所述写/读单元从所述其他地址读出所需的所述已记录数据，

在即使执行了从用所述扩展替换信息能够检查出的所有其他地址的读取，也不能读出生成所述第二数据单位的所述写入数据所需的所述已记录数据的情况下，所述控制单元确定发生了读取错误，

所述控制单元在从所述记录介质成功读取所需的所述已记录数据的情况下，通过组合与所述重写指令相关的所述更新数据和读取的所需的所述已记录数据，生成所述第二数据单位的所述写入数据，以及

所述控制单元在确定已发生所述读取错误的情况下，通过组合与所述重写指令相关的所述更新数据和无效数据，生成所述第二数据单位的所述写入数据，以及

在执行了将通过组合与所述重写指令相关的所述更新数据与读取的所需的所述已记录数据而生成的所述写入数据写入所述记录介质的情况下，所述控制单元在存在用于读取的所需的所述已记录数据的所述扩展替换信息的条件下，生成包括现有的扩展替换信息的有效/无效信息的扩展替换信息并且删除现有的所述扩展替换信息。

2.根据权利要求1所述的记录装置，

其中，所述控制单元在确定已发生所述读取错误的条件下生成所述扩展替换信息。

3.根据权利要求2所述的记录装置，

其中，所述控制单元在存在用于读取不成功的所述已记录数据的扩展替换信息的情况下，保持现有的扩展替换信息和生成的扩展替换信息。

4.根据权利要求1所述的记录装置，

其中，在通过参考所述扩展替换信息而能够检查其地址的多个所述第二数据单位在所述记录介质上物理连续的情况下，所述控制单元控制所述写/读单元以从多个连贯的所述第二数据单位连续地读出所需的所述已记录数据。

5.根据权利要求1所述的记录装置，

其中，所述控制单元指示所述写/读单元将包括替换管理信息和扩展替换管理信息的管理数据写入所述记录介质。

6.根据权利要求1所述的记录装置，

其中，所述控制单元生成或更新所述替换信息，使得最新的替换目的地的地址对应于第一次重写操作中的替换源的地址，并且

所述控制单元生成，

第一扩展替换信息，包括作为重写操作中的替换目的地的所述第二数据单位的地址和所述第二数据单位中的每条第一数据单位的数据的有效/无效信息，以及

第二扩展替换信息，包括作为重写操作中的替换目的地的所述第二数据单位的地址和先前重写操作中的替换目的地的地址，

作为所述扩展替换信息。

7.一种记录装置的记录方法，所述记录装置包括能够相对于记录介质以第二数据单位执行数据写入并且以第一数据单位执行数据读取的写/读单元，在所述第二数据单位中预定数据量的多个所述第一数据单位是连贯的，所述方法包括：

响应于针对所述第一数据单位的数据的重写指令，指示所述写/读单元使用与所述重写指令相关的更新数据和从所述记录介质读出的已记录数据，生成所述第二数据单位的写入数据，并且将所述写入数据写入所述记录介质上的未记录地址的步骤；

所述写入数据被写入的地址作为替换目的地，生成或更新用于将所述写入数据被写入的地址与替换源的地址相关联的替换信息的步骤；

根据预定条件，生成包括针对所述写入数据中的每条第一数据单位的数据的有效/无效信息的扩展替换信息，作为链接到所述替换信息的信息的步骤；

在响应于所述重写指令从所述记录介质读取所述已记录数据时不能读出所需的所述已记录数据的情况下，参考所述扩展替换信息检查所需的所述已记录数据被记录的其他地址，并且指示所述写/读单元从所述其他地址读出所需的所述已记录数据的步骤；

在即使执行了从用所述扩展替换信息能够检查出的所有其他地址的读取，也不能读出生成所述第二数据单位的所述写入数据需要的所述已记录数据的情况下，确定发生了读取错误的步骤；

在从所述记录介质成功读取所需的所述已记录数据的情况下，通过组合与所述重写指令相关的所述更新数据和读取的所需的所述已记录数据，生成所述第二数据单位的所述写入数据的步骤；

在确定已发生所述读取错误的情况下，通过组合与所述重写指令相关的所述更新数据和无效数据，生成所述第二数据单位的所述写入数据的步骤；以及

在执行了将通过组合与所述重写指令相关的所述更新数据和读取的所需的所述已记录数据而生成的所述写入数据写入所述记录介质的情况下，在存在用于读取的所需的所述已记录数据的所述扩展替换信息的条件下，生成包括现有的扩展替换信息的有效/无效信息的扩展替换信息并且删除现有的所述扩展替换信息的步骤。

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