CN1892867A - 信息存储介质、信息记录方法及设备、和信息再现方法及设备 - Google Patents

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CN1892867A
CN1892867A CNA2006100903795A CN200610090379A CN1892867A CN 1892867 A CN1892867 A CN 1892867A CN A2006100903795 A CNA2006100903795 A CN A2006100903795A CN 200610090379 A CN200610090379 A CN 200610090379A CN 1892867 A CN1892867 A CN 1892867A
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dma
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小川昭人
安东秀夫
能弹长作
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Abstract

本发明的信息存储介质的实施例包括：数据替换区，被预备确保用于在一个数据区中的缺陷；当前DMA组(DM1& 2，DM3& 4)，用于记录使用该数据替换区的替换处理的缺陷管理信息；用于替换当前DMA组的多个未使用DMA组(DM1& 2，DM3& 4)区；用于该当前DMA管理器组的当前DMA管理器(Man1，Man2)组区，该当前DMA管理器组使用该多个未使用的DMA组来管理该替换处理；以及多个未使用DMA管理器组(Man1，Man2)区，用于替换该当前DMA管理器组区。在该未使用DMA管理器组中，提供有管理器数据区，其描述用于表示该DMA管理器组是未使用的FFh；以及一个标识符区，其描述用于表示一个可用管理器组的0010h。

Description

信息存储介质、信息记录方法及设备、和信息再现方法及设备
技术领域
本发明涉及信息存储介质、使用该信息存储介质的信息记录方法及设备、和信息再现方法及设备，及提供一种用于缺陷管理的有效技术。
背景技术
本发明的实施例涉及信息存储介质、使用该信息存储介质的信息记录方法及设备、和信息再现方法及设备，并且提供一种用于缺陷管理的有效技术。
这种信息存储介质包括称为DVD(数字多功能盘)。现有的DVD标准包括只读DVD-ROM标准、可记录DVD-R标准、(大约1000次)可重写DVD-RW标准、(大于10000次)可重写的DVD-RAM标准。在现有DVD中的ECC块具有单一的乘积码结构(参考专利文件1)。
近年来，已经提出了在这种光盘上实现高记录密度的各种方法。由于增加该记录密度将增加线密度，所以不加修改地在现有DVD标准中使用该ECC块结构将使得容许误差的脉冲串长度短于在现有DVD中的脉冲串长度。这将引起使得光盘对灰尘及瑕疵的免疫能力小的问题。
在可记录DVD标准中，在进行记录的中断过程中的中间数据(记录管理数据)被记录在导入区中。每次发生记录中断，必须附加地记录中间数据。随着记录密度的增加以及记录的数据量变得大得多，记录的中断数量将增加，因此中间数据量也增加。由于记录数据和中间数据被存储在分别的专用区中，考虑到编辑该记录数据的方便性，即使在数据记录区中有可用空间也不能执行记录，因为记录中断的出现频率的增加将使得把介质定位到导入区的中间数据的记录位置变得饱和，因此中间数据的记录位置消失。结果是，现有的DVD标准限制了允许记录到单一光盘(信息存储介质)的最大中断数，这将引起损害用户方便性的问题。
而且，例如光盘的信息存储介质包括用于存储用户数据的用户区，并具有用于补偿出现在用户区中的缺陷的机制。这种机制被称之为一个替换处理。用于管理有关该替换处理的信息的区，即缺陷管理数据被称之为DMA(缺陷管理区)。作为信息记录介质，DVD-RAM将实现大于十万次的改写。即使在把数据改写到有很高改写抵抗力的一个介质的DMA中时，该DMA的可靠性也不改变。例如，已经公知通过在光盘上提供多个DMA来提高该DMA的可靠性的技术。
与此类光盘有关的参考文献包括：日本专利No.3071828、日本专利No.2621459、日本专利KOKAI公开No.9-213011、以及美国专利No.6,496,455。
由于在传统信息存储介质中的ECC块具有单一乘积码结构，所以作出更高的记录密度将缩短容许误差的脉冲串长度，这将造成使得存储介质对灰尘和瑕疵的免疫力小的问题。
而且，在可记录信息存储介质中，最大的记录中断数是受限的，这将引起用户的方便性降低的问题。
可允许的改写数很小(几十到几千)的信息记录介质具有改写该介质的DMA的问题。即，由于改写，这种介质的DMA可能会损坏。即使在提供多个DMA的情况下，仍然会引起这一问题。由于不同的DMA被同时改写，所以当由于改写而损坏一个DMA时，其余的DMA也被损坏。
在该DMA中，已经存储了上述缺陷管理数据。如果该DMA被损坏，则不能从该DMA读出该缺陷管理数据。结果是，介质本身不能被使用。因此期望改进该DMA对于改写的抵抗力。
发明内容
根据本发明的一个实施例提供了一种如下的介质。
一种记录介质，包括：数据区，用于存储用户数据；数据替换区，被预备确保用于在所述数据区中出现的缺陷；当前缺陷管理区(DMA)组以及多个未使用DMA组区，所述当前缺陷管理区(DMA)组用于存储表示使用所述数据替换区的替换处理已被执行的缺陷管理信息，并且所述多个未使用DMA组区用于针对缺陷的出现而预备替换所述的当前DMA组；当前DMA管理器组区以及多个未使用DMA管理器组区，所述当前DMA管理器组区用于记录表示使用所述多个未使用DMA管理器组区的替换处理已被执行的当前DMA管理器组，并且所述多个未使用DMA管理器组区用于针对缺陷的出现而预备替换所述当前DMA管理器组区；管理器数据区，其描述第一特定信息(例如FFh)，用于表示在所述多个未使用DMA管理器组中的一个是未使用的；和标识符区，其描述第二特定信息(例如0010h)，用于表示在所述DMA管理器组中的一个可用管理器组。
根据本实施例，有可能以稳定和准确的方式管理缺陷信息和缺陷管理信息，并且在设备和存储介质方面都有可能提高产品的可靠性。
本实施例的其它目标和优点将在随后的描述中给出，并且将从描述中显而见，或可以通过本发明的实践得知。可以利用随后特别指出的手段和组合来实现并获得本发明的目标和优点。
附图说明
现将参考附图来描述实现本发明各种特征的一个总体结构。提供的附图和相关描述是用来说明本发明的实施例而不是限制本发明的范围。
图1是根据本发明实施例的信息记录和再现设备的实施例构形示意图；
图2示出包括图1的同步码位置提取部分145的周边部分的详细构形；
图3示出使用限制电平检测方法的一种信号处理电路；
图4示出图3的限制器310的详细构形；
图5示出使用PRML检测方法的一种信号处理电路；
图6示出图1或图5的维特比解码器156的构形；
图7示出在PR(1，2，2，2，1)类别中的状态转移。
图8是流程图，说明在改写处理中产生“下一边界标记NBM”的方法；
图9示出在本实施例中的信息存储介质的构形和尺寸；
图10示出在可记录信息存储介质或具有一层结构的只再现信息存储介质中设置物理扇区号的方法；
图11示出在具有双层结构的只再现信息存储介质中设置物理扇区号的方法；
图12A和12B示出在可重写信息存储介质中设置物理扇区号的方法；
图13示出在只再现信息存储介质中的通用参数的值；
图14示出在可记录信息存储介质中的通用参数的值；
图15示出在只重写信息存储介质中的通用参数的值；
图16是表示在各种信息存储介质之间的系统导入区SYLDI和数据导入区DTLDI中的详细数据结构的比较关系的示意图；
图17A和17B表示在可记录信息存储介质中的RMD复制带RDZ和记录管理带RMZ中的数据结构；
图18A和18B是表示各种信息存储介质之间在数据区DTA和数据导出区DTLDO中的数据结构的比较关系的示意图；
图19示出用于执行尝试写入驱动测试带的记录脉冲的波形(写入策略)；
图20是表示记录脉冲形状的定义的示意图；
图21A和21B是在可记录信息存储介质中的边界区的结构示意图；
图22A和22B示出在控制数据带CDZ和R物理信息带RIZ中的数据结构；
图23A和23B具体地示出在物理格式信息PFI和R物理格式信息R_PFI中的信息内容；
图24是表示在数据区DTA上的位置信息中记录的详细信息内容之间的比较关系示意图；
图25表示记录管理数据RMD的详细数据结构；
图26表示记录管理数据RMD的详细数据结构；
图27表示记录管理数据RMD的详细数据结构；
图28表示记录管理数据RMD的详细数据结构；
图29表示记录管理数据RMD的详细数据结构；
图30表示记录管理数据RMD的详细数据结构；
图31示意地表示用于构成一个物理扇区结构的变换过程；
图32表示数据帧的结构；
图33表示当加扰帧被产生时给到移位寄存器的初始值以及该反馈移位寄存器的电路构形；
图34是ECC块结构的示例示意图；
图35是说明加扰之后的帧排列的示意图；
图36是说明PO交织方法的示意图；
图37是说明物理扇区的结构的示意图；
图38是说明同步码模式内容的示意图；
图39表示调制块的构形；
图40是说明用于码字的链接规则的示意图；
图41表示一个码字和一个同步码的链接；
图42是说明用于再现一个码字的分离规则的示意图；
图43表示在调制方法中的一个转换表；
图44表示在调制方法中的一个转换表；
图45表示在调制方法中的一个转换表；
图46表示在调制方法中的一个转换表；
图47表示在调制方法中的一个转换表；
图48表示在调制方法中的一个转换表；
图49表示一个解调表；
图50表示一个解调表；
图51表示一个解调表；
图52表示一个解调表；
图53表示一个解调表；
图54表示一个解调表；
图55表示一个解调表；
图56表示一个解调表；
图57表示一个解调表；
图58表示一个解调表；
图59是说明基准码模式的示意图；
图60是说明在信息存储介质上记录数据的一个数据单元的示意图；
图61表示在各种信息存储介质的数据记录格式之间的比较关系；
图62是说明在本发明各类信息存储介质的数据结构和传统信息存储介质的数据结构之间的比较关系的示意图；
图63是说明在本发明各类信息存储介质的数据结构和传统信息存储介质的数据结构之间的比较关系的示意图；
图64是说明在摆频调制中的180°相位调制和NRZ技术的示意图；
图65是说明在地址位区中的摆动形状和地址位之间的关系示意图；
图66是示意图，说明在可记录信息存储介质中的摆动方案和记录位置与在可重写信息存储介质中的摆动方案和记录位置之间的比较关系；
图67是示意图，说明在可记录信息存储介质中的摆动方案和记录位置与在可重写信息存储介质中的摆动方案和记录位置之间的比较关系；
图68是说明在可记录信息存储介质和可重写信息存储介质的每一个中的地址定义方法的示意图；
图69是说明在可重写信息存储介质上的摆频调制中的地址信息的记录格式的示意图；
图70示出了格雷(Gray)码；
图71示出具体实现格雷码变换的一种算法；
图72是说明在沟槽区中形成一个不确定位区的实例示意图；
图73示出在可记录信息存储介质上的被调制区的位置；
图74示出与被调制区中的主要位置和次要位置相关的摆动数据单元中的设计；
图75是说明在摆动数据单元中的摆动同步模式和位置关系之间的比较关系的示意图；
图76示出在可记录信息存储介质上的一个物理段中的被调制区的位置；
图77是示意图，说明在可重写信息存储介质上的摆动地址信息中的数据结构与在可记录信息存储介质上的摆动地址信息中的数据结构之间的比较关系；
图78示出了对在物理段上的摆动同步模式和类型识别信息进行组合与被调制区的布局模式之间的关系；
图79示出一个记录簇的布局；
图80示出针对记录在可重写信息存储介质上的可重写数据的数据记录方法；
图81是说明记录在可重写信息存储介质上的可重写数据的数据随机移位的示意图；
图82是说明用于对可记录信息存储介质进行附加记录的一种记录方法的示意图；
图83示出高到低(H→L)记录薄膜和低到高(L→H)记录薄膜的每一个的反射率范围；
图84示出图36的PO交织之后的ECC块的详细结构；
图85A和85B示出记录管理数据RMD的数据结构；
图86A和86B示出不同于图21A和21B的、涉及可记录信息存储介质中的边界区结构的其它实施例；
图87是说明本实施例和现有DVD-R之间的比较关系的示意图；
图88是说明物理格式信息的示意图；
图89是说明记录管理数据RMD基本构思的示意图；
图90是流程图，用于紧随在信息存储介质被装入信息再现设备或信息记录和再现设备之后的处理过程；
图91是流程图，说明在信息记录和再现设备中把附加信息记录到可记录信息存储介质上的一种方法；
图92是说明设置可扩展记录管理带RMZ的一种方法的构思的示意图；
图93是图92的详图；
图94是说明边界带的示意图；
图95是说明在信息记录和再现设备中关闭第二及后面的边界区处理的示意图；
图96是说明在信息记录和再现设备中暂时关闭边界区之后、当执行结束处理时的一种处理方法的示意图；
图97是说明记录在一个边界-内中的扩展记录管理带EX.RMZ的原理的示意图；
图98是说明一个R带的示意图；
图99是说明使用R带在多个位置中同时记录附加信息的一种方法构思的示意图；
图100示出在信息记录和再现设备中设置R带的方法与记录管理数据RMD之间的关系；
图101示出当关闭第一边界区时的在R带和记录管理数据RMD之间的相关性；
图102是说明在信息记录和再现设备中用于结束处理的处理过程的示意图；
图103是说明使用R带来设置一个扩展的记录管理带EX.RMZ的原理示意图；
图104示出在使用R带的一个扩展记录管理区的新设置和记录管理数据RMD之间的关系；
图105是说明当在同一个边界区中的当前记录管理带RMZ已满时的一种处理方法的构思示意图；
图106是说明测试带扩展构思的示意图；
图107是说明测试带扩展构思的示意图；
图108是说明一种搜索方法的示意图，用于在信息再现设备或信息记录和再现设备中使用RMD复制带RDZ搜索最新记录管理数据RMD的记录位置；
图109示出在信息记录和再现设备中的摆动信号检测部分135的详细结构；
图110是信号波形示意图，说明在该信息记录和再现设备中的摆动信号检测部分135的操作；
图111是信号波形示意图，说明在该锁相环路356的操作原理；
图112是电路图，说明包括在相位检测器358中的一个跳动消除器的操作原理；
图113示出被表示为标记长度/前置间隔长度的一个函数的记录条件参数；
图114是说明在各类记录膜中的、在未记录位置中的反射率以及在记录位置中的反射率的示意图；
图115是说明各种记录膜之间的每一个区中的反射率的比较关系示意图；
图116示出边界带BRDZ的大小；
图117示出结束符号的大小；
图118示出数据ID的数据结构；
图119是说明在结束处理之后设置各个数据导出区的一种方法的示意图；
图120是说明在结束处理之后设置各个数据导出区的一种方法的示意图；
图121是说明记录管理数据RMD的一种数据结构的其它实施例的示意图；
图122A和122B是说明记录管理数据RMD的一种数据结构另一实施例的示意图；
图123A和123B示出RMD字段1的另一数据结构；
图124是说明在可记录信息存储介质中的摆动地址信息的一种数据结构的另一实施例的示意图；
图125是列出与本发明实施例相关的要点和效果的表格；
图126A和126B是列出与本发明实施例相关的要点和效果的表格；
图127是列出与本发明实施例相关的要点和效果的表格；
图128A和128B是列出与本发明实施例相关的要点和效果的表格；
图129A和129B是列出与本发明实施例相关的要点和效果的表格；
图130A和130B是列出与本发明实施例相关的要点和效果的表格；
图131A和131B是列出与本发明实施例相关的要点和效果的表格；
图132A和132B是列出与本发明实施例相关的要点和效果的表格；
图133A和133B是列出与本发明实施例相关的要点和效果的表格；
图134是列出与本发明实施例相关的要点和效果的表格；
图135是列出与本发明实施例相关的要点和效果的表格；
图136是说明在根据本发明实施例的可重写信息存储介质中的数据区中的一个组结构的示意图；
图137是跟随图136的示例的示意图；
图138是示出一个被调制区布局的另一实施例的示意图，该被调制区布局涉及在摆动数据单元中一个被调制区中的主要位置和次要位置；
图139是与用于在可记录信息存储介质上进行附加记录的记录方法相关的另一实施例的示意图；
图140是与控制数据带的数据结构相关的另一实施例的示意图；
图141A和141B是与物理格式信息和R物理格式信息相关的另一实施例的示意图；
图142示意地示出根据本发明实施例的信息存储介质(光盘)的一个数据结构；
图143是说明一个替换处理的流程图；
图144示意地示出提供在信息存储介质中的DMA的数据结构；
图145示出写入包括在DMA中的DDS/PDL块的开始扇区中的内容实例；
图146示出写入包括在DMA中SDL块中的内容实例；
图147示出包括在SDL中的多个SDL条目之一的数据结构的实例；
图148是说明使用DMA序列的一种方法的状态转移示意图；
图149示出在提供在DMA中的不同计数器的状态与DMA的转移之间的关系的部分1；
图150示出在提供在DMA中的不同计数器的状态与DMA的转移之间的关系的部分2；
图151是说明用于搜索使用中的DMA的处理流程图；
图152是说明寄存和更新DMA的处理流程图；
图153是说明使用多个DMA序列的一种方法的状态转移示意图；
图154是说明其中排列有多个DMA序列的导入区和导出区的示意图；
图155是用于从排列有多个DMA序列的介质中进行数据再现的处理流程图；
图156示意地示出根据本发明实施例的信息记录和再现设备的构形；
图157是说明利用DMA管理器的DMA管理的图示电路图；
图158示出在信息存储介质上的DMA和管理器存储区的设计以及管理器存储区的数据结构；
图159示出存储在管理器存储区中的管理器保留区中的DMA管理器的数据结构；
图160示出包括在DMA1到DMA4中的DMA保留区的设计；
图161示出DMA和ECC块之间的关系；
图162示出DMA管理器和DMA的设计；
图163示出DMA的转移；
图164示出DMA管理器的转移；
图165示出DMA的状态；
图166示出DMA保留区的状态；
图167是说明在异常状态中对于DMA保留区的错误判定的一个实例的示意图；
图168示出在该介质上的DMA和管理器存储区的设计以及在该DMA中包括的DMA保留区的设计；
图169示出在导入区和导出区中的管理器存储区和DMA的物理布局；
图170示出由于替换处理而需要被重新写入的区；
图171示出PDL的内容；
图172示出SDL的内容；
图173是给出更新DMA的处理一个概要内容的流程图；
图174是给出更新DMA管理器的处理一个概括内容的流程图；
图175是给出根据DMA的再现处理的概要内容的流程图；
图176是说明DDS中的字节分配构形的示意图；
图177是说明HD-DVD的烧录区的一种格式的示意图；
图178是说明缺陷管理带的完整图象的示意图；
图179是说明特别在数据导入区中的DMA管理器的一种详细设计的示意图；
图180是说明当盘被初始化时涉及DMA管理器设置、情况1的实例和情况2的实例的处理实例的示意图；
图181是说明当盘被初始化时涉及DMA设置的处理实例的示意图；
图182A示出在数据导出区中的缺陷管理带的位置，而图182B示出在数据导入区中的盘标识带的实例；
图183是表示搜索当前DMA管理器设置的处理实例的流程图；
图184是表示搜索当前DMA设置的处理实例的流程图；
图185是表示更新DMA管理器设置的处理过程实例的流程图；
图186示出在包括控制部分的驱动部分中执行的内容，并且是表示更新当前DMA设置的处理过程实例的流程图；
图187A和187B是表示计算将被用在一个带中的第一LSN的实例的流程图，以及表示计算LSN＝0的物理扇区数的处理过程的流程图；
图188是说明在二进数和格雷码之间的相关性的一部分的示意图；
图189是说明槽岸轨道和沟槽轨道的更改位的位置的示意图；
图190A、190B和190C是说明沟槽宽度在一个更改位(不确定的位)的位置改变、以便获得盘上的物理地址的方式的示意图；以及图191A和191B表示涉及物理格式信息以及RW物理格式的实施例。
具体实施方式
随后将参照附图描述根据本发明的各个实施例。
现将参照附图更详细地说明根据本发明的信息存储介质、使用该信息存储介质的信息记录和再现设备、信息再现设备、信息记录方法、以及信息再现方法的实施例。
图1是信息记录和再现设备实施例的结构示意图。图1中，控制部分143的上方部分表示主要用于信息存储介质的信息记录控制系统。信息再现设备的实施例的结构对应于图1中除了信息记录控制系统以外的部分。图1中，粗实线箭头表示意味着再现信号或记录信号的主消息的流动，细实线箭头表示信息的流动，点划线箭头表示基准时钟线，而细虚线箭头是指命令指令方向。
图1中，光头(未示出)提供在信息记录和再现部分141中。在本实施例中，使用PRML(部分响应最大似然)技术再现信息，从而实现信息存储介质的高记录密度(图125中的要点<A>)。由于各种实验的结果已经表明，作为PR类的PR(1，2，2，2，1)的使用不仅实现增加线密度，而且使得再现信号的可靠性(例如当伺服校正误差，例如弄污或轨道偏移出现时的解调可靠性)能够被提高，PR(1，2，2，2，1)被用在本实施例中(图125中的要点(A1))。在本实施例中，根据(d，k；m，n)调制规则(意指在上述写入方法中以m/n调制的RLL(d，k))把已调制的通道位列记录在信息存储介质上。具体地说，把8位数据转换成12通道位的ETM(八到十二调制)(其中m＝8而n＝12)被用作一个调制方法。由于受限的运行长度(RLL)限制了在已调制通道位列中的连续“0”的长度的位置，所以应用具有连续“0”数的最小值是d＝1，而最大值是k＝10的RLL(1，10)状态。在本实施例中，通道位间距被缩短而接近于极限，目的是实现更高的信息存储介质的记录密度。结果是，例如当模式“101010101010101010101010”，即具有d＝1的一个模式的重复被记录在一个信息存储介质上并且该数据在信息记录和再现部分141中再现时，则由于该信号已经变成接近于该再现光学系统的MTF特征的截止频率，而使得该再现原生信号的幅度几乎被埋没在噪声之中。因此，PRML(部分响应最大似然)技术被用作再现记录标记或凹坑的一种方法，该凹坑的密度已被挤压而接近于该MTF特征的极限(截止频率)。
具体地说，以该信息记录和再现部分141中再现的信号将在PR均衡电路130受到再现波形校正。利用从基准时钟产生器160送出的基准时钟198的定时，AD转换器169取样通过该PR均衡电路130的信号，并且将该信号转换成数字量。随后，以维特比解码器156对产生的信号做维特比解码处理。维特比解码处理之后的数据是与以传统限制电平处理二进制化数据完全相同的数据。当使用PRML技术时，在AD转换器169的取样定时中的移位将增加在维特比解码之后的数据误码率。因此，为了增加取样定时的精确度，信息再现设备或信息记录和再现设备特别具有单独的取样定时提取电路(施密特(Schmitt)触发器二进化电路155和PLL电路174的组合)。
施密特触发器二进化电路155具有用于二值化的限幅基准电平的特定范围(实际上在二极管正方向的电压值)。仅当超过该特定范围时，二进化电路155才对该信号二值化。因此，如果例如模式“101010101010101010101010”已如上所述地输入，则信号幅度将小到不执行二值化的程度。如果已被输入粗略模式，例如“1001001001001001001001”，由于该再现原生信号的幅度变得较大，则施密特触发器二进化电路155利用该“1”定时来执行二进制化信号的极性之间的切换。在本实施例中，使用NRZI(非归零反相)技术，并且该模式中的“1”的位置与记录标记或凹坑的边缘部分(边界部分)重合。
PLL电路174检测在从施密特触发器二进化电路155输出的二进制化信号和从基准时钟产生器160输出的基准时钟信号198之间的频率和相位中的差异，并且改变该PLL电路174的输出时钟的频率和相位。使用PLL电路174的输出信号和来自维特比解码器156的解码特征信息(虽然没具体地示出，但该解码特征信息是在维特比解码器156的路径度量存储器中的关于会聚长度(至会聚的距离)的信息)，该基准时钟产生器160把反馈施加到基准时钟198(的频率和相位)，使得可以降低在维特比解码之后的误码率。在基准时钟产生器160产生的基准时钟198在该再现信号的处理中被用作基准定时。
同步码位置提取部分145检测混合在维特比解码器156的输出数据字符串中的同步码的位置，并且提取该输出数据的开始位置。利用该开始位置作为基准，解调电路152解调暂存在移位寄存器电路170中的数据。在本实施例中，针对每12通道位，通过参考记录在解调转换表记录部分154中的转换表来恢复原始的位列。随后，ECC解码电路162执行纠错处理。随后，解扰电路159执行解扰。在本实施例的记录型(可重写或可记录)信息存储介质中，已经通过摆频调制记录了地址信息。摆动信号检测部分135再现该地址信息(即确定摆动信号的内容)并且提供为了把期望的位置访问控制部分143所必需的信息。
将说明在控制部分143上方的信息记录控制系统。数据ID产生部分165根据在信息存储介质上的记录位置产生数据ID信息。当CPR_MAI数据产生部分167产生复制控制信息时，一个数据ID、IED、CPR_MAI、EDC添加部分168把包括数据ID、IED、CPR_MAI、和EDC的各种信息段添加到将要被记录的信息。随后，解扰电路157执行解扰。随后，在ECC编码电路161构成一个ECC块并且调制电路151把该ECC块转换成通道位列之后，一个同步码产生和添加部分146把同步码添加至该位列，并且信息记录和再现部分141把该数据记录到该信息存储介质上。在调制中，DSV(数字和值)计算部分148在调制之后逐个计算DSV。该DSV被反馈到调制中的代码转换。
图109和图110是说明在本实施例的信息记录和再现设备中的摆动信号检测部分135(图1)的详细结构的示意图。
摆动信号被输入到带通滤波器352。带通滤波器352的输出被输入到A/D转换器。A/D转换器354把数字摆动信号(图110中的(a))输入到锁相环路356和相位检测器358。锁相环路356锁定该输入信号的相位并且提取再现载波信号(图110中的(b))，并将其提供到相位检测器358。根据该再现的载波信号，该相位检测器358检测摆动信号的相位，并且把相位检测信号(图110中的(c))提供到低通滤波器362。锁相环路356锁定该输入信号的相位，并且提取该摆动信号(图110中的(e))，并且把该摆动信号提供到一个符号时钟发生器360。低通滤波器362还提供一个调制极性信号(图110中的(d))到符号时钟发生器360，该符号时钟发生器360产生一个符号时钟(图110中的(f))，并将该符号时钟提供到一个地址检测器364。根据从低通滤波器362输出的调制极性信号(图110中的(d))和在符号时钟发生器360产生的符号时钟(图110中的(f))，地址检测器364检测一个地址。
图111是说明图109的锁相环路356的操作原理的示意图。本实施例使用了摆动PLL方法，该方法相位同步一个摆动信号(NPW)。但是，如图111(a)中所示，由于输入的摆动信号是包括正常相位摆动(NPW)和反相相位摆动(IPW)的相位已调的摆动信号，所以需要消除该调制成分。以下列三个方式消除调制成分：
1)摆动平方法：平方该摆动，使得调制成分能被去除，如图111中的图(b)所示。PLL利用平方的摆动而同步。
2)再调制法：通过把摆频调制区再次调制为反相位，如图111中的(c)所示，则能够去除调制成分。
3)掩蔽法：通过在摆频调制区中的停止相位控制(即把相位误差固定到零)，能够去除调制成分。
图112是示意图，说明包括在图109的相位检测器358中的一个跳动消除器(未示出)的操作原理。在相位检测器358检测的相位检测信号被提供到正常相位摆动(NPW)检测器370和反相相位摆动(IPW)检测器372，从而检测该正常相位摆动(NPW)的检测幅度以及该反相相位摆动(IPW)的检测幅度。该正常相位摆动(NPW)检测器370和该反相相位摆动(IPW)检测器372的输出通过低通滤波器374、376，并且被提供到一个加法器378，其检测一个偏移成分。相位检测信号和加法器378的输出被提供到减法器380，其将从相位检测信号中消除摆动跳动成分。该减法器380的输出被作为相位检测信号提供到图109的低通滤波器362。
图2示出包括同步码位置提取部分145的周边部分的详细构形。同步码是由具有固定模式的同步位置检测码部分和可变码部分组成。同步位置检测码检测部分182从维特比解码器156输出的通道位列中检测具有固定模式的该同步位置检测码部分的位置。可变码变换部分183、184提取关于存在于该码部分之前与之后的可变码的数据。同步帧位置识别码内容标识部分185确定在哪个稍后说明的扇区的同步帧中存在该检测的同步码。记录在信息存储介质上的用户信息被按顺序逐个传输到移位寄存器电路170、解调电路152中的解调部分188、和ECC解码电路162。
在本实施例中，如图125的要点<A>所示，由PRML技术在数据区、数据导入区、和数据导出区中完成再现，从而实现该信息存储介质的更高的记录密度(尤其在线密度中的提高)，然而如图125的要点<B>所示，通过限制电平检测技术在系统导入区和系统导出区中执行再现，从而不仅保证与现有DVD的可交换性，而且保证再现的稳定。
图3示出用在系统导入区和系统导出区中的再现中的使用限制电平检测方法的一个信号处理电路的实施例。图3的一个4象限光电检测器302被固定到图1的信息记录和再现部分141中存在的光头。通过相加来自该4象限光电检测器302的分别的光检测单元的传感信号而获得的一个信号被称之为读出通道1信号。图3中的限制器310的前置放大器304示出了图1的限制电平检测电路132的详细构形。从信息存储介质获得的再现信号通过高通滤波器306，被消去低于再现信号的频带的频率分量，并随后在前置均衡器308受到波形均衡处理。实验已表明，使用7抽头均衡器作为该前置均衡器308将最小化电路规模，并使得该再现信号将被以更高的精确度检测。因此在本实施例中使用一个7抽头均衡器。图3的VFO电路PLL部分对应于图1的PLL电路174。图3的调制电路ECC解码电路314对应于图1的解调电路152和EEC解码电路162。
图4示出图3的限制器310的详细构形。限制器310使用比较器316来限幅读出通道1信号，从而产生二进制信号(二进制数据)。在本实施例中，使用占空(duty)反馈法，以相对于在二进制化后的二进制数据的反相信号，把低通滤波器318、320的输出信号以二进制化的方式设置到该限制电平。在本实施例中，低通滤波器318、320的截止频率设置在5KHz。当截止频率高时，限制电平快速波动，这将使得输出信号更可能受噪音影响。相反，该截止频率低时，限制电平响应缓慢，使得输出信号更可能受信息存储介质上的灰尘或瑕疵的影响。考虑RLL(1，10)和通道位的基准频率之间的这种关系，截止频率被设置在5KHz。
图5示出一种信号处理电路，使用PRML检测法来再现该数据区、数据导入区和数据导出区中的信号。图5的4象限光电检测器302被固定到图1的信息记录和再现部分141中存在的光头。通过相加来自该4象限光电检测器302的各个光检测单元的传感信号而获得的一个信号被称之为读出通道1信号。图1的PR均衡电路130的详细构形由包括前置放大器电路304到抽头控制器332、均衡器330和偏移消除器336的各种电路组成。图5的PLL电路334是图1的PR均衡电路130的一部分，并且不同于图1的施密特触发器二进化电路155。图5中的高通滤波器电路306的基本截止频率被设置在1KHz。如图3中所示，7抽头的均衡器被用作前置均衡器电路(因为7抽头均衡器的使用将最小化该电路规模并且使得该再现信号将能以更高的精确度检测)。A/D转换器324的取样时钟频率是72MHz，并且数字输出是一个8位的1。在该PRML检测方法中，当再现信号受整个再现信号中的电平波动(DC偏移)的影响时，在维特比解调中将容易出现误差。为了消除这种效果，偏移消除器336使用从均衡器330的输出获得的信号来校正该偏移。在图5的实施例中，以图1的PR均衡电路130执行一个自适应均衡处理。为此，使用一种抽头控制器332，其使用维特比解码器156的输出信号自动地校正在该均衡器中的各个抽头系数。
图6示出图1或图5的维特比解码器156的构形。分支度量的计算部分340针对由输入信号预期的全部分支来计算该分支度量，并且把产生的值送到ACS 342。代表相加比较选择(AddCompareSelect)的ACS 342通过为每一个预期路径增加分支度量来计算路径度量，并且把计算的结果传输到路径度量存储器350。此时，ACS 342还参考在该路径度量存储器350中的信息来实现计算。路径存贮器346暂存每个路径的预期状态(转移)和由ACS 342针对每个路径计算的路径度量的值。输出切换部分348把用于每个路径的路径度量与另一路径的路径度量比较，并且选择路径度量值最小的路径。
图7示出本实施例中的在PR(1，2，2，2，1)类别中的状态转移。在PR(1，2，2，2，1)类别中预期的状态转移中，由于仅有图7所示唯一的可能，所以该维特比解码器156将根据图7的转换图来确定能在解码中出现(或预期)的一个路径。
图9示出在本实施例中的信息存储介质的构形和尺寸。在本实施例中，将说明下列三个类型的信息存储介质：
·“只再现信息存储介质”只用于再现并防记录
·“可记录信息存储介质”能够只附加记录一次
·“可重写信息存储介质”能够尽可能多地重写
如图9所示，这三种类型的信息存储介质共享该构形和尺寸的大部分。在这信息存储介质的三种类型中，从内缘开始按顺序排列有烧录区BCA、系统导入区SYLDI、连接区CNA、数据导入区DTLDI、和一个数据区DTA。在除去OPT只再现介质以外的所有的信息存储介质中，都是在外缘部分上提供数据导出区DTLDO。如后面描述的那样，在OPT只再现介质中，在外缘部分上提供一个中间区MDA。在系统导入区SYLDI中，以压纹(预制凹坑)的形式记录信息。在可记录信息存储介质和可重写信息存储介质中，此区都是只用于再现(防止附加记录)。
在只再现信息存储介质中，以压纹(预制凹坑)的形式将信息记录在数据导入区DTLDI中，而在可记录和可重写的信息存储介质中，数据导入区DTLDI能够通过产生记录标记而附加记录新信息。如后面描述的那样，在可记录和可重写的信息存储介质中，使得能够附加记录新信息(即在可重写的信息存储介质中的重写)的那些区和其中以压纹(预制凹坑)形成记录信息的那些只再现区被混合在数据导出区DTLDO中。如上所述，在图9的数据区DTA、数据导入区DTLDI、数据导出区DTLDO、和中间区MDA中，通过PRML方法再现其中的信号，从而获得信息存储介质的较高的记录密度(图125中的要点<A>)。同时，在系统导入区SYLDI和系统导出区SYLDO中，通过限制电平检测方法再现其中记录的信号，从而保证与现有DVD的可交换性及再现的稳定性(图125中的要点<B>)。
与当前DVD标准不同，在图9的实施例中，烧录区BCA和系统导入区SYLDI互不重叠并且彼此空间分离(图125中的要点(B2))。把烧录区BCA和系统导入区SYLDI彼此物理地分离防止了在进行信息的再现中的系统导入区SYLDI中记录的信息和烧录区BCA中记录的信息的彼此干扰，这将实现以更高的精确度再现信息。
当如图125的要点(B3)所示那样使用低到高(L→H)记录膜时，与示出在图125的要点(B2)中的本实施例相关的另一实施例是预先在提供烧录区BCA的位置处形成一种微观凹凸形状的一种方法。当关于记录标记的极性的信息(确定记录薄膜是高到低(H→L)或低到高(L→H))存在于后面说明的图23A和23B中的第192字节时，将做如下说明：本实施例不仅把传统的高到低(H→L)记录膜、而且把低到高(L→H)记录膜结合到该标准中，增加一个记录膜的选择，这将使得不仅实现高速记录，而且实现提供低价介质(图128A和128B中的要点(G2))。如后面描述的那样，本实施例还考虑了使用低到高(L→H)记录膜的情况。通过使记录膜经历激光曝光，建立记录在烧录区BCA中的数据(条形码数据)。如16所示，由于该系统导入区SYLDI是形成在压纹凹坑211中，所以与来自镜面210的光反射的水平相比较，来自系统导入区SYLDI的再现信号出现在其中光反射量降低的方向中。如果烧录区BCA产生镜面210的状态，并且使用低到高(L→H)记录膜，则与来自镜面210(未记录状态)的光反射的水平相比较，从写在该烧录区BCA中的数据中再现的信号出现在其中光反射量增加的方向。这将导致在两种位置之间的大差值，一种位置是从该烧录区BCA中产生的数据中再现的信号的最大和最小电平的位置(幅度水平)，另一种位置是来自系统导入区SYLDI再现信号的最大和最小电平的位置(幅度水平)。如稍后在图16中说明的那样(图125的要点(B4))，该信息再现设备或信息记录和再现设备按如下顺序执行处理：
→(1)再现该烧录区BCA中的信息
→(2)再现该系统导入区SYLDI中的控制数据带CDZ中的信息
→(3)再现该数据导入区DTLDI中的信息(在可记录或可重写信息存储介质的情况下)
→(4)重新调整(优化)在基准码记录带RCZ中的再现电路常数
→(5)再现这数据区DTA中记录的信息或记录新信息
因此，如果在从该烧录区BCA中产生的数据中再现的信号幅度电平与从系统导入区SYLDI中再现的信号振幅电平之间存在大的差值，则出现的问题是：再现的可靠性降低。为解决此问题本实施例特征在于，当使用低到高(L→H)记录膜时，预先在烧录区BCA中形成微观凹凸状。预先形成微观凹凸状将会由于光干涉的影响而使得光反射电平比从镜面210光反射的电平要低，并且大大降低了在用本地激光器曝光进行记录数据(条形码数据)之前的、在从该烧录区BCA中形成的数据中再现的信号的幅度电平(感测电平)与从该系统导入区SYLDI中再现的信号幅度电平(感测电平)之间的差值，这将提高信息再现的可靠性。而且，在从(1)到(2)的移动中，该处理变得更容易。
当使用低到高(L→H)记录膜时，如在系统导入区SYLDI那样，压纹凹坑区211可被用作在烧录区BCA中预先形成的一个微观凹凸状。另一实施例是如在数据导入区DTLDI或数据区DTA中那样使用沟槽区214或槽岸区和沟槽区213的一种使用方法。如在分离地设计该系统导入区SYLDI和烧录区BCA的本实施例(图125中的要点(B2)的说明中描述的那样，当烧录区与压纹凹坑区211重叠时，则由于不希望的干扰而使得来自该烧录区BCA所产生的数据中的、加到该再现信号的噪声成分增加。当使用沟槽区214或槽岸区和沟槽区213而不是压纹凹坑区211作为该烧录区BCA中的微观凹凸状的实施例时，由于不希望的干扰的原因来自烧录区BCA所产生的数据中的、加到该再现信号的噪声成分将下降，这将提高该再现信号的质量。
如果使得形成在烧录区BCA中的沟槽区214或槽岸区和沟槽区213的轨道间距与系统导入区SYLDI的轨道间距重合，则将改进该信息存储介质的生产率。具体地说，当生产一种信息存储介质的原盘时，一个原盘记录设备的曝光部分的馈送电机速度被置为常数，由此形成在系统导入区中的压纹凹坑。此时，使得在该烧录区BCA或该槽岸区和沟槽区213中形成的轨道间距与在系统导入区SYLDI中的压纹凹坑的轨道间距重合，这将使得能够在烧录区BCA和系统导入区SYLDI上保持该馈送电机速度为常数。因此，馈送电机速度无需在中间变化，这将使得不易出现间距的不规则性，并且提高了该信息存储介质的生产率。
在全部三种类型的信息存储介质中，在信息存储介质中的最小的信息记录的管理单元是一个2048字节的扇区单元。用于该2048字节扇区单元的物理地址被定义为一个物理扇区号。图10示出在可记录信息存储介质和具有一层结构的只再现信息存储介质中设置一个物理扇区号的方法。不对烧录区BCA和连接区CNA给出物理扇区号。从内缘按升序把物理扇区号设置到系统导入区SYLDI、数据区DTA、和数据导出区DTLDO。进行设置的做法是使得在系统导入区SYLDI中的最后的物理扇区号可以是“026AFFh”，而在数据区DTA中的开始位置物理扇区号可以是“030000h”。
有两种在具有双层结构的只再现信息存储介质中设置物理扇区号的方法。一种方法是图11(a)所示的平行排布(平行轨道路径)PTP，其中两层都被应用图10的物理号设置方法。另一方法是图11(b)所示的相反排布(相反的轨道路径)OPT，其中在正面层(层0)按升序从内缘向外缘设置物理扇区号，而在背面层(层1)按升序从外缘向内缘设置物理扇区号。在OPT排布中，提供了中间区MDA、数据导出区DTLDI、和系统导出区SYLDO。
图12A和12B示出在可重写信息存储介质中设置物理扇区号的方法。在可重写的信息存储介质中，在槽岸区和沟槽区的每一个中设置物理扇区号。该数据区DTA被分成19个带。
图13示出只再现信息存储介质的实施例中的各种参数值。图14示出可记录信息存储介质的实施例中的各种参数值。图15示出只重写信息存储介质的施例中的各种参数值。如从图13、14和图15之间的比较中看到的那样，(特别是比较这些图的(B)项)，轨道间距和线密度(数据比特长度)在只重写信息存储介质中被挤压更多，由此与只再现或可记录信息存储介质相比较，只重写信息存储介质增加了再编码容量。如后面描述的那样，槽岸/沟槽记录被用在只重写信息存储介质中，从而挤压轨道间距而降低相邻轨道之间串扰的效果。本实施例的特征在于，在只再现信息存储介质、可记录信息存储介质和可重写信息存储介质的每一类中，制成的系统导入/导出区SYLDI/SYLDO的数据比特长度和轨道间距(对应于记录密度)要比数据导入/导出区DTLDI/DTLDO的数据比特长度和轨道间距更大(图125中的要点(B1))。
产生的系统导入/导出区SYLDI/SYLDO的数据比特长度和轨道间距接近于现有DVD的导入区的数据比特长度和轨道间距，从而保证与现有DVD的互换性。在本实施例中，如利用现有的DVD-R那样，系统导入/导出区SYLDI/SYLDO中压纹的阶幅也被设置的较浅。这使得可记录信息存储介质中的预制沟槽的深度较浅的，产生的效果是增加来自附加记录在预制沟槽上所形成的记录标记中的再现信号的调制度。反之，其中出现一个对立的问题：从系统导入/导出区SYLDI/SYLDO再现的信号调制度变小。为了克服这一问题，系统导入/导出区SYLDI/SYLDO的数据比特长度(及轨道间距)被做得粗略，从而把在最密集位置中的凹坑和间隔的重复频率与再现物镜MTF的光学截止频率(调制传递函数)相分离，这将使得有可能增加从系统导入/导出区SYLDI/SYLDO中再现信号的幅度，并且稳定再现。
图16是表示在各种信息存储介质之间的系统导入区SYLDI和数据导入区DTLDI中的详细数据结构的比较关系的示意图。图16(a)示出只再现信息存储介质的数据结构。图16(b)示出可重写信息存储介质的数据结构。图16(c)示出可记录信息存储介质的数据结构。虽然未示出，但在系统导入区SYLDI中存在烧录区BCA。系统导入区SYLDI被记录到压纹形式中。连接区是一个镜面部分。
如图16(a)中所示，在一个只再现信息存储介质中，在只再现信息存储介质中，除了仅该连接带CNZ是镜面210之外，系统导入区SYLDI、数据导入区DTLDI和数据区DTA都是形成有压纹凹坑的压纹凹坑区211。系统导入区SYLDI是压纹凹坑区211而连接带CNZ是镜面210，对各种信息存储介质来说是共同的。如图16(b)所示，在可重写信息存储介质中，槽岸区和沟槽区213被形成在数据导入区DTLDI和数据区DTA中。如图16(c)所示，在可记录信息存储介质中，沟槽区214被形成在数据导入区DTLDI和数据区DTA中。在槽岸区和沟槽区213或沟槽区214中形成记录标记，从而记录信息。
一个初始带INZ指示该系统导入区SYLDI的开始位置。作为记录在初始带INZ中的有意义的信息，包括关于物理扇区号或逻辑扇区号的信息的数据ID(识别数据)信息被不连续布置。如后面描述的那样，由数据ID、IED(ID检错码)、其中记录了用户信息的主数据、及EDC(检错码)组成的数据帧结构信息被记录在一个物理扇区中。该数据帧结构信息也被记录在初始带INZ中。但是，由于其中记录了用户信息的全部主数据在该初始带INZ中被设置为“00h”，所以只有上述的数据ID信息才是该初始带INZ中的有意义的数据。从其中记录的该物理扇区号或逻辑扇区号中，可以得知该当前位置。具体地说，当图1的信息记录和再现部分141开始从该信息存储介质再现信息时，在从该初始带INZ中的信息开始再现的情况中，首先提取该数据ID信息中记录的关于物理扇区号或逻辑值扇区号的信息。在查验在信息存储介质上的当前位置的同时，信息记录和再现部分141移到该控制数据带CDZ。
第一和第二缓冲带BFZ1、BFZ2的每一个都包括32个块。如图13到15所示，由于一个ECC块包括32个物理扇区，所以32个ECC块对应于1024个物理扇区。如在初始带INZ中那样，在第一和第二缓冲带BFZ1、BFZ2中，主数据全部设置为“00h”。在连接区CNA中的一个连接带CNZ是用于把系统导入区SYLDI和数据导入区DTLDI彼此分离的一个区域。此区域是其中既无任何压纹凹坑也无任何预制沟槽的一个镜面。
在只再现信息存储介质和可记录信息存储介质的每一个中的基准码带RCZ是用于调整该再现设备的再现电路的一个区域(例如用于自动地调整图5的抽头控制器332实现的自适应均衡的每一抽头系数)。在此区域中，记录前述的数据帧结构信息。一个基准码的长度是一个ECC块(＝32扇区)。本实施例的特征在于，只再现信息存储介质和可记录信息存储介质的每一个中的基准码带RCZ被紧靠数据区DTA放置(图125中的要点(A2))。在现有DVD-ROM和DVD-R盘的每一种结构中，在基准码带和数据区之间提供控制数据带，这将使基准码带和数据区彼此分离。当该码带和数据区被彼此分开时，信息存储介质的倾斜量和反射率、或记录膜(在可记录信息存储介质的情况下)的记录灵敏度稍有改变，这将引起一个问题：即使该再现设备的电路常数已被按照该基准码带调整，但该数据区中的最佳电路常数也将偏离原始值。为解决此问题，基准码带RCZ被提供来与数据区DTA邻接，使得当以基准码带RCZ优化该信息再现设备的电路常数时，即便在相邻的数据区DTA中也能够以相同的电路常数保持该最佳状态。为了在数据区DTA中的任何地方都以高精度再现信号，执行下列步骤：
→(1)以基准码带RCZ优化该信息再现设备的电路常数
→(2)在对该数据区DTA中的基准码带RCZ靠近的部分进行再现的同时，再次优化信息再现装置的电路常数
→(3)在对数据区DTA中的目标位置和在(2)中优化的位置之间的中点处的信息进行再现时，再次优化该电路常数
→(4)移到该目标位置并且再现该信号
经历这些步骤可使该将要在目标位置再现的信号具有很高的精确度。
在可记录信息存储介质和可重写信息存储介质每一个中存在的第一和第二保护轨道带GTZ1、GTZ2是用于定义数据导入区的开始边界位置和在盘测试带DKTZ和驱动测试带DRTZ之间的边界位置的几个区。这些区被设置作为其中必定不通过形成记录标记来完成记录的区。由于在该数据导入区DTLDI中存在该第一和第二保护轨道带GTZ1、GTZ2，所以事先在可记录信息存储介质中形成预制沟槽区，并且事先在可重写信息存储介质中形成沟槽区和槽岸区。由于如图13到15所示，已在预制沟槽区或沟槽区和槽岸区中记录了摆动地址，所以将使用该摆动地址来确定在该信息存储介质上的当前位置。
盘测试带DKTZ是供信息存储介质生产商来执行质量测试(评估)一个区域。
确保该驱动测试带DRTZ作为供该信息记录和再现设备在把信息记录到该信息存储介质上之前做尝试写入的一个区域。信息记录和再现设备预先在此区域做尝试写入并在计算该最佳记录条件(写入策略)之后，该信息记录和再现设备能在最佳记录条件下在该数据区DTA中记录信息。
如图16(b)所示，在可重写信息存储介质上的属于是可选信息记录区的盘标识带DIZ中的信息是在这样的一个区中，其中能在一组的基础上附加记录了信息再现设备制造商名称信息、制造商的附加信息和包括可由该制造商记录的一个区的驱动说明的一组信息。
如图16(b)所示，第一和第二缺陷管理区DMA1、DMA2是其中记录了该数据区DTA中的缺陷管理数据的区。例如，针对有缺陷部分的出现的备用位置信息被记录在该区中。
如图16(c)所示，在可记录信息存储介质中，分别地提供了RMD复制带、记录管理带RMZ、R物理信息带R-PFIZ。在该记录管理带RMZ中，记录了记录管理数据RMD，该记录管理数据RMD是关于由数据附加记录处理更新的数据记录位置的管理信息(后面将详细说明)。如图85A和85B稍后描述的那样，在本实施例中，在每一边界区BRDA中设置一个记录管理带RMZ，这使得该记录管理带RMZ的区域能够被扩展。结果是，即使附加记录的频率增加而因此需要的记录管理数据RMD区增加，这也将通过扩展记录管理带RMZ来应对。结果，显著获得增加该附加记录数的效果。在此情况中，在本实施例中，记录管理带RMZ被提供在对应于每一边界区BRDA的边界-内BRDI(或刚好提供在每一边界区BRDA之前)。在本实施例中，对应于第一边界区BRDA#_1的边界-内BRDI和数据导入区DTLDI共享一个区，免除在该数据区DTA中该第一边界-内BRDI的形成，这将使该数据区DTA被有效地使用(图126中的要点(C2))。即，图16(c)示出的数据导入区DTLDI中的记录管理带RMZ被用作对应于该第一边界区BRDA#_1的该记录管理数据RMD的记录位置(图126A和126B中的要点(C2))。
RMD复制带RDZ是记录满足该记录管理带RMZ中的如下条件的记录管理数据RMD的地方。如在本实施例中所示，使得该记录管理数据RMD冗余地增加记录管理数据RMD的可靠性(图126A和126B中的要点(C3))。具体地说，当由于可记录信息存储介质的表面灰尘或疵点的影响而无法读出该记录管理带RMZ中的记录管理数据RMD时，则再现该RMD复制带RDZ中记录的记录管理数据RMD，并且还将通过跟踪来获得其余的必要信息，这使得能够恢复最新的记录管理数据RMD(图126A和126B中的要点(C3β))。
在RMD复制带RDZ中，记录关闭一个边界(或多个边界)之时的记录管理数据RMD(图126A和126B中的要点(C3α))。如稍后描述所示，由于一个边界关闭并且每次一个随后的新边界区被设置都定义一个新记录管理带RMZ，所以可以说每次创建一个新记录管理带RMZ，都在该RMD复制带RDZ中记录关于前面边界区的最后一个记录管理数据RMD。如果每次在RMD复制带RDZ中记录相同的信息，则在该可记录信息存储介质上附加记录该记录管理数据RMD，该RMD复制带RMD将以很小数目的附加记录填充，以致附加记录数量的上限很小。相反，如在本实施例中那样，如果当边界关闭或当在该边界-内BRDI中的记录管理带RMZ已经变满时产生一个新记录管理带RMZ，并且一个新记录管理带RMZ是使用一个R带产生的，则仅将当前记录管理带RMZ中的最后一个记录管理数据RMD记录在该RMD复制带RDZ中，这将使得该RMD复制带RDZ被有效地使用，并且增加附加的数量(图126A和126B中的要点(C3)和(Cβ))。
例如，在进行附加记录中间(在完成边界关闭之前)，当由于可记录信息存储介质的表面灰尘或疵点的原因而使得在对应于边界区BRDA的记录管理带RMZ中的记录管理数据RMD不能被再现时，记录在该RMD复制带RDZ末端的记录管理数据RMD使得能够知道该已经关闭的边界区的位置。因此，跟踪该信息存储介质的数据区DTA的剩余部分将使得有可能获得在进行附加记录的中间的边界区BRDA的位置(在完成边界关闭之前)以及记录在其中的信息内容，这将使得能够恢复该最新的记录管理数据RMD。
与图16(a)到16(c)的每一个中存在的控制数据带CDZ中的物理格式信息PFI(将使用图22A和22B详细说明)类似的信息被记录在一个R物理信息带R-PFIZ中。
图17A和17B表示在可记录信息存储介质(图16(c))的RMD复制带RDZ和记录管理带RMZ中的数据结构。图17A(a)示出与图16(c)相同的内容。图17A(b)是图16(c)的RMD复制带RDZ和记录管理带RMZ的放大图。如上所述，与对应于第一边界区BRDA的记录管理有关的数据被集中地记录在数据导入区DTLDI中的记录管理带RMZ中的记录管理数据RMD的一个选项中。在该可记录信息存储介质上进行附加记录中每次更新该记录管理数据RMD的内容时，都将该数据相继加到未端作为新的记录管理数据RMD。具体地说，该记录管理数据RMD被记录在一个物理段块的尺寸单元中(后面将解释物理段块)。每次更新该数据内容时，都把新的记录管理数据RMD相继加到末端。图17A(b)示出一种情况，其中当已记录了记录管理数据RMD#1、RMD#2时，由于管理数据已被改变，该改变(或更新)的数据被紧接在记录管理数据RMD#2之后记录作为记录管理数据RMD#3。因此，该记录管理带RMZ中有保留区273，以便实现进一步的附加记录。
图17A(b)示出该数据导入区DTLDI中存在的记录管理带RMZ的结构。存在于边界-内BRDI或边界区BRDA中的记录管理带RMZ(或称为扩展RMZ的扩展记录管理带)的结构也与图17A(b)的结构相同。
在本实施例中，当第一边界区BRDA#1被关闭或当执行该数据区DTA的结束处理时，图17A(b)中示出的全部保留区273都以最后一个记录管理数据RMD填充(图132A和132B中的要点(L2))。这将产生下列效果：
(1)消除一个“未记录”保留区273，这保证了通过DPD(微分相位检测)方法的轨道校正的稳定性。
(2)最后一个记录管理数据RMD被写在前一保留区273上，这将显著地增加再现该最后一个记录管理数据RMD的可靠性。
(3)有可能避免不同记录管理数据RMD被错误地写入到一个未记录的保留区273中。
该处理方法不局限于在该数据导入区DTLDI中的记录管理带RMZ。同样在该边界-内BRDI或该边界区BRDA(后面说明)中的记录管理带RMZ(或称为扩展RMZ的扩展记录管理带)中，当对应的边界区BRDA被关闭或该数据区DTA被结束时，全部保留区273被以该最新的记录管理数据RMD填充。
针对该对应RMZ的最新记录管理数据RMD，该RMD复制带RDZ被分成RDZ导入RDZLI和记录区271。如图17A(b)中所示，RDZ导入RDZLI包括数据量是48KB的一个系统预留字段SRSF，以及数据量是16KB的唯一ID字段UIDF。系统预留字段SRSF全部都设置为“00h”。
本实施例的特征在于，RDZ导入RDZLI被记录在一个可记录数据导入区DTLDI中(图126A和126B中的要点(C4))。本实施例的可记录信息存储介质在制造之后即以RDZ导入RDZLI未被记录的方式发货。当在用户一侧在一个信息记录和再现设备中使用可记录信息存储介质时，第一次记录该RDZ导入RDZLI中的信息。因此，在把可记录信息存储介质安装在信息记录和再现设备中后，立即确定是否已在该RDZ导入RDZLI中记录了信息，这使得有可能容易地得知该可记录信息存储介质是否恰是在制造和出货之后、或是已被使用了至少一次。此外，如图17A(b)所示，本实施例的特征在于，就内缘和对应于该第一边界区BRDA的该记录管理带RMZ而言，该RMD复制带RDZ的提供更接近该内缘，并且该RDZ导入RDZLI被提供在RMD复制带RDZ中(图126A和126B中的要点(C4α))
关于可记录信息存储介质是否恰在制造和出货之后、或是已被使用至少一次的信息(RDZ导入RDZLI)被放置在用于共同目标的RMD复制带RDZ中(记录管理数据RMD的可靠性中的一个改进)，这将提高信息获取的可用性。距内缘比距记录管理带RMZ更近地放置该RDZ导入RDZLI将缩短获得必要的信息所需要的时间。当把信息存储介质装入信息记录和再现设备时，信息记录和再现设备则开始在图9所示的最内缘提供的烧录区BCA中开始再现，逐渐地朝向外侧移动该再现位置，并且从系统导入区SYLDI到数据导入区DTLDI来改变再现位置。该信息记录和再现设备确定是否信息已被记录在该RMD复制带RDZ中的RDZ导入RDZLI。在一出货之后尚未对其进行记录的可记录信息存储介质中，由于该记录管理数据RMD没有被记录在记录管理带RMZ中，如果没有信息已被记录在该RDZ导入RDZLI中，则该信息记录和再现设备将确定该可记录信息存储介质是“刚出货的且未被使用”，这将使得省略该记录管理带RMZ的再现，因此缩短收集信息所需要的时间。
如图17B(c)所示，关于一个信息记录和再现设备的信息被记录在该唯一ID字段UIDF中，该信息记录和再现设备第一次使用刚出货的可记录信息存储介质。即，记录针对该信息记录和再现设备的驱动制造商ID 281、信息记录和再现设备的序列号283和型号284。在该唯一ID字段UIDF中，图17B(c)示出的2KB(确切地为2048字节)相同信息的被反复地记录八次。如图17B(d)所示，关于该信息存储介质被第一次使用(或被记录)的时间的年数据293、月数据294、日数据295、时数据296、分数据297、和秒数据298被记录到该唯一盘ID287。以各个信息的不同字段的数据类型。HEX、BIN和ASCII被写成使用字节的数量是2字节或4字节。
本实施例的特征在于，每一个RDZ导入RDZLI区的大小和记录管理数据RMD项的大小都是64KB，即单一ECC块中的用户数据大小的整倍数(图126A和126B中的要点(C5))。在可记录信息存储介质的情况下在一个ECC块中的一部分数据被改变之后，ECC块中的改变数据不能被重写在信息存储介质上。因此，特别的是在可记录信息存储介质的情况下，数据被记录在一个记录簇(b)的单位中，该记录簇(b)的单位由包括图79所示的一个ECC块的数据段的整倍数组成。因此，如果RDZ导入RDZLI区的大小和记录管理数据RMD的一项的大小与在该ECC块中的量的用户大小不同，则需要填充区或填补区来与该记录簇单位匹配，这将实际降低纪录效率。在本实施例中，RDZ导入RDZLI区的大小和记录管理数据RMD的一项的大小被设置为64KB的整倍数，从而避免了记录密度的降低。
现在来说明图17A(b)中的对应RMZ最后的记录管理数据RMD记录区271。如先前描述的那样，有一种在记录中断期间把中间数据记录在导入区中的方法，如登记号码为2621459的已有技术中描述的那样。在此情况中，每次记录被中断或每次附加记录被完成，都必须把中间数据(在本实施例中是记录管理数据RMD)相继地附加记录。因此，如果记录被频繁中断，或如果附加记录被频繁实行，则引起的问题是：该区很快变满，因此无法完成附加记录。为解决这一问题，本发明的特征在于设置一个RMD复制带RDZ作为这样一个带，其中仅当满足特定条件并且在记录了特定条件下该记录管理数据RMD减少时才能在该区中记录更新的记录管理数据RMD。按此方法，把记录管理数据RMD附加记录到RMD复制带RDZ中的频繁度被降低，这将防止该RMD复制带RDZ变满，并显著地提高附加记录到该可记录信息存储介质中的数量。
与此并行的方法是，在每个附加记录都被附加记录到图86A和86B的边界-内BRDI中的记录管理带RMZ中(或附加记录到图17A(a)所示的第一边界区BRDA#1中的数据导入区DTLI中)时，记录管理数据RMD更新的，或使用图99示出的R带而附加记录到记录管理带RMZ中。随后，当建立一个新记录管理带RMZ时，例如当建立下一个边界区BRDA(即设置新的边界-内BRDI)或当在R带中建立一个新记录管理带RMZ时，最后的记录管理数据RMD(即，恰在一个新记录管理带RMZ被形成之前的最新的记录管理数据RMD)被记录在该RMD复制带RDZ中(被记录在该RMD复制带RDZ中的对应RMZ最后的记录管理数据RMD记录区271中)(图126A和126B中的要点(C4))。结果是，显著地增加附加记录到该可记录信息存储介质中的附加记录的数量。这一区的使用使得易于检取最新RMD的位置。将使用图108来说明使用该区的最新RMD的位置的检取方法。
图85A和85B示出图17A、图17B所示的记录管理数据RMD的一种数据结构。图85A(a)和(b)的内容与图17A(a)和(b)的内容相同。如上所述，在本实施例中，由于用于第一边界区BRDA#1的边界-内BRDI与数据导入DTLDI部分地共用，所以对应于该第一边界区的记录管理数据RMD#1到RMD#3被记录在该数据导入区DTLDI中的记录管理带RMZ中。当在数据区DTA中没有记录数据时，记录管理带RMZ是一个保留区273，这是一种未记录状态。每次将数据附加记录到该数据区DTA，都将更新的记录管理数据RMD记录在该保留区273的开始位置。对应于该记录管理带RMZ中的第一边界区的记录管理数据RMD被依次附加记录。每次在该记录管理带RMZ中附加记录的记录管理数据RMD的大小被设置为64K字节(图126A和126B中的要点(C5))。如图36或图84所示，在本实施例中，为了使用64KB的数据建立一个ECC块，记录管理数据RMD的数据大小被作成与一个ECC块大小相等，从而简化该附加记录处理。
如图63、69和80所示，在本实施例中，在该保护区442、443一部分的前面和背后被添加了一个ECC块数据412，由此构成一个数据段490。扩展保护字段258、259被添加到一个或多个(数目n的)数据段，藉此构成记录簇540、542，这些记录簇为附加记录单位或重写单位。当记录管理数据RMD被记录时，记录管理数据RMD作为仅包括一个数据段(一个ECC块)的记录簇540、542被依次附加地记录在记录管理带RMZ中。如图69所示，记录一个数据段531的位置的长度与包括七个物理段550到556的一个物理段块的长度重合。
图85B(c)示出记录管理数据RMD#1的一种数据结构。在图85B(c)中，示出数据导入区DTLDI中的数据RMD#1的数据结构。此外，记录在RMD复制带RDZ中的记录管理数据RMD#A、RMD#B(图17A(b))、记录在后面说明的边界-内BRDI中的(扩展)记录管理数据RMD(图86B(d))、记录在R带中的(扩展)记录管理数据RMD(图103)、以及记录在边界-外BRDO中的RMD拷贝CRMD(图86B(d))也具有相同的结构。如图85B(c)所示，记录管理数据RMD的一项由一个保留区和保留区RMD字段0到RMD字段21组成。如后面使用图31说明的那样，由64KB用户数据组成的一个ECC块包括32个物理扇区。在一个物理扇区中，记录了2KB(确切地说是2048字节)的用户数据。根据记录在物理扇区中的用户数据大小，单独的RMD字段被分为2048字节的单元，并且被分配相关的物理扇区号。按照相关物理扇区号的次序，RMD字段被记录在可记录信息存储介质上。
每一RMD字段中记录的数据内容的概要如下：
RMD字段0-关于盘状态和数据区分配的信息(关于该数据区中的各种数据的位置信息)
RMD字段1-关于使用的测试带的信息和关于推荐记录的记录波形的信息
RMD字段2-对用户来说可用的区
RMD字段3-关于边界区的开始位置和扩展RMZ的位置的信息
RMD字段4到21-关于R带的位置的信息
下面将使用图25到30说明记录管理数据RMD的具体内容。使用图22A到24详细说明图16(c)所示的R物理信息区RIA中的信息内容。
如图16(a)到(c)所示，本实施例的特征在于，在只再现、可记录、可重写的每一种信息存储介质中，系统导入区SYLDI被相对数据区提供，在系统导入区SYLDI和数据区之间提供数据导入区(图125中的要点(B4))，并且进一步的特征在于，烧录区BCA被相对该数据导入区DTLDI提供，在烧录区BCA和数据导入区DTLDI之间提供系统导入区SYLDI，如图9所示。当信息存储介质插入到信息再现设备或信息记录和再现设备中时，该信息再现设备或信息记录和再现设备将以该顺序执行处理：
→(1)再现该烧录区BCA中的信息
→(2)再现该系统导入区SYLDI的控制数据带CDZ中的信息
→(3)再现该数据导入区DTLDI中的信息(在可记录或可重写信息存储介质的情况下)
→(4)重新调整(优化)在基准码记录带RCZ中的再现电路常数
→(5)再现数据区DTA中记录的信息或记录新信息
如图16所示，由于信息段是按照上述处理的次序从内缘开始的排列放置，不需要对于该内侧部分的不必要的进入，并且能以降低的访问号达到该数据区DTA，这将产生的效果是，使得数据区DTA中记录的信息的再现或进行新信息的记录的开始时间提前。由于限制电平检测方法被用于在系统导入区SYLDI中再现该信号(图125中的要点<B>)，并且PRML方法被用于在数据导入区DTLDI和数据区DTA中再现该信号(图125中的要点<A>)，如果该数据导入区DTLDI紧靠数据区DTA放置的话，则在从该内缘顺序地再现数据时，该限制电平检测电路在系统导入区SYLDI和数据导入区DTLDI之间只被切换到该PRML检测电路一次，这将使得该信号被连续和稳定地再现。因此，该再现电路按照该再现过程而被切换的次数是较小的，这将简化处理控制，因此使得在该数据区中的再现开始时间提前。
图18A和18B示出各种信息存储介质之间的数据区DTA和数据导出区DTLDO中的数据结构的比较关系。图18A(a)示出只再现信息存储介质的数据结构。图18A(b)和(c)示出一种可重写信息存储介质的数据结构。图18(d)到18(f)示出一种可记录信息存储介质的数据结构。图18(b)和18(d)示出在初始状态(记录之前)中的一种数据结构。图18(c)、18(e)和18(f)示出其中记录(附加记录或重写)已进行到某种程度的状态中的一种数据结构。
如图18A(a)所示，在一个只再现信息存储介质中，记录在数据导出区DTLDO和系统导出区SYLDO中的数据具有一种如在图16的第一和第二缓冲带BFZ1、BFZ2那样的数据帧结构(将在稍后描述)。其中的全部的主数据设置为“00h”。在一个只再现信息存储介质中，全部的数据区DTA都能被用作用户数据预录区201。如后面描述的那样，在可记录和可重写信息存储介质的每一实施例中，用户数据可重写/可附加记录范围202到205被作得比该数据区DTA要窄。
在可记录信息存储介质或可重写信息存储介质中，在数据区DTA最靠内的一部分提供有备用区SPA。如果在该数据区DTA中出现有缺陷的部分，则使用备用区SPA执行替换处理。在可重写信息存储介质的情况下，替换历史信息(缺陷管理数据)被记录到图16(b)的第一和第二缺陷管理区DMA1、DMA2中，并且记录到图18(b)和18(c)的第三和第四缺陷管理区DMA3、DMA4中。记录在图18(b)和18(c)的第三和第四缺陷管理区DMA3、DMA4的缺陷管理数据与记录在图16(b)的第一和第二缺陷管理区DMA1、DMA2相同。在可记录信息存储介质的情况下，当执行替换处理时的替换历史信息(缺陷管理数据)被记录在图16(c)的数据导入区DTLDI，并且记录在拷贝信息C_RMZ中，该拷贝信息C_RMZ与后面说明的边界带中存在的记录管理带中记录内容有关。虽然不在现有的DVD-R盘上执行缺陷管理，但已经有在可记录信息存储介质上记录的信息的可靠性应该提高的强烈要求，因为制造的DVD-R盘的数量的增大已经使部分有缺陷的DVD-R盘面市。如图18A(d)到18B(f)所示，在本实施例中的备用区SPA还提供在可记录信息存储介质中，这将实现通过替换处理的缺陷管理。因此，即使可记录信息存储介质部分地损坏，该介质也受到缺陷管理处理，这使得能够提高该记录信息的可靠性。
在可重写信息存储介质或可记录信息存储介质中，如果已经发生许多缺陷，则在用户方的信息记录和再现设备将作出确定，并且在用户购买了如图18A(b)和18B(d)所示的介质之后，立即自动地在该状态中设置扩展备用区ESPA、ESPA1、ESPA2，以便扩展备用位置。以此方式，扩展备用区ESPA、ESPA1、ESPA2被实现为可设置，这使得有可能销售具有由于制造条件引起的许多缺陷的介质。结果是，提高该介质的制造产量，使得该介质的造价能够被降低。
如18A(c)、18B(e)和18B(f)所示，当扩展备用区ESPA、ESPA1、ESPA2被进一步提供在数据区DTA中时，用户数据重写或可附加记录的范围203、205减小。因此，必须管理位置信息。在一可重写信息存储介质中，该信息被记录在第一到第四缺陷管理区DMA1到DMA4中，并且进一步记录在控制数据带CDZ中，如后面描述的那样。在可记录信息存储介质的情况下，如后面描述的那样，该信息被记录在存在于每个数据导入区DTLDI和边界-外BRDO中的记录管理带RMZ中。如后面描述的那样，该信息被记录在该记录管理带RMZ中的记录管理数据RMD中。由于该记录管理数据RMD是以每次该管理数据的内容都被更新的一种更新方式而被附加记录在该记录管理带RMZ中，所以即使该扩展备用区被再次设置多次，该信息也能以良好的定时被更新和管理(图18B(e)的实施例示出一种状态，其中设置扩展备用区1 ESPA1，并且其中即使在扩展备用区1 ESPA1被全部用尽之后，缺陷多到必须设置另一备用区的程度，因此进一步随后设置一个扩展备用区2 ESPA2)。
图18A(b)和18A(c)所示的第三保护轨道带GTZ3被提供来将第四缺陷管理区DMA4和驱动测试带DRTZ彼此分离。提供一种保护轨道带GTZ4来将盘测试带DKTZ和伺服校准带SCZ彼此分离。与第一和第二保护轨道带GTZ1、GTZ2类似，第三和第四保护轨道带GTZ3、GTZ4被确定为其中必须通过形成记录标记来完成记录的区域。由于第三和第四保护轨道带GTZ3、GTZ4存在于数据导出区DTLDO中，所以预制沟槽区已被形成在可记录信息存储介质中的这些区域中，并且沟槽区和槽岸区已被形成在可重写信息存储介质中的这些区域中。由于摆动地址已被记录在如图13到15所示的预制沟槽区或沟槽区和槽岸区中，所以使用该摆动地址来确定在该信息存储介质上的目前位置。
如图16表示的那样，确保该驱动测试带DRTZ作为供该信息记录和再现设备在把信息记录到该信息存储介质上之前用做尝试写入的一个区。信息记录和再现设备预先在此区做尝试写入并在计算该最佳记录条件(写入策略)之后，该信息记录和再现设备能在最佳记录条件下在该数据区DTA中记录信息。
如图16表示的那样，盘测试带DKTZ是供信息存储介质生产商来执行质量测试(评估)一个区域。
在可记录信息存储介质中，预制沟槽区已被形成在除去伺服校准带SCZ以外的全部数据导出区DTLDO中。在可重写信息存储介质中，沟槽区和槽岸区已被形成在同一个区中。这将使得记录标记能被记录(或附加记录或重新写入)。如在图18A(c)和18B(e)中所示，伺服校准带SCZ由压纹凹坑区211组成，而不是如系统导入区SYLDI中的预制沟槽区214或槽岸区和沟槽区213。这一区形成一种压纹凹坑的连续轨道，跟随数据导出区DTLDO的另一区。这种连续螺线的轨道沿着信息存储介质的周边360°地形成压纹凹坑。该区被提供来使用DPD(微分相位检测)方法检测该信息存储介质的倾斜量。如果该信息存储介质倾斜，则使用该DPD方法检测在轨道移位中出现的偏移的信号幅度。有可能以高精度从该偏移的幅值和从该偏移方向倾斜的方向来检测该倾斜量。利用该原理，预先在信息存储介质的最外缘(或数据导出区DTLDO的外缘)中形成实现DPD检测的压纹凹坑，这将使得能够以高精度廉价地检测该倾斜，不把(倾斜检测)专用部件添加到图1的信息记录和再现部分141中存在的光头上。而且，通过检测在该外边缘的倾斜量，即使在该数据区DTA中也能实现伺服的稳定性(通过倾斜量校正)。
在本实施例中，使得伺服校准带SCZ中的轨道间距与该数据导出区DTLDO的其它区匹配，由此提高信息存储介质的生产率，这将使得介质能作为产量提高的结果以低成本生产。具体地说，在可记录信息存储介质中，在该数据导出区DTLDO的另一区中形成预制沟槽。当制造可记录信息存储介质的原盘时，通过保持该原盘记录设备的曝光部分的馈送电机速度恒定来实现预制沟槽。此时，将使得在该伺服校准带SCZ中的轨道间距与该数据导出区DTLDO的其它区匹配，从而也在该伺服校准带SCZ中保持馈送电机速度恒定，这将实现不易出现间距的不规则性，因此提高信息存储介质的生产率。
另一实施例是一种方法，该方法使得在该伺服校准带SCZ中的轨道间距和数据比特长度的至少之一与该系统导入区SYLDI中的轨道间距或数据比特长度相匹配。如上所述，已使用DPD方法测量了在伺服校准带SCZ中的倾斜量和倾斜方向。也在该数据区DTA中使用该结果，伺服已被稳定在数据区DTA中。在数据区DTA中估算倾斜量的一种方法是预先通过DPD方法来测量在该系统导入区SYLDI中的倾斜量和倾斜方向，并且使用与在该伺服校准带SCZ中的测量结果的关系来估算该倾斜量。当使用DPD方法时，对于信息存储介质的倾斜的该传感信号幅度的偏移量和偏移出现改变的方向取决于压纹凹坑和数据比特长度的轨道间距。因此，使得在该伺服校准带SCZ中的轨道间距和数据比特长度的至少之一与该系统导入区SYLDI中的轨道间距或数据比特长度匹配，从而使得在该伺服校准带SCZ的出现偏移的方向中的传感信号幅度和检测特性的偏移量与在系统导入区SYLDI中的传感信号幅度和检测特性的偏移量一致，这将产生使得更易于把传感信号幅度和检测特性的偏移量与估算在该数据区DTA中的倾斜量和倾斜的方向相联系的效果。
如图16(c)和图18A(c)所示，在可记录信息存储介质中，在每一个内缘侧和外缘侧都提供一个驱动测试带DRTZ。对于该驱动测试带DRTZ的尝试写入的数量越大，能够通过指定详细数据参数搜索的最佳记录条件就越精确。这将提高数据区DTA中的记录精确性。在一个可重写信息存储介质中，能通过重写来重新使用该驱动测试带DRTZ。可是，在可记录信息存储介质中，当努力通过增加尝试写入的数量来提高记录精确性时，引起的问题是：该驱动测试带DRTZ很快被用尽。为解决这一问题，本实施例的特征在于能够按照需要在从外缘侧向内缘的方向中设置一个扩展驱动测试带EDRTZ，从而实现一个驱动测试带的扩展(图127中的要点(E2))。在本实施例中，设置一个扩展驱动测试带的方法和在该设置的扩展驱动测试带中实现尝试写入的方法的特征在于：
(1)从外缘侧(靠近数据导出区DTLDO)朝向内缘集体地相继设置扩展驱动测试带EDRTZ。
如图18B(e)所示，在接近该外缘的数据区中的位置(或靠近数据导出区DTLDO的位置)把扩展驱动测试带1 EDRTZ1设置作为一个集体区。在扩展驱动测试带1 EDRTZ1被用尽之后，能比扩展驱动测试带1 EDRTZ1更靠近内缘而设置扩展驱动测试带2 EDRTZ2作为一个集体区。
(2)从扩展驱动测试带EDRTZ中的该内缘侧实行尝试写入(图127中的要点(E3))。
当在扩展驱动测试带EDRTZ中做尝试写入时，是沿着从内缘侧向外缘侧的螺线提供的沟槽区214来实行。在一个未记录位置执行当前尝试写入，该位置恰即在前面完成的尝试写入的所在位置之后。
配置该数据区，使得沿着从内缘侧向外缘侧的螺线提供的沟槽区214来完成附加记录。在完成前面的尝试写入所在位置之后完成在该扩展驱动测试带中的尝试写入，这种方式有可能按照“查验执行前面尝试写入的所在位置”的处理→“执行当前尝试写入”的处理的次序来执行，这不仅有助于该尝试写入处理，而且使得更易于管理在该扩展驱动测试带EDRTZ中的实现尝试写入的位置。
(3)数据导出区DTLDO包括能够再次设置的一个扩展驱动测试带EDRTZ(图127中的要点(E4))。
图18B(e)示出在数据区DTA中设置两个扩展备用区ESPA1、ESPA2和两个扩展驱动测试带EDRTZ1、EDRTZ2的一个实例。在此情况中，本实施例的特征在于，包括该扩展驱动测试带EDRTZ2的区域能够被再次设置作为如图18B所示的数据导出区DTLDO(图127中的要点(E4))。与此并行的是，数据区DTA的范围被再次以设置得较窄的方式设置，这将使得更容易管理在数据区DTA中的可附加记录用户数据的范围205。如果按照如图18B(f)所示完成复位，则图18B(e)所示的扩展备用区ESPA1的设置位置被认为是“已用尽的扩展备用区”，并且确定在扩展驱动测试带EDRTZ中的扩展备用区ESPA2中仅存在一个未记录区(允许附加尝试写入的区)。在此情况中，扩展备用区ESPA1中记录的并用于替换的良好信息被完全移动到该扩展备用区ESPA2中的未替换的区，并且重写该缺陷管理信息。此时，如图25到30所示，在复位数据导出区DTLDO上的开始位置信息被记录在记录管理数据RMD的RMD字段0中的最新的(更新)数据区DTA的位置信息中。
参考图106和107来说明测试区的扩展。
测试区是用于优化记录波形的一个区。有一个内缘测试区和一个外缘测试区。如图106(a)所示，在初始状态中在数据区之外有保护轨道带、外缘测试带、以及保护轨道带。数据区和保护轨道带之间的边界是数据记录区的外缘侧界限。从内缘侧朝向外缘作出空白搜索，并且从外缘侧朝向内缘执行测试。以该测试带最外部分开始完成用于优化的记录。最后使用的地址被存储在RMD中。如图106(b)所示，外缘测试带仅能被扩展一次。该扩展的测试带被设置到一个前面的保护轨道带。该保护轨道带多是朝向内缘被移位，使得数据区缩窄。
如图107(a)所示，如果在数据区被填满之前该测试带被填满，则在如图107(b)所示的数据区的周边部分重新设置保护轨道，并将先前保护轨道设置作为一个扩展测试带。同时，该更新的记录管理数据RMD被附加记录在该数据导入区DTLDI中的记录管理带中。
图19示出用于尝试写到该驱动测试带的记录脉冲的波形(写入策略)。图20示出一个记录脉冲形状的定义。
通过照射峰值功率脉冲、第一偏置功率脉冲、第二偏置功率脉冲和第三偏置功率脉冲，在盘上写入标记和间隔。通过照射在峰值功率和第三偏置功率之间调制的脉冲来在盘上写入标记。通过照射第一偏置功率的脉冲在盘上写入间隔。
SbER是用于估算随机误差的手段，对应于由随机误差引起的位误码率。
在测量PRSNR和SbER之前，使用最小平方误差(MSE)算法计算该均衡器的系数。
记录脉冲由图19所示的光脉冲组成。
针对一个2T标记的记录脉冲包括一个单脉冲和跟随该单脉冲的一个第二偏置功率的脉冲。针对一个3T标记的记录脉冲包括一个第一脉冲、一个最后脉冲、和跟随该最后脉冲的一个第二偏置功率的脉冲。针对一个大于3T标记的记录脉冲包括一个第一脉冲、多脉冲的序列、和跟随该最后脉冲的一个第二偏置功率的脉冲。T是一个通道时钟周期。
用于一个2T标记的记录脉冲结构
NRZI信号的上升沿之后的一个TSFP，开始产生一个单脉冲。在该NRZI信号的下降沿之前的1T-TELP完成该产生。单脉冲的周期是1T-TELP+TSFP。TELP和TSFP被记录在控制数据带中。跟随单脉冲的该第二偏置功率的周期是TLC。TLC被记录在该控制数据带中。
用于大于2T标记的一个标记的记录脉冲结构
在NRZI信号的上升沿之后的TSFP，开始产生第一脉冲。NRZI信号的下降沿之后的TEFP，该产生完成。TEFP和TSFP被记录在控制数据带中。对应于4T到13T的记录脉冲是多脉冲序列。多脉冲序列是一个脉冲的重复，该脉冲的脉冲宽度TMP具有T周期。在NRZI信号的上升沿之后的2T，开始产生多脉冲。NRZI信号的下降沿之前的2T，完成该多脉冲序列的产生。TMP被记录在该控制数据带中。
NRZI信号上升沿之前的1T-2T标记的偏置功率2的周期(图19中的TLC)，开始产生该最后脉冲。NRZI信号下降沿之前的1T-TELP，完成产生该最后脉冲。
TELP和TSLP被记录在该控制数据带中。
跟随该最后脉冲的第二偏置功率的脉冲的脉冲宽度是TLC。TLC被记录在该控制数据带中。记录密度(线密度和轨道密度)信息
TEFP-TSFP、TMP、TELP-TSLP、以及TLC是一个整宽度和一个半值宽度的最大周期。每一光脉冲的该整宽度和半值宽度的最大周期在图20中定义。上升周期Tr和下降周期Tf是1.5ns或更小。上升周期Tr和下降周期Tf之间的差值是0.5ns或更小。
TSFP、TEFP、TSLP、TELP、TMP和TLC以(1/32)T为单位记录在控制数据带中。他们采用如下值：
TSFP是0.25T或更大以及1.50T或更小。
TELP是0.00T或更大以及1.00T或更小。
TEFT是1.00T或更大以及1.75T或更小。
TSLP是-0.10T或更大以及1.00T或更小。
TLC是0.00T或更大以及1.00T或更小。
TMP是0.15T或更大以及0.75T或更小。
对于自适应控制参数TSFP、TELP和TLC施加如下约束：
TSFP的最大值和最小值之间的差是0.50T或更小。
TELP的最大值和最小值之间的差是0.50T或更小。
TLC的最大值和最小值之间的差是1.00T或更小。
单脉冲1T-TSFP+TELP的宽度是0.25T或更大以及1.50T或更小。
这些参数的控制精度是±0.2ns。
如果第一脉冲的峰值功率周期与多脉冲序列的峰值功率周期互相重叠，则一个复合峰值功率周期是这些连续峰值功率周期的总和。如果第一脉冲的峰值功率周期与最后脉冲的峰值功率周期互相重叠，则一个复合峰值功率周期是这些连续峰值功率周期的总和。如果该多脉冲序列中的结束脉冲的峰值功率周期与该最后脉冲的峰值功率周期互相重叠，则一个复合峰值功率周期是这些连续峰值功率周期的总和。
记录功率具有如下四个电平：峰值功率、第一偏置功率、第二偏置功率、和第三偏置功率。这些光功率投射到盘的读出面上，并用于记录标记和间隔。
该峰值功率、第一偏置功率、第二偏置功率、和第三偏置功率被记录在该控制数据带中。峰值功率的最大值不超过例如10.0mW。第一偏置功率、第二偏置功率、和第三偏置功率的每一个的最大值不超过例如4.0mW。
单脉冲、第一脉冲以及最后脉冲的每一个的平均峰值功率满足如下要求：
|(平均峰值功率)-(峰值功率)|≤峰值功率的5％
平均第一偏置功率和平均第二偏置功率满足如下要求：
|(平均第一峰值功率)-(第一偏置功率)|≤第一偏置功率的5％
|(平均第二峰值功率)-(第二偏置功率)|≤第二偏置功率的5％
多脉冲序列的平均功率是在一个测量周期中的功率的瞬时值的平均功率。
该测量周期包括多脉冲序列的全部，并且是T的多倍。该多脉冲序列的平均功率满足如下要求：
|(多脉冲序列的平均功率)-(峰值功率+第三偏置功率)/2|≤(峰值功率+第二偏置功率)/2的5％
一个功率的瞬时值是一个实际功率的瞬时值。
平均功率是在一个特定功率范围中的功率瞬时值的平均值。
功率平均值的功率范围满足如下要求：
峰值功率的平均值：|(实际功率)-(峰值功率)|≤峰值功率的10％
第一偏置功率的平均值：|(实际功率)-(第一偏置功率)|≤第一偏置功率的10％
第二偏置功率的平均值：|(实际功率)-(第二偏置功率)|≤第二偏置功率的10％
第三偏置功率的平均值：|(实际功率)-(第三偏置功率)|≤第三偏置功率的10％
测量该平均功率所需的周期不超过每个脉冲的脉冲宽度周期。
瞬时值功率满足如下需求：
|(瞬时值峰值功率)-(峰值功率)|≤峰值功率的10％
|(瞬时值第一偏置功率)-(第一偏置功率)|≤第一偏置功率的10％
|瞬时值第二偏置功率)-(第二偏置功率)|≤第二偏置功率的10％
|(瞬时值第三偏置功率)-(第三偏置功率)|≤第三偏置功率的10％
为了精确地控制标记边缘位置，第一脉冲、最后脉冲、和单脉冲的定时被调制。
NRZI的标记长度被分类成M2、M3和M4。标记长度M2、M3和M4分别指示2T、3T和3T或更大的值。
恰在一个标记前面的间隔长度被分类成LS2、LS3和LS4。间隔长度LS2、LS3和LS4分别指示2T、3T和3T或更大的值。
恰在一个标记之后的间隔长度被分类成TS2、TS3和TS4。间隔长度TS2、TS3和TS4分别指示2T、3T和3T或更大的值。
TLC被调制作为NRZI标记长度的种类的函数。因此TLC具有如下三个值：
TLC(M2)，TLC(M3)，TLC(M4)
TLC(M)表示当该NRZI信号的标记长度的类别是M时的TLC的值。
在该控制数据带中记录了这三个TLC的值。
TSFP被调制作为NRZI标记长度的种类以及恰在该标志之前的NRZI间隔长度的类别的一个函数。因此，TSFP具有如下九个值：
TSFP(M2，LS2)，TSFP(M3，LS2)，TSFP(M4，LS2)
TSFP(M2，LS3)，TSFP(M3，LS3)，TSFP(M4，LS3)
TSFP(M2，LS4)，TSFP(M3，LS4)，TSFP(M4，LS4)
TSFP(M，LS)表示当NRZI信号标记长度的类别是M而恰在该标记之前的NRZI间隔长度的类别是LS时的值。TSFP的这九个值被记录在控制数据带中。
TELP被调制作为NRZI标记长度的种类以及恰在该标志之后的NRZI间隔长度的类别的一个函数。因此，TELP有如下九个值：
TELP(M2，TS2)，TELP(M3，TS2)，TELP(M4，TS2)
TELP(M2，TS3)，TELP(M3，TS3)，TELP(M4，TS3)
TELP(M2，TS4)，TELP(M3，TS4)，TELP(M4，TS4)
TELP(M，TS)表示当NRZI信号标记长度的类别是M而恰在该标记之后的NRZI间隔长度的类别是TS时的值。TELP的这九个值被记录在控制数据带中。
TELP的值用a到i表示成标记长度和前面的间隔长度的一个函数(图113中的(a))。TELP的值用j到r表示成标记长度和随后的间隔长度的一个函数(图113中的(b))。TLC的值用s到u表示成标记长度的一个函数(图113中的(c))。
参考图21A和21B，将说明在可记录信息存储介质中的一个边界区的结构。当在可记录信息存储介质中第一次设置边界区时，边界区BRDA#1被设置在内缘侧(靠近数据导入区DTLDI侧)，然后在边界区BRDA#1之后形成边界-外BRDO。
当希望设置另一边界区BRDA#2时，则如图21A(b)所示，在先前的边界-外BRDO(#1)之后形成随后的边界-内BRDI(#1)，然后设置一个随后的边界区BRDA#2。当需要关闭下一个边界区BRDA#2时，在边界区BRDA#2之后紧接着形成边界-外BRDO。在本实施例中，在前一边界-外BRDO(#1)之后形成一个随后的边界的-内BRDI(#1)来形成一个组的一种状态，被称为边界带BRDZ。该边界带BRDZ被设置是为了避免发生在信息再现设备上执行再现时该光头在边界区BRDA之间的过量运行(根据DPD检测方法)。因此，当在一个只再现设备上再现已经记录了信息的可记录信息存储介质时，该再现被假设是在执行边界关闭处理的条件下完成的。在该边界关闭处理中，边界-外BRDO和边界-内BRDI已被记录，并且边界-外BRDO被记录在最后边界区BRDA之后。该第一边界区BRDA#1包括大于4080个物理段块。沿着可记录信息存储介质的半径，第一边界区BRDA#1必须有1.0mm或更大的宽度。图21A(b)示出在数据区DTA中设置扩展驱动测试带EDRTZ的一个示例。
图21A(c)示出可记录信息存储介质被最终成型之后的状态。图21A(c)示出把扩展驱动测试带EDRTZ结合到数据导出区DTLDO中并且设置一个扩展备用区ESPA的一个实例。在此情况中，用户数据的可附加记录的范围205被填充以最后边界-外BRDO，使得其范围中可以没有空间留下。
图21B(d)示出边界带BRDZ的详细数据结构。每一信息段以一个物理段块为单位被记录。在边界-外BRDO的开始位置，记录了关于记录在该记录管理带中的内容的拷贝信息C_RMZ，并且记录了指示边界-外BRDO的边界停止块。如果有另一边界-内BRDI，则指示有跟随来自其中已记录了边界停止块STB的“第N1个”物理段块的一个边界区的第一个下一边界标记NBM、指示有跟随该“第N2个”物理段块的一个边界区的第二个下一边界标记NBM、以及指示有跟随该“第N3个”物理段块的一个边界区的第三个下一边界标记NBM被分离地记录在一物理段块的单元中的总共三个位置中。在下一边界-内BRDI中，记录更新物理格式信息U_PFI。
在现有的DVD-R或DVD-RW盘中，如果随后不存在下一边界区(在最后边界-外BRDO中)，则图21B(d)的其中将要记录“下一边界标记NBM”的位置(即一个物理段块大小的位置)被保持为一个“完全未记录的位置”。如果在此状态中完成边界关闭，则可记录信息存储介质(现有的DVD-R或DVD-RW盘)将能在一个传统的DVD-ROM驱动器或一个传统的DVD播放器上再现。利用传统的DVD-ROM驱动器或传统的DVD播放器，使用记录在可记录信息存储介质(即现有DVD-R或DVD-RW盘)上的记录标记，通过DPD(微分相位检测)方法来完成轨道移位检测。然而，在“完全未记录位置”中，在一个物理段块大小上不存在记录标记。因此，由于无法使用该DPD(微分相位检测)方法完成轨道偏移检测，所以不能稳定地应用跟踪伺服系统。作为应对现有的DVD-R或DVD-RW盘的问题的措施，本实施例使用一种如下新方法：
(1)如果不存在下一边界区，则预先在该“将被记录下一边界标记NBM的位置”记录特定的图形数据。
(2)如果存在下一边界区，则在其中已被记录了特定图形数据的“下一边界标记NBM”的位置中，利用特定的记录模式而局部地和分离地执行重写处理。这一“下一边界标记NBM”能被使用作为指示“存在下一边界区”的标识信息。
如上所述，通过重写来设置一个下一边界标记将产生下列效果：即使如(1)所示不出现下一边界，在“其中将被记录下一边界标记NBM的位置”中也能被形成具有特定图案的一个记录标记，这将使得即使当边界关闭之后在只再现信息再现设备上通过DPD方法实现轨道移位检测时，也能够稳定地应用跟踪伺服。在该可记录信息存储介质中，如果，在已经形成记录标记的部分上写入一个新记录标记，即使是局部地，也将能削弱在信息记录和再现设备或信息再现设备中的图1的PLL电路的稳定性。为了克服这一担心，本实施例进一步使用如下新方法：
(3)当在一个物理段块规模的“下一边界标记NBM”的位置上写入数据时、根据同一个数据段中的位置改变该重写状态的一种方法。
(4)在同步数据432上局部地写入数据并且避免在该同步码431上进行改写。
(5)在除去数据ID和IED以外的位置上写入数据。
如后面使用图62和63详细描述的那样，用于记录用户数据的数据字段411到418和保护区441到448被交替地记录在该信息存储介质上。数据字段411到418和保护区441到448的组合被称之为一个数据段490。一个数据段长度与一个物理段块长度一致。图1的PLL电路在图63的VFO区471、472中更容易地拉入(pull-in)PLL。因此，即使恰好在VFO区471、472之前PLL失谐，也能使用该VFO区471、472将PLL拉入，这将减轻对于信息记录和再现设备或信息再现设备的整个系统的不利影响。利用这一情形，根据数据段中的该位置以及被写在接近该VFO区471、472的同一个数据段的背侧上的特定图案的数据量，改变改写状态，这将使得更容易确定该“下一边界标记”，并且防止在再现中该信号PLL的精确性下降。
如利用图63和37详细描述的那样，一个物理扇区包括被排布了同步码433(SY0到SY3)的一个位置和放置在该同步码433之间的同步数据434的一个组合。该信息记录和再现设备或信息再现设备从记录在该信息存储介质上的通道位列中提取同步码433(SY0到SY3)，从而检测通道位列中的一个中断。如后面描述的那样，从图32的数据ID中的信息中提取关于该信息存储介质上记录的数据位置信息(物理扇区号或逻辑扇区号)。使用恰在数据ID后的IED来检测该数据ID中的误差。因此，本实施例不仅方法(5)防止数据被写在数据ID和IED上，而且方法(4)把数据部分地写在除了同步码431以外的同步数据432上，这将使得有可能使用同步码431来检测数据ID位置，并且再现(解译)该数据ID中、甚至在“下一边界标记NBM”中记录的信息。
图8是一个流程图，用于在该“下一边界标记NBM”的位置上写数据，以便具体地说明上面已经描述的内容。当图1的信息记录和再现设备的控制部分143通过接口部分142接收一个设置新边界的指令时(ST1)，该控制部分143控制该信息记录和再现部分141来开始再现放置在末端的边界区BRDA(ST2)。该信息记录和再现部分141继续沿着该边界区BRDA内的预制沟槽进行寻道，同时进行跟踪，直到检测到在该边界-外中的一个边界停止块为止(ST3)。如图21B(d)所示，在边界停止块STB之后，记录在一个特定图案中的下一边界标志NBM已被提供用于第N1、第N2、第N3个物理段块。信息记录和再现部分141搜索“下一边界标记NBM”的位置(ST5)，同时再现该边界-外BRDO，计数物理段块的数量。如上所述，“方法(3)的根据在同一个数据段中的位置来改变该改写状态”的一个具体实例，将保证至少在同一个数据段中的最后物理部分中的一个较宽的改写区。
当已经检测到数据段中的最后的物理扇区时(ST6)，从恰在数据ID和IED之后到该最后物理扇区的结束之间改写数据，留下该数据ID和IED(或不改写该数据ID和IED)(ST9)。在至少除去该最后物理扇区之外的同一个数据段中，除了后面说明的图37或60示出的同步码431(SY0到SY3)的区之外，同步数据432被以一特定的模式部分地重写(ST7)。针对每一“下一边界标记NBM”执行这一处理。在已经改写了第三“下一边界标记NBM”之后(ST9)，记录新边界-内BRDI，并随后将用户数据记录在该边界区BRDA中(ST10)。
图86A和86B示出不同于图21A和21B的可记录信息存储介质中的边界区结构的另一实施例。图86A(a)和86A(b)示出了与图21A(a)和21A(b)相同的内容。图86A和86B与图21A(c)的不同在于该可记录信息存储介质被最终成型之后的状态。例如，如图86A和86B(c)所示，如果希望在信息记录到边界区BRDA#3完成之后最终定型，则在边界关闭处理中，边界-外BRDO被恰好形成在边界区BRDA#3之后。随后，在恰好在边界区BRDA#3之后的边界-外BRDO之后形成一个结束符区TRM(图132A和132B中的要点(L1))，从而缩短对于最终定型的时间要求。
在本实施例的图21A(c)中，从最后边界区BRDA#3到恰在扩展备用区ESPA前的间隔范围必须以边界-外BRDO填充。需要长时间来形成边界-外BRDO，这将引起制作结束时间长的问题。与此相反，在图86A和86B(c)中，设置了相对短的结束符区TRM。在结束符TRM之外的全部的区被再次定义为一新的数据导出区DTLDO，并且该结束符TRM被设置为一个禁止区911。禁止区911无需填充数据并且可以保持未记录，这将缩短最终成型时间。具体地说，当数据区DTA被最终成型时，相对短的结束符区TRM被形成在记录数据的末端(不同于恰好在边界-外BRDO之后：图21A(c)，一直到数据区的末端都无需设置边界-外BRDO，并且在宽度上相对地窄)。
在该区中的主数据中的全部信息(如稍后在图32中描述的该数据帧中的主数据)被设置为“00h”。该区的属性(类型信息)被设置成与在数据导出区DTLDO中的类型信息相同，这使得结束符区TRM将被再次定义为如86A(c)所示的一个新的数据导出区DTLDO)。如118(d)所示，在该区中的类型信息被记录在数据ID中的区类型信息931中。具体地说，结束符区TRM的数据ID中的区类型信息935被设置为如图118(d)所示的“10b”，这意味着该结束符区TRM存在于数据导出区DTLDO中。
本实施例的特征在于，使用该数据ID中的区类型信息来设置数据导出区类型识别信息(图135中的要点<N>)。考虑的一种情况是，其中在图1的信息记录和再现设备或信息再现设备中，信息记录和再现部分141粗略地访问该可记录信息存储介质上的一特定目标位置。紧接在粗略访问之后，该信息记录和再现部分141必须首先再现该数据ID，以便确定在可记录信息存储介质上已达到什么位置，并且解译图118(c)所示的数据帧号码922。由于区类型信息935接近数据ID中的数据帧号码922，仅解译该区类型信息935，就使得有可能即时地确定该信息记录和再现部分141是否在该数据导出区DTLDO中，这将实现访问控制被简化以及完成得更快。如上所述，在数据ID中设置一个结束符区TRM将给出数据导出区DTLDO标识信息(图135中的要点(N1))，这将使得更容易检测该结束符区TRM。
而且，当该最后边界-外BRDO被设置为作为异常的数据导出NDTLDO的一个属性时(即，当在边界-外BRDO区中的数据帧的数据ID中的区类型信息被设置为“10b”时：数据导出区)，将不设置结束符区TRM。在此情况中，边界-外BRDO外部的区被禁止使用。因此，当已记录了具有数据导出NDTLDO的属性的结束符区TRM时，该结束符区TRM被认为是该数据导出区NDTLDO的一部分。因此，数据不能被记录到数据区DTA中，并且因此该数据区可被留在如图86A(c)所示的禁止区911的形式。
在本实施例中，根据在可记录信息存储介质上的位置而改变该结束符区TRM的大小，从而缩短该最终成型时间以及使得处理更有效(图132A和132B中的要点<L1α>)。结束符区TRM不仅指示该记录数据的最后位置，而且即使被用在利用DPD方法检测轨道移位的只再现设备中时，也能被用于防止由于轨道移位引起的过量运行。因此，从只再现设备的检波特性的角度看，结束符区TRM在可记录信息存储介质的半径方向中的宽度(即，以结束符区TRM填充部分的宽度)在长度上必须至少是0.05mm或更长。由于在可记录信息存储介质上的一圆的长度将根据径向位置而不同，所以一个圆中的物理段块的数量也根据径向位置而不同。因此，如图117所示，该结束符区的大小将根据径向位置而不同，即该物理扇区的物理扇区数首先放置在该结束符区TRM中。随着位置运行靠近外缘，该结束符区TRM的尺寸变得更大(图132A和132B中的要点(L1β))。使用物理段块的数量作为一个单元而给出图117中的值。一个可允许的结束符区TRM的物理扇区号的最小值必须大于“04FE00h”。此值来自下列约束条件：第一边界区BRDA#1必须包括4080或更多的物理段块，并且在该可记录信息存储介质的半径的方向上，第一边界区BRDA#1的宽度必须是1.0mm或更大。结束符区TRM必须从物理段块的边界位置开始。
在图86B(d)中，针对如上所述相同的原因，其中记录每一信息段的位置是在单一物理段块大小的基础上设置的。在每一物理段块中，记录了离散记录在32个物理扇区中的共计64KB的用户数据。如图86B(d)所示，相关的物理段块号被设置到单独的信息段。按照相关物理段块号增加的顺序，把各个信息段相继记录在可记录信息存储介质上。在图86A和86B的实施例中，与图21B(d)中的记录管理带C_RMZ中的记录内容具有相同内容的RMD复制信息CRMD#0到CRMD#4被五次写到复制信息记录区中。这种多重的写入增加了再现的可靠性。即使在该可记录信息存储介质上有灰尘或瑕疵，也能稳定地再现关于记录在该记录管理带中的内容的复制信息CRMD。虽然在图86B(d)中的边界停止块STB对应于图21B(d)中的边界停止块STB，但是图86B(d)的本实施例不象图21B的实施例中那样具有“下一边界标记NBM”。在保留区901、902中的主数据中的信息(见图32)被全部设置为“00h”。
在图86B(d)中，在边界-内BRDI的开始位置，以相关物理段块号的形式把同样的信息作为更新物理格式信息U_PFI从N+1到N+6写六次，由此构成图21B(d)所示的更新物理格式信息U_PFI。以此方式，更新物理格式信息U_PFI被写入多次，从而提高信息的可靠性。
图86B(d)的特征在于，该边界带中的记录管理带RMZ被提供在边界-内BRDI(图126A和126B中的要点(C1))。如图17A和图17B所示，在数据导入区DTLDI中的记录管理带RMZ的规模相当小。如果频繁设置新边界区BRDA，则记录在记录管理带RMZ中的记录管理数据RMD已经饱和，并且在进行设置的中间不能实现边界区BRDA的设置。如图86B(d)所示，其中记录了有关随后的边界区BRDA#3的记录管理数据RMD的记录管理带RMZ被提供在边界-内BRDI中，这将使得不仅将多次设置一个新边界区BRDA，而且能够显著地增加边界区BRDA中的附加记录的数量。
当跟随在该边界带BRDZ中的包括该记录管理带RMZ的该边界-内BRDI的边界区BRDA#3被关闭时，或当该数据区DTA被最终成型时，最新的记录管理数据RMD必须被反复地记录到在该记录管理带RMZ中的未记录保留区273(图85A(b))，从而填充该保留区(图132A和132B中的要点(L2))。这将删除一个未记录保留区273，这不仅防止了在只再现设备上的再现中的轨道偏移(通过DPD方法)，而且通过记录管理数据RMD的多重记录而增加了记录管理数据RMD的再现可靠性。保留区903中的全部数据(图32中的主数据的具体值)被设置为“00h”。
图116示出在本实施例中的一个边界带BRDZ的大小。使用物理段块的数量作为一个单元而表示图116中的值。随着位置变得接近外缘，边界-外BRDO的大小变大(图132A和132B中的要点<L3>)。该值与如图117中所示的结束符区TRM的大小一致。边界带BRDZ的大小将根据在可记录信息存储介质的半径方向中的位置而变化。用于该边界-外BRDO大小的基础与用于该结束符区TRM大小的基础一致。边界带BRDZ在径向中的宽度必须是0.05mm或更大。该边界-外BRDO必须从在物理段块之间的边界的位置开始。而且，边界-外的最小物理扇区号必须超过“04FE00h”。
该边界-外BRDO具有的功能是防止由于在使用DPD方法的只再现设备上的轨道偏移引起的过量运行。除了具有更新物理格式信息U_PFI和在边界带的记录管理带RMZ中的信息之外，该边界-内BRDI无需具有大尺寸。因此，为了缩短设置一个新边界区BRDA的时间(需要在该边界带BRDZ中记录数据)，希望降低尺寸。在图86A(a)中，因为在通过边界关闭来形成边界-外BRDO之前的用户数据可附加记录的范围205是足够的宽，并且附加写入被实现多次的可能性强，所以图86B(d)中的“M”的值必须被设置得较大，使得能在该边界带中的记录管理带RMZ中记录多次。与此相反，在图86A(b)中，由于在边界区BRDA#2被边界关闭之前以及在该边界-外BRDO被记录之前该用户可附加记录范围205已经变窄，所以可以设想，该记录管理数据被附加记录到该边界带的记录管理带RMZ中的次数不是那么大。因此，紧接在边界区BRDA#2前的边界-内BRDI中的记录管理带RMZ的设置规模“M”能够被做得相当小。即，当该边界-内BRDI是靠近内缘布置时，记录管理数据的附加记录的估算数较大。而当该边界-内BRDI是靠近外缘布置时，记录管理数据的附加记录的估算数较小。因此，本实施例的特征在于，在外缘侧上的边界-内BRDI规模变成小(图132A和132B中的要点(L4))。结果是，使得为了设置一个新边界区BRDA所需的时间变短，以及该处理被实现得更有效率。
图119和120示出在实施例中的最终成型处理之后设置各种数据导出区的一种方法。图119(a)示出图18A与18B所示的该原始数据导出区DTLDO的范围。在每一带的开始位置中的物理扇区号和物理段号被预先设置如下：以十六进制表达式把735440h、39AA2h预置在第三保护轨道带GTZ3中；以十六进制表达式把739040h、39C82h预置在驱动测试带DRTZ中；以十六进制表达式把73CA40h、39E52h预置在盘测试带DKTZ中；和以十六进制表达式把73CC40h、39E62h预置在第四保护轨道带GTZ4中。如图18B(f)所示，在本实施例中，在一个最终成型处理之后，把扩展驱动测试带EDRTZ设置在数据导出区DTLDO中。在图119(b)示出的另一实施例的方法中，扩展驱动测试带EDRTZ等于被设置的第三保护轨道带的大小(图135中的要点<N2>)，并且该第三保护轨道带GTZ3被变换。就是说，使得该原始数据导出区DTLDO中的第三保护轨道带GTZ3的开始位置(物理扇区号或物理段块号)与扩展驱动测试带EDRTZ的开始位置一致。这将产生简化一个扩展驱动测试带EDRTZ的设置的效果。图120(d)示出一种方法，通过把图86B(c)所示的结束符区TRM的数据ID中的区类型信息935(图118(d))设置到“10b”而将一个结束符TRM和随后区设置为一个新建数据导出区DTLDO(图135中的要点<N1>)。使用此方法的具体最终成型处理将使用后面的图96说明。在此情况中，在紧接结束符区TRM前面的边界-外BRDO中的区类型信息935(图118(d))被设置为“00b”，并且边界-外BRDO被包括在数据区DTA中。本实施例的另一方法是把在边界-外BRDO的数据ID中的区类型信息935(图118(d))设置成“10b”，如图120(c)所示，从而设置在新建数据导出区NDTLDO中(图135中的要点<N3>)。使用本方法不仅有助于检取一个数据导出区的处理，而且使得不必要设置结束符区TRM，这将缩短最终成型时间。使用此方法的具体最终成型处理将使用后面的图102说明。
记录在图21A(c)所示边界区BRDA中的信息的逻辑记录单元被称之为R带。因此，边界区BRDA至少包括一个R带。现有的DVD-ROM使用称为“UDF桥接器”的文件系统，其中符合UDF(通用盘格式)的文件管理信息和符合ISO9660的文件管理信息都被同时地记录在单一信息存储介质上。符合ISO9660的文件管理方法具有一个规则，即文件必须连续记录在信息存储介质上。就是说，文件中的信息被禁止分割以及放置在该信息存储介质上的离散位置。因此，例如当信息已被以符合UDF桥接器的方式记录时，构成一个文件的全部信息都被连续记录。因此，其中连续记录有一个文件的区能够适应来构成一个R带。
已经给出关于在可记录信息存储介质上记录的信息的数据结构的说明。在以下的说明中，将解释记录管理数据RMD、可扩展记录管理带RMZ、R带、边界带、各种物理格式的基本概念和基本思想。此外，将说明根据这种基本概念和办法的包括边界关闭和最终成型的各种处理方法。
图87示出在本实施例和现有DVD-R之间的比较关系(图132A和132B中的要点<L>)。在本实施例中，为缩短该边界关闭时间，(在边界关闭中的)最小记录能力的记录宽度被作得比现有的DVD-R的记录宽度窄(1.65mm到1.0mm)。结果是，降低了无用的记录信息并且使得最终成型时间变短。由于本实施例的记录容量要比现有DVD-R的记录容量大得多(4.7GB到15GB)，所以R带的最大数几乎加倍(2302到4606)。虽然现有DVD-R的记录单元是一个ECC块，但是本实施例的记录单元是一个物理段(见图69)。图69(b)示出一个盘上的物理长度，而图69(a)示出将要记录的数据的长度。在一个物理段块中，在一个ECC块之前和之后添加备用区，从而形成一个数据段531；备用区包括VFO区、预同步区、后缀区、附加区和缓冲区。这些数据段组合形成一个物理段，即数据记录中的一个单元。
如图61所示，由于在一个ECC块的前后添加有备用区备用区(保护区)，所以在附加记录中不能从ECC块的末端连续地记录数据。其理由在于，即使作出从ECC块的末端记录数据的一个尝试，由于旋转的不规则性等原因，也会轻微移位该记录位置。如果该记录位置前移，则记录数据的最后一部分将由于改写而消失。由于该丢失的数据能够通过纠错而恢复，所以几乎没有问题。如果该记录位置后移，则盘上将出现一个未记录部分，妨碍播放器再现，这是一个严重的问题。因此，目前的情况是，当实现附加记录时，记录位置被轻微前移，并且是改写在该记录数据最后一部分上，从而破坏该最后数据。在本实施例中，由于在ECC块的前后提供有保护区，所以改写在该保护区中实现，因此能够稳定地附加记录该用户数据而不破坏该数据。因此，实施例的数据结构能增加该记录数据的可靠性。
图88是说明本实施例中的信息的物理格式的示意图。盘管理信息被存储在物理格式信息中。该信息能在一个ROM播放器上读出。根据该记录位置，存在三种物理格式信息：
(1)物理格式信息PFI(在系统导入区SYLDI中的控制数据带中)：在此信息中，记录了HD DVD族共用信息/数据区结束地址/策略信息等。
(2)R物理格式信息R-PFI(在数据导入区中)：在此信息中，记录了HD DVD族共用信息/第一边界最外周边地址的一个拷贝。该第一边界区与该数据-内共用边界-内(将要记录在边界-内中的信息被记录在数据导入中)。因此，没有用于该第一边界的边界-内。
(3)更新物理格式信息U-PFI(在边界-内区中)：在此信息中，记录了HD DVD族共用信息/其自身边界最外最远地址的一个拷贝。
图89是说明在本实施例中的记录管理数据RMD基本概念的示意图。在该数据中，存储了用于管理一个可记录盘的记录状态的数据。单一RMD由一个物理段块组成。在该RMD中，定义了22个字段。字段0存储了一个盘的状态和更新数据区分配的状态，字段1存储了使用的测试带和记录波形信息，字段3存储了边界区的开始位置和扩展RMZ的位置，字段4存储了目前使用中的R带号、该R带的开始位置、以及LRA(最后的记录位置：最后的记录地址)，以及字段5到字段21存储了R带和3LRA的开始位置。
RMD的更新定时定义如下(图132A和132B中的要点<L7>)：
当盘被初始化时
当R带被保留或执行一个操作，比如关闭时
当一个边界被关闭并且RMZ被扩展时
当记录用户数据的一个特定量并且该记录被中断时
图90是流程图，用于在信息存储介质安装在本实施例的信息再现设备或信息记录和再现设备中之后的处理过程(图132A和132B中的要点<L>)。
当盘被安装在该设备中时，在步骤ST22中再现该烧录区BCA。本实施例支持一个HD DVD-R盘。它还支持盘介质极性“L-H”和“H-L”。在步骤ST24中，再现系统导入区。在步骤ST26中，再现RMD复制RDZ。在一张非空盘的情况下，记录管理数据RMD已被记录在RMD复制带RDZ中。根据记录管理数据RMD的记录的存在或不存在，在步骤ST28中确定这张盘是否为一空盘。如果该盘是空盘，则结束当前处理。如果该盘不是空盘，则在步骤ST30中搜索最新的记录管理数据RMD。随后，找到目前使用中的可附加记录R带的号码、R带的开始物理段号和最后记录的地址LRA。能够设置多达三个的可附加记录R带。当一非空盘被卸出时，边界关闭或最终成型完成。
图91是流程图，说明在本实施例的信息记录和再现设备中把信息附加记录到一个可记录信息存储介质上的该方法。当该主机给出一个记录指令(写入(10))时，则在步骤ST32中确定其中将要被记录该记录管理数据RMD的记录管理带RMZ的剩余量是否充足。如果该剩余量不充足，则在步骤ST34中通知主机“RMZ的剩余量小”。在此情况中，期待记录管理带RMZ的扩展(图132A和132B中的要点<L8>)。
如果该剩余量充足，则在步骤ST36中确定是否需要OPC(记录已经完成多少尝试写入的处理)。如果需要OPC，则在步骤ST38中执行OPC。在步骤ST40中，确定是否需要更新该记录管理数据RMD。当恰即在一个R带的保留之后给出一个记录指令、或当在最后的RMD中的下一可写地址NWA和下一可写地址NWA之间的差值是16MB或更大时，则需要该更新。在步骤ST42中，更新该记录管理数据RMD。在步骤ST44中，记录数据。在步骤ST46中，通知主机该记录结束并且处理完成。
图92是说明在本实施例中设置可扩展记录管理带RMZ的一种方法的构思的示意图。在开始的时，已经在该数据导入区中设置了用于控制记录管理数据RMD的一个记录管理带RMZ。当已用尽该记录管理带RMZ时，即使该数据区是空的，也不能把数据记录在盘上。因此，如果记录管理带RMZ的剩余量变得较小，则设置一个扩展记录管理带EX.RMZ(图132A和132B中的要点<C>)。该扩展记录管理带EX.RMZ可被设置在一个其中记录了用户数据的边界区BRDA中或一个边界带(包括相邻边界-外和边界-内)。就是说，在边界区中的该扩展记录管理带EX.RMZ和在该边界-内中的该扩展记录管理带EX.RMZ能够在盘上混用。当已经设置了该扩展记录管理带EX.RMZ时，最新的记录管理数据RMD以物理段块的形式复制到该RMD复制带RDZ中。RMD复制带RDZ被用于管理该扩展记录管理带EX.RMZ的位置(图132A和132B中的要点<L6a>)。由于该RMD复制带RDZ是由128个物理段块组成，所以记录管理带RMZ能被在该盘上扩展127倍。该盘上的边界带的最大值数为128(图133A和133B中的要点<L9>，<L9α>)。在该边界区中使用127个扩展的记录管理带EX.RMZ，该记录管理数据RMD能够被扩展16348倍。
图93是图92的详图。具体地说，在该边界区中的扩展的记录管理带EX.RMZ被设置在相邻的R带之间。当其扩展到一个边界带时，通常被添加到该边界-内的末端。
图94是说明在本实施例中的边界区的示意图。一个边界带被记录以便实现在ROM播放器上的再现，该ROM播放器通过DPD方法检测轨道。该边界带包括边界-内和边界-外。由于该播放器不能跟踪沟槽，所以如果在盘上有未记录区，则不能访问该记录管理数据RMD和记录数据的末端。由于该ROM播放器的轨道检测方法是DPD方法，所以把需要预制凹坑的存在作为一个先决条件。DVD-R盘的记录膜被设计成在记录标记处发生相位移位。似乎一个相位移位是一个预制凹坑。因此，需要记录一个过量运行区，用于再现该ROM播放器能够读出的管理信息和记录数据。管理信息被记录作为边界-内信息，而记录数据被记录作为边界-外信息。在一个边界关闭操作中记录该边界带。当边界关闭完成时，进行以下操作：(1)填充在当前记录管理带RMZ和该用户数据中的不连续区(图133A和133B中的要点<L10>)、(2)记录R物理格式信息R-PFI、以及(3)记录边界-外。在该边界-内中，记录更新物理格式信息U-PFI和扩展RMZ。
图95是说明在本实施例的信息记录和再现设备中关闭第二及后面的边界区处理的示意图。如图95(a)所示，将给出在一个状态中在完成边界关闭的情况下的说明，该状态中的用户数据已被记录在一个未完结的R带中，并且记录管理带RMZ3已被记录在该边界-内中。在可附加记录的R带中的最后的记录位置NMW被记录到设置在该边界-内中的更新物理格式信息U-PFI中。同时，在该边界-内的剩余部分(该当前记录管理带RMZ的未记录部分)中反复地记录该最新记录管理数据RMD4。最新的记录管理数据RMD4被复制到该RMD复制带RDZ
(图132A和132B中的要点(L10α))。边界-外被记录在该用户数据外侧。关于边界-外的区类型信息是00b：数据区。
图96是说明在本实施例的信息记录和再现设备中暂时关闭边界区之后、当执行结束处理时的一种处理方法的示意图。如图96(a)所示，当完成边界关闭时，完结R带。如图96(b)所示，一个结束符被记录在该该数据区的末端的边界-外的外侧(图135中的要点<N1α>)。关于该结束符的区类型信息是10b：数据导出区。
图97是说明记录在本实施例中的边界-内中的扩展记录管理带EX.RMZ的原理的示意图。如图97(a)所示，将给出关于在已经设置三个R带状态中完成边界关闭的情况下的情况说明。一个R带被用于该驱动以便管理独立于该文件系统的用户数据的记录位置，以便保持在可记录信息存储介质上的一个物理连续状态。在一个可记录数据的区中一个为记录用户数据所保留的部分被称为一个R带。根据记录状态将R带分类成两种类型。一个开放R带，使得能够添加附加数据。一个完结的R带，防止再添加附加数据。能够设置多达两个的开放R带。用于在该可记录数据区中为进行用户数据记录而保留的部分被称为不可见(未指定的)R带。一个随后的R带被保留在一个不可见R带中。当不再添加数据时，没有不可见R带。即，能够同时设置多达三个的R带。在一个开放R带中，设置开始地址和该带的结束地址。在一个不可见R带中，设置该带的开始地址，但是不设置结束地址。
当完成边界关闭时，第一和第二R带(开放R带)(从该内缘开始这些带被称作第一、第二和第三带)的每一个的未记录部分被如图97(b)所示那样以“00h”填充，并且边界-外被记录在该第三带(未完结的R带)中的记录数据的外部(图133A和133B中的要点<L10β>)。边界-内被记录在该边界-外的外部。在该边界-内中，记录一个扩展记录管理带EX.RMZ。如图87所示，能够使用在该边界-内中的扩展记录管理带EX.RMZ来更新记录管理数据RMD392次或更多次(16384次)(图132A和132B中的要点<L4β>)。然而，在使用在该边界-内中的该扩展记录管理带EX.RMZ之前，必须花时间将该边界关闭。
图98是说明在本实施例中的一个R带的示意图。为了再现记录在该可记录信息存储介质上的数据，该驱动独立于该文件系统而管理该用户数据的记录位置，以便保持一个物理连续状态。该驱动在一个R带基础上管理该记录位置。在该盘上，下列信息被存储作为记录管理数据RMD：
·目前使用中的可附加记录的R带数目
·一个R带的开始物理段号
·最后的记录地址LRA
能够设置多达三个的可附加记录R带。在图98中R带#3、R带#4、R带#5是可附加记录的R带。在一个可附加记录的R带中从下一可写地址NWA开始附加记录(图132A和132B中的要点<L5α>)。当附加记录结束时，该附加记录跟随该最后的记录地址LRA＝下一可写地址NWA。由于R带#1、R带#2都没有未记录区，所以无法再添加附加数据，因此它们是完结的R带。
图99是说明使用R带在多个位置中同时记录附加数据的一种方法构思的示意图。图99(a)示出一个基本的记录方法。在该方法中，没有保留的R带并且数据被顺序地记录在不可见R带或未完结的R带中的单地址NWA中。在一个未完结的R带中没有设置未端地址，因此是一个不可见R带。然而，在一个不可见R带中，根本不记录任何数据，并且下一可写地址NWA是开始地址，而在一个未完结的R带中，中途地记录数据并且下一可写地址NWA是远离该开始地址。
图99(b)示出在一个传统DVD-R中根据多个地址而支持记录的一个实例。该驱动能够同时地设置一个不可见R带和两个开放R带。因此，有三个用于R带的下一可写地址NWA。例如，文件管理信息能被记录在一个开放R带中，而视频数据能够记录在一个不可见R带中。当记录视频数据时，该不可见R带的下一可写地址NWA滑到开始地址外，导致一个未完结的R带。
图100示出在本实施例的信息记录和再现设备中设置R带的方法与记录管理数据RMD之间的关系。假设该数据区中尚未设置开放R带并且仅存在一个未完结的R带，如图100(a)所示。在一个未完结的R带中的记录管理数据RMD1已被记录在一个记录管理带RMZ中。将给出一种情况的说明，其中视频数据被记录在一个未完结的R带中，然后管理信息被记录在另外一个带中。首先，如图100(b)所示，为了关闭一个R带，把一个未完结的R带转变成一个完结的R带。即，该用户数据的末端地址被设置作为一个R带的末端地址。在一个完结的R带中的记录管理数据RMD2(RMD字段4到21被更新)被附加记录在记录管理带RMZ中。如图100(c)所示，一个特定尺寸的开放R带被设置(预留)在该完结的R带的外部，并且该开放R带的外部被设置作为一个不可见R带。在该开放R带和不可见R带中的记录管理数据RMD3被附加记录在记录管理带RMZ中。
如后面描述的那样，当该记录管理带RMZ被扩展时也预留一个开放R带。
图101是一示意图，说明在该第一边界区被关闭时的在一个R带和记录管理数据RMD之间的相关性。假设该数据区中设置了一个开放R带和一个未完结的R带，如图101(a)所示。在该记录管理带RMZ中，记录了记录管理数据RMD1。当完成边界关闭时，开放R带的未记录区被填充“00h”，以便形成一个完结的R带，并且把未完结的R带转成一个完结的R带。在该完结的R带外部，设置边界-外。在完结的R带和边界-外中的记录管理数据RMD2(在RMD中的字段3和4到21被更新)被附加记录到该记录管理带RMZ，并且最新RMD2被同时复制到该RMD复制带RDZ。该边界-外的区类型是00b：数据区。该边界-外的开始地址被记录到更新物理格式信息R-PFI中。完成边界关闭，以便以记录数据填充一个未记录部分，以便实现将要在播放器上再现的一个可记录存储介质。为此，该记录管理带的未记录区被填充以最新的RMD2。
图102是说明在本实施例的信息记录和再现设备中用于最终成型处理的处理过程的示意图。边界关闭与最终成型的不同在于，即使当完成边界关闭时，边界区也能够被再次设置(或能够被附加记录)，还在于，在执行最终成型之后，边界区将再也不能被附加记录。本实施例的最终成型处理能够通过修改该边界关闭处理的一部分来实现，这将缩短该最终成型的时间。图102的最终成型与图101的边界关闭的不同在于，边界-外的区类型被设置为10b：数据导入区，而在记录管理数据RMD2中的字段0的盘状态被设置为02h：“指示该盘被最终成型”(图133A和133B中的要点<L11>)。具体地说，当完成边界关闭时，边界-外被设置为一边界区，以便实现边界-内被再次设置。与此相反，当执行最终成型时，边界-外被设置为一个数据导出区，以便关闭该数据区。同时，为了指示该盘的最终成型，在记录管理数据RMD2中的字段0的状态被设置为02h。如上所述，数据未记录区被转变成数据导出区，使得无需以数据填充该数据区的未记录区，这将缩短该最终成型时间。
图103是说明在本实施例中使用R带来设置一个扩展的记录管理带EX.RMZ的原理示意图。图(103a)与图97(a)相同。假设存在请求，扩展该记录管理带RMZ而不关闭该边界。在这种情况下，如图103(b)所示，未完结的R带被更改为一个完结的R带，一个边界区(128个物理段块)被设置在该完结的R带之外，并且一个扩展记录管理带EX.RMZ被设置在该边界区中(图126A和126B中的要点<C8>，图134中的要点<L12>、<L12α>)。该边界区之外的部分是一个不可见R带。在此情况中，当开放R带的未记录区被填充数据“00h”，边界-外无需被设置为与该完结的R带相邻。
图104是一个示意图，说明在使用R带的一个新的扩展记录管理带EX.RMZ的设置和记录管理数据RMD之间的关系。当该记录管理带的剩余容量下降到低于一个确定值时，可以扩展该记录管理带RMZ。如图104(a)所示，在该数据区中设置一个未完结的R带，并且记录用户数据。在该记录管理带RMZ中，记录了该用户数据的记录管理数据RMD1。当该R带被关闭时，该未完结的R带被转变成一个完结的R带，如图104(b)所示。即，该用户数据的最后地址被设置作为该R带的最后地址。在该完结的R带中的记录管理数据RMD2(RMD字段4到21被更新)被附加记录在记录管理带RMZ中。如图104(c)所示，一个特定大小(128物理段块)的开放记录管理带RMZ被保留(设置)在该完结的R带的外部，并且该开放记录管理带RMZ之外的部分被设置作为一个不可见的R带。在该开放的记录管理带RMZ和不可见R带中的记录管理数据RMD3(RMD中的字段3、4到21被更新)被附加记录到该记录管理带RMZ的未记录区，同时，RMD3被复制到该RMD复制带RDZ中(图134中的要点<L12β>)。
图105是一个示意图，说明当在同一个边界区中的现有记录管理数据RMD已满时的一种处理方法的构思。图105(a)所示，当在该数据导入区中的记录管理带RMZ几乎被充满时，如图105(b)所示，该未完结的R带被转变成如图103(b)所示的完结的R带，并且一个边界区(128个物理段块)被设置在该完结的R带之外。在该边界区中，设置一个扩展的记录管理带EX.RMZ。该边界区之外的部分是一个不可见R带。随后，如图105(c)所示，以最新的记录管理数据RMD填充该记录管理带RMZ的未记录区，并且该最新的记录管理数据RMD被复制到该RMD复制带RDZ(图134中的要点<L12γ>)。
图108是说明在本实施例的信息再现设备或信息记录和再现设备中利用RMD复制带RDZ对最新记录管理数据RMD的记录位置的搜索方法的示图。
图108(a)示出了记录器搜索最新记录管理数据RMD7的情况。从系统导入区的控制数据带中发现数据导入区中的RMD复制带RDZ。然后对记录管理数据RMD进行跟踪。由于已扩展的记录管理带RMZ的开始物理扇区号记录在记录管理数据RMD中，因此可发现在第三边界中的已扩展记录管理带RMZ中的最新的记录管理数据RMD7(图132A和132B的要点<L6>)。
如图108(b)所示，ROM驱动器不能访问未记录区并且记录管理数据RMD不能被解释。
图22A和22B示出了控制数据带CDZ和R物理信息带RIZ的数据结构。如图22A(b)所示，控制数据带CDZ中存在有物理格式信息PFI和盘制造信息DMI。R物理信息带RIZ中包含盘制造信息DMI和R物理格式信息R_PFI。
在介质制造信息DMI中记录与介质制造国家名称相关的信息251和介质制造商国籍信息252(图127中要点<F>)。当购买到的信息存储介质侵犯了专利权时，把侵权警告提供到存在制造地点的国家或者提供到消费(或使用)信息存储介质的国家。通过强制记录包含在信息存储介质中的信息来识别制造地点(国家名称)，并且容易地提供侵权警告，从而保护了知识产权，并且促进了技术进步。而且，其它盘制造相关信息253也要被记录在盘制造信息DMI中。
本实施例的特征在于，根据物理格式信息PFI或R物理格式信息R_PFI中的记录位置(或相对于开始位置的字节位置)，确定要被记录的信息的类型(图128A和128B中的要点<G>)。具体地说，对于物理格式信息PFI或R物理格式信息R_PFI中的记录位置，把DVD族中的共用信息261记录在从第0字节到第31字节范围内的32个字节区中；把将在本实施例中处理的HD_DVD族中的共用信息262记录在从第32字节到第127字节范围内的96个字节区中；把与各种书写规范类型或部分版本相关的唯一信息263记录在从第128字节到第511字节范围内的384个字节区中；并且把与每一版本相对应的信息记录在从第512字节到第2047字节范围内的1536个字节区中。如上所述，根据信息的内容对物理格式信息中的信息分配位置进行标准化处理，从而不考虑介质类型，使已记录的信息的位置标准化，这能够标准化或简化信息再现设备或信息记录和再现设备的再现处理。如图22B(d)所示，记录在第0字节到第31字节中的DVD族中的共用信息261被分为：信息267，其记录在只再现、可重写和可记录信息存储介质每一个的第0字节到第16字节中；和信息268，其记录在可重写和可记录信息存储介质每一个的第17字节到第31字节中，并且其未被记录在只再现信息存储介质中。
图23A和23B示出了如图22A和22B所示的物理格式信息PFI中或R物理格式信息R_PFI中的信息的具体内容与物理格式信息PFI中的介质类型(只再现、可重写或可记录)之间的比较。对于记录在DVD族中的每一只再现、可重写，和可记录信息介质中共用信息261中的信息267，从字节位置0至字节位置16顺序记录以下信息：书写标准类型(只再现/可重写/可记录)的信息，版本号信息，介质大小(直径)，最大允许数据传输速率信息，介质结构(单层或双层、是否存在凸凹/可记录区/可重写区)，记录密度(行密度和轨道密度)信息，数据区DTA的位置信息和是否存在烧录区BCA(该区存在于每一只再现、可重写和可记录信息存储介质中)的信息。
按照与DVD族中的共用信息261和信息268类似地记录在每一可重写和可记录信息存储介质中的的顺序，从第28字节至第31字节顺序的记录有：确定最大记录速度的修订号信息；修订号表(应用修订号)；簇状态信息和已扩展的(部分)版本。本实施例的特征在于，对应于记录速度的修订信息记录在物理格式信息PFI或R物理格式信息R_PFI的记录区中从第28字节至第31字节中(图128A和128B中的要点(G1))。随着具有诸如双倍速或4倍速之类的提高记录速度的介质的发展，因此已经付出大量时间和努力去新起草书写标准。
相反，在本实施例中，书写标准分为：当显著改变内容时改变版本的版本簿；和根据记录速度等细小改变来作修订的修订簿。每当提高记录速度时，仅发布已经只更新了修订的修订簿。这产生了保证把介质向未来高速记录兼容介质扩展功能的效果。而且，由于可通过简单的修订方法解决标准，因此当新开发高速记录兼容介质时，可以高速复制。特别地，本实施例的特征在于，通过分开提供在第17字节确定的最大记录速度的修订号信息的字段、和在第18字节确定的最小记录速度的修订号信息的字段，可为记录速度的最大值和最小值分配不同的修订号(图128A和128B中的要点<G1α>)。例如，在已经开发出了能够以非常高的速度进行记录的记录膜时，该记录膜可以以非常高的速度记录数据，但是当记录速度突然变低时通常不能记录数据。而且，通常这种允许最低记录速度很低的记录薄膜是非常昂贵的。相反，在本实施例中，根据记录速度的最大值和最小值分开设置修订号，扩大了对可开发的记录薄膜的选择范围。从而产生了可提供高速记录的介质并提供价格便宜的效果。在本实施例的信息记录和再现设备中，预先确定针对每一修订的所允许的最大记录速度和所允许的最小记录速度的信息。当把信息存储介质安装在该信息记录和再现设备中时，图1所示的信息记录和再现部分141首先读取物理格式信息PFI或R物理格式信息R_PFI中的信息。基于获得的修订号信息，参考预先记录在控制部分143的存储部分175中的针对每一修订的所允许的最大记录速度和所允许的最小记录速度的信息，控制部分143计算已安装的信息存储介质所允许的最大记录速度和所允许的最小记录速度。根据结果来以最佳记录速度进行记录。
随后将说明从第128字节至第511字节的书写标准的类型和版本的唯一信息263、和根据图22B(c)的修订基础唯一地可设置在从第512字节至第2047字节的信息内容264。具体地说，在从第128字节至第511字节的书写标准的类型和版本的唯一信息263中，在可重写信息存储介质中每一字节位置的记录信息的内容的意义与可记录信息存储介质中的每一字节位置的记录信息的内容的意义相一致。在根据修订基础唯一地可设置在从第512字节至第2047字节的信息内容264中，不但在彼此字节不同的可重写和可记录信息存储介质，而且在相同类型的介质中，如果修订不同，则每字节位置的信息的内容的意义允许不同。
如图23A和23B所示，在书写标准的类型和版本的唯一信息263中(每一可重写信息存储介质和可记录信息存储介质中每一字节位置上的信息的内容的意义)顺序地记录以下信息：介质制造商名称信息；来自介质制造商的附加信息；记录标记极性信息(识别“高到低”或“低到高”)；记录或再现时的线速度信息；沿圆周方向的光学系统的边缘强度值；沿着径向的光学系统的边缘强度值；和再现时的建议激光功率(记录表面上的光量)。
特别地，本实施例的特征在于，在第192字节中记录了有关记录标记(识别“H-L”或“L-H”)极性的信息MPD(标记极性描述符)。在传统的可重写或可记录DVD盘中，仅接受在未记录状态其在记录标记中的光反射量低(光反射级别相对高)处的“H-L”记录膜。如果需要“高速记录”和“较低价格”或包括“减少交叉擦除”和“增加重写量的上限值”的物理性能，则会出现传统“H-L”记录膜不能解决的问题。相反，由于本实施例允许使用其光反射量在记录标记中增加的“H-L”记录膜、以及“L-H”记录膜，因此，实现了这样的有益效果，即，不仅传统的“H-L”记录膜而且“L-H”记录膜被结合到标准中而扩大了记录膜的选择范围，并且因此实现了高速记录并且供应低成本的介质。
下面说明一种实现特定的信息记录和再现设备的方法。在版本簿或修订簿中，写入了全部“H-L”记录膜的再现信号特征和“L-H”记录膜的再现信号特征。根据本说明，在PR均衡电路130和维特比解码器156中准备了两种类型的处理电路。当信息存储介质安装在信息再现部分141中时，首先启动限幅电平检测电路132以读取系统导入区SYLDI中的信息。在该限幅电平检测电路132读取记录在该第192字节中的记录标记的极性信息(识别“H-L”或“L-H”)之后，确定是“H-L”记录膜或“L-H”记录膜。在根据确定结果转换PR均衡电路130和维特比解码器156中的电路之后，再现记录在数据导入区DTLDI中或数据区DTA中的信息。该方法可相对快速而精确地读出数据导入区DTLDI或数据区DTA中的信息。在该第17字节中记录了确定了最大记录速度的修订号信息，而在该第18字节中记录了确定了最小记录速度的修订号信息。这些信息项只提供确定最大和最小值的范围的信息。由于在记录时需要最佳线速度信息以最稳定地记录数据，因此该信息记录在第193字节中。
本实施例特征还在于，第194字节中沿圆周方向的光学系统的边缘强度值以及第195字节中沿径向的光学系统的边缘强度值，这些值作为光学系统条件信息被设置在包括在基于修订基础唯一可设置的信息内容264中的各种记录状态(写策略)信息之前的位置。这些信息项表示在用于确定布置在其后面的记录状态的光头的光学系统的状态信息。边缘强度表示会聚在信息存储介质的记录面之前进入到一目标的入射光的分布，并且定义为如果入射光强度分布的中心强度为“1”，目标(或射光孔面的空白区)周围的强度值。到目标的入射光的强度分布不是圆心对称的，而成椭圆形分布，由于沿信息存储介质的径向的边缘强度值与沿圆周方向的边缘强度值不同，因此记录这两个值。边缘强度值越大，则信息存储介质的记录面上焦点尺寸变得越小。因此，最佳记录功率条件随着边缘强度值而显著地改变。
由于信息记录和再现设备已经获悉其自身光头的边缘强度值的信息，因此该设备首先沿每一圆周方向和每一径向读取记录在信息存储介质中的光学系统的边缘强度值，并比较自身光头中的这些值。如果比较结果差异不大，则可运用记录在后面的记录状态。如果比较结果差别很大，则不得不忽略记录在后面的记录状态并且当信息记录和再现设备自身利用图16或18中所写的驱动测试带DRTZ进行尝试写入时，需要确定最佳记录状态。
如上所述，需要快速确定是否要利用记录在后面的记录状态或忽略该信息，并且在进行尝试写入时，需要快速确定是否开始发现最佳记录状态。如图23A和23B所示，有关根据其来确定状态的光学系统的状态信息被放置在已经记录了所建议的记录状态的位置之前的位置中，可产生使得该边缘强度信息可被读出的效果，并随后可以高速地确定放置在后面的记录状态是否可以运用。
如上所述，根据本实施例，书写标准被分成：如果内容已经改变很大则版本变化时的版本簿，和根据记录速度等修订改变的修订薄。每当改善记录速度时，仅发布已经只更新了修订的修订薄。因此，由于修订号不同，修订薄中的记录状态也改变。因此，有关记录状态(写策略)的信息记录在基于修订基础而主要唯一地可设置在从第512字节到第2047字节中的信息内容264中。如图23A和23B所示，基于修订基础而唯一地可设置在从第512字节到第2047字节的信息内容264允许不仅是在彼此类型不同的可重写和可记录信息存储介质中，而且在相同类型的介质中，如果修订不同，则每一字节中已记录的信息内容的意义将彼此不同。
峰值功率、第一偏置功率、第二偏置功率和第三偏置功率的定义与图19中定义的功率值是一致的。图23A和23B中的第一脉冲的结束时间表示图19中定义的TEFP。多脉冲间隔表示图19中定义的TMP。图23A和23B中的最后脉冲的开始时间表示图19中定义的TSLP。2T标记的第二偏置功率的周期表示图19中定义的TLC。
图24示出记录在图23A所示第4字节到第15字节的数据区DTA的位置的详细信息的比较。不管介质类型也不管使用的是物理格式信息PFI或是R物理格式信息R_PFI，以同样地方式记录数据区DTA相关的开始位置信息。数据区DTA的结束位置信息作为表示结束位置的信息记录在信息记录和再现设备中。
如图12A，12B所示，在可重写信息存储介质中，物理扇区号为最大的位置在沟槽区。那里记录了槽岸区中有关数据区DTA的结束位置信息。
在可记录信息存储介质上的物理格式信息PFI中，记录了有关用户数据附加可记录范围的最后位置信息。例如，在图18B(e)中，该位置信息表明了恰在点ζ前面的位置。
相反，在可记录信息存储介质上的R物理格式信息R_PFI中，在相关边界区BRDA中记录的数据的最后位置信息被记录。
而且，在只再现信息存储介质中，还记录了当从再现光学系统看去时属于前层的“0层”的最后地址信息。在可重写信息存储介质中，还记录了槽岸区和沟槽区的开始位置之间的差值。
如图16(c)所示，记录管理带RMZ存在于数据导入区DTLDI中。然后，如图21B(d)所示，其复制信息作为与已记录在记录管理带RMZ中的内容有关的拷贝信息C_RMZ也存在于边界-外区BRDO中。如图17A(b)所示，在记录管理带RMZ中，记录了具有与一物理段块大小相同的数据容量的记录管理数据RMD。每次更新记录管理数据RMD的内容时，将更新的新记录管理数据RMD添加到后面。图25到30示出了记录管理数据RMD每一项的详细数据结构。该记录管理数据RMD还被分成2048字节大小的小RMD字段信息RMDF。
记录管理数据中最初的2048字节被分配到保留区。
在由后面2048字节组成的RMD字段0中，顺序地布置了：记录管理数据格式码信息；表明当前介质是否为下列状态的介质状态信息，这些状态为：(1)在未记录状态，(2)最终成型之前正在被记录中，或(3)完成后；唯一盘ID(盘识别信息)；数据区DTA和最新的(更新的)数据区DTA的位置信息；以及有关记录管理数据RMD的位置信息。在有关数据区DTA的位置信息中，记录了作为表示初始化中用户数据附加的可记录范围204(图18A(d))的信息，即，有关数据区DTA的开始位置信息和初始化中有关用户数据可记录范围204的最后数据信息(图18A(d)所示的实施例中，该信息表示恰在β点前面的位置)。
如图18B(e)和(f)所示，本实施例特征在于，扩展驱动测试带EDRTZ和扩展备用区ESPA可设置在用户数据附加可记录范围204中(图127中的要点<E2>)。然而，这种扩展会使用户数据附加可记录范围205缩小。本实施例特点在于，相关的信息记录在“有关最新的(更新的)数据区DTA的位置信息”中，从而防止错误地把用户信息附加地记录在扩展区域EDRTZ和ESPA中。具体地说，根据识别是否存在扩展驱动测试带EDRTZ的信息，可以确定是否已经添加扩展驱动测试带EDRTZ。根据识别是否存在扩展备用区ESPA的信息，可以确定是否添加了扩展备用区ESPA。
此外，如图25到30所示，记录在有关最新的(更新的)数据区DTA的位置信息中的最新用户数据的可记录范围205的最后位置，作为在记录管理数据RMD中管理的用户数据附加可记录范围205有关的可记录范围信息存在于RMD字段0中(图127中的要点<E>)，可以快速发现图18B(f)中用户数据附加可记录范围205，从而可以高速检测未来可记录的未记录区的大小(或未记录区的剩余量)。例如，可产生这样的效果，通过根据用户设置的已编程的记录时间来设置最佳记录时的传输率，可以以允许的最高图像品质毫无遗漏地把由用户设置的已编程的记录时间记录到介质。在图18A(d)的实施例中，“最新的用户数据可记录范围205的最后位置”表示恰在点ζ前面的位置。这些位置信息项可如另一实施例被写入ECC块地址号中，而不是写入物理扇区号中(图127中的要点<E1>)。如稍后所述，本实施例中，32个扇区组成一个ECC块。因此，置于特定ECC块头部的扇区的物理扇区号的低5位(bit)与置于ECC块相邻的开始位置的扇区的扇区号相一致。
当这样设置物理扇区号时，即，置于ECC块头部扇区的物理扇区号的低5位为“00000”，存在于相同ECC块中的所有扇区中所有的物理扇区号的从低数第6位或以后位的值彼此相一致。因此，通过移开存在于相同ECC块中的扇区的物理扇区号低5位，并只提取从低数第6位及以后位的数据而获得的地址信息被定义为ECC块地址信息(或ECC块地址号)。如稍后所述，由于先前通过摆频调制记录的数据段地址信息(或物理段块号信息)与ECC块地址相一致，因此ECC块地址号中的记录管理数据RMD中的位置信息产生下面效果：
(1)特别加快了对未记录区的访问：
原因在于，由于记录管理数据RMD中的位置信息单元与先前通过摆频调制记录的数据段地址的信息单元相一致，因此使得可以容易地计算差值。
(2)减小了记录管理数据RMD中的管理数据大小：
原因在于，写地址信息所需的位数可被以每地址节省5比特地来保存。
如稍后所述，一物理段块长度与一数据段长度一致。在一数据段中，记录了一用户数据ECC块。因此，地址表示为“ECC块地址号”；“ECC块地址”；“数据段地址”；“数据段号”和“物理段块号”等等。这些描述表示了同样的的意思。
如图25到30所示，在RMD字段0中与记录管理数据RMD有关的位置信息中，可顺序地附加记录记录管理数据RMD的记录管理带RMZ的设置大小信息被记录在ECC块或物理段块中。如图17A(b)所示，由于一记录管理带RMZ是基于物理段块基础记录的，因此根据这个信息，可以确定已更新特定次数的记录管理数据RMD可被附加地记录在记录管理带RMZ中。然后把当前记录管理数据号记录在记录管理带RMZ中。这表示已记录在记录管理带RMZ中的记录管理数据RMD的项的数量信息。例如，在图17A(b)中，假定该信息存在于记录管理数据RMD#2中。由于该信息为第二记录在记录管理带RMZ中的记录管理数据RMD，因此在该字段中记录值“2”。接着，记录关于记录管理带RMZ中的剩余量的信息。该信息表示可进一步添加到该记录管理带RMZ中的该记录管理数据RMD的项的数量信息。该信息被写入物理段块(＝ECC块＝数据段)中。下面的关系包含三种类型信息之间的关系：
<设置有关RMZ的大小信息>
＝<当前记录管理数据号>+<RMZ的剩余量>
本实施例特点在于，已被记录管理数据RMD使用的记录管理带RMZ的使用量或剩余量的信息被记录在记录管理数据RMD中的记录区中(图127中的要点<E7>)。
例如，当一次把所有信息记录在单次可记录信息存储介质中上时，该记录管理数据RMD只能被记录一次。为了把微小地附加记录用户数据重复地记录到单次可记录信息存储介质上(或把用户数据附加地记录到图18B(f)中用户数据的附加可记录范围205中)，每次进行附加写入时更新的记录管理数据RMD必须被附加地记录。在此情况下，如果记录管理数据RMD经常地被附加写入，图17A(b)的未记录区206被用完。因此，信息记录和再现设备必须解决这个问题。把已被记录管理数据RMD使用的记录管理带RMZ使用量或剩余量的信息记录到记录管理数据RMD的记录区，可以预先发现记录管理带RMZ不能进行附加地记录，从而使得信息记录和再现设备能及早的解决这个问题。
如图18B(e)到18B(f)，本实施例特点在于，可以以包括在扩展驱动测试带EDRTZ的方式设置数据导出区DTLDO(图127中的要点<E4>)。这时，该数据导出区DTLDO的开始位置从图18B(e)中的点β改变到点ε。为了控制这种情况，在如图25到30所示的RMD字段0中的最新的(更新的)数据区DTA的位置信息中提供了一个字段，该字段中将要记录数据导出区DTLDO的开始位置信息。如上所述，驱动测试(尝试写入)被记录在基本上可以在数据段(ECC块)中扩展的簇中。因此，ECC块地址号中写入了数据导出区DTLDO的开始信息。如另一实施例，开始位置信息可被写入置于第一ECC块的开始的物理扇区的物理扇区号、物理段块号、数据段地址、或ECC块地址中。
在RMD字段1中，记录了已把数据记录到兼容介质上的信息记录和再现设备的历史信息。根据可基于修订基础唯一设置的信息264(图23A和23B)中的全部记录状态信息的格式，写入每一信息记录和再现设备的生产商识别信息、以ASCII码书写的序列号和模型号、使用驱动测试带来调节的记录功率的日期信息、以及进行附加记录的记录状态信息。
RMD字段2是一个用户可用区。例如，用户可把已记录的(或将要记录)内容的信息记录在RMD字段2中。
在RMD字段3中记录了每一边界带BRDZ的开始位置信息。即，如图25到30所示，从第1边界-外到第50边界-外BRDO的开始位置信息被写入物理扇区号。
例如，图21A(c)所示的实施例中，第一边界-外BRDO的开始信息表示位置点η，第二边界-外BRDO的开始位置表示位置点θ。
在RMD字段4中记录了扩展驱动测试带的位置信息。在图16(d)的数据导入区DTLDI中记录了已用于在驱动测试带DRTZ尝试写入位置的最后位置信息，在图18A(d)到18B(f)的数据导出区DTLDO中记录了已用于在驱动测试带DRTZ尝试写入位置的最后位置信息。驱动测试带DRTZ被用来顺序地从内缘侧(或从小的物理扇区号)向外缘(沿物理扇区号增高的方向)尝试写入。如稍后所述，用于尝试写入的位置单位为簇，该簇是附加记录的单位。因此，如果在ECC地址号中或物理扇区号中写入了已用于尝试写入位置的最后位置信息，则写入放置在用于尝试写入的ECC块末尾的物理扇区的物理扇区号。由于曾经用于尝试写入的位置已被记录，如果进行下一次尝试写入，则在已用于尝试写入的最后位置之后进行尝试写入。因此，利用已用于尝试写入驱动测试带DRTZ(图127中的要点<E5>)的最后位置信息(＝驱动测试带DRTZ的已使用量)，该信息记录和再现设备不但能立刻发现尝试写入从何处开始，而且根据该信息能确定在驱动测试带DRTZ中是否存在能进行尝试写入的空间。
在数据导入区DTLDI中的驱动测试带DRTZ中，记录了还可以进行附加写入的区域大小的信息或表示该驱动测试带DRTZ是否已被用完的标志信息，以及在数据导出区DTLDO中的驱动测试带DRTZ中还可以进行附加写入的区域大小信息或表示驱动测试带DRTZ是否已被用完的标志信息。由于已知了数据导入区DTLDI中的驱动测试带DRTZ的大小和数据导出区DTLDO中的驱动测试带DRTZ的大小，因此只根据在数据导入区DTLDI中的驱动测试带DRTZ或数据导出区DTLDO中的驱动测试带DRTZ已用于尝试写入的位置的最后位置信息，可以确定该驱动测试带DRTZ中还可进行附加测试写入的区域大小(或剩余量)。然而，记录管理数据RMD(图127中的要点<E5>)中具有此信息可以立刻确定驱动测试带DRTZ的剩余量，这将减少确定是否要设置新扩展驱动测试带EDRTZ所需的时间。
作为另一实施例，在该字段中可记录表明该驱动测试带DRTZ是否被用完的标志信息，而不是表明该驱动测试带DRTZ中可再进行附加写入的区域大小(剩余量)的信息。如果设置了能很快确定驱动测试带DRTZ已被用完的事实的标志，可以消除该区内错误地进行尝试写入尝试的可能性。
附加地设置在扩展驱动测试带EDRTZ的使用量的信息记录在RMD字段4中。在图18B(e)所示的实施例中，由于设置了扩展驱动测试带1 EDRTZ1和扩展驱动测试带2 EDRTZ2，因此，其服从“扩展驱动测试带EDRTZ的附加设置数量＝2”。此外，每一扩展驱动测试带EDRTZ的范围信息和已用于测试写入的范围信息被记录在RMD字段4中。如上所述，如果扩展驱动测试带的位置信息可在记录管理数据RMD中加以管理(图127中的要点<E6>)，则不但可以把扩展驱动测试带EDRTZ扩大设置很多倍，而且通过在可记录信息存储介质中更新记录管理数据RMD的附加记录来管理扩展驱动测试带EDRTZ的位置信息。因此，可以消除扩展驱动测试带EDRTZ被错误地用于用户数据的附加可记录范围204(图18A(d))的可能性并且消除用户数据被扩展驱动测试带EDRTZ重写的可能性。
如上所述，尝试写入在簇(或ECC块)中完成，因此，可在ECC块地址基础上来指定每一扩展驱动测试带EDRTZ的范围。在图18B(e)所示的实施例中，因为首先设置了扩展驱动测试带1 EDRTZ1，所以第一组扩展驱动测试带EDRTZ的开始位置信息表示点γ。第一组扩展驱动测试带EDRTZ的结束位置信息对应于恰在点β前面的位置。位置信息被写入ECC块地址号或物理扇区号。
然而在图25到30的实施例中，示出了扩展驱动测试带EDRTZ的结束位置信息，所以可以写入扩展驱动测试带EDRTZ的大小信息，而不写入结束位置信息。在此情况下，第一组扩展驱动测试带1 EDRTZ1的大小为“β-γ”。此外，已用于在第一组扩展驱动测试带EDRTZ内进行尝试写入的区域的最后位置信息也被写入ECC块地址号或物理扇区号中。然后，记录还可在第一组扩展驱动测试带EDRTZ中进行附加写入的区域的大小(或剩余量)信息。由于根据上述信息确定扩展驱动测试带1 EDRTZ1的大小和那里已使用的区域的大小，因此自动地确定还可进行附加写入的区域大小(或剩余量)。然而，提供该字段(图127中的要点<E5>)，可以立即发现确定当前驱动测试带在执行新的驱动测试(尝试写入)时是否充足，从而缩短为确定扩展驱动测试带EDRTZ的附加设置所需的时间。该字段可以记录还可以进行附加写入的区域的大小(或剩余量)信息。如另一实施例，该字段可以设置表明该扩展驱动测试带EDRTZ是否被用完的标志信息。如果设置能立刻确定该测试带EDRTZ已被用完的事实的标志，则消除在该区域内试图进行尝试写入的可能。
将说明图1中的信息记录和再现设备中设置新的扩展驱动测试带EDRTZ的方法和在那里进行尝试写入的方法。
(1)可记录信息存储介质被安装在信息记录和再现设备中。
(2)信息记录和再现部分141再现烧录区BCA中形成的数据并且把已再现的数据发送到控制部分143。控制部分143解译传送的信息并且确定是否进行下一步处理。
(3)信息记录和再现部分141再现记录在系统导入区SYLDI中的控制数据带CDZ内的信息并且把已再现的信息传送到控制部分143。
(4)当根据信息记录和再现部分141中所用的光头的边缘强度值来确定推荐记录状态时，控制部分143比较该边缘强度值(图23A和23B中的第194和195字节中)并且确定尝试写入所需的区域大小。
(5)信息记录和再现部分141再现记录管理数据中的信息并且把已再现的信息发送到控制部分143。控制部分解译RMD字段4中的信息并且确定是否存在用于在第(4)项中确定的尝试写入所需的区域大小的余量空间。如果有这样的余量空间，则信息记录和再现部分141继续执行第(6)项。否则，将转到执行第(9)项。
(6)根据要被用于在RMD字段4中进行尝试写入的驱动测试带DRTZ或已用于在扩展驱动测试带EDRTZ中进行尝试写入的位置的最后位置的信息来确定这次要进行尝试写入的位置。
(7)尝试写入超过了第(4)项确定的大小，从第(6)项确定的位置开始进行。
(8)由于用于第(7)项处理进行尝试写入所用的位置已经增加了，所以已经在其中更新的已用于尝试写入的位置的最后位置信息的记录管理数据RMD被临时地存储在存储部分175中。然后，控制转到(12)项。
(9)信息记录和再现部分141读取记录在RMD字段0中的“最新的用户数据可记录范围205的最后位置”信息，或在图24的物理格式PFI的数据区DTA的位置信息中记录的“用户数据附加可记录范围的最后位置信息”。控制部分143设置了新设置的驱动测试带EDRTZ的范围。
(10)根据(9)项中的结果，更新RMD字段0中记录的“最新用户数据的可记录范围205的最后位置”信息。同时，RMD字段4中扩展驱动测试带EDRTZ的附加设置数量以1为增量(或附加设置数量加1)。然后，通过进一步添加新设置的扩展驱动测试带EDRTZ的开始/结束位置信息所获得的记录管理数据被临时地存储在存储部分175中。
(11)控制从第(7)项转到第(12)项。
(12)在根据(7)项中的尝试写入的结果获得的最佳记录状态下，所需的用户信息被附加地记录在用户数据的附加可记录范围205中。
(13)通过(12)项中附加地记录新生成的R区的开始/结束位置信息(图27)而更新的记录管理数据RMD被临时地存储在存储部分175中。
(14)控制部分143进行控制，从而信息记录和再现部分141可以附加地把临时存储在存储部分175中的最新记录管理数据RMD记录到记录管理带RMZ中的未记录区206(例如，图17A(b))中。
如图28所示，RMD字段5中记录了扩展备用区ESPA的位置信息。在可记录信息存储介质中，备用区是可扩展的。利用记录管理数据RMD来控制备用区的位置信息。在图18B(e)所示的实施例中，由于设置了扩展备用区1 ESPA1和扩展备用区2 ESPA2，首先设置在RMD字段5中的“扩展备用区ESPA的附加设置数量”为“2”。第一组扩展备用区ESPA的开始位置信息与点δ的位置一致，第一组扩展备用区ESPA的结束位置信息与恰在点γ的位置前面的位置一致，第二组扩展备用区ESPA的开始位置信息与点ζ的位置一致，第二组扩展备用区ESPA的结束位置信息与恰在点ε的位置前面的位置一致。
在图28的RMD字段5中记录了有关缺陷管理的信息。在图28的RMD字段5的第一列中记录了在与数据导入区DTLDI相邻的备用区中用于替换的ECC块数量的信息或物理段块数量的信息。在本实施例中，在用户数据的附加可记录范围204中发现的缺陷区在ECC块中被替换。如稍后所述，由于组成一ECC块的数据段被记录到一物理段块中，因此已完成替换的数量与ECC块数量(或物理段块数量，数据段数量)相等。因此，写入该列的信息在ECC块，物理段块或数据段中表示。
对于可记录信息存储介质，在备用区SPA或扩展备用区ESPA中，这些位置常被用于从内缘侧开始以ECC块地址号的升序来进行替换处理。因此，在另一实施例中，在这一列中，ECC块地址号可被写入作为用于替换位置的最后位置信息。如图27和图28所示，在第一组扩展备用区1 ESPA1和第二组扩展备用区2 ESPA2中的每一区中，有用于容纳相似信息(“在第一组扩展备用区ESPA中已用于替换的ECC块数量的信息，物理段块数量的信息，或用于替换位置的最后位置信息(ECC块地址号”)和“在第二组扩展备用区ESPA中已用于替换的ECC块数量信息，物理段块数量信息，或用于替换位置的最后位置的信息(ECC块地址号))”的字段。利用这些信息，可获得以下的效果：
(1)当进行下面的替换处理时，立即确定新设置在用户数据附加可记录范围205中用于缺陷区的备用位置。
恰在用于替换位置的最后位置后面进行替换处理。
(2)计算出备用区SPA或扩展备用区ESPA的剩余量，从而确定是否需要设置新的扩展备用区ESPA(如果剩余量不足)。
由于预先确定与数据导入区DTLDI相邻的备用区SPA的大小，因此如果存在已用于备用区SPA替换的ECC块数量的信息，则可计算备用区SPA的剩余量。然而，当提供了可用于将来进行替换的未用位置的ECC块数量的信息(或备用区SPA的剩余量信息)，或记录物理段块数量的信息的帧时，这能立即确定剩余量，从而缩短确定是否还需要设置扩展备用区ESPA所需的时间。因此，提供了能记录“第一组扩展备用区ESPA的剩余量信息”和“第二组扩展备用区ESPA剩余量信息”的帧。本实施例使得备用区SPA在可记录信息存储介质中是可扩展的并且管理记录管理数据RMD中的位置信息。如图18B(e)所示，根据需要在用户数据附加可记录范围204的任意开始位置上，可以任意大小设置第一和第二扩展备用区ESPA1和ESPA2。因此，在RMD字段5中记录了扩展备用区ESPA的附加设置数量信息，可设置第一组扩展备用区ESPA的开始位置信息和第二组扩展备用区ESPA的开始位置信息。这些开始位置信息被写入到物理扇区号或ECC块地址号(或物理段块号或数据段地址)。在图25到30的实施例中，“第一组扩展备用区ESPA的结束位置信息”或“第二组扩展备用区ESPA的结束位置信息”被记录作为确定扩展备用区ESPA的范围的信息。如另一实施例，不用这些结束位置信息，扩展备用区ESPA的大小信息可使用ECC块数量，物理段块数量，数据段数量，ECC块数量或物理扇区数量来记录。
在RMD字段6中记录了缺陷管理信息。在本实施例中，设计了一种能改善记录在信息存储介质上的缺陷处理的可靠性信息的方法，用来解决下面两种类型的模式：
(1)要记录在缺陷位置中的信息被记录在备用位置中的传统“替换模式”。
(2)在信息存储介质上不同位置记录两次相同信息以提供可靠性的“多次模式”。
如图29所示，采用哪种模式进行处理的信息被记录在记录管理数据RMD中次要缺陷列表条目信息中的“缺陷管理处理类型信息”中。次要缺陷列表条目信息的内容如下：
(1)替换模式
·缺陷管理处理的类型信息被置为“01”(如传统DVD-RAM)
·“被替换的ECC块的位置信息”表示在用户数据附加可记录范围205中作为缺陷位置的ECC块位置信息。要记录在该位置的信息被记录在备用区等，而不是记录在该位置。
·“替换ECC块的位置信息”表示设置在图18B(e)中备用区SPA或第一扩展备用区1 ESPA1和第二扩展备用区2 ESPA2中的替换位置的位置信息。要记录在用户数据附加可记录范围205中的缺陷位置中的信息被记录在该位置中。
(2)多次模式
·缺陷管理处理的类型信息被置为“10”
·“被替换的ECC块的位置信息”表示记录了要记录的信息的无缺陷位置的位置信息。可准确地再现记录在该位置中的信息。
·“替换ECC块的位置信息”表示位置信息，其中与记录在被替换的ECC块用于在备用区SPA或第一扩展备用区1 EAPA1和第二扩展备用区2 ESPA2设置多次模式的信息内容具有同样的内容。
当以“(1)替换模式”进行记录时，可以确定记录之后可准确地读出记录在信息存储介质上的信息。此后，存在这样的可能性，因为由于用户的误操作等造成信息存储介质上的划痕或灰尘，所以不能再现已记录的信息。相反，当以“(2)多次模式”进行记录时，即使由于用户误操作等造成信息存储介质上附着有划痕或灰尘，但是相同信息已备份在另一部分，从而显著地改善了再现的可靠性。如果此时不能读出的信息使用备份信息来进行“(1)替换模式”的替换处理，则进一步改善了可靠性。因此，考虑到解决划痕或灰尘的方式，“(2)多次模式”的处理，或“(1)替换模式”的处理和“(2)多次模式”的处理相结合的处理，可产生保证记录后高可靠性再现的效果。
而且，写入ECC块位置信息的方法不仅包括在组成ECC块的开始位置写入物理扇区的物理扇区号的方法，而且还包括写入ECC块地址，物理段块地址，或数据段地址的方法。如稍后所述，在本实施例中，与ECC块数据匹配的数据区被称为数据段。物理段块被定义为在记录了数据的位置上信息存储介质中的物理单元。物理段块的大小与记录了一数据段的数据区大小一致。
本实施例还提供了用于记录替换处理前所需缺陷位置信息的机制。该机制不仅可使信息存储介质生产商在恰即发货前检查附加可记录范围204的缺陷状态，并预先(在替换处理以前)记录发现的缺陷位置，而且当用户方的信息记录和再现设备进行初始化处理时，可检查用户数据附加可记录范围204的缺陷状态，并且预先(在替换处理以前)记录发现的缺陷位置。表示替换处理以前预先检测的缺陷位置的信息为“有无以备用块替换缺陷块的处理的信息”(SLR：线性替换状态)。
◎当“有无以备用块替换缺陷块处理的信息”SLR为“0”时，
对在被替换的ECC块的信息中指定的缺陷ECC块进行替换处理被执行，并且
再现的信息已被记录在“替换ECC块的位置信息”中指定的位置。
◎当“有无用备用块替换缺陷块处理的信息”SLR为“1”时，
“被替换的ECC块的位置信息”中指定的缺陷ECC块表示替换处理之前检测的缺陷块，并且
用于“替换ECC块的位置信息”的列为空(或其中没有记录信息)。
当信息记录和再现设备把用户数据附加地记录到可记录信息存储介质上时，确定预先缺陷位置产生以高速实时地进行最佳替换处理的效果。当视频信息等被记录到信息存储介质上时，需要保证记录的连续性。因此，使用上述信息的高速替换处理很重要。
如果用户数据的附加可记录范围205中有缺陷，则在备用区SPA或扩展备用区ESPA中的特定位置进行替换处理。每当进行替换处理时，添加一条次要缺陷列表条目信息，并且在RMD字段6中记录了一组缺陷的ECC块的位置信息的信息以及用于替换的ECC块的位置信息。如果在用户数据附加可记录范围205中，重复新用户数据附加记录时发现新的缺陷位置，则进行替换处理，次要缺陷列表条目信息数增加。如图17A(b)所示，次要缺陷列表条目信息的信息条数增加的记录管理数据RMD被附加地记录在记录管理带RMZ的的未记录区206中，从而使得缺陷管理信息区(RMD字段6)可被扩展。利用这个方法，可以改善缺陷管理信息自身的可靠性，因为以下原因：
(1)只要避开记录管理带RMZ中的缺陷位置，就可以记录记录管理数据RMD。
即使在图17A(b)所示的记录管理带RMZ中，也会出现缺陷位置。最新附加到记录管理带RMZ中的记录管理数据RMD的内容恰即附加记录后被检验，还使得可以检测由于缺陷引起的不可记录状态。在那种情况下，记录管理数据RMD被再次写入到紧邻着缺陷位置的位置，可记录该记录管理数据RMD，保证很高可靠性。
(2)即使因为信息存储介质表面上的划痕，不能再现以前的记录管理数据RMD，也可进行某种程度的备份。
例如，在图17A(b)中，假定已经记录管理数据RMD#2之后由于用户失误等原因造成信息存储介质表面损坏，并且不能再现记录管理数据RMD#2。在此情况下，改为再现记录管理数据RMD#1，从某种程度上可以恢复以前的缺陷管理信息(RMD字段6中的信息)。
RMD字段6的大小信息被记录在RMD字段6的开头。该字段大小是可变的，从而可以扩展缺陷管理信息区(RMD字段6)。每一RMD字段被置为2048个字节大小(与一物理扇区大小相等)。如果信息存储介质中的缺陷数变大并且替换处理数增加，则次要缺陷列表信息大小也增加，因此2048个字节大小(与一物理扇区大小相等)不适合了。考虑到这种情况，可把RMD字段6设为多倍2048个字节大小(可跨过多个扇区进行记录)。即，如果“RMD字段6的大小”超过2048个字节，则分配包含多个物理扇区的区域给RMD字段6。
在次要缺陷列表信息SDL中，不仅记录了次要缺陷列表条目信息，而且还记录了表示次要缺陷列表信息SDL开始位置的“次要缺陷列表识别信息”和表示次要缺陷列表信息SDL被重写次数的计数信息的“次要缺陷列表更新计数器(更新计数信息)”。根据“次要缺陷列表条目数信息”，确定了全部次要缺陷列表信息SDL的数据大小。
在用户数据附加可记录范围205中已经根据R带基础逻辑地记录了用户数据。具体地说，保留用于记录用户数据的部分用户数据附加可记录范围205被称为R带。根据记录状态，该R带被分为两种类型的R带。还可记录附加用户数据的一种R带被称为开放R带。不能再添加用户数据的另一种R带被称为完结R带。用户数据附加可记录范围205中不能有三个或更多的开放R带。即，用户数据附加可记录范围205中最多只可设两个开放R带。两种类型R带中任何一个未设在用户数据附加可记录范围205的位置或未保留用于记录用户数据的位置(两种类型R带中之一)，被看作不可见(未指定的)R带。当全部用户数据附加可记录范围205中已经记录用户数据，并且不能再添加时，那里不存在不可见R带。
最多到第254个R带位置信息记录在RMD字段7中。记录在RMD字段7开头的“全部R带数量信息”表示合理地设置在用户数据附加可记录范围205中的不可见R带数量的总和、开放R带数量和完结R带的数量。然后，记录第一开放R带的数量信息和第二开放R带的数量信息。如上所述，由于用户数据附加可记录范围205不能有三个或更多开放R带，因此记录“1”或“0”(当第一或第二开放R带不存在时)。然后，第一完结R带的开始位置信息和结束位置信息被写入物理扇区号。然后，第2到第254完结R带中每一个的开始位置信息和结束位置信息都被接连地写入物理扇区号。
在RMD字段8和其后的字段中，第255和后面完结R带的开始位置信息和结束位置信息被接连地写入物理扇区号。根据完结R带的数量，可被写入的RMD字段最多到15(或最多2047个完结R带)。
图121、122A和122B示出了图29和30所示的记录管理数据RMD的数据结构的另一实施例。
在如图121、122A和122B的实施例中，在单次可记录信息存储介质上最多可设置128个边界区BRDA。因此，第1到第128个边界-外BRDO的开始信息被记录在RMD字段3中。如果边界区BRDA只被设置在部分RMD字段3中(或在128或更少的边界-外区)，设置“00h”作为随后的边界-外BRDO的开始位置信息。这样只通过检查边界-外BRDO的开始位置信息记录在RMD字段3中的数量，就可以确定已设置在可记录信息存储介质上的边界区BRDA的数量。
在图121、122A和122B的实施例中，在单次可记录信息存储介质上最多可设置128个扩展记录管理带RMZ。如上所述，如下有两种类型的扩展记录管理带RMZ：
(1)设置在边界-内BRDI中的扩展记录管理带RMZ
(2)利用R带设置的扩展记录管理带RMZ
在图121、122A和122B的实施例中，不区分这两种类型的RMZ带，在RMD字段3中记录了扩展记录管理带RMZ的一组开始位置信息(表示在物理扇区号中)和大小信息(或占据物理扇区的数量信息)，从而进行管理。而在图121、122A和122B的实施例中，已经记录了扩展记录管理带RMZ的一组开始位置信息(由物理扇区号表示)和大小信息(或占据物理扇区的数量信息)，但本发明并不局限于此。例如，可记录扩展记录管理带RMZ的一组开始位置信息(由物理扇区号表示)和结束位置信息(或由物理扇区号表示)。而在图121、122A和122B的实施例中，扩展记录管理带RMZ已按照设置在可记录信息存储介质上的顺序进行了编号，但本发明并不局限于此。例如，可在开始位置以物理扇区号递增的顺序来对扩展记录管理带RMZ进行编号。
然后，记录最新的记录管理数据RMD并且利用扩展记录管理带RMZ的数量(图134中的要点<L13>)来指定正在使用的记录管理带(开放的并可以进行RMD附加记录)。因此，根据这些信息，信息记录和再现设备或信息再现设备确定正在使用的记录管理带(开放的)的开始位置信息，并根据该信息，识别最新的记录管理数据RMD(图134中的要点<L13α>)。即使可记录信息存储介质上分配了扩展记录管理带，利用图121、122A和122B的数据结构可使信息记录和再现设备或信息再现设备容易识别出最新的记录管理数据RMD。根据这些信息，确定了正在使用的记录管理带(开放的)的开始位置信息，进入该位置可以确定已记录记录管理数据RMD的数量(图134中的要点<L13β>)，可使信息记录和再现设备或信息再现设备容易地确定记录更新的(最新的)记录管理数据的位置。而且，当使用(2)利用R带来设置扩展记录管理带RMZ时，一R带的全部直接对应于一扩展记录管理带RMZ。因此，写入RMD字段3的表示对应的扩展记录管理带RMZ的开始位置的物理扇区号与写入RMD字段4到21的表示对应的R带开始位置的物理扇区号一致。
在图121、122A和122B、的实施例中，在单次可记录信息存储介质中最多可设置4606(4351+255)个R带。这些设置的R带位置信息被记录在RMD字段4到21中。每一R带的开始位置信息由物理扇区号表示，同时，该信息以这种方式被记录，即，与表示每一R带结束记录位置的物理扇区号LRA(最后记录地址)配成对。而记录管理数据RMD写入的R带的顺序为图121、122A和122B的实施例中设置的R带的顺序，本发明并不限制于此。例如，这些区可以以表示开始位置的信息的物理扇区号递增的顺序来设置。当R带没有被设置对应的号时，在该字段中设置“00h”。设置在单次可记录信息存储介质中的R带的全部数量已被写入RMD字段4。全部数量表示为未完结R带数量(用于在数据区DTA进行数据记录的未保留区)、开放R带(具有可进行附加记录的未记录区的R带)的数量以及完结R带(没有能进行附加记录的未记录区的完结R带)的数量的总和。全部数量与未完结R带的原始数量相等。
在图121、122A和122B的实施例中，最多可以设置两个可进行附加记录的开放R带(图132A和132B中的要点<L5>)。由于最多可以设置两个开放R带，这不但可以把需要连续记录和再现的视频信息和音频信息记录到一开放R带，而且可以把视频信息和音频信息和用于个人计算机等通用信息的管理信息或文件系统管理信息记录到另一开放R带。即，根据要记录的用户数据的类型，可把用户信息记录到单独的开放R带。这会改善在记录或再现AV信息(视频信息和音频信息)中的便捷程度。在图121、122A和122B的实施例中，R带是开放R带的由布置在RMD字段4到21的R带的位置数量指定。即，R带是开发R带，由与第一和第二开放R带的每一个相对应的R带号指定(图134中的要点<L14>)。使用这样的数据结构，对于开放R带可容易搜索。如果不存在开放R带，该字段记录为“00h”。
如图98所示，R带的结束位置与完结R带中最后记录的位置LRA一致，然而在开放R带内的R带结束位置与R带的最后记录的位置LRA不同。在把用户信息附加记录到开放R带中间(即，要被更新的附加记录的记录管理数据RMD处理之前)，最后记录的位置与如图98的R带#3中可进一步进行附加记录的下一可写入地址不一致。然而，已完成附加记录用户信息的处理后，并且已完成要被更新的附加记录最新的记录管理数据RMD的处理后，最后记录的位置与如R带#4和R带#5所示可进一步进行附加记录的下一可写入地址NWA一致。因此，当已完成要被更新的附加记录的最新记录管理数据RMD的处理后，附加地记录新用户数据时，信息记录和再现设备的控制部分143根据以下步骤进行处理：
(1)检查RMD字节4中所写的与开放R带一致的R带数量
(2)检查RMD字段4到21中所写的表示开放R带中最后记录的地址的物理扇区号LRA，并确定可进行附加记录的下一可写地址NWA
(3)以可进行附加记录的下一可写地址开始附加记录
如上所述，利用RMD字段4中开放R带信息来确定新的附加记录的开始位置(图134中的要点(L14α))，从而可以容易、高速地提取新的附加记录的开始位置。
图123A和123B示出了图121、122A和122B的实施例中RMD字段1的数据结构。与图15到30的实施例相比，添加了已在内部驱动测试带DRTZ(属于数据导入区DTLDI)中进行记录状态调节的地址信息和已在外部驱动测试带DRTZ(属于数据导出区DTLDO)中进行记录状态调节的地址信息。这些信息被写入物理段块地址号。此外，在图123A和123B的实施例中，添加了有关记录状态自动调节方法(运行OPC)的信息和结束时的最后DSV(数字求和值)。
图31示意性示出了用于根据数据帧结构配置ECC块的转换步骤，其中用户数据以2048字节为单位记录，添加同步码，并且把将要记录的物理扇区结构形成在信息存储介质上。该转换步骤用于只再现信息存储介质，可记录信息存储介质和可重写型信息存储介质中的每一种介质中。根据各个转换阶段，使用数据帧、加扰帧、记录帧和已记录的数据字段等术语。数据帧为记录用户数据的位置。该数据帧包括：2048字节的主数据、4字节的数据ID、2字节ID检错码(IED)、6字节保留字节RSV和4字节检错码(EDC)。首先，把IED(ID检错码)添加到后面将解释的数据ID。6个保留字节和数据帧是记录用户数据的位置。在添加2048字节的主数据并添加检错码(EDC)之后，对主数据加扰。然后，把交叉式里德-所罗门纠错编码施加到加扰的32个数据帧，从而进行ECC编码处理，配置了记录帧。该记录帧包括外部码奇偶校验码(外码奇偶校验)PO和内部码奇偶校验码(内码奇偶校验)PI。每一奇偶校验码PO和PI为用于包含32个加扰帧的每一ECC块所创建的纠错编码。如上所述，对记录帧进行ETM(8到12调制)，由此把8位数据转换为12通道位。然后，把同步码SYNC添加到91字节的单元的头部，从而创建了32个物理扇区。如图31的底部右侧的帧中所写(图128A和128B中的要点(H2))，本实施例特点在于32个扇区组成一纠错单元(ECC块)。如稍后所述，图35或图36中每帧中数字“0”到“31”表示物理扇区各个号。具有从“0”到“31”编号的全部32个物理扇区组成一大ECC块。即使在信息存储介质表面上已造成的划痕与现在一代DVD相同，下一代DVD也需要通过纠错处理来正确地再现信息。在本实施例中，已提高了记录密度旨在更大的容量。结果，在传统ECC块为16扇区情况下，经纠错纠正物理划痕的长度比传统DVD的物理划痕变短。如本实施例所述，使用32扇区配置一ECC块产生了以下效果：不但延长了可经纠错来校正信息存储介质中的划痕所允许的长度，而且保证了现有DVD的ECC块结构的兼容性或格式的连续性。
图32示出了数据帧的结构。数据帧为2064字节，由172字节×2×6行组成，包括2048字节主数据。IED表示ID误差检测码，表示用于再现中的数据ID信息的误差检测附加码。REV表示保留，表示未来可设置信息的保留区。EDC表示误差检测码，表示所有数据帧的误差检测附加码。
图118示出了图32所示的数据ID的数据结构。数据ID由数据帧921和数据帧号信息922组成。数据帧号表示对应的数据帧的物理扇区号922。
数据帧信息921由下面的信息组成：
·格式类型931--0b：表示CLV
      --1b：表示带结构
·寻道方法932--0b：在本实施例中以可兼容凹坑方式采用DPD(差分相位检测)方法
--1b：以兼容预制沟槽方式使用推挽式方法或DPP(差分推挽式)方法
·记录膜反射率933--0b：40％或等更多
      --1b：40％或更少
·记录类型信息934--0b：通用数据
      --1b：实时数据(音频视频数据)
·区类型信息935--00b：数据区DTA
      --01b：系统导入区SYLDI或数据导入区DTLDI
      --10b：数据导出区DTLDO或系统导出区SYLDO
·数据类型信息936--0b：只再现数据
      --1b：可重写数据
·层号937--0b：0层
      --1b：1层
图33(a)示出了形成加扰帧时给定移位寄存器的初始值的示例。图33(b)示出了用于形成加扰字节的移位寄存器的电路结构图。在图中，r7(MSB)到r0(LSB)被用作加扰字节，它们以8比特的单位移位。如图33(a)所示，本实施例准备16个预设值。图33(a)中的初始预设号与数据ID的4比特(b7(MSB)到b4(LSB))相等。当开始进行数据帧加扰时，r14到r0的初始值必须设置为图33(a)的表格的初始预设值。相同的初始预设值被用作16个连续数据帧。然后，改变初始预设值并且已改变的预设值被用于16个连续数据帧中。
r7到r0初始值的低8位被提取为加扰字节S0。随后，进行8比特移位。然后，提取加扰字节。该操作被重复2047次。
图34示出了本实施例的ECC块。ECC块由32个连续加扰帧构成。垂直方向具有192行+16行，水平方向具有(172+10)×2列。每一B0，0，B1，0…为一字节。PO和PI为纠错码，分别是外部奇偶校验和内部奇偶校验。在本实施例中，使用乘号来配置ECC块结构。具体地说，将要记录在信息存储介质上的数据以二维排列。作为纠错附加位，把PI(奇偶校验输入)添加到“行”方向中，把PO(奇偶校验输出)添加到“列”方向中。采用乘号来配置ECC块结构，能保证用于擦除校正处理和垂直、水平重复校正处理的很高的纠错能力。
图34所示的该ECC块结构特征在于，其与传统DVD的ECC块结构不同，因为奇偶校验输入被置于同一“行”的两个位置。即，写入图34的中间的10字节大小的PI被添加到设置在左侧的172字节中。具体地说，例如，从B0，172到B0，181的10字节的PI被添加到从B0，0到B0，171的172字节数据中。从B1，172到B1，181的10字节的PI被添加到从B1，0到B1，171的172字节数据中。
写入图34右侧的10字节大小的PI被添加到左侧中间设置的172字节中。具体地说，例如，从B0,354到B0,363的10字节PI被添加到从B0，182到B0，353的172字节数据中。
图35是说明加扰帧的排列的示意图。(6行×172字节)单元被当作加扰帧。即，ECC块由32个连续的加扰帧构成。此外，该系统把(182字节×207字节的块)当成是一对。给定L为ECC块的左边每一加扰帧的帧数量，给定R为ECC块的右边每一加扰帧的帧数量，因此加扰帧的排列如图35所示。即，在左块中，左右加扰帧交替排列。在右块中，加扰帧交替设置。
具体地说，ECC块由32个连续的加扰帧组成。用右半边的行来替换奇数扇区的左半边中的每一行。172×2字节×192行与172字节×12行×32加扰帧相等，形成数据区。16字节PO被添加到172×2列的每一组来形成外部码RS(208，192，17)。10字节PI(RS(182，172，11))被添加到左右块208×2行的每一组。PI也被添加到PO的行中。帧中的数字表示了加扰帧号。下标R与L分别表示加扰帧右半边和左半边。
本实施例特征在于，相同数据帧被分配在很多个小ECC块中(图128A和128B的要点<H>)。具体地说，本实施例中，两个小ECC块组成一个大ECC块。相同的数据帧被交替分配到两个小ECC块中(图128A和128B的要点(H1))。如图34中所示，中间写入的10字节大小的PI被添加到设置在左侧的172字节中，右边写入的10字节大小的PI被添加到设置在左侧和中间的172字节中。即，从图34的左边最后的172字节和10个连续的字节PI组成左边小ECC块，中间的172字节和右边10字节的PI组成右边小ECC块。据此设置图35的每一帧的符号。例如，图35中的“2-R”表示数据帧号和属于左右小ECC块中的哪一个(例如，属于第二数据帧中右边小ECC块)。而且，在最终配置的每一物理扇区，相同物理扇区也被交替分配到左右小ECC块。在图18A和18B中，左半列包括在左边小ECC块(图84所示左边的小ECC块A)中，右半列包括在右边小ECC块中(图84所示右边的小ECC块B)。
如上所述，把相同的数据帧分配到多个小ECC块(图128A和128B中的要点<H>)改善了物理扇区中数据的纠错能力(图18A和18B)，提高了已记录的数据的可靠性。例如，假定光头脱离轨道并改写已记录的数据，因此损坏了一物理扇区的数据。在本实施例中，由于使用两个ECC块对一扇区损坏的数据进行纠错，减轻了一ECC块中纠错的负担，保证了较高性能的纠错。而且，在本实施例中，由于即使在形成ECC块之后在每一扇区的开始位置设置一数据ID，因此以高速来检查访问时的数据位置。
图36是说明PO交织方法的示图。如图36所示，16个奇偶校验一行接一行的分配。即，以每2个记录帧设置一奇偶校验行的方式布置16个奇偶校验行。因此，由12行组成的记录帧包括12行+1行。完成行交织之后，把13行×182字节作为记录帧。因此，经过行交织的ECC块由32个记录帧组成。如图35所述，在一记录帧中，左块和右块每一块中有6行。设置PO，从而其位于左块(182×208字节)的行和右块(182×208字节)不同行中。图18A和18B示出了一完结ECC块。然而，在实际再现数据时，这些ECC块连续地到达纠错处理扇区。为了改善纠错处理能力，使用了如图36所示的交织方法。
利用图84，将详细说明图32的一数据帧结构与图36的PO交织方法之间的关系。在图84中，放大了图36所示经过PO交织后的ECC块结构的上部分，并且在放大示图中具体地指出了图32中所示数据ID、IED、RSV和EDV的位置，从而马上看出图32到图36转换之间的联系。图84的“0-L”、“0-R”、“1-R”和“1-L”分别对应于图35的“0-L”、“0-R”、“1-R”和“1-L”。“0-L”和“1-L”表示只加扰图32的左半边中的主数据而得到的数据，即，对于中线左边和6行的一组172字节。类似地，“0-R”和“1-R”表示只加扰图32的右半边中的主数据而得到的数据，即，对于中线右边和6行的一组172字节。因此，如图32所示，在“0-L”或“1-L”的第一行(第0行)从第1到第12字节顺序排列数据ID、IED和RSV。
在图84中，中线左侧构成小ECC块A，而中线右侧构成小ECC块B。因此，如图84所示，“0-L”和“2-L”中包括的数据ID#1、数据ID#2、IED#0、IED#2、RSV#0和RSV#2包含在左边小ECC块A。而在图35中，“0-L”和“2-L”被配置于左侧，而“0-R”和“2-R”被配置于右侧，“1-R”和“1-L”位置相反，因此“1-L”被置于右侧，而“1-R”被置于左侧。由于数据ID#1、IED#1和RSV#1被布置于“1-L”的第一行从第1到第12字节，由于右和左位置相反使得包括在“1-L”中的数据ID#1、IED#1和RSV#1要被配置在右边小ECC块B，如图84所示。
在本实施例中，图84中的“0-L”和“0-R”组合被称为“第0个记录帧”，“1-L”和“1-R”组合被称为“第1个记录帧”。记录帧之间的分界线用图84的加粗字体示出。如图84所示，数据ID被设置在每一记录帧的头部，而PO和PI-L被设置在每一记录帧的末尾。如图84所示，本实施例特征在于，在包括数据ID的小ECC块中，奇数记录帧不同于偶数记录帧，而且连续的记录帧使得数据ID、IED和RSV交替地配置于小ECC块A和B的左边和右边(图127中的要点(H5))。单独小ECC块的纠错能力是有限的。不能对超过特定数量的随机误差和超过特定长度的突发误差进行纠错。如上所述交替配置在左右小ECC块中的数据ID、IED和RSV能提高数据ID再现的可靠性。具体地说，即使信息存储介质中发生很多缺陷，并且任何一个小ECC块都不能进行纠错，并且因此解译属于ECC块的数据ID，由于数据ID、IED和RSV被交替配置在左和右小ECC块A和B中，因此其它小ECC块可进行纠错，能对剩余数据ID进行解译。因为数据ID中的地址信息连续性，使用可解译的数据ID可对未能解译的数据ID进行交织处理。结果，图84的实施例可提高读取的可靠性。图84的左边加括号的数字表示PO交织后ECC块的行号。当数字被记录在信息存储介质中时，沿行号顺序从左到右进行记录。在图84中，由于每一记录帧包括的数据ID被以规则间隔配置(图128A和128B的要点(H6))，因此改善了搜索数据ID位置的能力。
如图37示出了物理扇区结构。图37(a)示出了偶数物理扇区结构，而图37(b)示出了奇数数据结构。在图37(a)中，图36的外部奇偶校验PO信息被插入到偶数记录的数据字段和奇数记录的数据字段中每一字段的最后2个同步帧(即，最后同步码为SY3的部分和恰即在其后面的同步数据，并且其它同步码为SY1的部分和恰即在其后面的同步数据)的同步数据区。
图35所示的左边PO的一部分被插入到偶数记录数据区中最后2个同步帧，并且图35所示的右边PO的一部分被插入到奇数记录数据区最后2个同步帧。如图35所示，一ECC块由左右小ECC块组成。不同的PO组(属于左边小ECC块的PO或属于右边小ECC块的PO)数据被交替插入每一扇区中。图37(a)的偶数物理扇区结构中的每一个和图37(b)的奇数数据结构中的每一个在中线被分成两部分。左侧“24+1092+24+1092通道位”包括在图34或图35所示的左边小ECC块中，并且右侧“24+1092+24+1092通道位”包括在图34或图35所示的右边小ECC块中。
当把图37所示的物理扇区结构记录在信息存储介质上时，该结构被连续一列接一列地记录。因此，例如，当把图37(a)所示的偶数物理扇区结构中的通道位数据记录在信息存储介质上时，第1次记录的2232个通道位数据包括在左边小ECC块中，而下一次记录的2232个通道位数据包括在右边小ECC块中。此外，再一次记录的2232个通道位数据包括在左边小ECC块中。相反，当把图37(b)所示奇数数据结构中通道位数据记录在信息存储介质上时，第1次记录的2232个通道位数据包括在右边小ECC块中，而下一次记录的2232个通道位数据包括在左边小ECC块中。此外，再一次记录的2232个通道位数据包括在右边小ECC块中。
如上所述，本实施例特征在于，使得相同物理扇区交替地属于2232通道位为单位的2个小ECC块(图128A和图128B的要点<H1>)。换句话说，右边小ECC块中和左边小ECC块中的数据被交替地分配在2232通道位的单位中来形成扇区，从而把数据记录在信息存储介质上。这样产生了获得对付突发误差的结构。例如，考虑突发误差状态，在信息存储介质圆周反向形成了很长划痕并且多于172字节的数据不能读取。在此情况下，由于超过172字节的突发误差被分配在2个小ECC块中，因此减轻了一ECC块中的纠错的负担，保证了较好性能的纠错。
如图37所示，本实施例特征在于，根据组成ECC块的物理扇区的物理扇区号是偶数或奇数，物理扇区的数据结构互不相同(图128A和128B中的要点<H3>)。具体地说，
(1)物理扇区中第1个2232个通道位数据所属的小ECC块(右边或左边)互不相同。
(2)该结构是这样的，即，以扇区为基础交替地插入不同的PO组数据。
结果，即使已配置ECC块之后，保证所有物理扇区开始位置放置了数据ID的结构，使得在访问时高速检查数据位置。另外，以图36所示简化PO插入方法的混合方式，把属于不同小ECC块的PO插入到相同物理扇区，其不仅更容易地在信息再现设备纠错处理之后一个扇区接一个扇区地提取信息，而且简化了在信息记录和再现设备中构造ECC块数据的过程。
在具体实现上述方法中，使用了PO交织和右插入位置与左插入位置不同的结构(图128A和128B的要点<H4>)。图36中窄双线示出的部分或窄双线和斜线示出的表示PO交织和插入位置。在偶数物理扇区中，PO被插入左侧最后。在奇数物理扇区中，PO被插入右侧最后。利用这种结构，即使配置完ECC块，能使数据ID配置在物理扇区的开始位置，从而在访问时能高速检查数据位置。
图38示出了图37中所示从同步码“SY0”到同步码“SY3”具体模式的内容的实施例。根据本实施例的调制规则(下面将详细说明)，具有从状态0到状态2的三种状态。设置SY0到SY3四种同步码。根据每一状态，从图38中左右组中选出这些码。在当今DVD标准中，采用了8/16调制(将8位转换为16通道位)RLL(2，10)(运行长度限制：d＝2，k＝10：连续“0”范围的最小值为2，最大值为10)作为调制方法。在调制中设置从状态1到状态4的四种状态和从SY0到SY7的八种同步码。与此相比，在本实施例中减少了同步码类型。信息记录和再现设备或信息再现设备通过模式匹配方法在从信息存储介质再现信息时识别同步码类型。对于本实施例，显著地减少同步码类型有助于减少匹配所需的目标模式，不仅简化用于模式匹配必须的处理并改善处理效率，而且还改善了识别速度。
在图38中，用“#“表示的位(通道位)表示DSV(数字求和值)控制位。如稍后所述，这样确定DSV控制位，使得DSV控制器抑制DC成分(即DSV值接近“0”)。本实施例特征在于，同步码包括极性反向通道位“#”(图129A和129B中的要点<I>)。可把“#”值选择性地置为“1”或“0”，从而DSV值在宏观角度可接近“0”，包括其间夹有同步码的帧数据区(图37的1092通道位区)。这样产生了能从宏观角度进行DSV控制的效果。
如图38所示，本实施例中的同步码由下面部分组成：
(1)同步位置检测码部分
所有同步码具有共有模式并形成固定码区。感测该码能使同步码的位置被检测到。具体地说，该码与图38的每一同步码中最后18通道位“010000 000000 001001”相对应。
(2)调制转换表选择码部分
该码为可变码区的一部分并且根据调制时状态号而改变。该码与图38的第一个通道位相对应。即，如果选择了状态1或状态2其中一个，则SY0到SY3码中任一个中的第一个通道位为“0”。如果选择了状态0，则同步码中的第一个通道位为“1”。作为例外，状态0中SY3的第一个通道位为“0”。
(3)同步帧位置识别码部分
该码是用于在同步码中识别SY0到SY3的码并且组成可变码区的一部分。该码与图38的每一同步码中第1到第6通道位相对应。如稍后所述，根据检测到的连续模式的3个连续同步码，可检测相同扇区中的相对位置。
(4)DC抑制极性反码部分
该码与图38中“#”位置的通道位相对应。如上所述，这里该位可被取反或不取反，从而可使包括前后帧数据的通道位列的DSV值接近“0”。
本实施例使用调制方法中的8/12调制(ETM：8到12调制)和RLL(1，10)。即，这样设置，从而可把8位转换成12通道位并且转换之后连续“0”范围的最小值(d值)可为1，最大值(k值)可为10。在本实施例中，使用d＝1比传统等效能获得更高的密度。然而，以高密度标记，很难获得足够大的再现信息幅度。
为克服该问题，本实施例的信息记录和再现设备具有如图1所示PR均衡电路130和维特比解码器156并且利用PRML(部分响应最大似然)技术，从而能非常稳定地再现信号。根据设k＝10，不可能不在已调制的通用通道位数据中连续地配置11或更多“0”。利用这种调制规则，使得同步位置检测码部分具有在已调制的通用通道位数据中从不出现的模式。具体地说，如图38所示，同步位置检测码部分具有12(＝k+2)个连续的“0”。信息记录和再现设备或信息再现设备找到该部分，从而检测同步位置检测码部分的位置。太多连续“0”会易于发生位转移误差。为减少其负面影响，具有少量连续“0”的模式被设置在同步位置检测码部分中恰即过长串“0”的后面。在本实施例中，由于d＝1，所以可以设置“101”作为对应的模式。如上所述，在“101”(高密度模式)，很难获得足够大的再现信号幅度。因此，改为设置“1001”，从而得到如图38所示的用于同步位置检测码部分的模式。
本实施例特征在于，如图38所示，同步码中最后18通道位被独立用作(1)同步位置检测码部分，并且最初6通道位被(2)调制转换表选择码部分、(3)同步帧位置识别码部分和(4)DC抑制极性反码部分共同使用。使得(1)同步位置检测码部分在同步码中独立于其它易于单独检测，从而提高同步位置检测准确度。使得(2)到(4)中的码部分共同使用最初6通道位，这样减小了整个同步码的数据大小(通道位大小)并且提高同步数据占有率，这样产生了改善了实际数据效率的效果。
本实施例特征在于，图38所示的四种同步码类型中，只有SY0被置于图37所示的扇区中的第一同步帧位置。这产生了以下效果，只检测SY0就能立即确定扇区的开始位置并且极大简化了提取扇区的开始位置的过程。
本实施例特征还在于，在相同扇区中的三个连续同步码的组合模式互不相同。
下面说明的通用调制方法被用于只再现、可记录和可重写型信息存储介质中的每一种。
通过使用8/12调制(ETM：8到12调制)方法把盘上数据字段中的8位数据字转换为12通道位。经过ETM方法转换的通道位列满足RLL(1，10)的运行长度限制，其中通道位1b至少为1通道位或最大到10通道位。
使用如图43到48所示的码转换表来执行调制。转换表列出数据字“00h”到“FFh”，12通道位用于状态0到状态2以及下一个数据字的状态中每一状态的码字。
图39示出了调制块的结构示图。
码表352根据数据字B(t)和状态S(t)确定码字X(t)和下一个状态S(t+1)，如下：
X(t)＝H{B(t)，S(t)}
S(t+1)＝G{B(t)，S(t)}
其中，H为码字输出函数，G为下一个状态输出函数。
状态寄存器358从码表352输入下一个状态S(t+1)并把(当前)状态S(t)输出到码表352。
码转换表中的有些12通道位不仅包括“0b”和“1b”，而且还包括星号位“*”和井号位“#”。
码转换表中的星号“*”表示该位为空白位。码转换表中的有些码字在LSB中具有空白位。根据空白位之后的通道位，码连接器354设置空白位为“0b”或是“1b”中的任一个。如果后面的通道位为“0b”，则把空白位设为“1b”。如果后面的通道位为“1b”，则把空白位设为“0b”。
码转换表中的井号位“#”表示该位为DSV控制位。根据由DSV控制器536执行的DC成分抑制控制来确定DSV控制位。
图40所示的码字的链接规则被用来链接从码表获得的码字。当两个相邻的码字与描述为表中之前码字和当前码字的模式相符时，这些码字被表中所示的链接码字所替换。“？”位为“0b”、“1b”和“#”中的任一个。“？”位被分配到之前码字和当前码字而不被替换。
码字的链接首先应用于之前的链接点。表中的链接规则按照索引顺序被应用到各个链接点。有些码字被替换两次以与之前的码字和后面的码字连接。在链接模式匹配之前确定之前码字的空白位。之前码字或当前码字的DSV控制位“#”被当作码连接前后的特殊位。DSV控制位既不是“0b”也不是“1b”，而是“？”。码字链接规则不是用来把码字连接到同步码。为了把码字连接到同步码，使用图41所示的链接规则。
当调制记录帧时，把同步码插入到91字节数据字中每一调制字节的头部。调制开始于同步码之后的状态2。已调制的码字作为MSB被顺序地输出到每一转换码字的头部，并且在记录在盘上之前对其进行NRZI转换。
通过执行DC成分抑制控制来确定同步码。
DC成分抑制控制(DCC)使NRZI转换调制通道位流中累积的DSV(数字求和值：只要“1b”被设为+1同时“0b”设为-1就进行添加)的绝对值最小化。DCC算法控制下面情况(a)和(b)中的每一种情况中的码字和同步码的选择以最小化DSV的绝对值：
(a)选择同步码(参见图38)
(b)为链接的码字选择DSV控制位“#”
根据链接的码字和同步码中的每一码中的DSV位的位置上的累积的DSV的值来确定选择。
计算所依据的DSV被添加到调制开始位置上0的初始值。继续添加直到已完成调制并且不再复位DSV。DSV控制位的选择表示开始点为DSV控制位，还表示选择了通道位流以恰在下一个DSV控制位之前使DSV的绝对值最小化。两个通道位流中，选择DSV绝对值较小的一个。如果两个通道位流具有相同的DSV绝对值，则把DSV控制位“#”设为“0b”。
当考虑合理计算时最大DSV允许的情况时，DSV计算的范围必须至少为±2047。
其后，将说明解调方法。解调器将12通道位码字转换为8位数据字。利用图42所示的分离规则从读出的比特流中再现码字。当两个相邻的码字与服从分离规则的模式相符时，这些码字被表中所示的当前码字和后面的码字所替换。“？”位为“0b”、“1b”和“#”中的任一个。当前码字和后面的码字中的“？”位被直接分配到读出的码字中而不被替换。
同步码和码字之间的分界被分离而不被替换。
根据图49到58所示的调制表来把码字转换成数据字。所有可能的码字被列在调制表中。“z”可以是从“00h”到“FFh”范围内的任一数据字。通过观测下面码字中的4通道位或下面同步码的模式来对分离的当前码字进行解译：
情况1：下面的码字开始于“1b”或下面的同步码为状态0中的SY0到SY2。
情况2：下面的码字开始于“0000b”或下面的同步码为状态0中的SY3。
情况3：下面的码字开始于“01b”、“001b”和“0001b”或下面的同步码为状态1和状态2中的SY0到SY3。
将详细说明记录在图16中所示的基准码记录带RCZ中的基准码模式的内容。当今DVD不仅使用把8位数据转换成16通道位的“8/16调制”方法作为调制方法，而且还使用重复模式“00100000100000010010000010000001”作为基准码模式用来作为在调制后记录在信息存储介质上的通道位列。相反，如图13到图15所示，本实施例利用了将8位数据调制为12通道位的ETM调制，利用了RLL(1，10)运行长度限制并且使用了PRML技术用来从数据导入区DTLDI、数据区DTA、数据导出区DTLDO和中间区MDA中再现信号。因此，需要设置调制规则和PRML检测的最佳基准码模式。根据RLL(1，10)运行长度限制，连续“0”的数目的最小值为“d＝1”，并且给出重复模式“10101010”。如果从码“1”或“0”到下面相邻码的距离为“T”，则该模式中相邻“1”之间的距离为“2T”。
在本实施例中，由于信息存储介质具有较高记录密度，从记录在如上所述的信息存储介质中的“2T”重复模式(“10101010”)中的再现信号位于光头物镜(存在于图1的信息记录和再现部分141中)的MTF(调制转移函数)截止频率特性附近，因此几乎不能获得调制度(信号幅度)。因此，当使用从“2T”重复模式中的再现信号作为再现信号用于信息再现设备或信息记录和再现设备的电路调节时(例如，图5的抽头控制器中执行的各种抽头系数的初始优化)，噪声影响很大，并且因此稳定效果变差。因此，想要的是，使用较高密度的“3T”模式用于根据RLL(1，10)运行长度限制而调制的信号的电路调节。
当考虑再现的信号DSV(数字求和值)时，DC(直流)绝对值将随“1”和下一个“1”之间连续“0”的数目而正比例增加，并且把得到的DC值添加到前面的DSV值中。在达到“1”之前，添加的DC值的极性取反。因此，作为一种在持续连续基准码的通道位列的情况下把DSV值设置为“0”的方法，在把ETM调制后出现在12通道位列中的“1”的数目设置为奇数，并且用在下一组12通道位基准码单元中产生的DC分量来补偿一组12通道位基准码单元中产生的DC分量的方法，与设置使得ETM调制之后在12通道位列中DSV值变为“0”的方法相比，基准码模式设计的自由度提高了。因此，在本实施例中，出现在由ETM调制后12通道位列组成的基准码单元中“1”的数目被设置为奇数。为了得到较高的记录密度，本实施例使用一种标记边缘记录方法，其中“1”的位置与记录标记之间或压纹凹坑之间的分界线的位置一致。例如，当持续“3T”(“100100100100100100100”)的重复模式时，根据记录条件或原盘生产条件，记录标记或压纹凹坑的长度和记录标记之间或压纹凹坑之间的间隔可以有细微的不同。当使用PRML检测方法时，再现的信号的电平值非常重要。为了稳定而准确检测信号，即使记录标记或压纹凹坑的长度和记录标记之间或压纹凹坑之间的间隔有细微的不同，该细微的不同必须用电路来校正。因此，当使用类似于长度为“3T”的记录标记或压纹凹坑的长度为“3T”的间隔作为用于调节电路系数的基准码时，这改善了电路系数调节的准确性。因此，当包括“1001001”模式作为本实施例中的基准码模式时，记录标记或压纹凹坑和长度为“3T”的间隔不会设置错误。
电路调节不仅需要密度模式(“1001001”)，而且还需要稀疏模式。因此，当把经过ETM调制的12通道位列中的模式“1001001”从其去除的部分中产生稀疏状态(连续出现许多“0”的模式)时并且出现“1”的数目被设为奇数时，基准码模式的最佳状态为如图59所示的重复模式“100100100000”。为把调制的通道位模式变到上面的模式，从图46可看出，未调制数据字必须利用调制表设为“A4h”。“A4h”(16进制表示)与数据符号“164”(十进制表示)相对应。
下面将根据数据转换规则具体说明产生数据的方法。首先，数据符号“164”(＝“0A4h”)被设置在上述数据帧结构中的主数据“D0到D2047”。接着，利用初始预设数“0Eh”对数据帧1到数据帧15进行预加扰。利用初始预设数“0Fh”对数据帧16到数据帧31进行预加扰。利用预加扰，当按照时间转换规则进行加扰时，产生双倍加扰的效果，因此数据符号“164”(等于“0A4h”)以真实情况出现(即，双倍加扰将模式返回到原始模式)。由于每一组成32个物理扇区的所有基准码被预加扰，因此不能执行DSV控制。因此，不能只对数据帧0进行预加扰。当完成加扰后执行调制时，图59示出的模式被记录在信息存储介质上。
图60示出了把具有图37的物理扇区结构的通道位数据连续地记录在信息存储介质221上的方法。在本实施例中，记录在信息存储介质221上的通道位数据具有如图60所示的记录数据的分等级结构，而不管信息存储介质221的类型(只再现/可记录/可重写)。具体地说，ECC块401为可进行数据的误差检测或纠错的最大的数据单元，由32个扇区230到241组成。如图37所述，并如图60中再次示出，同步帧#0 420到同步帧#25 429由形成同步码“SY0”到“SY3”中任一的24通道位数据和具有置于同步码之间的1092通道位数据大小的同步数据432组成。扇区#0 230到扇区#31 241中每一个由26个同步帧#0 420到#25 429组成。如上所述，如图37所示一同步帧包括1116通道位(24+1092)数据。同步帧长433为记录有一同步帧的信息存储介质221上的物理距离，在全部信息存储介质中几乎为常数(当去除带中同步所引起的物理距离的变化)。
利用图61将说明本实施例中多种信息存储介质中数据记录格式的比较。图61(a)示出了传统只再现信息存储介质DVD-ROM、传统可记录信息存储介质DVD-R和传统可重写型信息存储介质DVD-RW中的数据记录格式。图61(b)示出了本实施例中只再现信息存储介质的数据记录格式。图61(c)示出了本实施例中可记录信息存储介质的数据记录格式。图61(d)示出了本实施例中可重写信息存储介质的数据记录格式。尽管各个ECC块411到418以相同大小示出用于比较，但是图61(a)所示的传统只再现信息存储介质DVD-ROM、传统可记录信息存储介质DVD-R和传统可重写信息存储介质DVD-RW中16个物理扇区组成一ECC块，然而，图61(b)到图61(d)示出的实施例中32个物理扇区组成一ECC块。如图61(b)到图61(d)所示，本实施例特征在于，在ECC块#1 411到#8 418之间设置具有与同步帧长433同样长度的保护区442到448(图131A和131B中的要点<K>)。
在传统只再现信息存储介质DVD-ROM中，如图61(a)所示连续地记录了ECC块#1 411到#8 418。当执行附加记录或限制改写而引起的重写处理来保证在传统可记录信息存储介质DVD-R和传统可重写信息存储介质DVD-RW以及传统只再现信息存储介质DVD-ROM中的数据记录格式的兼容性，会引起问题：由于改写而损坏了部分ECC块，并且因此严重地削弱了再现时数据的可靠性。相反，如在本实施例中提供数据字段(ECC块)之间的保护区442到448，把改写区限制到了到保护区442到448，这样产生了防止数据字段(ECC块)中的数据被损坏的效果。
本实施例特征在于，保护区442到448中每一个的长度被做成与图61所示一同步帧大小的同步帧长度433相等的长度(图131A和131B中的要点<K1>)。如图37到60所示，同步码被设置成1116通道位同步帧长度433的规则间隔。图1的同步码位置提取部分145利用这些规则间隔来提取同步码的位置。在本实施例中，把保护区422到448中每一个的长度做成与同步帧长度433相等的长度，即使再现期间跨过了保护区442到448，还保持同步帧间隔不变。这样产生了再现时易于检测同步码位置的效果。
此外，在本实施例中，把同步码(同步数据)设置在保护区中，为的是达到下面的目的(图131A和131B中的要点<K2>)：
(1)即使在跨过保护区442到448的位置上，也把同步码出现频率做成相等，从而改善同步码位置检测的准确性。
(2)更容易确定包括保护区442到448的物理扇区的位置。
具体地说，如图63所示，在保护区442到468中每一个的开始位置形成后同步码字段481。在后同步码字段481中，提供了图38所示的具有同步码号“1”的同步码“SY1”。如图37所示，物理扇区中三个连续同步码的同步码号的组合在所有位置中互不相同。此外，考虑到保护区442到448中的同步码号“1”，三个连续同步码的同步码号的组合在所有位置中也互不相同。因此，任意区域中三个连续同步码的同步码号的组合，不仅可以确定物理扇区的位置信息，还可以确定包括保护区的位置的物理扇区中的位置。
图63示出了图61所示的保护区441到448的详细结构图。图60示出了包括同步码431和同步数据432的组合的物理扇区的结构。本实施例特征在于，保护区441到448的每一个由同步码433和同步数据434的组合组成，根据相同调制规则作为扇区中同步数据432的调制的数据被置于保护区#3443中同步数据434区中。
在本发明中，由32个物理扇区组成的一ECC块2412的区被称为数据字段470。
在图63中，在再现数据区470中，使用VFO(变频振荡器)区471和472用于在信息再现设备或信息记录和再现设备中进行基准时钟同步。VFO区471和472中这样记录数据内容，从而根据如后所述的一般调制规则进行调制之前的数据为连续“7Eh”的重复，并且调制后实际记录的通道位模式为“010001 000100”的重复(连续3个“0”被重复的模式)。为得到这种模式，必须将VFO区471和472中每一个中的开始字节设置为调制中的状态2。
预同步区477、478表示VFO区471、472与数据区470之间的分界线位置。调制后的记录通道位模式为“100000 100000”的重复(连续5个“0”被重复的模式)。信息再现设备或信息记录和再现设备从VFO区471、472中“010001 000100”重复模式中来检测预同步区477、478中“100000 100000”重复模式的变化的位置，从而实现数据区470的进入。
后同步码字段481不仅表示数据区470的结束位置，而且还表示保护区443的开始位置。后同步码字段481中的模式与图38所示的同步码中“SY1”模式一致。
额外区482是用来复制控制或非法复制保护的区域。当不使用额外区482复制控制或非法复制保护时，使用通道位将其全部置为“0”。
在缓冲区，调制前的数据如在VFO区471和472为“7Eh”的重复，并且调制后真实记录的通道位模式为“010001 000100”的重复模式(连续3个“0”被重复的模式)。为得到该模式，必须将VFO区471、472中每一个的开始字节设置到调制中的状态2。
如图63所示，记录“SY1”模式的后同步码字段481与同步码区433相对应。从恰在同步码区433之后的额外区482到预同步区478的区与同步数据区434相对应。从VFO区471到缓冲区475(即，包括数据区470和数据区470前后的保护区的一部分)的区被称为数据段490，该区表示不同于稍后所述“物理段”的内容。图63所示的每项数据中的数据大小由调制前数据字节数表示。
本实施例不仅可使用图63的结构，而且还可以使用下面如另一实施例所述的方法。把预同步区477设置在VFO区471、472的中间，而不是在VFO区471和数据区470之间的分界线。在另一实施例中，增加了数据区470的开始位置的同步码“SY0”和预同步区477之间的距离，从而保证大的距离相关性，把预同步区477设置为假定同步，并且把预同步区477用作真实同步位置的距离相关信息(尽管与另一内同步距离不同)。如果不能检测出真实同步，则把同步插入到能检测从假定同步产生的实际位置的位置。另一实施例特征在于，预同步区477与真实同步(“SY0”)保持很小距离。在VFO区471、472中的每一个的开始提供预同步区477，因为读时钟的PLL未被锁定，所以减小预同步的作用。因此，希望在VFO区471、472之间中点设置预同步区477。
本实施例中，预先经过摆频调制记录关于记录信息存储介质(可重写或可记录)的地址信息。本实施例特征在于，使用±90°(180°)相位调制作为摆频调制方法，并且预先使用NRZ(不归零编码)方法把地址信息记录在信息存储介质上(图129A和129B中的要点<J>)。利用图64将具体说明。在本实施例中，对于地址信息，地址位(也称为地址符号)区511由四次摆动周期表示。在1个地址位区511中，频率、幅度和相位与其余的那些相符。当保持与地址位值相同的值时，在每一地址位区511的分界线继续保持同相(图64所示“涂黑三角标记”表示部分)。当地址位反相时，摆动模式也反相(相位变动180°)。图1的信息记录和再现设备的摆动信号检测部分135同时检测地址位区511的分界线位置(图64所示“涂黑三角标记”表示的位置)和开槽位置512(1次摆动周期分界线位置)。尽管没有示出，包含一PLL(锁相环)电路的摆动信号检测部分135在地址位区511的分界线位置和开槽位置512两者中同时使用PLL。如果地址位区511分界线位置或开槽位置512位置不在适当的位置，摆动信号检测部分135将不再同步，并且不能正确地再现(读取)摆动信号。相邻开槽位置512之间的间隔被作为开槽间隔513。开槽间隔513越短，越容易同步PLL电路。因此，可平稳地再现摆动信号(或可平稳地对信息的内容进行解译)。
如图64所示，当使用能移相180°或0°的180°调相方法，开槽间隔513与一次摆动周期一致。作为摆频调制方法，改变摆动幅度的AM(幅度调制)方法易于受到信息存储介质表面上的灰尘或划痕的影响，但是因为检测的是相位变化而不是幅度变化，所以调相方法不易受到信息存储介质表面上的灰尘或划痕的影响。此外，在改变频率的FSK(频移键控)方法中，开槽间隔513比摆动周期长，因此很难同步PLL电路。因此，如在本实施例，当通过摆动调相记录地址信息时，这样产生了容易同步摆动信号的效果。
如图64所示，把“1”或“0”作为二进制数据分配给1个地址位区511。图65示出了本实施例中分配比特位的方法。如图65左边所示，表示首先从一次摆动的开始位置向外缘摆动的摆动模式被称为正常相位摆动NPW(正常相位摆动)。数据“0”被分配到该摆动中。如图65右边所示，表示首先从一次摆动的开始位置摆动到内缘的摆动模式被称为反相相位摆动IPW(反相相位摆动)。数据“1”被分配到该摆动中。
将主要说明本实施例中可记录信息存储介质和可重写信息存储介质之间摆动排布和记录位置的比较。图67(a)示出了可记录信息存储介质中的摆动排布和记录标记107的形成位置。图67(b)和67(d)示出了可重写信息存储介质中的摆动排布和记录标记107的形成位置。在图67中，与实际放大的示图相比，该示图沿水平方向缩小了，而沿垂直方向扩展了。如图66和67(a)所示，对于可记录信息存储介质使用CLV(恒定线速度)。相邻轨道之间的开槽位置或地址位区之间的分界线(图67中由点划线示出的部分)的位置不在适当的位置。在沟槽区501、502形成记录标记107。在此情况下，由于相邻轨道之间的摆动位置是不同步的，因此相邻轨道之间的摆动信号发生干扰。结果，易于发生图1的摆动信号检测部分135的摆动信号所检测的开槽位置的位移和地址位区之间的边界的位移。为克服该技术难题，本实施例减小了如后所述的调制区占有率(图129A和129B中的要点<J2>)并在相邻轨道之间的调制区进行移位(图130A和130B中的要点<J5>)。
相反，可重写信息存储介质不仅使用在如图66和67(b)所示的槽岸区503和沟槽区501、502两个区中形成记录标记107的“槽岸/沟槽记录方法”，而且还使用划成带状的CAV(恒定角速度)，把数据区域分割到如图12A和12B所示的从“0”到“18”的19个带中的带记录方法以及使相同带相邻轨道之间的摆动同步的方法。本实施例的特征在于，在可重写信息存储介质中使用“槽岸/沟槽记录方法”，并且记录预先经过摆频调制的地址信息(图130A和130B中的要点(J4))。只在如图67(a)所示的沟槽区501、502中记录记录标记107的“沟槽记录方法”中，当记录完具有较短的轨道间距时，相邻沟槽区501、502之间的距离，从记录在一沟槽区501上的记录标记107再现的信号受到记录在相邻沟槽区502上的记录标记影响(或相邻轨道之间发生串扰)。因此，可把轨道间距变短，将对记录密度有所限制。相反，如图67(b)所示，当把记录标记107记录在沟槽区501、502和槽岸区503的两个区中时，设置沟槽区501、502和槽岸区503之间的步骤为λ/(5n)到λ/(6n)(λ：再现中所用的光头光源的波长，n：该波长下信息存储介质的透明基板的折射率)，即使轨道间隔变短，也会引起要偏移的相邻区(槽岸区和沟槽区之间)之间的串扰。利用这种现象，“槽岸/沟槽记录方法”可比“沟槽记录方法”更能缩短轨道间距，可使得信息存储介质的记录密度提高。
为了非常准确地访问未记录的信息存储介质(在记录记录标记107之间的状态)上的特定位置，需要预先把地址信息记录到信息存储介质上。当把地址信息预先记录在压纹凹坑时，必须记录记录标记，避免压纹凹坑区，用相等数量的压纹凹坑区降低了记录容量。相反，当经过如本实施例的可重写信息记录介质中的摆频调制而记录地址信息时(图130A和130B中的要点(J4))，也可在摆频调制区形成记录标记107，这样提高了记录效率并增加了记录容量。
如上所述，不仅使用“槽岸/沟槽记录方法”，而且还预先通过摆频调制来记录地址信息，可高效地记录记录标记107并且能提高信息存储介质的记录容量。根据用户需求，可记录信息存储介质的记录容量应该与只再现信息记录介质的记录容量一致，如从图13和14中“用户可用记录容量”列的比较中看出，使得可记录信息存储介质的记录容量与只再现信息记录介质的记录容量一致。因此，可记录信息存储介质不需要如可重写信息存储介质一样大的容量，并且因此使用如图67(a)所示的“沟槽记录方法”。
在如图67(b)所示的方法中，由于相邻轨道之间的开槽位置和地址位区之间的边界线(图67中由点划线所示)的位置全部在适当的位置，因此相邻轨道之间的摆动信号不会发生干扰。相反，出现不确定位区504。在图67(c)中，考虑地址信息“0110”经过摆频调制记录在上端沟槽区501的情况。然后，当地址信息“0010”经过摆频调制记录在下端沟槽区502时，出现了如图67(c)所示的槽岸中不确定位区504。槽岸宽度在槽岸中不确定位区504中变化，不能从其获得摆动传感信号。为克服该技术难题，本实施例使用了如稍后所述的格雷码(图130A和130B中的要点<J4β>)。在本实施例中，可合理地改变沟槽区的宽度以在沟槽区也形成不确定位区(图130A和130B中的要点<J4γ>)，从而越过槽岸区和沟槽区的两者分配不确定位(图130A和130B中的要点<J4δ)。
本实施例的要点在于，不仅使用“槽岸/沟槽记录方法”，而且还把用于记录地址信息的摆频调制与180°(±90°)摆动调相相结合(图130A和130B中的要点<J4α>)。在“L/G记录+沟槽摆频调制”中，如果因为沟槽的轨道数改变而在槽岸上出现不确定位，则根据记录在槽岸上的记录标记的再现信号的整个电平也改变，引起问题：根据记录标记再现信号的误码率理论上变差了。然而，如本实施例所示，把180°(±90°)摆动调相用作沟槽的摆频调制，引起槽岸宽度在槽岸上不确定位的位置上以双向对称，正弦波的形式而改变，因此根据记录标记的再现信号的整体电平的变化与正弦波相似的形式。另外，当平稳地进行寻道时，可预先估计槽岸上不确定位的位置。因此，根据本实施例，可以实现使得通过利用该电路能校正根据记录标记的再现信号的结果，并且可以容易地改善再现信号的性能。
利用图66和68，将说明可记录信息存储介质和可重写信息存储介质中预先经过摆频调制记录的地址信息。图68(a)示出了可记录信息存储介质中地址信息的内容和设置地址的方法。图68(b)示出了可重写信息存储介质中的地址信息的内容和设置地址的方法。如稍后所详述，在可记录信息存储介质和可重写信息存储介质两者中，信息存储介质上的物理记录位置单元被称为“物理段块”。记录在物理段块(以通道位列的形式)中的数据单元被称为“数据段”。数据的一数据段被记录在一物理段块长度的区(一物理段块的物理长度与记录在信息存储介质中的一数据段的长度一致)中。一物理段块由7个物理段组成。在一数据段中，记录了如图34所示的一ECC块用户数据。
在可记录信息存储介质中，由于使用如图66所示的带有CLV的“沟槽记录方法”，所以使用数据段地址号Da作为如图68(a)所示信息存储介质的地址信息。可把数据段地址称为ECC块地址(号)或物理段块地址(号)。而且，在地址信息中还包括物理段序列Ph以在相同数据段地址Da中获得更准确的位置信息。即，根据数据段地址Da和物理段序列Ph来确定可记录信息存储介质上的每一物理段位置。对数据段地址Da沿沟槽区501、502、507和505从内缘侧按升序编号。对于物理段序列Ph，从内缘向外缘重复设置数字“0”到数字“6”。
在可重写信息存储介质中，把数据区划分为如图12A和12B所示的19个带。由于沟槽螺旋式的延伸，因此一相邻轨道上的一圈不同于另一相邻轨道上的一圈。按照一带接一带来设置相邻轨道之间长度的不同，从而当通道位间隔T的长度各处相等时，不同范围在±4通道位或更少。一相邻轨道中的物理段的边界位置或物理段块与相同带中另一相邻轨道中的物理段的边界位置或物理段块一致(同步)。因此，如图66和68(b)所示，可重写信息存储介质中的位置信息给出带地址(号)Zo、轨道地址(号)Tr和物理段地址(号)Ph。轨道地址Tr表示相同带内从内缘向外缘排列的轨道号。使用彼此相邻的一组槽岸区和沟槽区(例如，一组槽岸区503和沟槽区502，或一组槽岸区507和沟槽区505)来设置相同轨道地址号Tr。由于不确定位区504经常出现在图68(b)中槽岸区507的部分“Ph＝0”和“Ph＝1”中，因此可对轨道位置Tr进行解译。因此，记录标记107被禁止记录到该区。物理段地址(号)Ph表示相同轨道的一圈中相应的物理段号。使用沿圆周方向的带转换位置作为基准，把物理段地址Ph编号。即，如图68(b)所示，把物理段地址的开始号码设为“0”。
利用图69，将说明本发明的可记录信息存储介质的摆频调制中地址信息的记录格式。本实施例通过摆频调制设置地址信息的方法，其特征在于，使用图61所示的同步帧长度433把地址信息分配为一单元。如图37所示，一扇区由26个同步帧组成。由于一ECC块由如图31所示的32个物理扇区组成，所以一ECC块由26×32＝832个同步帧组成。如图61所示，ECC块411到418之间的保护区442到468的长度与一同步帧长度433一致。因此，一保护区462和一ECC块411求和后的长度由832+1＝833个同步帧组成。由于可把833因式分解为：
833＝7×17×7                                     (1)
因此使用利用了该特征的结构布置。具体地说，把如一保护区加一ECC块的区一样长的区定义为数据段531，作为可重写数据的基础单元(图63所示的数据段490的结构为只再现信息存储介质、可重写信息存储介质和可记录信息存储介质所共有的结构)。具有和一数据段531的物理长度一样长度的区被划分为“7”个物理段#0 550到#6 556(图131A和131B中的要点<K3ε>)。记录了预先经过摆频调制的每一物理段#0 550到#6 556的地址信息。如图69所示，数据段531的边界和物理段550的边界不一致。如后所述它们以特定的距离彼此移位。此外，如图69所示，物理段#0 550到#6 556中每一个被划分为17个摆动数据单元(WDU)#0 560到#16 756(图129A和129B中的要点<J1>)。从上面的式子(1)看出，7个同步帧被分配到摆动数据单元#0 560到#16 756中的每一个中。在此方式下，17个摆动数据单元组成一物理段(图129A和129B中的要点<J1>)并且7个物理段长度与数据段长度相等(图131A和131B中的<K3ε>)，保证同步帧边界线在越过保护区442到468扩展的范围内，这将易于检测同步码431(图60)。
在可重写信息存储介质中，在不确定位区504中来自记录标记的再现信号中易于发生错误(图67)。由于组成ECC块的物理扇区数32不能被物理段数7划分，(或不是物理段数7的倍数)，因此，这样产生了不仅防止将要记录在不确定区504的数据项排布到直线中，而且还防止错误校正能力不在ECC块变差的效果。
如图69(d)所示，摆动数据单元#0 560到#16 576中的每一个由16个摆动的调制区和68个摆动的非调制区590、591组成。本实施例特征在于，非调制区590、591对于调制区的占空比显著增加(图129A和129B中的要点<J2>)。由于沟槽区或槽岸区总是以特定频率在非调制区590、591中摆动，因此利用非调制区590、591运用PLL(锁相环)，可以提取(产生)在再现记录在信息存储介质上的记录标记时的基准时钟或在记录新记录时所用的记录基准时钟。
如上所述，在本实施例中，非调制区590、591对于调制区的占空比显著增加，不仅可以改善对记录基准时钟或记录基准时钟的提取(产生)精度，而且还提高了提取(产生)的稳定性。具体地说，在摆动调相中，当使得再现信号通过带通滤波器以进行波形整形时，整形后的检测信号幅度在相位变化的前后变小了。这个现象引起问题：随着调相时相位变化数目的增加，波形幅度起伏更频繁，降低了时钟提取精度，然而少数相位变化使得在检测摆动地址信息时，易于发生位移。在本实施例中，为克服该问题，设置了基于调相的调制区和非调制区，并且把非调制区对于调制区的占空比设置提高，这样产生了提高时钟提取精度的效果。此外，由于可预先估计把调制区改变到非调制区的位置，反之亦然，在提取时钟时非调制区选通，从而只检测来自非调制区的信号，这样能根据检测信号提取时钟。
当光头从非调制区590、591移动到调制区，使用4次摆动来设置调制开始标记581、582，从而在检测调制开始标记581、582之后可立即显示摆频调制的摆动地址区586、587。为了真实地提取摆动地址信息610，减去了如图69(d)所示物理段#0 550到#6 556中每一个中的非调制区590、591和调制开始标记581、582的摆动同步区580以及摆动地址区586、587聚集到一起，并且随后如图69(e)所示重新排列。
如图69(d)所示，在摆动地址区586、587中使用12次摆动来设置三地址位(图129A和129B中的要点<J2α>)。即，四次连续摆动组成一地址位。如上所示，本实施例使用具有分布在3个地址位(图129A和129B中的要点<J2α>)的单元中的地址信息的结构。当摆动地址信息610被集中在信息存储介质的一位置中时，如果介质表面落上灰尘或损坏的话，则很难检测所有信息。如图69(d)所示，在本实施例中，摆动地址信息610被分配在摆动数据单元560到576中的每一个中的3个地址位(12次摆动)单元中，并且管理的信息被记录在3个地址位的整倍数的单元中，产生这样的效果：即使因为灰尘或划痕很难检测某一位置信息，也能检测其它信息。
如上所述，摆动地址信息610不仅是以分配的方式来布置，而且还以自身容纳的方式布置在物理段550到557的每一个中(图129A和129B中的要点<J1α>)，使得物理段550到557中的每一个能获悉地址信息，当信息记录和再现设备访问该信息时，能确定物理段为基础的当前位置。
由于如图64所示本实施例利用了NRZ技术，在摆动地址区586、587中4个连续摆动中相位不会改变。利用这种特点，设置摆动同步区580。具体地说，把不可能出现在摆动地址信息610中的摆动模式设置在摆动同步区580中(图129A和129B中的要点<J3>)，能更容易地确定设置摆动同步区580的位置。本实施例特点在于，与4次连续摆动组成一地址位的摆动地址区586、587比较，在该摆动同步区580中设置不同于4次摆动长度的一地址位长度。具体地说，在摆动同步区580中，摆动位被设为“1”的区被设置一摆动模式变化，该模式变化在摆动地址区586、587不会发生如不同于4次摆动的“6次摆动→4次摆动→6次摆动”。使用如上所述改变摆动周期的方法用于把不可能出现在摆动地址区586、587的摆动模式设置到摆动同步区580的方法(图129A和129B中的要点<J3α>)，产生下面的效果：
(1)摆动检测(确定摆动信号)能稳定地持续进行，不会在图1的摆动信号检测部分135中发生与摆动的开槽位置512(图64)相关的PLL失真。
(2)在图1的摆动信号检测部分135中的地址位之间的边界线位置的移位，使得更容易检测摆动同步区580和调制开始标记581和582。
而且，本实施例特征还在于，摆动同步区580由12次摆动构成，使得摆动同步区580的长度与3个地址位长度一致，如图69(d)所示(图129A和129B中的要点<J3β>)。因此，把一摆动数据单元#0560中所有调制区(等效于16次摆动)分配到摆动同步区580，能更容易地检测摆动地址信息610的开始位置(或摆动同步区580的位置)。
如图69(c)所示，在物理段#0 550中第一摆动数据单元#0 560中提供摆动同步区580。如上所述在物理段#0 550的开始位置提供摆动同步区580(图129A和129B中的要点<J3γ>)，产生这样的效果：通过只检测摆动同步区580位置，能提取物理段的边界位置。
在摆动数据单元#1 561到#2 562中，在摆动地址区586、587之前的开始位置设置调制开始标记581、582，从而设置如图65中所示的反相相位摆动IPW的波形。由于是在设置于调制标记之前的非调制区590、591中，因此保持了正常相位摆动NPW的连续波形。因此，图1的摆动信号检测部分135检测从NPW到IPW转换，从而提取调制开始标记581、582的位置。
如图69(e)所示，摆动地址信息610的内容如下：
(1)轨道地址606、607
这些表示带中的轨道号。交替地把确定的沟槽轨道地址606记录在沟槽区(包括没有不确定位→在槽岸上出现不确定位)，把确定的槽岸轨道地址607记录在槽岸区(包括没有不确定位→在沟槽中出现不确定位)。只对于轨道地址606、607，使用图70的格雷码来记录轨道号信息(稍后将详细说明)。
(2)物理段地址601
表示轨道中物理段号的信息(在信息存储介质221上的一圈)。相同轨道的物理段号由图12A和12B中的“每一轨道的物理段号”来表示。因此，通过图12A和12B中所示的号来确定每一带中物理段地址601的最大值。
(3)带地址602
该地址表示信息存储介质221中的带号。记录了图12A和12B中所示的“zone(n)”中的“n”值。
(4)奇偶校验信息605
设置该信息用于在从摆动地址信息610中再现数据时来检测误差。该信息表示从保留信息604向带地址602按位添加的14位是奇数还是偶数。这样设置奇偶校验信息605的值，从而在地址奇偶校验信息605中所有包括1个地址位的地址位中，15位地址位按位取或的结果可为“1”。
(5)单位区608
如前所述，设置摆动数据单元#0 560到#16 576中的每一个，从而由调制区的16次摆动和非调制区590和591的68次摆动组成，并且把非调制区590和591对于调制区的占空比设置得相当大。此外，增加了非调制区590和591的占空比，从而提高了提取(产生)再现基准时钟或记录基准时钟的准确性和稳定性。摆动数据单元16 576和之前的摆动数据单元#15(未示出)直接对应于图69(e)所示的单位区608。在单调信息608中，所有六个地址位都为“0”。因此，没有把调制开始标记581、582设置在包括表示所有信息为NPW的单调信息的摆动数据单元#16 576和之前的摆动数据单位#15(未示出)中，从而使得整个区成为具有相同相位的非调制区。
图69(e)示出了分配到各个信息项中的地址位数量。如上所述，摆动地址信息610被分为3个地址位的组，这些组可分配在摆动数据单元560到576中。即使由于信息存储介质表面附着的灰尘或划痕而发生突发误差，这个误差越过不同摆动数据单元560到576传播的可能性很低。因此，将与记录并跨过相同信息的位置不同的摆动数据单元的次数尽可能减少，并且使得各个信息项中间隔与摆动数据单元560到576之间的边界位置相一致。即使由于信息存储介质表面附着的灰尘或划痕而发生突发误差，不能读取特定的信息，也可以读取记录在剩余各个摆动数据单元中560到576中的其它信息，这样提高了再现摆动地址信息的可靠性。具体地说，如图69(e)所示，把9地址位分配到单位区608，并且使得单位区608与之前的槽岸轨道地址607之间的边界位置与摆动数据单元之间的边界位置一致(图129A和129B中的要点<J3δ>)。因此，表示在5地址位中的带地址605与表示在1个地址位中的奇偶校验位信息605相邻(图130A和130B中的要点<J4ε>)，并且把两侧的地址位的总和设置到6地址位(等价于两个摆动数据单元)。
本实施例特征还在于，单位区608被设置在如图69(e)所示的摆动地址信息610的末尾(图129A和129B中的要点<J3ε>)。如上所述，由于单位区608的摆动波形为NPW形状，因此，NPW在多至三个连续摆动数据单元576中大体上继续。利用该特点，摆动信号检测部分135搜索对于长至三个摆动数据单元576NPW继续的位置，可以提取置于摆动地址信息610末尾的单位区608的位置，产生利用位置信息来检测摆动地址信息的开始位置的效果。
在图69或68(b)和图66的各种地址信息中，物理段地址601和带地址602表示相邻轨道中相同的值，然而轨道中沟槽轨道地址606和槽岸轨道地址607中的值与相邻轨道中的对应的值不同。因此，图67(c)所示的不确定位区504出现记录了沟槽轨道地址606和槽岸轨道地址607的区中。在本实施例中，为减小出现这种不确定位的频率，地址(号)连同沟槽轨道地址606和槽岸轨道地址607一起由格雷码来表示。图70示出了格雷码的示例。格雷码是这样，当原始值根据“1”改变时，转换后的码只根据图70所示各处的“1位”而变化。这降低了出现不确定位的频率，不但有助于稳定对摆动检测的信号的检测，而且还有助于稳定对从记录标记再现信号的检测。
图71示出了用于实现图70所示的格雷码转换的算法。使得原始二进制码的上端第11位与格雷码的第11位一致。对于较上端11位低的码，使得二进制码中第“m”位和高一位的第“m+1”位相加(或)的结果与转换中格雷码的第“m”位相符。
在本实施例中，把不确定位区也划分到沟槽区(图130A和130B中的要点<J4γ>)。具体地说，如图72所示改变每一沟槽区501、502的部分宽度，从而使槽岸区503的宽度固定地夹在沟槽区之间。当根据信息存储介质原盘记录设备形成沟槽区501、502时，局部地改变激光照射量，可改变每一沟槽501、502的宽度。这使得槽岸区具有不介入不确定位来确定轨道地址的区，可以即使在槽岸区也能很准确地检测地址。具体地说，在记录了图69(e)的槽岸轨道地址607有关信息的槽岸区中，使用上述方法恒定地形成槽岸宽度。无需介入与槽岸区中的槽岸轨道地址607有关的不确定位，就能检测地址信息，。
在本实施例中，把不确定位划分到槽岸区和沟槽区两者(图130A和130B中的要点<J4δ>)中。具体地说，在图72的最右侧上，改变沟槽区501、502的每一个的宽度，使得槽岸区503的宽度恒定，然而在图72的中间偏左一点，局部地改变槽岸区503的宽度，而沟槽区501、502的每一个的宽度保持恒定。利用该方法，把记录了图69(e)沟槽轨道地址606有关的信息的沟槽区中做成恒定的沟槽宽度，无需介入不确定位，可以稳定地检测地址信息，还可检测沟槽区中的沟槽轨道地址606。如果不确定位集中在槽岸区或沟槽区中的任一区，在已经集中不确定位的部分，再现地址信息中出现误差的频率非常大。在槽岸区和沟槽区划分不确定位，从而分散了错误检测的风险，可以提供能稳定并容易地检测地址信息的系统。如上所述，在槽岸区和沟槽区都划分不确定位，可以估计根据每一槽岸区和沟槽区的不确定位来确定轨道地址的区，这样增加了轨道地址检测的准确性。
如图66所述，在本实施例的可记录信息存储介质中，已经在沟槽区形成了记录标记，并且已经使用了CLV记录方法。在此情况下，由于相邻轨道之间摆动开槽位置移位，因此相邻摆动之间的干扰易于影响摆动再现信号。已经说明了这一点。在本实施例中，为了消除影响，调制区彼此相互移位，使得相邻轨道之间彼此不会重叠(图130A和130B中的要点<J5>)。具体地说，如图73所示，允许把主要位置701和次要位置702设置在设置有调制区的位置。基本上，把所有调制区临时地分配到主要位置。如果调制区的一部分与相邻轨道之间的另一调制区重叠，则把调制区部分地移到次要位置。例如，在图73中，如果把沟槽区505的调制区设置在主要位置，则沟槽区502的调制区与沟槽506的调制区部分地重叠。因此，把沟槽区505的调制区移到次要位置。这防止从摆动地址的再现信号在相邻轨道中调制区之间发生干扰，从而产生能稳定地再现摆动地址的效果。
通过在相同摆动数据单元中的位置之间转换，把主要位置和次要位置设置在调制区中。在本实施例中，把非调制区对于调制区的占空比设置很高(图129A和129B中的要点<J2>，只通过在相同摆动数据单元中改变位置，可以在主要位置和次要位置之间进行转换。即使在可记录信息存储介质中，也可以使得物理段550到557和摆动数据单元560到576与图69(b)和69(c)所示的可重写信息存储介质具有相同的布置，从而改善了不同类型信息存储介质之间的兼容性。具体地说，在主要位置701中，把调制区598置于如图74(a)和74(c)所示的每一摆动数据单元560到571的开始位置。在次要位置702中，把调制区598置于如图74(b)和74(d)所示的每一摆动数据单元560到571的后一半位置。
同样在本实施例的可记录信息存储介质中，使用摆动地址信息610中的首先的3个地址位用于如图69(e)所示的可重写信息存储介质中的摆动同步区580，并且将其记录在设置在每一物理段550到556的开始位置的摆动数据单元#0 560中。图74(a)和74(b)所示的调制区598示出了摆动同步区580。图74(c)和74(d)的每幅图的调制区598中的初始IPW区分别与图69(d)的调制开始标记581、582的每一标记一致。图74(c)和74(d)的每幅图中的调制区598中的地址位#2到#0与图69(d)所示的摆动地址区586、587一致。
本实施例的特征在于，主要位置701中的摆动同步区的摆动同步模式与次要位置702中的不同(图129A和129B中的要点<J5β>)。在图74(a)中，将6次摆动(周期)分配给IPW来作为针对摆动同步区580或调制区598的摆动同步模式，并且分配给NPW 4次摆动(周期)，从而在图74(b)的调制区598中，把分配给每一IPW的摆动(摆动周期)次数设置为4，并且分配给NPW 6次摆动(周期)。图1的摆动信号检测部分135只检测恰即粗略访问后的摆动同步模式之间的差异，能够确定调制区的位置(主要位置701或次要位置702两者之一)，更容易地估计下一个检测的调制区的位置。由于可预先准备下一个调制区的检测，因此可改善调制区检测信号的准确性。
图75(b)和75(d)示出了除了图74(a)和74(b)所示以外的实施例，还示出了调制区和摆动同步模式之间的位置关系。为了比较，图75(a)示出了图74(a)的实施例，而图75(c)示出了图74(b)的实施例。在图75(b)和75(d)中，在调制区598中分配给每一IPW和NPW的摆动次数与图75(a)和75(c)中的相反(分配给IPW 4次摆动，而分配给NPW 6次摆动)。
在本实施例中，图74和75中所示可适合每一第一位置701和次要位置702的范围，即，第一位置或次要位置两者任一位置保持连续的范围被确定作为物理段的范围。具体地说，如图76所示，在相同物理段中使用了三种类型(多个)的调制区设置模式(b)到(d)(图130A和130B中的要点<J5α>)。如上所示，当图1的摆动信号检测部分135根据摆动同步模式确定物理段中调制区的设置模式时或确定了稍后说明的物理段中的类型识别信息721时，可预先估计相同物理段中另一调制区598的位置。结果，可预先做好检测下一个调制区的准备，从而产生增大在调制区信号检测(确定)的准确性。
图76(a)中的第2行示出了物理段中摆动数据单元的排列。写入第二行中各个帧中的数“0”到“16”表示在相同物理段中的摆动数据号。第0个摆动数据单元被称为如第1行所示的同步字段711。在同步字段的调制区中，存在摆动同步区。第1到第11摆动数据单元被称为地址字段712。地址信息被记录在地址字段中的712调制区中。在第12到第16摆动数据单元，所有摆动模式为NPW单位字段713。
写入图76(b)到76(d)的标记“P”表示调制区变成摆动数据单元中的主要位置。标记“S”表示调制区变成摆动数据单元中的次要位置。标记“U”表示摆动数据单元包括在单位字段713中并且没有调制区。图76(b)所示的调制区的排列模式表示所有物理段变成主要位置。图76(c)所示的调制区的排列模式表示所有物理段变成次要位置。在图76(d)中，主要位置和次要位置混合在相同物理段中。在第0到第5摆动数据单元中的调制区变成主要位置，并且第6到第11摆动数据单元的调制区变成次要位置。如图76(c)所示，同步字段711的区的一半加上地址字段712被分配为主要位置，而剩余一半被分配为次要位置，从而防止调制区在相邻轨道之间彼此重叠。
图77示出了本实施例的可重写信息存储介质和可记录信息存储介质之间的摆动地址信息的数据结构的比较。图77(a)示出了在图69(e)所示的可重写信息存储介质中的摆动地址信息610的数据结构的复制。图77(b)示出了可记录信息存储介质中的摆动地址信息610的数据结构。如在可重写信息存储介质中，在可记录信息存储介质中，摆动同步区680被置于物理段的开始位置(图129A和129B中的<J3γ>)，这样易于检测物理段的开始位置或相邻物理段之间的边界位置。图77(b)所示的物理段有关的类型识别信息721表示物理段中的调制区的位置，如同摆动同步区580中的摆动同步模式(图130A和130B中的要点<J5γ>)，可以预先估计相同物理段中另一调制区598中的位置，并准备进行下一次调制区检测，从而产生提高在调制区检测(确定)信号的准确性的效果。具体地说，类型识别信息721示出如下：
·当物理段的类型识别信息721为“0”时，表明图76(b)所示所有物理段为主要位置，或表明主要位置和次要位置如图76(d)所示混在一起。
·当物理段的类型识别信息721为“1”时，表明所有物理段为如图79(c)所示的次要位置。
如与上述实施例相关的另一实施例，可把摆动同步模式与物理段的类型识别信息721相结合来表明物理段中的调制区的位置(图130A和130B中的要点<J5δ>)。将两种类型信息结合可以再现图76(b)到76(d)所示的调制区的三种或多种排列模式，并可以提供调制区的多种排列模式。图78示出了把摆动同步模式和物理段的类型识别信息以及另一实施例中的调制区的排列模式相组合方法之间的关系。在图78，《A》表明了上面的组合。摆动同步模式示出了主要位置或次要位置中任一位置。物理段的类型识别信息721示出了所有物理段是否为次要位置(当所有物理段为次要位置时，取值“1”，否则为“0”)。在《A》的情况下，当主要位置和次要位置混在一起时，把图75(b)的摆动同步模式记录在主要位置中，而把图75(d)的摆动同步模式记录在次要位置中。
相反，在《B》实施例中，物理段中的类型识别信息721表明物理段中的所有位置是否彼此一致，或是否为主要位置和次要位置的混合(当所有位置彼此一致时，取值“1”，当它们混在一起时，取值“0”)。
在《C》实施例中，摆动同步模式表明物理段中的所有位置是否彼此一致，或是否为主要位置和次要位置的混合，并且物理段中的类型识别信息721表明物理段中是否存在次要位置(当即使位置的一部分为次要位置时，取值“1”，否则取值“0”)。
在上述实施例中，尽管示出包含摆动同步区580和物理段的类型识别信息721的物理段中的调制区的位置时，本发明并不限于此。例如，正如另一实施例，摆动同步区580和物理段的类型识别信息721可表明下一后续物理段中的调制区的位置。在沿着沟槽区进行连续寻道时可以预先确定下一后续物理段中的调制区的位置，产生了保证很长的准备时间来确保检测调制区的效果。
图77(b)所示的可记录信息存储介质中的层号信息722表明单面单记录层或单面双记录层中任何一种：
·“0”表示在单面单记录层介质或单面双记录层中的“L0层”(位于激光束进入一侧的正面层)
·“1”表示单面双层的“L1层”(从激光束进入一侧背面层)。
如图66和68所述，物理段顺序信息724表明相同物理段块中布置物理段的顺序。如图77(a)比较所示，摆动地址信息610中的物理段顺序信息的开始位置与可重写信息存储介质中的物理段地址601的开始位置一致。调整物理段顺序信息的位置符合可重写信息存储介质(图130A和130B中的要点<J5ε>)，改善了不同类型信息存储介质之间的兼容性，通过在与可重写信息存储介质和可记录信息存储介质两者兼容的信息记录和再现设备中使用摆动信号，有助于标准化并简化地址检测控制程序。
如图66和68所述，在数据段地址725中，使用数字写入数据段的地址信息。如上所述，在本实施例中，32个扇区组成一ECC块。因此，置于特定ECC块头部的扇区的扇区号的低5位与置于相邻ECC块的开始位置的扇区的扇区号一致。当设置物理扇区号，使得置于ECC块的头部的扇区的物理扇区号中低5位可为“00000”时，相同ECC块中的所有扇区的从低数第6位或6位以后的值彼此一致。因此，去除存在于相同ECC块中的扇区的物理扇区号中低5位数据，并且使用通过只提取从低数第6位或以后位所获得的地址信息作为ECC块地址(或ECC块地址号)。由于通过摆频调制之前记录的数据段地址725(或物理段块号信息)与ECC块地址一致，因此使用数据段地址来显示摆频调制中物理段块的位置信息，与使用物理扇区号相比减少了5位的数据量，产生了更容易地在访问期间对当前位置的检测的效果。
CRC码726是用于从物理段的类型识别信息721到数据段地址725范围的24地址位的CRC码(循环冗余校验码)。即使已经错误地对摆频调制信号的一部分进行了解译，使用CRC码726可部分地校正。
为了写入每一条信息，使用了图77(b)的最底行所示的各个地址位。在可记录信息存储介质中，与剩余15地址位对应的区分配道单位区609。所有从第12到第16摆动数据单元包括NPW(不存在调制区598)。
正如图77的实施例的应用，图124(c)和124(d)示出了可记录信息存储介质中的摆动地址的数据结构相关的另一实施例。图124(a)和124(b)与图77(a)和77(b)相同。图124(c)中的物理段块地址728是为每一物理段块设置的地址，其中7个物理段组成一个单元。在数据导入DTLDI中用于第一物理段块的物理段块地址被设为“1358h”。从数据导入区DTLDI中的第一物理段块到包括数据区DTA的数据导出DTLDO中的最后物理段块，物理段块地址的值以1递增。
物理段顺序信息724表明如图77的一物理段块中的各个物理段的顺序。第一的物理段设为“0”，而最后的物理段设为“6”。
图77的实施例特征在于，把物理段块地址置于物理段顺序信息724之前(图130A和130B中的要点<J6>)。例如，如图123A和123B所示的RMD字段1中，地址信息通常由物理段块地址管理。当使用这些管理信息来访问特定的物理段块地址时，图1的摆动信号检测部分135检测图124(c)示出的摆动同步区580的位置，然后对恰即记录在摆动同步区580之后的信息顺序地解译。当存在物理段顺序信息724之前的物理段块地址时，摆动信号检测部分135首先对物理段块地址进行解译。由于摆动信号检测部分135可以确定物理段块地址是否为特定的地址，而无需对物理段顺序信息724进行解译，产生改善使用摆动地址的的访问能力的效果。
段信息727由类型识别信息721和保留区723组成。类型识别信息721表明物理段中的调制区的位置。当类型识别信息721的值为“0b”时，表明图76(a)示出的状态。当类型识别信息721的值为“1b”时，表明图76(b)或76(c)中示出的状态。
本实施例的特征在于，类型识别信息721恰在图124或77的(b)(图130A和130B中的要点<J5ζ>)中的摆动同步区580之后放置。如图所示，图1中的摆动信号检测部分135检测图124的(c)中示出的摆动同步区580的位置，其后对恰在摆动同步区580之后记录的信息顺序地进行解译。因此，恰在摆动同步区580之后放置类型识别信息721使得立即查验物理段中的调制区的位置成为可能，这使得使用摆动地址的访问处理能够被高速执行。
下面将说明把数据段数据记录到物理段或物理段块中的方法，其中，已经通过摆频调制把地址信息记录到了物理段或物理段块中。在可重写信息存储介质和可记录信息存储介质二者中，使用记录簇作为进行连续数据记录的单位来记录数据。图79示出了记录簇的布局。在记录簇540、542的每一个中，具有图69的(a)所示的数据结构的一个或多个(整数个)数据段531一个接一个连续排列。在所述连续排列的开端或末端设置扩展保护字段528、529。为了防止当使用记录簇540、542进行附加记录或重写时在相邻记录簇之间出现间隙，在记录簇540、542中设置扩展保护字段528、529，从而与用于局部冗余写入的相邻记录簇物理重叠。
在图79的(a)所示的实施例中，对于设置在记录簇540、542中的扩展保护字段528、529，扩展保护字段528被放置在记录簇540的末端(图79，和图131B中的要点<K3γ>)。当使用该方法时，扩展保护字段528位于图69的(a)所示的后同步码526之后。因此，尤其是在可重写信息存储介质中，在重写过程中后同步码区526不会被误破坏，而是使得后同步码区526能够在重写过程中得到保护，这样在数据再现过程中使用后同步码区526帮助保证了位置检测的可靠性。
作为另一实施例，扩展保护字段529可以被放置在图79的(b)所示的记录簇542的开端(图131A和131B中的要点<K3δ>)。在此情况下，如从图79的(b)和图69的(a)的结合所见，扩展保护字段529恰在VFO区522之前。因此，当进行重写或附加记录时，VFO区522可被做得足够长，这使得在再现数据字段525的过程中延长与基准时钟相关的PLL拉入时间成为可能，这帮助提高了记录在数据字段525中的数据的再现可靠性。如上所述，用作重写单位的记录簇被构成为由一个或多个数据段组成(图131A和131B中的要点<K3α>)，这产生了这样的效果，即，能够以混合方式较容易地记录少量频繁重写的PC数据(PC文件)和一次大量写入到同一信息存储介质上的连续记录的AV数据(AV文件)。即，在个人计算机(PC)中，频繁重写相对少量的数据。因此，当重写或附加记录数据单位被设置为尽可能的小时，记录方法变得适于PC数据。如图31所示，在该实施例中，由于ECC块由32个物理扇区组成，所以，在有效进行重写或附加记录过程中，仅包括一个ECC块的数据段是最小单位。因此，在用作重写或附加记录的单位的记录簇中包括一个或多个数据段的实施例中的结构是适用于PC数据(PC文件)的记录结构。
对于音频视频AV数据，极大量的视频信息和音频信息必须被无中断地连续记录。在此情况下，连续记录的数据被组织到一个记录簇中，该记录簇随后被记录。在AV数据记录过程中，当随机移位的量、数据段的结构、数据段的属性等针对构成记录簇的数据段中的每一个而改变时，改变处理需要很长时间，这使得进行连续记录处理变得困难。在该实施例中，如图79所示，通过以相同格式连续排列数据段来构成记录簇(而不会改变属性和随机移位量，并且不会在数据段之间插入特定信息)，这使得不仅能够提供适用于需要连续记录的大量数据的AV数据记录的记录格式，而且能够简化记录簇的结构，这实现了记录控制电路和再现检测电路的简化，并且降低了信息记录和再现设备或信息再现设备的成本。
图79中所示的记录簇540中的数据段(不包括扩展保护字段528)的数据结构与图61的(b)所示的只再现信息存储介质、以及图61的(c)所示的可记录信息存储介质的数据结构相同。如上所述，由于不管介质是只再现型、可记录型、或可重写型，全部信息存储介质的数据结构都相同，所以，保证了信息存储介质之间的互换性，并且保证了互换性的信息记录和再现设备与信息再现设备共享检测电路。结果，不仅能够保证很高的再现可靠性，而且还能降低信息记录和再现设备与信息再现设备的成本。
当使用图79所示的结构时，同一记录簇中的全部数据段的随机移位量必然彼此相符(图131A和131B中的要点<K3β>)。如稍后所述，在可重写信息存储介质中，记录进行了随机移位的记录簇。在该实施例中，由于全部数据段的随机移位量在同一记录簇540中彼此一致，所以，当在同一记录簇540中的不同数据段上再现数据时，在VFO区(图69中的522)中不需要同步(相位复位)，这使得能够在连续再现中简化再现检测电路，并且保证再现检测的高可靠性。
图80示出了把可重写数据记录在可重写信息存储介质上的方法。下面将使用图79的(a)来说明本实施例的可重写信息存储介质中的记录簇的布局。本发明不限于此。例如，图79的(b)中示出的布局可被用于可重写信息存储介质。图80的(a)示出了与图61(d)中的内容相同的内容。在该实施例中，把可重写数据重写到图80的(b)和图80的(c)中所示的记录簇540、541。如稍后所述，一个记录簇由一个或多个数据段529至531和位于末端的扩展保护字段528构成。具体地讲，一个记录簇540的开始与数据段531的开始位置相一致，并且在VFO区522开始。
当多个数据段529、530被连续记录时，多个数据段529、530被连续排列在图80的(b)和图80的(c)中所示的同一记录簇540中。由于存在于数据段529的末端的缓冲区547与存在于下一数据段的开端的VFO区532连续地连接，两个区中的(记录基准时钟的)相位彼此相一致。在完成连续记录之后，扩展保护区528放置在记录簇540的末端位置。在未调制的数据中，扩展保护区528的数据大小是24数据字节大小。
从图80的(a)和图80的(c)之间的比较所见，可重写保护区461、462分别包括后同步码区546、536、额外区544、534、缓冲区547、537、VFO区532、522、和预同步(pre-sync)区533、523。仅在连续记录末端位置提供扩展保护字段528。
为了比较重写单元的物理范围，图80的(c)示出了用作重写信息的单位的记录簇540，并且图80的(d)示出了用作重写下一信息的单位的记录簇541。该实施例的特征在于，进行重写，从而在重写中的重叠部分541，扩展保护字段528和后面的VFO 522可局部地彼此重叠(图131A和131B中的要点<K3>)。如上所述，部分重叠的重写防止了在记录簇540、541之间出现间隙(未形成记录标记的区)，并且消除了能将数据记录在单面双记录层上的信息存储介质上的层间串扰，这使得检测稳定的再现信号成为可能。
如从图69的(a)所见，该实施例中的一个数据段中的可重写数据的大小是：
67+4+77376+2+4+16＝77469数据字节        (2)
另外，如从图69的(c)和图69的(d)所见，一个摆动数据单元560包括：
6+4+6+68＝84个摆动                      (3)
由于17个摆动数据单元构成一个物理段550，并且7个物理段550至556的长度与一个数据段531的长度相一致，所以，一个数据段531的长度包括：
84×17×7＝9996个摆动                   (4)
因此，根据等式(2)和等式(4)，以下对应于一个摆动：
77496÷9996＝7.75数据字节/摆动           (5)
如图81所示，下一VFO区522和扩展保护字段528彼此重叠的部分从物理段的开始位置开始占据24个摆动或更多。如从图69的(d)所见，从物理段550的头开始的16个摆动构成了摆动同步区580，并且随后68个摆动构成了非调制区590。因此，下一VFO区522和扩展保护字段528从物理段550的头部开始彼此重叠24个摆动或更多的部分处在非调制区590中。如上所述，从数据段的开始位置起用24个摆动或更多来定位物理段的开始位置(图131A和131B中的要点<K5>)，这不仅使得重叠位置处在非调制区590中，而且适当地保证了摆动同步区580的检测时间和记录处理的准备时间，这保证了稳定的、高精度地记录处理。
在该实施例中，可重写信息存储介质的记录膜使用了相变记录膜。在相变记录膜中，由于记录膜在靠近重写开始和结束位置的位置上开始退化，所以，由于记录膜的退化导致在同一位置重复记录开始和结束，这限制了重写的次数。在该实施例中，为了减轻该问题，在如图81所示的重写过程中进行(Jm+1/12)个数据字节的移位，从而随机地移位记录开始位置。
在图80的(c)和图80的(d)中，为了说明基本概念，扩展保护字段528的开始位置与VFO区522的开始位置相一致。然而，严格来讲，在该实施例中，VFO区522的开始位置为如图81所示随机移位。
DVD-RAM盘，即现有的可重写信息存储介质，也使用相变记录膜，并且随机移位记录开始和结束位置，以便增加重写的次数。在现有的DVD-RAM盘上进行随机移位过程中的最大移位量被设置为8数据字节。现有的DVD-RAM盘上的(记录在盘使得调制数据的)通道比特长度平均被设置为0.143μm。从图15可见，在本实施例的可重写信息存储介质中，通道比特的平均长度是
(0.087+0.093)÷2＝0.090μm                      (6)
当将该物理移位范围的长度用于现有的DVD-RAM盘时，使用以上值计算本实施例中的随机移位范围的所需最小长度如下：
8字节×(0.143μm÷0.090μm)＝12.7字节           (7)
在该实施例中，为了促进再现信号检测处理，在调制之后随机移位量的单位适用于“通道比特”。在该实施例中，由于使用了将8比特转换为12比特的ETM调制(八到十二调制)，所以，使用具有数据字节的数学公式作为基准来表达随机移位量：
Jm/12数据字节                                    (8)
从等式(7)得到：
12.7×12＝152.4                                  (9)
因此，值Jm可从0至152取值。出于以上原因，在满足等式(9)的范围内，随机移位范围的长度与现有的DVD-RAM盘相一致，这保证了与现有的DVD-RAM盘相同的重写次数。在本实施例中，为了保证大于现有的DVD-RAM盘的重写次数，对于等式(7)的值，允许小的余量如下：
随机移位范围的长度被设置为14数据字节              (10)
将等式(10)的值代入等式(8)，给出14×12＝168。因此，其接着如下：
值Jm可取从0到167的值                              (11)
如上所述，随机移位量被设置为大于Jm/12(0≤Jm≤154)的范围(图131A和131B中的要点<K4>)，从而满足等式(9)并使得随机移位量的物理范围的长度与现有的DVD-RAM盘相一致，这产生了这样的效果，即，保证了与现有的DVD-RAM盘相同的重复记录的次数。
在图80中，在记录簇540中缓冲区547的长度和VFO区532的长度保持恒定。如图79的(a)所示，在相同的记录簇540中数据段529、530的每一个的随机移位量Jm具有相同的值。当包括很多数据段的记录簇540被连续记录时，根据摆动监视记录位置。具体地讲，检测图69所示的摆动同步区580的位置，并且对非调制区590中的摆动的数量进行计数，从而同时查验信息存储介质上的记录位置和记录数据。此时，可能存在以下少见的情况，即，由于对摆动错误计数或者用于旋转信息存储介质的旋转电机(例如，图1的电机)旋转不均匀导致出现摆动滑动(在一个位置进行的记录移位了一个摆动周期)，从而记录位置将在信息存储介质上移位。本实施例的信息存储介质的特征在于，如果检测到记录位置的移位，则在图80的可重写保护区461中或在图61的可记录保护区452中进行调整，从而校正了记录定时(图131A和131B中的要点<K3>)。在图80中，既不允许位遗漏又不允许位冗余的重要信息被记录在后同步码区546、额外区544、和预同步区533中。然而，在缓冲区547和VFO区532中，重复特定模式。因此，只要保证了重复的边界位置，就仅仅允许一个模式的遗漏和冗余。因此，在保护区461中，部分地在缓冲区547或VFO区532中，进行调整以校正记录定时。
在该实施例中，如图81所示，设置用作位置设置基准的实际开始点位置，以便与摆动幅度“0”(摆动的中心)的位置相一致。然而，由于摆动位置检测精度很低，如图81中的“±1max”所写，本实施例允许实际开始点位置具有达到
±1数据字节的移位                                 (12)
在图80和81中，数据段530中的随机移位量被设置为Jm(如上所述，随机移位量在记录簇540中的全部数据段59中相同)。其后，接下来附加记录的数据段531中的随机移位量被设置为Jm+1。例如，(11)中的值Jm和Jm+1可取中间值：Jm＝Jm+1＝84。当实际开始点的位置精度足够高时，扩展保护字段528的开始点与图80所示的VFO区522的开始点相一致。
相反，当数据段530被记录在最后的位置，并且稍后要被重写或附加记录的数据段531被记录在很靠前的位置中时，因为公式(10)和(12)，VFO区522的开始位置可进到缓冲区537中达15数据字节。在正好在缓冲区537之前的额外区534中，特定的重要信息已被记录。因此，在本实施例中，必须满足下式：
缓冲区537的长度必须是15数据字节或更多               (13)
在图80的实施例中，给出一个数据字节的余量，并且把缓冲区537的数据大小设置为16数据字节。
如果作为随机移位的结果在扩展保护区528和VFO区522之间出现间隙，则当使用单面双记录层结构时，会由再现期间的间隙导致层间串扰。为了克服该问题，即使进行随机移位，也使得扩展保护字段528和VFO区522总是部分地彼此重叠，从而防止出现间隙(图131A和131B中的要点<K3>)。因此，在本实施例中，根据公式(13)，扩展保护字段528的长度必须被设置为15数据字节或更多。由于随后的VFO区522具有71数据字节的长度，所以，即使扩展保护区528和VFO区522的重叠区少许变宽，在再现信号过程中这也不会有不利影响(因为充分保证了在未重叠VFO区522中使再现基准时钟同步所需时间)。因此，可将扩展保护528设置为比15数据字节大的值。如上所述，可能存在少见的情况，即，将会在连续记录过程中出现一个摆动滑动，并且记录位置将会移位一个摆动周期。如等式(5)所示，一个摆动周期对应于7.75(大约8)数据字节。因此，考虑到这一点，在本实施例中对(13)作如下调整：
扩展保护字段528的长度被设置为(15+8)＝23数据字节或更多                                              (14)
在图80的实施例中，一个数据字节的余量被给到缓冲区537，并且扩展保护字段528的长度被设置为24数据字节。
在图80的(e)中，记录簇541的记录开始位置必须被精确设置。本实施例的信息记录和再现设备通过使用预先记录在可重写或可记录信息存储介质上的摆动信号来检测记录开始位置。如图69的(d)所示，以4个摆动为单位把不包括摆动同步区580的其余全部区的模式从NPW改变到IPW。相反，在摆动同步区580中，由于摆动切换单元从4个摆动部分地移位，摆动同步区580被最先检测到。因此，本实施例的信息记录和再现设备检测摆动同步区580的位置，其后准备记录处理，并且开始记录。因此，记录簇541的开始位置必须位于恰在摆动同步区580之后的非调制区590中。图81示出了其内容。恰在切换物理段之后提供摆动同步区580。如图69的(d)所示，摆动同步区580的长度等于16个摆动周期。检测到摆动同步区580之后，需要8个摆动周期，允许为记录处理准备的余量。如图81所示，考虑到随机移位，必须在物理段切换位置之后将24个摆动或更多放置在存在于记录簇541的开始位置处的VFO区522的开始位置。
如图80所示，在重写过程中在重叠位置541多次执行记录处理。当重复进行重写时，摆动沟槽和摆动槽岸的物理形状改变(或恶化)，这导致摆动再现信号的质量下降。在本实施例中，如图80的(f)或图69的(a)和图69的(d)所示，在重写或附加记录过程中防止重叠位置541位于摆动同步区580或摆动地址区586中，其后，重叠位置541被记录在非调制区590(图131A和131B中的要点<3Kζ>)。由于仅仅在非调制区590中重复特定摆动模式(NPW)，所以，即使摆动再现信号的质量部分恶化，也可用在前和在后的摆动再现信号来补充该信号。如上所述，作出的设置要使得在重写或附加记录过程中重叠位置541可以位于非调制区590中，这使得防止由于摆动同步区580或摆动地址区586中的形状恶化而导致的摆动再现信号的质量恶化，产生的效果是，保证了来自摆动地址信息610的稳定的摆动检测信号。
图82示出了将附加数据记录在可记录信息存储介质上的方法的实施例。尽管在本实施例中，图79(b)的方法用于可记录信息存储介质上的记录簇的布局，但是，本发明不限于此。例如，可以使用图79的(a)所示的方法。由于仅在可记录信息存储介质上进行依次记录，所以，不需要上述随机移位。还是在可记录信息存储介质中，如图81所示，进行设置，从而数据段的开始位置可以从物理段的开始位置开始定位24个摆动或更多(图131A和131B中的要点<K5>)，其结果为重叠位置处在摆动的非调制区中。
如在第192字节上的“记录标记极性”(识别高到低或低到高)信息中所说明的(参照图23B)，在本实施例中允许使用高到低记录膜和低到高记录膜二者。图83示出了本实施例中确定的高到低记录膜和低到高记录膜的反射率范围。本实施例的特征在于，高到低记录膜的未记录部分的反射率的下限被设置得高于低到高记录膜的未记录部分的反射率的上限(图135中的要点<M>)。当该信息存储介质被安装到信息记录和再现设备或信息再现设备中时，图1中的限制电平检测部分132或PR均衡电路130可测量记录部分的反射率，并确定膜是高到低记录膜还是低到高记录膜，这使得确定记录膜的类型变得很简单。作为通过改变很多制造条件来形成和测量高到低记录膜和低到高记录膜的结果，我们发现，当高到低记录膜的未记录部分的反射率的下限和低到高记录膜的未记录部分的反射率的上限之间的反射率α被设置为36％(图135中的要点<M>)时，记录膜的生产率很高并且能够容易地降低记录膜的成本。当使得低到高记录膜的未记录部分(“L”部分)的反射率范围801与单面双层的只再现信息存储介质的反射率范围803相一致(图135中的要点<M3>)、并且使得高到低记录膜的未记录部分(“H”部分)的反射率范围802与单面双层的只再现信息存储介质的反射率范围804相一致(图135中的要点<M2>)时，只再现信息存储介质的互换性很好，并且可共享信息再现设备的再现电路，这使得能够以低成本来制造信息再现设备。在本实施例中，作为通过改变很多制造条件来形成和测量高到低记录膜和低到高记录膜的结果，为了提高记录膜的生产率并不能容易地降低记录膜的成本，低到高记录膜的未记录部分(“L”部分)的反射率的下限β被设置为18％，其上限γ被设置为32％，高到低记录膜的未记录部分(“H”部分)的反射率的下限δ被设置为40％，其上限ε被设置为70％。
图114和115示出了本实施例中各种记录膜的未记录位置和记录位置中每一个的反射率。当如图83所示确定未记录部分的反射率范围时，以沟槽等级为基准，在低到高记录膜中，信号以同一方向出现在压纹区(包括系统导入SYLDI)中和记录标记区(数据导入/导出DTLDI、DTLDO和数据区DTA)中。类似地，以沟槽等级为基准，在高到低记录膜中，信号以相反方向出现在压纹区(包括系统导入SYLDI)中和记录标记区(数据导入/导出DTLDI、DTLDO和数据区DTA)中。使用该现象不仅能够帮助识别记录膜是低到高记录膜还是高到低记录膜，而且能够使得较容易地设计与低到高记录膜和高到低记录膜二者兼容的检测电路。
上述实施例所示的操作上的优点陈述如下。
图125至135列出了上述实施例的要点。图125至135中示出了要点结合的效果。具有最高贡献的每个效果以星(☆)来标记。剩余效果按照贡献比率按降序以双圆圈◎、圆圈○、或三角△来标记。要点结合的优点被总地陈述如下。
优点1.确定最佳记录条件：
在稳定地检测到烧录区BCA之后，根据在限制电平检测中稳定读取的边缘密度值确定是否能够使用推荐的记录条件信息。如果确定不能使用该条件信息，则驱动测试带需要仔细确定记录条件。因此，需要测试带的扩展及其位置的管理。
对该效果有贡献的要点按顺序是<E2>、<G3>；<A1>、<B>、<B1>、<E3>、<E4>、<E6>、<G>、<G2>；<A>、<B4>、<G1>、<G1α>；<B2>、<B3>、<E>、<E1>。具体地讲，具有高贡献比率的要点是<E2>和<G3>，其中，<E2>允许驱动测试带的扩展(图18A和18B)，使得提高尝试写入的次数和改善记录精度成为可能，<G3>将光学系统条件信息放置在记录条件的开始位置(图23A和23B)，使得以高速确定正好放置在后的记录条件是否是可适应的。
优点2.再现电路设置方法；
在稳定地检测到烧录区BCA之后，，以限制电平检测而高速地稳定读取关于高到低或低到高的识别信息，并且利用基准码使最佳电路调整达到PR(1、2、2、2、1)。
对该效果有贡献的要点按顺序是<A3>、<G2>；<A1>、<A2>、<B>、<B1>、<G>；<A>、<B4>；<B2>、<B3>。具体地讲，具有高贡献比率的要点是<A3>和<G2>，其中，<A3>基准码模式重复“3T3T6T”(图16)，从而使得ETM&RLL(1，10)和PRML最优化，<G2>具有物理格式信息或R物理格式信息(图23A和23B)中的记录标记极性信息，其允许H→L记录膜和L→H记录膜二者，扩展了记录膜的选择范围，这帮助实现了高速记录和成本降低。
优点3.保证用户记录信息的再现的高可靠性：
在稳定地检测到烧录区BCA之后，在限制电平检测中再现系统导入信息，其后通过PRML方法再现用户记录信息。通替换缺陷位置的处理来保证记录信息的可靠性。使再现中的伺服稳定。
对该效果有贡献的要点按顺序是<A>、<A1>、<H>、<H1>、<H2>、<H3>、<H4>、<H5>；<C3α>、<C3β>、<C6>、<C7>、<G2>、<I>、<J1>、<K>、<L10>、<L10β>、<L11>；<A2>、<B>、<G1>、<K1>、<K2>、<K3>、<L3>、<L6α>、<L7>、<L10α>；<B1>、<B2>、<B4>、<C3>、<C4α>、<C8α>、<F>、<K3α>、<K3β>、<K3γ>、<K3δ>、<K3ε>、<K3ζ>、<K4>、<K5>、<L1>、<L1α>、<L1β>、<L2>、<L11α>、<M>、<M1>、<M2>、<M3>、<N>、<N1>、<N1α>、<N2>、<N3>、<N4>。具体地讲，具有高贡献比率的要点是<A>、<A1>、<H>、<H1>、<H2>、<H3>、<H4>、和<H5>，其中，<A>在数据区、数据导入区、和数据导出区(图5和9)中使用用于再现的PRML提高了信息存储介质的记录密度，并且特别改善了线性密度，<A1>对PR(1，2，2，2，1)(图7)的使用提高了记录密度并且改善了再现信号的可靠性，<H>在多个小ECC块(图35)中分布相同的数据帧改善了纠错能力，并且因此改善了记录数据的可靠性，<H1>使得相同的物理扇区交替属于两个小ECC块(图35和37)，实现了对烧录错误的结构抵抗，<H2>一个ECC块由32个物理扇区构成(图31)，从而延长了允许纠错的介质表面中的瑕疵的允许长度，<H3>偶数个物理扇区的数据结构不同于奇数个物理扇区的数据结构(图37)，这使得PO入方法变得较容易，促进了纠错后的信息提取，并且简化了ECC块的结构，<H4>PO插入到偶数个记录帧中的位置不同于插入到奇数个记录帧中的位置(图37)，这使得在物理扇区的头部排列数据ID成为可能，以及<H5>奇数个记录帧包括数据ID的小ECC块不同于偶数个记录帧中包括数据ID的小ECC块(它们被交替排列)(图84)，这改善了数据ID再现可靠性，因此改善了访问可靠性。
优点4.缩短了访问记录(重写或附加记录)位置所需的时间
根据缺陷管理信息预先查验记录(重写或附加记录)位置。这改善了再现地址信息过程中的可靠性。
对该效果有贡献的要点按顺序是<J>、<K3>、<L>、<L6>；<H5>、<H6>、<J2>、<J3>、<J4>、<J5>、<L5α>；<C3α>、<C3β>、<E>、<E1>、<E2>、<E3>、<E4>、<E5>、<E6>、<E7>、<H>、<H1>、<H2>、<J1>、<J1α>、<J2α>、<J2β>、<J3α>、<J3β>、<J3γ>、<J3δ>、<J3ε>、<J4α>、<J4β>、<J4γ>、<J4δ>、<J4ε>、<J5α>、<J5β>、<J5γ>、<J5ε>、<J5ζ>、<J6>、<H3>、<N>、<N1>、<N1α>、<N2>、<N3>、<N4>。具体地讲，具有高贡献比率的要点是<J>、<K3>、<L>、和<L6>，其中，<J>通过摆频相位调制预先记录地址信息(图64)，使得开槽间隔变窄，这使得令摆动信号同步变得容易，<K3>如果记录位置已经移位，则在保护区中调整位置(图80)，这使得校正记录定时以便在记录位置中移位成为可能，<L>在再现过程中再现最新的RMD，并且在附加记录之后，更新的RMD被附加记录在RMZ(图87、90、91)中，这使得提高附加记录过程中进行附加记录的次数、和以最后的状态再现记录管理数据RMD的次数成为可能，并且允许再现过程中的高速访问，以及<L6>在RMD复制带RDZ被再现之后，最新的记录管理数据RMD的记录位置被搜索(图108)，这促进了使用RMD复制带RDZ的粗略搜索和在最近边界的精密搜索。
优点5.记录稳定、高精度的记录标记：
对该效果有贡献的要点按顺序是<G1>、<G1α>、<G3>、<K3>；<E>、<E1>、<E2>、<E3>、<E4>、<E5>、<E6>、<E7>、<J>、<J2>、<J3>、<J4>、<J5>、<K>、<K3α>、<K3β>、<K3γ>、<K3δ>、<K3ε>、<K3ζ>、<K4>、<K5>；<A>、<A1>、<A2>、<A3>、<J2α>、<J2β>、<J3α>、<J3β>、<J3γ>、<J3δ>、<J3ε>、<J4α>、<J4β>、<J4γ>、<J4δ>、<J4ε>、<J5α>、<J5β>、<J5γ>、<J5δ>、<J5ε>、<J5ζ>、<J6>、<K1>、<K2>、<K3>。具体地讲，具有高贡献比率的要点是<G1>、<G1α>、<G3>、和<K3>，其中，<G1>根据记录速度使用修订信息(图23A和23B)保证了对未来高速兼容介质的功能的扩展，并且使得能够通过已知为被称为修订的简单方法来应对标准，<G1α>不同的修订号可被设置给记录速度的最大值和最小值中的每一个(图23A和23B)，扩展可被开发的记录膜的选择范围，这使得支持允许较高速记录的介质或较低成本介质成为可能，<G3>在记录条件的开始位置放置光学系统条件信息(图23A和23B)，这使得高速确定正好放置在后面的记录条件是否是可接受的成为可能，以及<K3>如果记录位置被移位，则在保护区中调整该位置(图80)，这使得将记录定时校正到记录位置中移位成为可能。
优点6.处理低到高记录膜和高到低记录膜以使电路标准化，这简化了控制。
对该效果有贡献的要点按顺序是<B3>、<G2>、<M>、<M1>；<A>、<A1>；<M2>、<M3>；<A2>、<A3>、<B>、<B1>、<B2>。具体地讲，具有高贡献比率的要点是<B3>、<G2>、<M>、和<M1>，其中，<B3>在L→H膜的烧录区中制成微观凹陷和凸起(图9)，使得BCA中的检测等级与SYLDI中的检测等级相一致(或使得处理更容易)，<G2>记录标记的极性信息包括在物理格式信息或R物理格式信息(图23A和23B)中，其允许高到低记录膜和低到高记录膜二者，扩展了记录膜选择范围，并且实现了高速记录和成本降低，<M>高到低记录膜的反射率的下限高于低到高记录膜的反射率的上限(图83)，这使得很容易通过精确测量反射率来确定记录膜的类型，以及<M1>在高到低记录膜的反射率的下限和低到高记录膜的反射率的上限之间的反射率设置为36％，这保证了记录膜的高生产率，并且促进了成本下降。
优点7.使数据结构变得可扩展以提高管理方法的灵活性
使记录管理带(RMZ)和测试带(DRTZ)变得可扩展，这提高了附加记录次数的上限和尝试写入次数的上限。设置扩展区提高了访问频率。提高地址信息或记录信息的可靠性使得访问可靠性提高，这减轻了访问期间控制设备的负担(或访问期间处理错误的负担)。
对该效果有贡献的要点按顺序是<C>、<C1>、<C3>、<C4>、<C8>、<G1>、<L6α>、<L7>、<L8>、<L11α>、<C3α>、<J5>、<J5ζ>、<L4>、<L6>、<L13>、<L14>；<C3β>、<C6>、<C7>、<C8α>、<E>、<E1>、<E2>、<E3>、<E4>、<E5>、<E6>、<E7>、<H>、<H1>、<H2>、<H3>、<H4>、<H5>、<H6>、<J2>、<J2β>、<J3>、<J5α>、<K>、<K3>、<L>、<L1>、<L1α>、<L1β>、<L2>、<L3>、<L4β>、<L5>、<L5α>、<L9>、<L9α>、<L10>、<L10α>、<L10β>、<L11>、<L12>、<L12α>、<L12β>、<J12γ>、<L13α>、<L13β>、<L14α>、<M>、<N>、<N1>、<N1α>、<N2>、<N3>、<N4>；<C2>、<C4α>、<C5>、<J2α>、<J5β>、<J5γ>、<J5δ>、<M1>、<M2>、<M3>。具体地讲，具有高贡献比率的要点是<C>、<C2>、<C3>、<C3α>、<C3β>、<C4>、<C4α>、<C5>、<C6>、<C7>、<C8>、<G1>、<L6α>、<L7>、<L8>、和<L11α>，其中，<C>使得记录管理带可扩展(图92和93)，这使得RMD记录区能够扩展，并使得附加记录的次数的上限提高，<C1>使得记录管理带在每一边界-内BRDI中可置位(图86A和86B)，这使得边界区中的附加记录的次数被显著提高，<C2>第一边界区BRDA#1中的记录管理带被放置在数据导入区DTLDI中(图16)，从而与数据导入共享第一边界区内的边界-内，这使得有效使用数据区成为可能，<C3>RMD复制带RDZ被放置在数据导入区DTLDI中(图16)，使得记录管理数据RMD的一部分能够被冗余地记录，这使得在由于缺陷等导致不能再现的情况下恢复数据成为可能，<C3α>与边界区有关的最后记录管理数据RMD被记录在RMD复制带RDZ中(图16)，这使得有效使用RMD复制带RDZ和提高附加记录的次数成为可能，<C3β>每当形成新RMZ时，就把最后的RMD记录在RMD复制带RDZ中(图17A和17B)中，这显著提高了在可记录信息存储介质上的附加记录的次数，使得搜索最新的RMD的位置变得更容易，并改善了RMD可靠性，<C4>RDZ导入被记录在数据导入区(图17A和17B)，这使得确定信息存储介质是刚好在出货之后还是已经至少使用了一次成为可能，<C4α>RDZ导入RDZLI被放置在RMD复制带RDZ中(图17A和17B)，这使得缩短获取必需信息所需的时间成为可能，<C5>RDZLI大小或RMD大小被设置为64KB(图17A和17B)，这使得防止RDZLI或RMD的记录效率降低成为可能，<C6>RMD的拷贝CRMD被重复写入(图86A和86B)，这提高了RMD的拷贝CRMD的可靠性，<C7>更新物理格式信息被重复写入(图86A和86B)，这提高了更新物理格式信息的可靠性，<C8>R带被用作扩展记录管理带RMZ(图103)，这显著提高了同一边界区中的附加记录的次数，<G1>根据记录速度使用修订信息(图23A和23B)，这保证了对未来的高速兼容介质的功能扩展，并且使得能够通过被称为修订的简单方法来拷贝标准，<L6α>RMD被用于管理RMZ位置(图92)，这使得使用RDZ搜索RMZ位置变得更容易，<L7>在安装、R带保留或R带关闭、边界关闭或记录中断时更新RMD(图89和101)，这简化了再现期间的搜索控制，并且使得在附加记录期间搜索可记录区变得更容易，<L8>当RMZ被填充时，或当RMZ中的剩余保留区运行不足时，形成新的RMZ(图91)，这不仅防止了填充的RMZ被附加记录了更新的RMD，而且防止了填充的RMZ被进行附加记录，以及<L11α>扩展驱动测试带EDRTZ也被包括在新的数据导出区NDTLDO中(图119，120，和18)，这防止了信息再现设备错误地访问扩展驱动测试带EDRTZ。
优点8.不同类型的介质之间的互换性，这帮助简化了信息记录和再现设备和信息再现设备：
当新的记录管理带(RMZ)被设置时，或当边界关闭时，用特定数据填充数据中的间隙，这通过信息再现设备上的DPD方法保证了稳定的寻道。根据烧录区BCA信息或物理格式信息保证了各种介质之间的互换性，这帮助简化了信息再现设备和信息记录和再现设备，并且降低了成本。同时，保证了所记录的信息的再现的稳定性，这也简化了信息再现设备和信息记录和再现设备，并且更加降低了成本。
对该效果有贡献的要点按顺序是<A>、<B>、<B1>、<G>、<H>、<L2>、<L10>、<L10β>、<L11α>、<N>；<A1>、<A2>、<A3>、<B2>、<B4>、<F>、<H1>、<H2>、<H3>、<H4>、<H5>、<H6>、<J5ε>、<L3>；<L>、<L1>、<L1α>、<L1β>；<B3>。具体地讲，具有高贡献比率的要点是<A>、<B>、<B1>、<G>、<H>、<L2>、<L10>、<L10β>、<L11α>、和<N>，其中，<A>对数据区、数据导入区、和数据导出区(图5和9)中的再现使用PRML提高了信息存储介质的记录密度，尤其提高了线性密度，<B>对系统导入区和系统导出区(图3和9)中的再现使用限制电平检测方法，这保证了与现有DVD的互换性并且稳定了再现，<B1>系统导入区和系统导出区每一个的密度被设置得低于数据导入区和数据导出区(图13和15)每一个的密度，这保证了与现有DVD的互换性，并且稳定了再现，<G>物理格式信息的位置被标准化(图22A和22B)，这帮助使得设备中的信息再现标准化和简化，<H>相同的数据帧分布在多个小ECC块中(图35)，这提高了纠错能力，因此提高了所记录的数据的可靠性，<L2>在关闭对应的边界区时或在盘最终成型时，用最近的记录管理数据RMD填充保留区(图17和85)，这通过DPD保证了稳定的寻道，并且改善了最后的记录管理数据RMD的可靠性，<L10>在边界关闭时填充RMZ，记录PFI和边界-外BRDO(图94)，这不仅保证了在只再现设备上进行稳定的寻道，而且保证了访问记录信息的处理，<L10β>在边界关闭时填充R带(图94)，这通过DPD防止了光头在R带中离开轨道，<L11α>当第二个或后面的边界区BRDA被关闭时，最新的RMD被复制到RDZ(图95)，使得在第二个或后面的边界区BRDA中搜索RMZ的位置变得更容易，这使得访问控制更容易和更可靠，以及<N>根据数据ID中的区类型信息935来设置数据导出位置识别信息(图118、119、和120)，使得能从紧接在访问后的数据ID得知数据导出的位置，这促进了访问控制。
而且，图136和137示出了本实施例的可重写信息存储介质上的数据区的组结构。示出了另一实施例的图138示出了摆动数据单元中与调制区的主要位置和次要位置有关的调制区排列。图139示出了在可记录信息存储介质上记录附加数据的方法的另一实施例。图140示出了控制数据带的数据结构的另一实施例。图141A和141B示出了物理格式信息和R物理格式信息的另一实施例。
图136和137示出了图12A和12B的可记录信息存储介质的数据区的组结构。
如图12A和12B所示，从槽岸侧以升序来设置物理扇区号。图18A和18B中所示的备用区SPA对应于图136和137每一个中的备用区SPA。备用区SPA被设置在数据区DTA中最内侧的槽岸区(该区范围自物理扇区号“30000h”到“41F7F”)。
图138的(b)示出了与图74的(b)相关的另一实施例。图138的(a)、(c)、和(d)分别对应于图74的(a)、(c)、和(d)。尽管在图74的(b)中，4个摆动被分配到IPW区，并且6个摆动被分配到由IPW区包围的NPW区，但是本发明不限于此。例如，如图138的(b)所示，6个摆动可被分配到IPW区，并且4个摆动被分配到由IPW区包围的NPW区。
图139示出了在图82所示的可记录信息存储介质上记录附加数据的方法的另一实施例。
物理段块的边界位置之后24个摆动的位置是写入开始点。将从该点附加记录的新数据被用于形成71数据字节的VFO区，其后被记录在ECC块中的数据区(数据字段)中，写入开始点与刚记录的数据的缓冲区537的结束位置相一致。具有8数据字节长度的扩展保护字段528之后的位置是附加数据的记录结束位置(写入结束点)。因此，当数据被附加记录时，刚记录的扩展保护字段529与附加记录的VFO区重叠8个数据字节。
图140示出了图22A和22B中所示的控制数据带的数据结构的另一实施例。
如图16的(c)所示，控制数据带CDZ是压纹凹坑区211的一部分。控制数据带CDZ由192个数据段构成，以物理扇区号15129(024F00h)开始。在图140的实施例中，在控制数据带CDZ中的两个位置设置有由16个数据段构成的控制数据部分CTDS和由16个数据段构成的版权数据部分CPDS，在这两个位置之间设置了保留区RSV。在两个位置中设置控制数据部分CTDS和版权数据部分CPDS提高了所记录的信息的可靠性。而且，在这两个位置之间设置保留区RSV扩宽了两个位置之间的物理距离，这减轻了由信息存储介质表面的瑕疵等导致的烧录错误的影响等。
如图140的(c)所示，在控制数据部分CTDS中，首先的三条物理扇区信息、或相关物理扇区号“0”至“2”被记录16次。冗余地16次写入所述信息改善了所记录的信息的可靠性。图23A和23B或141中所写的物理格式信息PFI被记录在数据段中的相关物理扇区号为“0”的第一物理扇区中。另外，盘制造信息DMI被记录在数据段中的相关物理扇区号为“1”的第二物理扇区中。
而且，版权保护信息CPI被记录在数据段中的相关物理扇区号为“2”的第三物理扇区中。相关物理扇区号范围从“3”至“31”的保留区RSV被保留，以便在系统中可用。
对于盘制造信息DMI，盘制造商的名称被记录在从第0字节至第127字节的128个字节中，并且有关盘制造商所在地点的信息(指示介质在何处制造的信息)被记录在从第128字节至第255字节的128个字节中。
使用ASCII码来写入盘制造商的名称。可用于盘制造商的ASCII码被限制为直到“0Dh”以及从“20h”至“7Eh”的码。从该区的第一字节开始写入盘制造商的名称。用数据“0Dh”填充(或终止)该区的剩余部分。可选地，作为另一实施例，可写入盘制造商的名称的区的大小可被设置为从第一至“0Dh”的范围。当盘制造商的名称比该大小长时，该名称可能被在“0Dh”切断，并且用数据“20h”填充超过“0Dh”的剩余部分。
对于指示盘在何处制造的盘制造商所在地点的信息，使用ASCII码写相应的国家和地区。如同用于盘制造商名称的区，用于位置信息的ASCII码被限制为直到“0Dh”以及从“20h”至“7Eh”的码。从该区的第一字节开始写入盘制造商所在地点。用数据“0Dh”填充(或终止)该区的剩余部分。作为另一实施例，可写入盘制造商所在地点的信息的大小可被设置为从第一至“0Dh”的范围。如果盘制造商所在地点比该范围长，则该信息可被在“0Dh”切断，并且用数据“20h”填充超过“0Dh”的剩余部分。
用数据“00h”填充图140的(c)的保留区RSV。
图141A和141B示出了图23A和23B所示的物理格式信息和R物理格式信息的数据结构的另一实施例。图141A和141B还示出了与“更新物理格式信息”的比较。在图141A和141B中，第0至第31字节被用作记录有DVD族的共用信息269的区，并且第32字节和后面的字节被用于独立的写入标准。
在可记录的信息存储介质中，以把边界带的开始位置的信息(第一边界的最外侧地址)添加到如图88所说明的物理格式信息PFI(HD_DVD族共用信息的拷贝)的方式，对记录在图16的(c)中所示的数据导入区DTLDI中的R物理信息带RIZ中的R物理格式信息进行记录。而且，在图21B的(d)或图86B的(d)中所示的边界-内BRDI中的更新物理格式信息U_PFI中，更新开始位置信息(其边界的最外侧地址)被添加到物理格式信息PFI(HD_DVD族共用信息的拷贝)中，并且如图88所说明的那样记录所得到的信息。在图23A和23B中，边界带的开始位置信息被装入从第197字节至第204字节的范围内，而在图141A和141B的实施例中，该信息被放置在从第133字节至第140字节的范围内，其位于记录条件信息之前，包括峰值功率和偏置功率1(或可基于修订唯一被设置的信息内容264)，并且在DVD族共用信息269之后。
而且，如同边界带的开始位置信息，更新的开始位置信息被放置在从第133字节至第140字节的范围内，其位于记录条件信息之前，包括峰值功率和偏置功率1(或可基于修订唯一设置的信息内容264)，并且在DVD族共用信息269之后。当修订号增加并且在未来需要较高精度的记录条件时，存在这样的可能性，即，第197字节至第207字节将被用作可重写信息存储介质的记录条件信息。在此情况下，如果记录在图23A和23B的实施例中的可记录信息存储介质上的R物理格式信息的边界带的开始位置信息位于从第197字节至第204字节的范围内，则可根据记录条件的排列来消除可重写信息存储介质和可记录信息存储介质之间的对应关系(互换性)。如图141A和141B所示，把边界带的开始位置信息和更新的开始位置信息放置在从第133字节至第140字节的范围内产生了这样的效果，即，即使记录条件信息的量在未来会增加，也能够保证可重写信息存储介质和可记录信息存储介质之间的对应关系(互换性)。在边界带开始位置上的信息的具体信息内容中，使用物理扇区号(PSN)来把当前使用的边界区BRDA外侧的边界-外BRDO的开始位置信息写在从第133字节至第136字节的范围内，并且使用物理扇区号(PSN)来把与接下来将使用的边界区BRDA相关的边界-内BRDI的开始位置信息写在从第137字节至第140字节的范围内。
而且，更新的开始位置信息上的具体信息内容表示新设置边界区BRDA时的最新的边界带的位置信息。使用物理扇区号(PSN)来把当前使用的边界区BRDA之外的边界-外BRDO的开始位置信息写在从第133字节至第136字节的范围内，并且使用物理扇区号(PSN)来把与接下来将使用的边界区BRDA相关的边界-内BRDI的开始位置信息写在从第137字节至第140字节的范围内。如果下一边界区BRDA不能被记录到其中，则用“00h”来填充该区(范围从第137字节至第140字节)。
图141A和141B的实施例不同于图23A和23B的实施例，其不同之处在于，“盘制造商名称”和“来自盘制造商的附加信息”被移除，并且记录标记的极性信息(指示H→L或L→H)被放置在第128字节及以后。
下面将进一步详细说明缺陷管理特性部分的实施例。
首先，参照图142至155，将说明第一缺陷管理方法。图142示意性地示出了根据本发明的实施例的信息存储介质(或光盘)的数据结构。如图142所示，信息存储介质具有这样的数据结构，该数据结构具有设置在DMA之间的备用区SA和用户区UA。图142的数据结构仅仅是本发明的信息存储介质的数据结构的一个示例。本发明的信息存储介质的数据结构不限于此。
用户区UA是存储用户数据的区。备用区SA是为了替换而记录有将在用户区中的缺陷区中记录的数据的区。缺陷区是ECC(检错码)块中的区。即，数据的ECC块被记录在用于替换的备用区SA中。如稍后所述，DMA可被设计为具有DMA计数器(或改写管理区)。在此情况下，DMA被改写的次数反映在DMA计数器的计数值上。
图143是解释替换处理的流程图。如图143所示，记录在出现在用户区中的缺陷区中的数据被以替换方式记录在备用区SA中(STT1)。另外，替换区(或缺陷区)的开始地址和替换区(或备用区SA的特定区)的开始地址被登记在DMA中的SDL(次要缺陷列表)中。例如，如图142所示，DMA被提供在内圆周或外圆周上。相同的数据被登记在每一DMA的SDL中。在信息被登记在SDL中之后，SDL的更新计数被增加(1)(STT2)。
传统上，DMA被放置在介质上的固定物理地址区。另外，为了使DMA对缺陷有更强的抵抗力，已经存储了相同内容的DMA被放置在介质上的多个位置。例如，在DVD-RAM情况下，DMA被提供在最内圆周的两个位置或最外圆周的两个位置。即，DMA被放置在总共四个位置。在四个DMA中记录了相同的内容。
图144示意性地示出了设置在本发明的信息存储介质上的DMA的数据结构。如图144所示，信息存储介质具有多个DMA。每一DMA由DDS/PDL块和SDL块构成。PDL是主要缺陷列表的缩写。DDS/PDL块和SDL块中的每一个是一个ECC块(＝32KB)。尽管ECC块包含32KB的情况下将被作为示例来说明的，一个ECC块可由64KB构成。由64KB构成的ECC块将在稍后详细说明。
为了提高DMA对缺陷的抵抗力，本发明的信息存储介质被这样设计，即，在当前使用的DMA退化时，存储在该DMA中的缺陷管理信息被转移到新的DMA。“当DMA退化时”意指“当DMA被改写的次数几乎达到了在具有DMA的介质上进行改写所允许的次数时”、或者“当缺陷数量增加从而也许未能纠正错误时”。
每一DMA具有作为驱动器中的真实单元的ECC块的整数倍的大小。在DVD-RAM中，一个ECC块由16个扇区构成。一个ECC块的大小是32KB。PDL是主要缺陷登记列表，并且SDL是次要缺陷登记列表。在PDL中，登记了在形成介质的过程中执行的证明处理期间找到的缺陷，即，关于初始缺陷的缺陷管理信息。在SDL中，登记了在正常记录(例如，用户数据记录)过程中找到的缺陷，即，关于次要缺陷的缺陷管理信息。缺陷管理信息包括被替换区的地址和替换区的地址。如果这些列表中的每一个的大小增加，则可被登记的缺陷数量增加。DMA0至DMAn从DMA0开始顺序排列，并被使用。
图145示出了写在包括在DMA中的DDS/PDL块中的开始扇区中的内容的示例。在DDS/PDL块的特定区中，排列了4字节DDS/PDL更新计数器和4字节的DMA记录计数器1等。
每当DDS/PDL块的内容被更新时，DDS/PDL更新计数器被加1。DMA记录计数器1是在DDS/PDL块被重写时进行计数的计数器。当介质(第一次)被初始化时，0被设置给全部DMA记录计数器1。稍后将说明内容的使用。
图146示出了写在DMA所包括的SDL块中的内容的示例。在SDL块的特定区中，排列了4字节SDL更新计数器、4字节DMA记录计数器2、和多个SDL条目等。
具体地讲，在SDL块中，SDL标识符被写在字节位置(BP)0-1，SDL更新计数器被写在字节位置(BP)4-7，并且DMA记录计数器2被写在字节位置(BP)4-7。
作为DDS/PDL块，在SDL块中，每当SDL块的内容被更新时，SDL更新计数器被加1。因此，计数器确定SDL物理段块的更新的总次数。在辅助的备用区的开始物理扇区号中，当尚未分配备用区时，全部设置为0。备用区在物理段的第一物理扇区开始。逻辑扇区的总数指示用户区中的逻辑扇区的总数。
DDS/PDL更新计数器表示DDS/PDL物理段块的更新和重写的总次数。备用区满标志表示相应备用区中的备用物理段块是否可被使用。该设备根据标志作出判断，其允许平滑处理。当尚未分配备用区或已经用尽备用区时，标志被设置为“1”。当备用区已被分配或被扩展时，标志被设置为“0”。SDL中的条目数指示SDL中的条目数。
DMA记录计数器2是SDL块被更新或被重写时进行计数的计数器。在SDL中写入次要缺陷的管理信息。当介质被(第一次)初始化时，在全部DMA记录计数器2中设置0。稍后将说明计数器的使用。
图147示出了包括在SDL中的多个SDL条目之一的数据结构的示例。例如，一个SDL条目由8个字节构成。在一个SDL条目中，设置有将要写入被替换区的地址的3字节字段、和将要写入替换区地址的3字节字段。例如，在ECC块中进行替换。在用于被替换区地址的字段中和用于替换区地址的字段中，登记了包括在相应的ECC块中的开始扇区的地址。在图147的数据结构的示例中，已经为地址规范分配了3字节字段。当介质的容量增加(或地址空间增加)时，指定了字段的地址的大小增加。
图148是用于说明使用DMA序列的方法的状态转移图。DMA序列包括范围自DMA0至DMAn的(n+1)个DMA。如果DMA0是当前正在使用的DMA，则范围自DMA1至DMAn的DMA可被认为是备用DMA。
从DMA0开始顺序地使用包括在DMA序列中的多个DMA。在初始状态下，DMA0被使用，并且DMA1和后面的DMA处在未使用状态下。如果DMA0中的缺陷的数量增加，或者如果改写的次数已经超过指定数，则DMA0被转到已用区，并且存储在DMA0中的缺陷管理数据被记录在DMA1中用于替换。从这一点考虑，即使发生缺陷或改写损害，顺序使用DMA使得介质也能够在不破坏该系统的情况下被连续使用。
图149示出了设置在相应的DMA中的每一计数器的状态和DMA的转移之间的关系<部分1>。DDS/PDL更新计数器和SDL更新计数器是即使当DMA转移(从DMA0→DMA1)时也累积计数的累积计数器。
如图149所示，DMA计数器被设置在DMA的特定区中。DMA计数器是每当DMA被重写时就增加1的计数器。即，在包括在DMA中的DDS/PDL块的DMA记录计数器1的计数和包括在DMA中的SDL块的DMA记录计数器2的计数中，较大的一个计数是DMA计数器的计数。
具体地讲，查验DMA计数器的计数使得了解当前正在使用的DMA已被改写多少次成为可能。换言之，DMA计数器的计数可被认为表示由于改写DMA而对DMA产生的损害。
在不超过根据介质的特性预先确定的允许的改写次数(Nov)的范围内，把信息记录在介质上的信息记录和再现设备把当前正在使用的DMA(例如，DMA0)转移到备用DMA(例如，DMA1)。当然，为了最有效地使用当前正在使用的DMA，期望使用DMA直到达到DMA计数器的最大值(Nov-1)。即使尚未达到DMA计数器的最大值，当信息记录和再现设备检测到当前正在使用的DMA中的缺陷的数量增加时，该信息记录和再现设备把当前正在使用的DMA移动到备用DMA。仅当开始使用每一DMA时，值才会被输入到每一DMA。即，不把值输入到未使用的DMA。当把介质安装到信息记录和再现设备中时，该设备搜索DMA记录计数器1和2的每一个的计数为0的DMA，以便了解当前正在使用的DMA的位置。如果已经找到DMA记录计数器1和2的每一个的计数为0的DMA(例如，DMA2)，则恰在找到的DMA之前的DMA(例如，DMA1)被识别为当前正在使用的DMA。如果尚未找到DMA记录计数器1和2的每一个的计数为0的DMA(例如，DMA2)，则最新的DMA(例如，DMAn)被识别为当前正在使用的DMA。
图150示出了设置在相应的DMA中的每一计数器的状态和DMA的转移之间的关系<部分2>。在图149中，已经说明了即使DMA已经转移，DDS/PDL更新计数器和SDL更新计数器也累积计数的情况。在图150中，将要说明当DMA已经转移(从DMA0→DMA1)时复位DDS/PDL更新计数器的计数和SDL更新计数器的计数的情况。
如图150所示，DMA计数器设置在DMA的特定区中。该DMA计数器是每当该DMA被改写时就加1的计数器。即，在DMA所包括的DDS/PDL块的DDS/PDL更新计数器(DMA记录计数器1)的计数和DMA所包括的SDL块的SDL更新计数器(DMA记录计数器2)的计数中，较大的一个计数是DMA计数器的计数。
在图150的情况下，每当DMA被移动时，DDS/DPL更新计数器和SDL更新计数器被复位。因此，在此情况下，DDS/DPL更新计数器以与DMA记录计数器1相同的方式起作用。SDL更新计数器以与DMA记录计数器2相同的方式起作用。因此，在图150的情况下，可以省略DMA计数器1和2。
图151是说明搜索当前正在使用的DMA的过程的流程图。在图156的信息记录和再现设备的控制部分20执行搜索当前正在使用的DMA的处理。如上所述，本发明的信息存储介质被设计为DMA由于改写等而转移。因此，当盘被安装在信息记录和再现设备中时，必须搜索当前正在使用的DMA。在DMA(DMA0至DMAn)的每一个中设置有DMA记录计数器1和2。在介质被初始化时，每一DMA中的DMA记录计数器1和2每一个的计数已被设置为0。当介质开始被使用时，DMA1中的DMA记录计数器1和2的每一个的计数增加。当进一步继续使用介质时，DMA2中的DMA记录计数器1和2的每一个的计数增加。使用DMA0至DMAn的次序被预先确定。以这样的顺序使用它们：DMA0→DMA1→DMA2→...→DMAn。因此，查验DMA0至DMAn的每一个中的DMA记录计数器1和2的每一个的计数，使得找到当前正在使用的DMA成为可能。
如图151所示，当把介质安装在信息记录和再现设备中时，该设备搜索DMA记录计数器1和2的每一个的计数都是0的DMA以便了解当前正在使用的DMA的位置(STT21)。如果已经找到DMA记录计数器1和2的每一个的计数都是0的DMA(例如，DMA2)(STT22中为“是”)，则恰在找到的DMA之前的DMA(例如，DMA1)被识别为当前正在使用的DMA(STT24)。如果尚未找到DMA记录计数器1和2的每一个的计数都是0的DMA(例如，DMA2)(STT22中为“否”)，则最新的DMA(例如，DMAn)被识别为当前正在使用的DMA(STT23)。
图152是说明登记和更新DMA的处理的流程图。在图156的信息记录和再现设备的主控制部分20执行登记和更新DMA的处理。根据DMA中的DMA计数器的计数，主控制部分20确定当前正在使用的DMA被重写的次数是否已经超过特定值(STT31)。如果确定该数已经超过特定值(STT31中为“是”)，则主控制部分20确定存储在当前正在使用的DMA中的缺陷信息是否可被移动(或是否存在备用DMA)。如果确定该缺陷信息可被移动(STT34中为“是”)，则主控制部分20把当前正在使用的DMA中存储的缺陷信息移动到被设置为下一目的地的DMA(STT35)。此时，采用必须的值。例如，在图149的情况下，采用DDS/PDL更新计数器的值和SDL更新计数器的值。
即使重写的次数小于指定值(STT31中为“否”)，如果主控制部分20检测到在DMA中出现了很多缺陷(STT32中为“是”)，主控制部分20也确定存储在当前正在使用的DMA中的缺陷信息是否可被移动(或者是否存在备用DMA)。如果确定该缺陷信息可被移动(STT34中为“是”)，则主控制部分20把当前正在使用的DMA中存储的缺陷信息移动到被设置为下一目的地的DMA(STT35)。如果确定该缺陷信息不能被移动(STT34中为“否”)，则该主控制部分异常地结束处理。
当当前正在使用的DMA被重写的次数小于指定值(STT31中为“否”)时，并且当当前正在使用的DMA中未出现很多缺陷时(STT32中为“否”)，根据需要更新当前正在使用的DMA(STT33)。
图153是说明使用多个DMA序列的方法的状态转移图。如图148所示，已经说明了对单一DMA序列的使用。即，已经说明了DMA序列包括DMA0至DMAn的情况。如图153所示，将说明多个DMA序列的使用。即，将说明所述多个DMA序列包括DMA0至DMAn的情况。
如图153所示，例如，将要说明具有四个DMA序列的信息存储介质。四个DMA序列放置在不同的位置。例如，DMA序列1和2放置在该介质的最内侧圆周，并且DMA序列3和4放置在该介质的最外侧圆周。假设检测到在例如DMA序列1至4之间的DMA序列3中出现了很多缺陷(在图153的初始状态下)。图156的信息记录和再现设备的主控制部分检测到出现了很多缺陷。作为缺陷检测的结果，在全部DMA序列中当前正在使用的DMA(例如，DMA0)中的缺陷管理信息被移动(记录)到下一DMA(例如，DMA1)(用于替换)(图153中的第二状态)。图156的信息记录和再现设备的主控制部分移动(或记录)缺陷管理信息(用于替换)。
图154是用于说明提供了多个DMA序列的导入区和导出区的示图。如图154所示，介质(光盘)1具有最内侧圆周的导入区A1和最外侧圆周的导出区A3。而且，介质1具有导入区A1和导出区A3之间的数据区A2。数据区A2包括用户区UA和备用区SA。
最内侧圆周的导入区A1包括第一DMA序列(DMA序列1、2)，并且最外侧圆周的导出区A3包括第二DMA序列(DMA序列3、4)。把DMA序列放置在最内侧和最外侧圆周导致了多个DMA序列以物理上彼此分开的方式排列。结果，DMA对缺陷更有抵抗力。
图155是用于说明从其上排列有多个DMA序列的介质再现数据的处理的流程图。当把介质安装到图156的信息记录和再现设备中时，该设备从全部DMA序列中搜索当前正在使用的DMA，并且从当前正在使用的DMA中读取缺陷管理信息(ST41)。具体地讲，当这被应用于图153的情况时，该设备从DMA序列1搜索当前正在使用的DMA(例如，DMA1)，从DMA序列2搜索当前正在使用的DMA(例如，DMA1)，从DMA序列3搜索当前正在使用的DMA(例如，DMA1)，并且进一步从DMA序列4搜索当前正在使用的DMA(例如，DMA1)。搜索当前正在使用的DMA的处理如图151中所述。
当由于缺陷等影响导致不能从任何DMA中读取缺陷管理信息时(ST42中为“否”)，则该处理被异常结束。当已经从DMA中读取缺陷管理信息时，DMA中的DDS/PDL更新计数器的计数和SDL更新计数器的计数被查验。相同的信息必须已被记录在每一DMA序列中的当前正在使用的DMA中。因此，DMA中的DDS/PDL更新计数器的计数和SDL更新计数器的计数与另一DMA中的DDS/PDL更新计数器的计数和SDL更新计数器的计数相一致。然而，如果在每一DMA序列中记录信息的过程中顺序地出现缺陷，则不能更新一些DMA。因此，当多个DMA序列中当前正在使用的DMA的每一个中的更新计数器的计数彼此不同(ST43中为“否”)，则使得其它DMA与具有最新的计数的DMA相一致(ST44)。这完成了记录和再现的准备。
图156示意性地示出了根据本发明的信息记录和再现设备的结构。该信息记录和再现设备把用户数据记录到了以上说明的介质(或光盘)1上，或者再现记录在了介质1上的用户数据。信息记录和再现设备进一步根据需要执行再现处理。
如图156所示，信息记录和再现设备包括调制电路2、激光器控制电路3、激光器4、校准透镜5、偏振光束分裂器(以下，称作PBS)6、1/4波片7、物镜8、聚光透镜9、光电检测器10、信号处理电路11、解调电路12、聚焦误差信号产生电路13、寻道误差信号产生电路14、聚焦控制电路16、寻道控制电路17、和主控制部分20。
主控制部分20控制驱动部分。驱动部分包括调制电路2、激光器控制电路3、激光器4、校准透镜5、偏振光束分裂器(PBS)6、1/4波片7、物镜8、聚光透镜9、光电检测器10、信号处理电路11、解调电路12、聚焦误差信号产生电路13、寻道误差信号产生电路14、聚焦控制电路16、寻道控制电路17。
首先，将说明信息记录和再现设备记录数据的方式。由主控制部分20控制数据的记录。由调制电路2把记录数据(数据符号)调制到特定的通道位列。由激光器控制电路3把与记录数据相对应的通道位列转换为激光器驱动波形。激光器控制电路3脉冲驱动激光器4，并且把与所期望的位列相对应的数据记录到介质1上。从激光器4发出的记录光束在校准透镜5变为平行光，并且进入并通过PBS 6。通过PBS 6的光束通过1/4波片7，并且由物镜8汇聚到介质1的信息记录表面上。由聚焦控制电路16来对汇聚的光束进行聚焦控制，并且由寻道控制电路17进行寻道控制，从而将最佳微观点保持在记录表面上。
接下来，将说明由信息记录和再现设备进行的数据再现。由主控制部分20控制数据再现。根据来自主控制部分20的数据再现指令，激光器4照射再现光束。从激光器4照射的再现光束在校准透镜5被转为平行光。平行光进入并通过PBS 6。通过PBS 6的光束通过通过1/4波片7，并且由物镜8汇聚到介质1的信息记录表面上。由聚焦控制电路16来对汇聚的光束进行聚焦控制，并且由寻道控制电路17进行寻道控制，从而将最佳微观点保持在记录表面上。此时，照射在介质1上的再现光束由信息记录表面上的记录膜或反射记录膜反射。反射光束以相反的方向通过透镜8并且再次变成平行光束。反射光束通过1/4波片7，具有与入射光垂直的偏振光，并且由PBS6反射。由聚光透镜9把由PBS6反射的光束转为汇聚光束，并且进入光电检测器10。例如，光电检测器10由4象限光电检测器构成。进入到光电检测器10的光束被光电转换为电信号，其后被放大。使该放大信号均衡，并且在信号处理电路11被二进制化。得到的信号被发送到解调电路12。解调电路12根据特定的调制方法来解调信号，从而输出再现信号。
而且，根据从光电检测器10输出的电信号的一部分，聚焦误差信号产生电路13产生的聚焦误差信号。类似地，根据从光电检测器10输出的电信号，寻道误差信号产生电路14产生寻道误差信号。聚焦控制电路16根据聚焦误差信号控制光束点的聚焦。寻道控制电路17根据寻道误差信号控制光束点的寻道。
在此，将要说明由主控制部分20执行的替换处理。当介质被格式化时，对其进行证明。此时，主控制部分20检测介质中的缺陷。由主控制部分20把此时检测到的缺陷或初始缺陷的缺陷管理信息记录在介质的DMA的PDL中。缺陷管理信息包括被替换扇区的地址和替换扇区的地址。还是在正常记录过程中，主控制部分20检测介质中的缺陷。由主控制部分20把此时检测到的缺陷或次要缺陷的缺陷管理信息记录在介质的DMA的SDL中。缺陷管理信息包括被替换的ECC块的开始扇区的地址和替换ECC块的开始扇区的地址。根据PDL和SDL，对被替换的区域进行的访问被认为是对替换区域进行的访问。而且，主控制部分20控制如图151所示的对当前正在使用的DMA的搜索处理、图152所示的登记和更新DMA的处理、图155所示的再现处理等。
接下来，参照图157至176，将要说明第二缺陷管理方法。第二缺陷管理方法沿承了图153所示的缺陷管理，并且使用DMA管理器。在该第二缺陷管理方法的说明中，与图142至156所示的第一缺陷管理方法的说明重叠的部分将不再描述，根据需要参照已说明的附图。
本发明的信息存储介质具有可重写区。该可重写区包括多个DMA、多个管理器存储区、和用户区。在图154所示的介质上，可重写区被包括在导入区A1、数据区A2、和导出区A3中。相同的缺陷管理信息被存储在多个DMA中，这提高了DMA对缺陷的抵抗力。
例如，如图157和158所示，信息存储介质包括DMA1、DMA2、DMA3、和DMA4。更具体地讲，DMA1和DMA2排列在放置在图154的信息存储介质的最内侧圆周的导入区A1(图158所示的导入区LI)中。DMA3和DMA4排列在放置在图154的信息存储介质的最外侧圆周的导出区A3(图158所示的导出区LO)中。DMA中的每一个(DMA1、DMA2、DMA3、和DMA4)均包括多个DMA保留区(DMA组#1-1至DMA组#1-N、DMA组#2-1至DMA组#2-N、DMA组#3-1至DMA组#3-N、DMA组#4-1至DMA组#4-N)。在初始状态下，当前(或最新的)缺陷管理信息存储在每一DMA所包括的第一DMA保留区(DMA组#1-1、DMA组#2-1、DMA组#3-1、DMA组#4-1)中。如果包括在某一DMA(例如DMA1中)中的第一DMA保留区(例如，DMA组#1-1)与一个缺陷区相对应，则存储在全部DMA(DMA1至DMA4)的第一DMA保留区(DMA组#1-1、DMA组#2-1、DMA组#3-1、DMA组#4-1)中的缺陷管理信息被转移到全部DMA(DMA1至DMA4)的第二DMA保留区(DMA组#1-2、DMA组#2-2、DMA组#3-2、DMA组#4-2)中。
如上所述，在本发明的信息存储介质上，转移当前正在使用的DMA保留区。就此而言，提供了一个DMA管理器，其用于在短时间内搜索多个DMA保留区中当前正在使用的DMA保留区。即，如图158所示，本发明的信息存储介质具有用于存储DMA管理器的管理器存储区(Man1、Man2)。DMA管理器管理当前正在使用的DMA保留区的地址。换言之，管理器存储区是存储当前正在使用的DMA保留区位置信息的区域。
图157是用于说明DMA管理器管理当前正在使用的DMA保留区地址的方法的示图。DMA1包括N个DMA保留区(DMA组#1-1至DMA组#1-N)。类似地，DMA2包括N个DMA保留区(DMA组#2-1至DMA组#2-N)。类似地，DMA3包括N个DMA保留区(DMA组#3-1至DMA组#3-N)。类似地，DMA4包括N个DMA保留区(DMA组#4-1至DMA组#4-N)。
例如，假设第一DMA保留区(DMA组#1-1、DMA组#2-1、DMA组#3-1、DMA组#4-1)现在正被使用。在此情况下，DMA管理器具有表示第一DMA保留区(DMA组#1-1、DMA组#2-1、DMA组#3-1、DMA组#4-1)的位置(例如，开始位置)的位置信息(地址)。
例如，如图158所示，管理器存储区(Man1、Man2)被放置在导入区和导出区。相同的信息被存储在导入区中放置的管理器存储区(Man1)中，并且被存储在导出区中放置的管理器存储区(Man2)中。
而且，每一管理器存储区(Man1、Man2)均具有多个管理器保留区，采取手段来处理DMA管理器中的缺陷。例如，如图158所示，一个管理器存储区(Man1)具有10个管理器保留区(DMA_Man#1至DMA_Man#10)。类似地，另一管理器存储区(Man2)也具有10个管理器保留区(DMA_Man#1至DMA_Man#10)。
例如，在初始阶段，关于当前正在使用的DMA保留区的位置信息被存储在每一管理器存储区(Man1、Man2)所包括的第一管理器保留区(DMA_Man#1)中。如果包括在某个管理器存储区(Man1)中的第一管理器保留区(DMA_Man#1)与作为改写结果的缺陷区相对应，则存储在全部管理器存储区(Man1、Man2)的第一管理器保留区(DMA_Man#1)中的位置信息被转移(复制)到全部管理器存储区(Man1、Man2)的第二管理器保留区(DMA_Man#2)中。
在此，DMA管理器被重写的频率低于DMA被重写的频率。因此，存储有DMA管理器的管理器存储区(Man1、Man2)、或者管理区保留区比起DMA来不太容易由于改写而导致缺陷。然而，由于瑕疵或指纹，DMA管理器也许不能被从管理器保留区读取。为了克服该问题，多个相同的内容(或当前正在使用的DMA的位置信息)被给到单一DMA管理器。即，相同的内容被多次写入管理器保留区中。即使不能在ECC块中进行纠错，这将使得数据(或当前正在使用的DMA的位置信息)能够被读取。
一个DMA管理器被存储在一个管理器保留区中。该管理器保留区由一个ECC块构成。在一个构成管理器保留区的ECC块中，以64字节为单位(或以两个物理段块为单位)多次写入相同的内容。例如，以64字节为单位多次写入当前正在使用的DMA保留区的位置信息。假定一个ECC块由32个扇区构成。另外，假定一个扇区包含2048个字节。即，假定一个ECC块的大小是2048字节*32个扇区。在此情况下，32项相同的内容被记录在每一扇区中。即，在一个ECC块中，相同的内容被重复记录32*32次。即使ECC块具有太多缺陷以至根本不能被纠正时，如果ECC块可以被部分地纠正，这也使得能够以高可靠性读取纠正信息(或当前正在使用的DMA的位置信息)。将使用图34至38来说明ECC块。
尽管已经说明了以64字节为单位进行多次写入，但是本发明不限于此。如图34至38所示，一个ECC块中的一个数据行包含172个字节。即使不能在整个ECC块中纠错，也可以以172字节的数据行为单位来纠错。考虑到这一点，以充分小于172字节的数据大小(例如，64字节)为单位多次写入相同的信息。即使不能在整个ECC块中纠错，这也使得通过在数据行中进行纠错来获得正确的数据成为可能。
图159示出了图158所示的DMA管理器的示例。如图159所示，DMA管理器管理当前正在使用的四个DMA的地址。例如，DMA管理器管理地址DMA组#1-1、DMA组#2-1、DMA组#3-1、DMA组#4-1。如果当前正在使用的DMA的地址可被唯一确定，则区号可替代地址而被写入。在图159的示例中，DMA管理器管理当前正在使用的DMA的第一PSN(物理扇区号)。
图160示出了四个DMA(DMA1至DMA4)的构造。图161示出了DMA和ECC块之间的关系。如图160所示，一个DMA保留区包括DDS/PDL块、SDL块、和RSV(保留)块。RSV块是用于使得连续的DMA保留区彼此物理上分开以避免缺陷成链的块。即，实际上，如图161所示，在DMA保留区中存储了DDS/PDL块和SDL块。
图171示出了PDL的内容。字节位置0至1的PDL标识符被设置为0001h。PDL中的条目数量被写在字节位置2至3。PDL条目由4字节构成。缺陷物理扇区号被写在b0位至B23位。条目类型被写在B30位和B31位。条目类型指示00b是主要缺陷列表。PDL允许多达15871个条目((2048*31-4)/4＝15871)。
即使每个DDS/PDL物理段块都为空，也总是将其写在PDL中。PDL包括在格式化中示出的全部缺陷物理段块的条目。每个条目表示缺陷物理段块的条目类型和第一物理扇区号。物理扇区号以升序列出。使用最小的必须物理扇区数量来写PDL，并且以PDL的第一物理扇区的字节位置0开始。在PDL中未使用的最后的物理扇区中设置FFh。用FFh来填充DDS/PDL物理段块中的未使用的物理扇区。该条目具有条目类型和缺陷物理扇区号。条目类型示出了缺陷物理段块的来源。如果条目类型是00b，则来源是P列表。如果条目类型是10b，则来源是G1列表。如果条目类型是11b，则来源是G2列表。P列表是由盘制造商定义的缺陷物理段块的列表。G1列表是在检验处理中发现的缺陷物理段块的列表。G2列表是在检验处理外从SDL传递的缺陷物理段块的列表。
图172的(a)示出了SDL的内容(次要缺陷列表)。即使每一SDL物理段块为空，也总是将其写在SDL中。每一条目包括缺陷物理段块的第一物理扇区的物理扇区号、和用于替换的备用物理段块的第一物理扇区的物理扇区号。SDL的每一条目由8字节构成。在该8字节中，3字节被用于缺陷物理段块的第一物理扇区的物理扇区号，另外3字节被用于用于替换的备用物理段块的第一物理扇区的物理扇区号，一个字节中的一个比特被用于SLR，并且保证剩余的7个比特和剩余的1个字节用于保留。
以升序排列物理扇区号。使用最小数量的必须物理段块来写SDL。
如果SDL中列出的备用物理段块稍后被发现有缺陷，则将直接指针方法应用于SDL中的登记信息。在该方法中，缺陷备用物理段块的第一物理扇区的物理扇区号被改变为其中已经登记了该缺陷备用物理段块的SDL条目中的新备用物理段的第一物理扇区的物理扇区号，从而修订了SDL条目。因此，即使存在退化的物理段块，SDL中的条目数量也不会改变。
该SDL允许最多8189个条目((2048*31-24)/8＝8189)。
图172的(b)示出了包括在SDL中的多个SDL条目之一的数据结构的另一实施例。每一SDL条目是一8字节的组。在第62位，写入“0”或“1”。当在第62位写入“0”时，这意味着缺陷物理段块连同备用物理段块已被替换。当在第62位写入“1”时，这意味着尚未执行替换处理。在32位至55位中，写入缺陷物理段块中的第一物理扇区的物理扇区号。在0位至23位，写入将被替换的物理段块中的第一物理扇区的物理扇区号。
例如，DMA(DMA1、DMA2、DMA3、DMA4)中的每一个包括100个DMA保留区。即，已经保证了总共400个DMA保留区。一个DMA保留区由如上所述的3个块构成。因此，已经保证了总共1200个块。
如上所述，DMA1和DMA2排列在导入区。相同的缺陷管理信息被记录在DMA1中包括的第k个DMA保留区中和DMA2中包括的第k个DMA保留区中。即，同时使用DMA1中包括的第k个DMA保留区和DMA2中包括的第k个DMA保留区。具体地讲，当在物理上DMA1中包括的第k个DMA保留区和DMA2中包括的第k个DMA保留区彼此靠近时，可更有效地访问它们。因此，使用将DMA1中包括的第k个DMA保留区和DMA2中包括的第k个DMA保留区彼此靠近放置的物理排列。
例如，如图160和168所示，DMA1中包括的第一DMA保留区(DMA组#1-1)→DMA2中包括的第一DMA保留区(DMA组#2-1)→DMA1中包括的第二DMA保留区(DMA组#1-2)→DMA2中包括的第二DMA保留区(DMA组#2-2)→...→DMA1中包括的第N个DMA保留区(DMA组#1-N)→DMA2中包括的第N个DMA保留区(DMA组#2-N)按此顺序排列。这使得缩短从包括在DMA1和DMA2中的当前正在使用的DMA中读取缺陷管理信息所需的时间成为可能。而且，执行转移(复制)包括在DMA1和DMA2中的DMA保留区的缺陷管理信息的处理所需的时间可变得较短。
这对于排列在导出区中的DMA3和DMA4同样有效。具体地讲，DMA3中包括的第一DMA保留区(DMA组#3-1)→DMA4中包括的第一DMA保留区(DMA组#4-1)→DMA3中包括的第二DMA保留区(DMA组#3-2)→DMA4中包括的第二DMA保留区(DMA组#4-2)→...→DMA3中包括的第N个DMA保留区(DMA组#3-N)→DMA4中包括的第N个DMA保留区(DMA组#4-N)按此顺序排列。
当访问速度被认为并不重要时，独立DMA保留区可以以它们物理上彼此分开的方式来排列。这使得构成对诸如瑕疵或指纹之类的缺陷因素具有抵抗力的DMA成为可能。根据访问速度和可靠性之间的平衡，可确定DMA1至DMA4的物理排列。
图162和169分别示出了DMA管理器和DMA的排列。DMA管理器被存储在导入区中的管理器保留区(DMA管理器1-1至DMA管理器1-10)中和导出区中的管理器保留区(DMA管理器2-1至DMA管理器2-10)中。这些DMA以两个DMA(DMA1、DMA2)放入导入区并且两个DMA(DMA3、DMA4)放导出区的方式来排列。
存在100个DMA组。每个DMA组由DMA1、DMA2、DMA3、和DMA4构成。在这些DMA组中，使用DMA#1至DMA#100。如果当前使用的DMA组(当前DMA组)被检测为缺陷DMA组，则用下一DMA组来替换该DMA组。由DMA管理器来示出当前使用的DMA组。存在10个DMA管理器组。每个DMA管理器组由DMA管理器1和DMA管理器2构成。在每个DMA管理器组中，使用DMA管理器组#1至DMA管理器组#10。如果已经在当前正在使用的DMA管理器组中的任一DMA管理器中检测到缺陷，则用下一DMA管理器组来替换该DMA管理器组。
两个保留物理段块在DMA1和DMA2之后。这对于DMA3和DMA4同样有效。每一DMA中的被称作DDS/PDL物理段块的第一物理段块包括盘定义结构(DDS)和主要缺陷列表(PDL)。被称作SDL物理段块的第二物理段块包括次要缺陷列表(SDL)。四个DMA具有相同的内容。
在初始化的盘中，每一DMA包括以下内容。每一DDS/PDL物理段块的第一物理扇区包括DDS。稍后将描述DDS。每一DDS/PDL物理段块的第二物理扇区是PDL的第一物理扇区。每一SDL物理段块的第一物理扇区是SDL的第一物理扇区。由包括在每一列表中的条目的数量来确定SDL和PDL每一个的长度。
图163示出了DMA的转移。如图163所示，四个DMA同时转移。与DMA分开转移的情况相比较，四个DMA的同时转移不需要DMA之间的物理距离增加。这防止了访问能力退化。另外，当出现系统故障时，将会容易地进行恢复。
在初始状态下，使用独立的DMA(DMA1、DMA2、DMA3、DMA4)的开始(第一)DMA保留区(DMA组#1-1、DMA组#2-1、DMA组#3-1、DMA组#4-1)。如果独立DMA中的开始DMA保留区(DMA组#1-1、DMA组#2-1、DMA组#3-1、DMA组#4-1)中的一个或多个对应于缺陷区，则把缺陷管理信息转移到独立DMA中的第二DMA保留区(DMA组#1-2、DMA组#2-2、DMA组#3-2、DMA组#4-2)。类似地，将缺陷管理信息转移到后面的DMA保留区中。其后，在把缺陷管理信息转移到独立DMA中的第N个DMA保留区(DMA组#1-N、DMA组#2-N、DMA组#3-N、DMA组#4-N)之后，禁止记录操作。其后，把该介质用作只再现介质。
图164示出了DMA管理器的转移。当DMA转移时，DMA管理器转移。具体地讲，在初始状态下，最新的DMA管理器被存储在独立管理器存储区(Man1、Man2)的开始(第一)管理器保留区(DMA_Man#1-1、DMA_Man#2-1)中。如果独立管理器存储区中的开始(第一)管理器保留区(DMA_Man#1-1、DMA_Man#2-1)中的一个或多个对应于缺陷区，则DMA管理器被转移到独立管理器存储区中的第二管理器保留区(DMA_Man#1-2、DMA_Man #2-2)中。类似地，将DMA管理器转移到后面的管理器保留区中。其后，在把DMA管理器转移到独立管理器存储区中的第N个管理器保留区(DMA_Man#1-N、DMA_Man#2-N)中之后，禁止记录操作。
图165示出了每一DMA的条件。一旦已经确定DMA保留区对应于缺陷区，则其将正常继续对应于缺陷区。然而，当发生由于沾上污垢等导致确定了DMA保留区对应于缺陷区时，其后，其可确定DMA保留区部对应于缺陷区。即，即使一旦确定DMA保留区对应于缺陷区，其后也可正确地读取数据。
一般而言，如果第一DMA保留区对应于缺陷区，则将把将把缺陷管理信息转移到第一DMA保留区之后的第二DMA保留区。然而，如果由于某些原因导致第一DMA保留区对应于缺陷区，则可把缺陷管理信息转移到第三或第四DMA保留区。在此情况下，第二DMA保留区处在保留状态下。即，第二DMA保留区被确定为空白。具体地讲，在正常状态下，可从当前正在使用的DMA保留区中正确地读取缺陷管理信息。然而，在异常状态下，存在当前正在使用的DMA保留区对应于缺陷区或为空白的情况。错误确定缺陷区将会导致DMA保留区的无用转移。因此，不能只根据读取的状态来确定DMA保留区的状态。
图166示出了正常的DMA保留区的状态。例如，如图166所示，可考虑情况1至情况5。如上所述，DMA包括多个DMA保留区。在它们中，开始DMA保留区(DMA组#1-1、DMA组#2-1、DMA组#3-1、DMA组#4-1)被称作“头”，最后DMA保留区(DMA组#1-N、DMA组#2-N、DMA组#3-N、DMA组#4-N)被称作“尾”，并且开始DMA保留区和最后DMA保留区之间的DMA保留区被称作“体”。
情况1是未格式化的信息存储介质。具体地讲，对应于“头”、“体”、和“尾”的全部DMA保留区处在保留状态下。
情况2是初始化的信息存储介质。具体地讲，当前正在使用对应于“头”的DMA保留区，并且对应于“体”和“尾”的DMA保留区处在保留状态下。
情况3是称作出现了DMA转移的状态的信息存储介质。具体地讲，对应于“头”的DMA保留区是缺陷区，对应于“体”的DMA保留区是当前正在使用的DMA保留区，并且超过了当前正在使用的DMA保留区的DMA保留区处在保留状态下。
情况4是最新状态下的信息存储介质。具体地讲，对应于“头”和“体”的DMA保留区是缺陷区。对应于“尾”的DMA保留区是当前正在使用的区。
情况5是根本不能使用的信息存储介质。具体地讲，对应于“头”、“体”、和“尾”的全部DMA保留区是缺陷区。
为了容易地识别保留状态，指示保留状态的标识符可被存储在保留区中。
图156所示的本发明的信息记录和再现设备(主控制部分20)支持查表方法和渐增法二者作为用于搜索当前正在使用的DMA的方法。即，本发明的信息存储介质使用了可应用查表方法和渐增法二者的混合搜索格式(HSF)。一般而言，主控制部分20通过查表方法来搜索当前正在使用的DMA。查表方法根据DMA管理器搜索当前正在使用的DMA。DMA管理器应该不能被读取，主控制部分20通过渐增法来搜索当前正在使用的DMA。渐增法将要一个接一个的查验包括在DMA中的全部DMA保留区，以搜索当前正在使用的DMA。即，渐增法被用作查表方法的恢复。
如图165所示，如果仅通过渐增法来搜索当前正在使用的DMA保留区，则可能错误地确定当前正在使用的DMA保留区。图167是用于说明错误地确定异常状态下的DMA保留区的情况的示图。例如，可能存在这样的情况，即，存储在第一(开始)DMA保留区中的缺陷管理信息被转移到第二DMA保留区以外的第(2+α)个DMA保留区。正确地说，存储在第一DMA保留区中的缺陷管理信息应该被转移到第二DMA保留区。然而，如果由于诸如第二DMA保留区的地址中的错误之类的缺陷导致不能使用第二DMA保留区，则使用第二DMA区以外的第(2+α)个DMA保留区。然而，如果在转移之后已经从例如第一(开始)DMA保留区中读取了缺陷管理信息，则错误地确定了现在正在使用第一(开始)DMA区。为了防止这种错误确定，则必须用足够的余量确定何时用渐增法来进行搜索，这花费了时间进行确定。为了克服该问题，本发明的信息记录和再现设备把优先权给予能够高速搜索的查表方法，并且仅当不能通过查表方法找到当前正在使用的DMA保留区时，才通过渐增法进行搜索。
图170示出了由于替换处理而需要被重写的区。例如，当发现用户区的特定区对应于缺陷区时，要被记录在该特定区中的信息被记录到用于替换的备用区中。结果，特定区(或被替换区)的地址和备用区(或替换区)的地址被作为缺陷管理信息记录到每一DMA(DMA1至DMA4)的第k个DMA区中。当出现DMA转移时，重写DMA管理器。因此，DMA管理器的重写频率很低。
图173是用于给出更新DMA的处理的概要的流程图。如图173所示，首先，图156的信息记录和再现设备的主控制部分20通过查表方法来搜索当前正在使用的DMA(ST101)。具体地讲，如果能够从最新的DMA管理器读取表示当前正在使用的DMA保留区的位置信息，则主控制部分20可找到当前正在使用的DMA(ST102中为“是”)。如果不能通过查表方法读取表示当前正在使用的DMA保留区的位置信息(ST102中为“否”)，则主控制部分20通过渐增法来搜索当前正在使用的DMA保留区的位置信息(ST103)。如果不能通过渐增法找到当前正在使用的DMA(ST104中为“否”)，则DMA更新处理不成功(ST105)。
如果已经找到当前正在使用的DMA(ST102中为“是”)(ST104中为“是”)，则主控制部分20确定当前正在使用的DMA保留区的转移是否必须(ST116)。当当前正在使用的DMA保留区对应于缺陷区时，主控制部分20确定当前正在使用的DMA保留区的转移是必须的(ST106中为“是”)。
如果转移不是必须的(ST106中为“否”)，则作为替换处理的结果，主控制部分20更新存储在当前正在使用的DMA保留区中的缺陷管理信息(ST108)。如果转移是必须的(ST106中为“是”)，则主控制部分20把存储在当前正在使用的DMA保留区中的缺陷管理信息复制到新的DMA保留区(或下一DMA保留区)中(ST107)，并且作为替换处理的结果进一步更新缺陷管理信息(ST108)。
如图174是用于给出更新DMA管理器的处理的概要的流程图。首先，主控制部分20确定当前DMA管理器的转移是否必须(ST111)。如果存储了当前正在使用的DMA管理器的管理器保留区对应于缺陷区，则主控制部分20确定当前正在使用的DMA管理器的转移是必须的(ST111中为“是”)。如果转移是必须的(ST111中为“是”)，则主控制部分20把当前正在使用的DMA管理器复制到新的管理器保留区(或下一管理器保留区)中(ST112)。如果已经执行了DMA的转移(ST113中为“是”)，则作为DMA转移的结果，主控制部分20更新DMA管理器(ST114)。
图175是给出基于DMA的再现处理的概要的流程图。如图175所示，首先，图156所示的信息记录和再现设备的主控制部分20通过查表方法来搜索当前正在使用的DMA保留区(ST121)。即，如果从最新的DMA管理器中读取了指示当前正在使用的DMA保留区的位置信息，则这使得找到当前正在使用的DMA保留区成为可能(ST122中为“是”)。如果不能通过查表方法找到当前正在使用的DMA保留区(ST122中为“否”)，则信息记录和再现设备的主控制部分20通过渐增法来搜索当前正在使用的DMA保留区(ST123)。如果不能通过渐增法找到当前正在使用的DMA保留区(ST124中为“否”)，则再现处理不成功(ST125)。
如果已经找到当前正在使用的DMA保留区(ST122中为“是”)(ST124中为“是”)，则主控制部分20执行再现控制，从而从当前正在使用的DMA保留区读取缺陷管理信息(ST126)。根据缺陷管理信息，再现记录在用户区的用户数据(ST127)。
在此，将使用图34至38来说明由64KB构成的ECC块。记录在现有DVD-RAM上的一个ECC块由32KB构成。为了实现比现有DVD-RAM的记录密度更高的记录密度，将说明由64KB构成的ECC块。
一个ECC块由32个连续加扰帧构成。在一个ECC块中。在垂直方向上排列192行+16行，并且在水平方向上排列(172+10)×2列。B0、B1、0的每一个是1个字节。PO和PI是纠错码。PO是外奇偶性，PI是内奇偶性。
在ECC块中，(6行×172字节)的单位被看作一个加扰帧。即，一个ECC块由32个连续加扰帧构成。而且，(一个182字节×207字节的块)被看作一对。可用L来标记左侧ECC块中的加扰帧的每一编号，并且可用R来标记右侧ECC块中的加扰帧的每一编号。其后，在左侧块中，右侧和左侧的加扰帧交替存在，并且在右侧块中同样，右侧和左侧的加扰帧交替存在。
具体地讲，一个ECC块由32个连续加扰帧构成。用右半边的行来替换奇数编号的扇区的左半边的独立的行。等于172字节×12行×32加扰帧的172×2字节×192行生成信息字段。把16字节PO加到172×2列中每一个，以创建用于RS(208，192，17)的外码。另外，把10字节PI(RS(182，172，11))加到右侧和左侧块的每一个中的208×2行的每一行中。PI也被加到PO的行。
帧中的编号表示加扰帧编号。后缀R和L指的是加扰帧的右半边和左半边。PO和PI是在以下过程中创建的。
首先，16字节Bi，j(i＝192至207)被加到列j(j＝0至171和j＝182至353)。使用多项式Rj(X)来限定Bi，j。使用多项式Rj(X)来限定Bi，j。使用多项式Rj(X)来把外码RS(208，192，17)转换为172×2列中的每一个。
接下来，把10字节的Bi，j(i＝172至181和j＝354至363)添加到行i(i＝0至207)。使用多项式Ri(X)来限定Bi，j。使用多项式Ri(X)来把内码RS(182，172，11)转换为(108×2)/2行中的每一个。
在该ECC块中，外奇偶性(PO)在右侧块和左侧块每一个中交织。Bi，j，每一B矩阵的一个元素，构成208行×182×2列。以使用Bm，n来重排列Bi，j的方式来使得B矩阵在行之间交错。
结果，16个奇偶行逐行分布。即，为每两个记录帧提供16个奇偶行。因此，由12行构成的记录帧导致12行+1行。在使这些行交错之后，13行×182字节作为记录帧。因此，被行交错的ECC块包括32个记录帧。在一个记录帧中，在右侧块和左侧块中存在六行。而且，以下面的方式来放置PO，即，以PO位于左侧块(182×208字节)中的位置的并且位于右侧块(182×208字节)中的不同位置的方式。在附图中，示出了一个完整的ECC块。然而，当再现数据时，这些ECC块连续到达纠错处理部分。为了提高纠错处理的纠错能力，使用交错方法。
在记录了的数据字段(偶数编号的字段和奇数编号的字段)中，在偶数编号的字段和奇数编号的字段的每一个中的最后两个同步帧(即，最后的SYNC码SY3和正好在SY3之后的同步数据、以及SYNC码SY1和正好在SY1之后的同步数据)中的同步数据区中插入PO(奇偶性外)的信息。
具体地讲，左侧PO的一部分被插入到记录进了的偶数编号的数据字段中的最后两个同步帧中，并且右侧PO的一部分被插入到记录进了的奇数编号的数据字段中的最后两个同步帧中。一个ECC块由右侧和左侧小ECC块构成。扇区之间交替不同的PO组的有关数据(PO是属于左侧的小ECC块还是右侧的小ECC块)被插入。
图176示出了DDS的构造。DDS是具有一个物理扇区长度的表。DDS示出了格式化的盘的构造。在格式化的最后阶段中在每一DMA中的第一物理扇区中记录DDS。
该DDS包括DDS标识符、盘认证标志、DDS/PDL更新计数器、组号、带号、主备用区的位置、LSN0的位置、和每一带的开始LSN(逻辑扇区号)。该盘认证标志包括进行中标志、用户认证标志、和盘制造商认证标志。如果进行中标志为“0”，则这意味着已经进行了格式化。如果进行中标志为“1”，则这意味着正在进行中。如果用户认证标志为“0”，则这意味着用户尚未认证该盘。如果用户认证标志为“1”，则这意味着用户已经认证该盘至少一次。如果盘制造商认证标志为“0”，则这意味着制造商尚未认证该盘。如果盘制造商认证标志为“1”，则这意味着制造商已经认证该盘至少一次。
DDS/PDL更新计数器对DDS/PDL物理段块被更新和重写的总次数进行计数。DDS/PDL更新计数器被设置为0作为初始值，并且每当被重写或更新时就加1。当已经进行了格式化时，DDS/PDL物理段块的计数器和SDL物理段块的计数器具有相同的计数。组号被设置为000h。带号被设置为0013h(19个带)。
主要备用区的位置具有如图176的(b)所示的格式。在b32-b55中写入了主要备用区中的第一物理扇区的物理扇区号。在b0-b23中写入了主要备用区中的最后的物理扇区的物理扇区号。
在LSN0的位置的字段中，写入第一逻辑扇区的物理扇区号。在每一带的开始LSN(逻辑扇区号)的字段中，在四个字节中写入每一带的开始逻辑扇区号。
接下来，将要说明缺陷管理中的备用物理段块。根据缺陷管理，必须用良好的物理段块来替换数据区中的缺陷物理段块。该盘在带0中具有这样的备用区。该盘可在带18中具有可扩展辅助备用区。主要备用区中的备用物理段块的数量是2300。辅助备用区中的备用物理段块的最大数量是7104。辅助备用区中的备用物理段块的数量是32个物理段块的倍数。辅助备用区可向着数据区的开始扩展。
通过滑动替换算法、线性替换算法、或物理段块跳跃替换算法来处理缺陷物理段块。PDL和SDL中所列的条目的总数满足以下要求：
1≤SPDL≤31，1≤SSDL≤31
SPDL＝<((EPDL×4+4)+2047))/2048>
SSDL＝<((ESDL×8+24)+2047))/2048>
其中，
SPDL是用于保证PDL条目的物理扇区的数量，
SSDL是用于保证SDL条目的物理扇区的数量，
EPDL是PDL中的条目数量，并且
ESDL是SDL中的条目数量。
在此<P>指的是不大于P的最大整数。
以下，将概述上述次要缺陷管理方法所提供的操作优点。
例如，假设本发明的信息存储介质可被改写1000次。在该信息存储介质中，实现了登记10000条缺陷管理信息。在此情况下，如果DMA被每1000次转移一次，则计算示出10(＝10000/1000)次转移将使得10000条缺陷管理信息能够被登记。即，使得DMA可替实现改写特性的缺点能够被克服。
在已有技术中，对DMA自身进行缺陷管理。因此，当重写缺陷管理信息的次数变为大于能够重复进行记录的次数时，这导致了一个问题：实践中不能进行足够的缺陷管理。例如，在仅能改写大约1000次的信息存储介质的情况下，缺陷管理信息改写超过1000次可能使得DMA自身产生缺陷。市场上的某些信息存储介质质量很差。在这样的低质量介质中，改写数据大约100次可能会使得块产生缺陷，并且由于介质的一部分出现缺陷导致整个介质也许不能被使用。
通过如下所述的第二缺陷管理方法，能够改写大约1000次的信息存储介质的性能能够被显著改善。
·目标
最大OW次数：100,000
·先决条件
单一DMA的OW限制：1,000
·解决方案
转移的多个DMA
DMA的数量：100,000/1,000＝100组
4个相同的DMA
根据本发明的缺陷管理，能够改写大约1000次的信息存储介质的改写特性能够被明显改善。例如，介质能够被改写大约100,000次。这等于DVD-RAM可被改写的次数。用新区替换已被改写1000次的区。在计算中，仅必须准备100000/1000＝100组DMA保留区。该介质具有100组DMA保留区，即使该介质仅能够被改写1000次，这100组DMA保留区也将保证与允许改写数据大约100,000次的介质相同的性能。而且，例如，该介质总共具有内容相同的四个DMA，两个在导入区，两个在导出区。即使不能从某一DMA读取信息，这也将使得适当的缺陷管理能够被继续。具体地讲，该介质具有同时可用的多个DMA，并且当DMA之一退化时，缺陷管理信息被移动到新的DMA保留区。这将使得有可能提高DMA保护自身免受缺陷影响的能力。例如，当四个DMA同时排列在介质上时，每一DMA具有100个DMA保留区。即，在该介质上，仅必须准备总共400个DMA保留区。
上述发明可被应用于两层结构的光盘。在两层结构的情况下，能够把当前DVD视频记录在第一层或第二层上，并且把高密度DVD视频(以下称作HD-DVD)记录在第二层或第一层上。这种在各个层中具有不同格式的盘被称作孪生格式盘。
图177示出了HD-DVD的烧录区的格式。这里，在书型(booktype)和盘型区中，尤其在盘型区中，描述了孪生格式盘标志。
在书型区中，在可重写盘的情况下描述了0101b。同时，在孪生格式盘标志中，在孪生格式以外的格式中描述了0b。
而且，在以上解释中，存在关于DMA的DMA1 & DMA2、DMA3& DMA4，并且它们被称作缺陷管理区。然而，它们也可被称作缺陷管理带。即，图12中的DMA1 & DMA2、DMA3 & DMA4中的每一个被称作缺陷管理带。
下面将更详细地说明DMA管理器。
图178示出了缺陷管理带的整个图像。DMA管理器是示出当前DMA组的位置的信息。而且，DMA包括主要缺陷组、次要缺陷组等。
图179示出了尤其在数据导入区中的DMA管理器的详细结构。
DMA管理器包括DMA的信息，例如，当前DMA的位置等。每一DMA管理器的长度是一个PS块。与图159中的DMA管理器相比较，保证了DMA管理器更新计数器的区。DMA管理器更新计数器指定了更新DMA管理器的处理的总次数。在初始化时，该字段被设置为“0”。每当更新DMA管理器时，该计数器就加1。
DMA和DMA管理器之间的边界如图162所示。
每一DMA的第一PS块被称作DDS/PDL PS块，并且包括盘定义结构和主要缺陷列表。每一DMA的第二PS块被称作SDL PS块，并且包括次要缺陷列表(SDL)。四个DMA的计数器彼此相同。
在初始化盘之后的每一DMA管理器组处在以下状态。
在每一DMA管理器中第一可用DMA管理器组具有1024个DMA管理器单元，并且其被称作当前DMA组。DMA管理器单元具有标识符，并且具有将被设置为0的DMA管理器更新计数器。DMA管理器单元还具有当前DMA(图179中的DMA1、DMA2、DMA3、和DMA4)的每一第一PSN。
用“FFh”来填充其它可用DMA管理器组的PS块。用“AAh”来填充缺陷DMA管理器组的PS块，或者保持其中未记录任何内容。
图180示出了有关DMA管理器组的处理示例，当盘被初始化时的情况1的示例和情况2的示例。图180示出了以物理扇区块为单位来替换缺陷DMA管理器的情况。情况2示出了在初始化时已经存在有缺陷的PS块的情况。在此情况下，在早期阶段能够检测到有缺陷的PS块，因此，可减少初始化工作时间的浪费。
盘初始化之后的每一DMA组处在以下状态。
第一可用DMA组必须具有DDS/PDL PS块和SDL PS块。该DMA组被称作当前DMA组，并且其数量由DMA管理器指出。
用“FFh”来填充可用DMA组的PS块。用“AAh”来填充被替换的DMA组之外的有缺陷的DMA组的PS块，或者保持其中未记录任何内容。
图181示出了当盘被初始化时有关DMA组的处理示例。图181示出了以物理扇区块为单位来交换(替换)有缺陷的DMA的情况。这里示出了在初始化时已经存在有缺陷的PS块的示例。在此情况下，在早期阶段能够检测到有缺陷的PS块，因此，可减少初始化工作时间的浪费。关于因为存在缺陷PS块导致其位置被替换的DMA管理器，当前DMA组的位置信息要被改变。
以下示出了盘初始化之后的当前DMA组中的DMA的内容。即，PS块的第一物理扇区包括盘定义结构信息(DDS)。每一DDS/PDLPS块的第二物理扇区是用于PDL的第一物理扇区。每一SDL PS块的第一物理扇区是用于SDL的第一物理扇区。
通过每一列表的条目数来确定PDL和SDL的长度。用“FFh”来填充DMA中未使用的物理扇区。用“00h”来填充全部保留的PS块。
在替换之后，每一DMA组处在以下状态。即，在被替换的DMA组中，用“AAh”来填充PDL的最后的物理扇区的未使用字节和DDS/PDL PS块的未使用物理扇区。而且，在新分配的当前DMA组中，用“FFh”来填充PDL的最后的物理扇区的未使用字节和DDS/PDLPS块的未使用物理扇区。
在缺陷管理中，将进一步另外说明备用PS块。
通过将在此稍后说明的缺陷管理方法来用优选的PS块来替换数据区中的缺陷PS块。在使用前形成盘。可利用检验或不用检验进行格式化。该盘具有槽岸的带0中的一个主要备用区。其可具有沟槽的带18中的一个可扩展辅助备用区。
主要备用区的备用PS块的数量是2300。辅助备用区的备用PS块的最大数量是7140。辅助备用区的最大备用PS块是32个PS块的整数倍的数。可在数据区的顶(头部)方向扩展辅助备用区。
通过滑动替换算法来处理缺陷PS块。该算法包括线性替换算法和PS块跳跃算法。PDL和SDL的条目列表的总数满足以下等式。
0≤EPDL≤2300
1≤SSDL≤32
SSDL＝{(EPDL×8+24)+2047}/2048
其中，EPDL表示PDL中的条目的数量，SSDL表示SDL中的条目的数量(保持SDL条目所必须的物理扇区的数量)，并且P表示不大于P的最大整数。
以下将进一步详细说明盘格式化。
在使用前将盘格式化。如果在格式化处理前没有把DMA记录在盘中，该处理被认为是初始化。如果在格式化处理之前把DMA记录在盘上，该处理被认为是重新初始化。
在格式化之后，记录上述缺陷管理带。该数据区由单一组构成。该组包括用户区和备用区。备用区的PS块可被用作缺陷PS块的替换。可通过初始化和重新初始化来进行格式化。这些处理可包括检验缺陷PS块是否被识别和跳过的处理。
全部DDS参数被描述到四个DDS/PDL PS块中。PDL和SDL被记录在四个DMA中。用“00h”来填充每一DMA之后的保留的PS块。
在格式化之后，作为滑动替换的结果排列的任一PS块或任一备用PS块取以下状态之一。
(a)PS块或备用PS块包括ECC构成块的一组32个数据帧。可在重新初始化之前写该数据帧。
(b)PS块或备用PS块是其中未写入任何内容的完整的物理扇区。
(c)PS块或备用PS块包括在检验处理期间写入的从000000h至00001Fh的数据帧号。
在格式化之后，在PDL中，存在三种条目种类，即，存在P列表、G1列表、和G2列表。用每一条目的条目种类来标识这些种类。SDL也可包括条目。
当检验盘时，把该检验应用于用户区和备用区中的全部PS块。如果在检验中找到缺陷PS块，则其被列在PDL的G1列表中，并通过滑动替换算法进行处理。
如果格式化处理包括该检验，或者包括其它数据写入处理，则数据帧号必须从000000h到00001Fh。在检验处理期间，盘认证标志中的进行中字段被设置为1b。该过程允许该系统检测已经在预先格式化中出现的故障的出现。
以下将进一步详细说明初始化。
如果在盘上未记录DMA，则盘需要初始化。在初始化期间，第一可用DMA管理器组被用作当前DMA管理器组。DMA管理器的更新计数器被设置为0。在其它的可用DMA管理器组中，用“FFh”来填充DMA管理器的PS块。对于在写入前被检测为缺陷的DMA管理器组，未写入任何数据。对于在写入后被检测为缺陷的DMA管理器组，必须把“AAh”重写入DMA管理器的PS块。
第一可用DMA管理器组被用作当前DMA管理器组。DDS/PDL更新计数器和SDL更新计数器被设置为0。由盘制造商在初始化时发现的缺陷PS块被列在PDL的P列表中，由盘制造商之外的人在初始化时发现的缺陷PS块被列在PDL的G1列表中。在这两种情况下，不仅用户区的缺陷PS块，而且备用区的缺陷PS块都被列在PDL中。
在其它的可用DMA组中，必须用“FFh”来填充四个DMA中的PS块。
可在初始化时执行检验处理。如果由制造商施加了检验处理，则盘认证标志中的盘制造商认证字段被设置为1b。如果由盘制造商之外的人施加检验处理，则盘认证标志中的用户认证字段被设置为1b。
当在检验期间将被登记到PDL的缺陷PS块的数量超过特定数量时，还未被记录在PDL中的缺陷PS块被登记到SDL。如果在初始化时在主要备用区中未剩余备用PS块，则主要备用区满标志被设置为1。如果在验证期间不存在任一可用备用PS块，则初始化可被认为是错误。
下面将进一步详细说明重新初始化。
当在格式化之前已经将DMA记录在盘上时，格式化被认为重新初始化。对于该重新初始化处理，P列表、DDS/PDL更新计数器、和SDL更新计数器被保护。
重新初始化处理包括以下步骤。
(1)施加验证来从PDL中排除G1列表，和/或把验证施加到此验证期间发现在PDL的G1列表中的新PDL条目的登记
(2)把SDL条目转换为PDL的G1列表
(3)从PDL中排除G2列表，并且排除SDL条目
在处理1中，总是排除PDL的G2列表。在验证期间找到的PS块的结果被登记到PDL的G1列表。该处理并不总是在与写入操作相关联的盘验证中被请求。
图182A示出了数据导出区中的缺陷管理带的位置。
缺陷管理带由DMA管理器y2、DMA3、DMA4、和保留PS块构成。
图182B示出了数据导入区中的盘识别带的示例。该盘识别带具有驱动信息和保留区。在槽岸轨道中的两个PS块中构成驱动信息，并且从槽岸轨道的物理扇区号02CD00h开始。每一项驱动信息的一个PS块的内容都相同。以物理扇区号(PSN)的升序读取或记录驱动信息。
数据区中PS块替换的准则
现在，假设存在PS块的缺陷，并且通过缺陷管理在不包括保护区的数据区中替换PS块。根据将被记录的数据的类型来确定PS块替换的标准。以下是应用于缺陷管理的标准的“示例”。应该使用哪个标准，则必须识别优选的PS块。
示例
WAP错误：通过奇偶校验或物理段号的连续状态来确定WAP错误。
内码错误：在PS块中的左半边/右半边的内码中存在四个或更多错误字节。
滑动替换算法
如PS块具有四个或更多具有WAP错误的物理段，则下一PS块应该被替换。如果PS块中的左半边/右半边包括8个或更多的内码错误，则PS块应该被替换。
缺陷管理带中的PS块的替换的准则
现在，假设存在当前DMA管理器组或当前DMA组的缺陷，并且用缺陷管理区中的下一可用DMA管理器组或DMA组来交换(替换)当前DMA管理器组或当前DMA组。
以下是可应用于DMA管理器组或DMA组的替换的标准的示例。
当当前DMA管理器组被认为有缺陷时，应该用下一可用DMA管理器组来替换当前DMA管理器组。当当前DMA组被认为有缺陷时，应该用下一可用DMA组来替换当前DMA组。再次记录被替换的DMA组，并且应该用“AAh”来填充PDL的最后的物理扇区的未使用字节和DDS/PDL PS块中的未使用物理扇区。之后，被替换的DMA组被识别为旧的DMA组。
可用DMA管理器组或DMA组和缺陷DMA组被定义如下。
可用DMA管理器组或DMA组：存在两种可用DMA管理器组或DMA组。如果紧接在第一次记录之后，DMA管理器组或DMA组至少包括两个可纠正的DMA管理器或DMA，则DMA管理器组或DMA组被认为是可用的一组。如果在两次或多次记录之后DMA管理器组或DMA组包括两个可靠的或两个可纠错DMA管理器或DMA，则DMA管理器组或DMA组被认为是可用的一组。
有缺陷的DMA管理器组或DMA组：有缺陷的DMA管理器组或DMA组是不可用的DMA管理器组或DMA组。如果用“AAh”来填充DMA管理器组或DMA组的全部字节，或者如果其中未写入任何内容，则DMA管理器组或DMA组被认为有缺陷。
可靠的DMA管理器或DMA和可纠正的DMA管理器或DMA被定义如下。
可靠的DMA管理器或DMA：如果在DMA管理器或DMA的PS块中，左半边/右半边中有7个或更少的内码错误，并且先前的PS块伴随WAP错误并且包括三个或更少物理段，则DMA管理器或DMA是可靠的。
可纠正的DMA管理器或DMA：如果通过ECC系统可纠正DMA管理器或DMA中记录的数据，并且先前的PS块可被访问，则DMA管理器或DMA被认为是可纠正的一个。
下面将进一步详细说明缺陷管理过程。
通过包括控制部分的驱动器单元，执行PS块的替换，并且使用缺陷管理带。
盘确定
盘是否良好取决于以下项。
(1)写禁止盘
(2)控制数据信息
(3)DMA中的错误PS块的数量和排列
(4)DMA组更新禁止
(5)数据区的缺陷PS块的数量
(6)DDS信息
(7)具有外壳或不具有外壳的盘
在两种情况下，盘确定的方法和标准可能不同。关于这两种情况，情况A是格式化(初始化或重新初始化)盘的瞬间。情况B是将信息写到数据区或从数据区读取信息的瞬间。
在基于上述(1)写禁止盘的处理的情况下，由驱动器单元检测写禁止孔，并且实现写禁止。在情况A下，驱动器单元不执行格式化。在情况B下，驱动器单元可把数据写入驱动测试带。驱动器单元不改变未更新SDL的DMA。
在基于上述(2)控制数据信息的处理的情况下，驱动器单元至少查验控制数据部分中记录的物理格式信息的0至BP 32的块位置(BP)。
在基于上述(3)在DMA中的错误的PS块的数量和排列的处理的情况下，查验在DMA中的错误的PS块的数量和排列。
在格式化之前查验当前DMA组
(3-1)驱动器单元查验是否存在DDS/PDL PS块和SDL PS块的至少一个优选组。可从一个DMA形成DDS/PDL PS块的优选组，并且可从另一DMA形成SDL PS块。
如果DDS/PDL PS块中的DDS/PDL更新计数器的最大值不等SDL PS块中的SDL更新计数器的最大值，则不存在优选的对(组)。不存在优选的对(组)时，格式化被认为是初始化。
当满足了以下全部条件时，认为存在优选的对(组)。
a)可基于ECC纠正物理段中的全部数据。
b)DDS标识符是0A0Ah。
c)每一PS块中的DDS/PDL更新计数器的值相等。
(3-2)当存在上述两个或更多优选的组，并且内容彼此不一致时，应该使用具有DDS/PDL更新计数器中的最大值的优选的组。
(3-3)当存在具有DDS/PDL更新计数器中的相同值而具有SDL更新计数器的不同值的DDS/PDL PS块和SDL PS块的两个或更多优选的组时，具有SDL PS块中的SDL更新计数器的最大值的组应该被用作优选的组。
(3-4)驱动器单元查验优选的DDS中的盘认证标志的进行中字段是否是0B。如果该标志是1b，则应该对检验进行格式化。
在格式化之后查验当前DMA组
(3-5)驱动器单元应该查验是否满足了当前DMA组至少具有两个优选的DDS/PDL PS块和两个优选的SDL PS块的标准。如果要被用于记录DMA的驱动器存储器中的信息与DDS、PDL和SDL的数据相一致，则DMA是优选的DMA。否则，DMA不是好的DMA。
(3-6)另外，应该在DDS/PDL PS块和SDL PS块中的未使用的物理扇区中描述“FFh”。
在把数据写入数据区或从数据区读取数据之前查验当前DMA组
(3-8)驱动器单元查验是否至少存在DDS/PDL PS块和SDL PS块的一个优选的组。可从一个DMA形成DDS/PDL PS块的优选的组，并且从另一DMA形成SDL PS块的优选的组。
如果DDS/PDL PS块中的DDS/PDL更新计数器的最大值不等于SDL PS块中的DDS/PDL更新计数器的最大值，则不存在优选的对(组)。当不存在优选的对(组)时，该盘是不好的(NG)盘。
当满足了以下全部条件时，认为存在优选的对(组)。
a)可基于ECC纠正物理段中的全部数据。
b)DDS标识符是0A0Ah。
c)每一PS块中的DDS/PDL更新计数器的值相等。
如果不存在优选的DDS/PDL PS块，则该盘是NG。
(3-9)当存在两个或更多上述优选的组，并且内容彼此不一致时，应该使用具有DDS/PDL更新计数器的最大值的优选的组。
(3-10)当存在具有DDS/PDL更新计数器中的相同值而具有SDL更新计数器的不同值的DDS/PDL PS块和SDL PS块的两个或更多优选的组时，具有SDL PS块中的SDL更新计数器的最大值的组应该被用作优选的组。
(3-11)驱动器单元查验优选的DDS/PDL PS块中的盘认证标志的进行中字段。如果该标志是1b，则该盘为NG，并且需要执行格式化。
在更新SDL之后查验当前DMA组
(3-12)驱动器单元查验是否存在两个或更多SDL PS块。如果不存在优选的SDL PS块，则SDL有缺陷。
(3-13)另外，可查验DDS/PDL PS块和SDL PS块中的未使用的物理扇区。
在上述(4)DMA组更新禁止中，执行以下处理。
(4-1)驱动器单元查验是否在更新当前DMA组之前禁止更新DMA。如果在DMA块中不存在优选的DDS/PDL PS块，并且在其它DMA块中不存在优选的SDL PS块，则不应该更新当前DMA组。
当在缺陷管理带中不存在至少具有三个可纠正DMA的未使用DMA组时，为了更新，当前DMA组必须至少具有三个或更多DDS/PDL PS块和SDL PS块的对。
当在缺陷管理带中存在至少具有三个可纠正DMA的未使用DMA组时，为了更新，当前DMA组必须满足上述条件(3-8)至(3-11)。
下面将说明基于(5)在数据区中的缺陷PS块的数量的处理。
驱动器单元根据列在PDL和SDL中的条目的总数是否满足预定要求来确定盘的NG。
下面将说明基于上述(6)DDS信息的处理。当DDS标识符不是0A0Ah时，驱动器单元将错误消息返回主计算机或控制部分。结果，控制部分把错误状态显示在显示器上。
接下来，其后将说明DMA管理器和DMA组的处理。
(a)以下示出了替换DMA管理器和DMA组的标准。即，为了获得临时的当前DMA组号，搜索当前DMA管理器组(该搜索过程如图183所示)。作为DMA管理器数据的状态，存在三种如下状态。
未使用的DMA管理器数据：当对标识符的全部DMA管理器组数据是“FFh”时，其被识别为未使用的(步骤SA1、SA2、SA3、和SA4)。以未使用的DMA数据记录的DMA管理器组被称作未使用的DMA管理器组。
可用的DMA管理器数据：当DMA管理器组多具有一个具有标识符“0010h”的DMA管理器数据、DMA管理器更新计数器、和当前DMA的四个DMA的每个第一PSN时，数据被识别为可用的管理器数据(在步骤SA6中确定)。
当DMA管理器组具有两个优选的DMA管理器数据，并且其内容相同时，数据被识别为可用的DMA管理器数据。
当DMA管理器组具有两个优选的DMA管理器数据，并且它们的更新计数器值不相同(不同)时，包括最大更新计数器值的数据被识别为可用的DMA管理器数据。
不可用的DMA管理器数据：不使用不可用的DMA管理器数据，并且其不是可用的DMA管理器数据。
当前DMA管理器组要被识别为至少包括可用的DMA管理器数据的当前DMA管理器组。如果未发现可用的DMA管理器数据，则当前DMA管理器组应该被确定和更新如下。
当可用的DMA管理器组的数量小于未使用的DMA管理器组的数量时，最新的DMA管理器组被认为是可用的当前DMA管理器组(步骤SA6和SA7)。当不可用的DMA管理器组的数量小于未使用的DMA管理器组的数量时，第一个未使用的DMA管理器组被认为是可用的当前DMA管理器组(步骤SA6和SA7)。
如果未发现未使用的DMA管理器组，则最新的DMA管理器组被认为是可用的当前DMA管理器组(步骤SA6和SA8)。
在图183中，步骤SA3、SA4、SA5和SA9组成的环路是用于查验第一到第十(#x-10)DMA管理器的路线。在从步骤SA4或SA5移位到步骤SA6的情况下，执行可用的DMA管理器组的检测。
(b)搜索当前DMA组的处理如下所示。即，通过图184所示的过程来搜索当前DMA组。由包括之前的控制部分的驱动器单元来执行该搜索处理。作为DMA组，存在以下三种状态。它们是未使用的DMA组、已使用的DMA组、和旧DMA组。
未使用的DMA组：未使用的DMA组至少包括一个可纠正的(可修复的)DMA，并且全部可纠正的DMA都用“FFh”来填充DDS标识符、PDL标识符、和SDL标识符。
已使用的DMA组：已使用的DMA组包括至少一个可纠正的DMA，并且该DMA所属的DMA组不是未使用的DMA组。
旧的DMA组：旧的DMA组如同已使用的DMA组。用“AAh”来填充PDL的最后的物理扇区的未使用的字节和DDS/PDL PS块的未使用的物理扇区。
如图184所示，从临时的当前DMA组读取DMA数据，并且进行查验。通过该查验结果，确定DMA组是未使用的还是已使用的。如果其为已使用的，则搜索未使用的DMA组。如果发现未使用的DMA组，则停止搜索。接下来，确定是否存在已使用的DMA组，并且如果存在一个已使用的DMA组，则最新的已使用的DMA组被设置为当前DMA组，并且如果不存在一个已使用的DMA组，则确定为NG。
如果在搜索之前的未使用的DMA组时未发现未使用的DMA组，则下一DMA是当前DMA组。
首先，确定DMA组是已使用的还是未使用的，并且如果其为未使用的，则查验DMA组的号。如果DMA组号是0(DMA组不存在)，则其为NG，并且如果其不是0，则进行搜索以确定是否存在已使用的DMA组。如果发现已使用的DMA组，则首先发现的已使用的DMA组是当前的DMA组，并且如果未发现已使用的DMA组，则其为NG。
(c)更新当前DMA管理器组的处理：当交换DMA组时，执行更新当前DMA管理器组的处理。当存在每一更新处理时，DMA管理器更新计数器被递增。
图185示出了更新DMA管理器组的过程。该处理具有由包括之前的控制部分的驱动器单元执行的内容。当执行了当前DMA管理器组的更新时，读取记录的当前DMA管理器组，并且确定当前DMA管理器组是可用还是不可用。
如果其可用，则查验DMA管理器数据，并且查验当前DMA管理器组的数据是否等于记录的当前DMA管理器组的数据。如果在此相同，则处理结束，但是如果不同，则执行对当前DMA管理器组的更新。
之前，确定当前DMA管理器组是可用还是不可用。如果在该步骤中为不可用，则确定是否剩有可用的DMA管理器组。如果剩有可用的DMA管理器组，则执行交换当前DMA管理器组的处理，并且执行对当前DMA管理器组的更新。
(d)更新当前DMA组的处理如下。当重新初始化时，执行更新当前DMA组的处理，执行SDL更新处理或DMA组交换处理。在未进行重新初始化的情况下执行DMA组更新处理之前，查验是否允许当前DMA组更新。执行该更新处理以便满足图186所示的标准。该处理为由包括控制部分的驱动器单元来执行的内容。
在图186中，首先，确定是否禁止当前DMA组的更新。如果禁止，则当前DMA组为NG，并且如果不禁止，则执行更新当前DMA组的处理。读取记录的当前DMA组。
确定当前DMA组可用还是不可用。如果可用，则查验DMA数据，并且确定当前DMA数据是否满足标准。该标准如前所述。如果当前DMA数据不满足该标准，则执行更新当前DMA组的处理。
在确定当前DMA组可用还是不可用时，如果其不可用，则确定是否剩有可用的DMA组。如果剩有可用的DMA组，则执行交换当前DMA管理器组的处理，并且执行对当前DMA管理器组的更新。
接下来，之后将说明初始化之后当前DMA组的每一DMA组的内容。
初始化之后的当前DMA组的每一DMA组的内容如下所述。
(1)该内容具有PDL。该PDL具有块位置PB0至PB3中的头部，并且具有缺陷PS块的信息。如果不存在缺陷PS块，则不记录信息，并且PB4至PB2047被设为“FFh”。
(2)对于DDS、PDL和DMA的第32物理扇区的第一PS块之外的PS块，可记录“FFh”。
(3)该内容具有SDL。SDL具有PB0至PB223的头部、缺陷PS块的信息、和它们的替换PS块的信息。仅当全部缺陷PS块不能被登记到PDL中时，缺陷PS可列到SDL中。当SDL中不存在缺陷PS块时，不记录信息，并且“FFh”被设置到PB24至PB2047。
(4)对于SDL和DAMA的第32物理扇区的第二PS块之外的PS块，可记录“FFh”。
(5)对于其后的每一DMA的相反的PS块，描述了“00h”。
P列表在发货之前由盘制造商确定。P列表在不进行改变的情况下保留，但是，在除了P列表被添加或删除的情况之外的情况下，条目次序可改变。
接下来，将要说明滑动替换处理的算法。必须用第一优选的物理段块来替换PDL中登记的缺陷部分物理段块。此时，出现一个物理段块到数据区的头部的滑动。此时，还交换对物理扇区的逻辑扇区号(LSN)的分配。该物理段块包括32个物理扇区，并且每一物理扇区具有物理扇区号。因此，存在这样的关系，即，物理扇区数量＝物理扇区块的数量×32(k＝0，1，2，...，31)。
图187示出了带中使用的第一LSN的计算的示例、以及用于计算LSN＝0的物理扇区号的处理。该带中的最后的LSN为X，不包括保护区的带中的PS块的总数是Y，并且属于该带的PDL条目的数量是Z。根据X+(-Y+Z)×32+1已知用于该带的第一LSN。关于LSN＝0的物理扇区号，当PDL条目的总数为X时，(04 1F80h-X×32)变为PSN。
接下来，将要附加说明二进制码和格雷码、格雷码改变的位的位置和沟槽之间的相互关系。
在第N和第(N+1)格雷码之间、或在第N和第(N-1)格雷码之间存在一位的差值。N是自然数。该差值位被称为改变的位。改变的位的位置可被获得如下。
现在，参照图188、189和190来进行说明。在此，bm是在二进制码中从LSB开始的第m个位，并且gm是在格雷码中从LSB开始的第m个位。
当bm在沟槽轨道中是LSB1b时，槽岸轨道的gm是第N和第(N+1)个格雷码之间的改变的位(在图189中，示出了X标记)。当在槽岸轨道中bm是LSB0b时，沟槽轨道的gm是第N和第(N-1)个格雷码之间的改变的位(在图189中，示出了X标记)。
图190A和190B示出了在改变的位(不确定位)位置中沟槽宽度如何物理改变。在沟槽切口，在改变的位的位置摆动变得不规律。这是因为摆动相位在沟槽壁的两侧不同。在改变的位的位置调制沟槽宽度。在从NPW至1PW期间，沟槽宽度从窄状态改变到宽状态。在从1PW至NPW期间，沟槽宽度从宽状态改变到窄状态。
图191示出了有关物理格式信息和RW物理格式的实施例的例子。字节位置(BP)0至字节位置(BP)519与如图141所述的内容相同。在图中省略了BP520及其后的具体数值，因此，另外进行说明。
BP514：这指定了槽岸轨道中的导出方面的偏置功率2。例如，描述了0000 0001b，并且其指示0.1mW。
BP515：这是槽岸轨道中的偏置功率3。例如，描述了0000 0001b，并且其指示0.1mW。
BP516：这是槽岸轨道的第一脉冲结束时间(TEPF)。例如，描述了0011 0000b，并且其指示23.1ns(48T/32)。
BP517：这是槽岸轨道的多脉冲间隔(TMP)，并且，当例如其中描述了000 0000b时，其是7.7ns(0.5T)。
在此，还描述了有关激光点的扫描方向的信息。当其处在与另一扫描方向相同方向时，描述了0b，并且在相反的情况下，描述了1b。因此，必须根据用于使用的扫描方向来纠正多脉冲间隔。
BP518：这是槽岸轨道的激光脉冲开始时间(TSLP)。例如，描述了000 0000b，并且其指示0ns。
在此，还描述了有关激光点的扫描方向的信息。当其处在与另一扫描方向相同方向时，描述了0b，并且在相反的情况下，描述了1b。因此，必须根据用于使用的扫描方向来纠正多脉冲间隔。
BP519：这是针对2T标记的槽岸轨道中的偏置功率2的间隔(TLC)。例如，描述了0001 0000b，并且其指示7.7ns(16T/32)。
BP520：这是针对3T标记的槽岸轨道中的偏置功率2的间隔(TLC)。例如，描述了0001 0000b，并且其指示7.7ns(16T/32)。
BP521：这是针对＞4T标记的槽岸轨道中的偏置功率2的间隔(TLC)。例如，描述了0001 0000b，并且其指示7.7ns(16T/32)。
BP522：这是针对2T标记和针对读取2T间隔的槽岸轨道的第一脉冲开始时间(TSFP)。例如，描述了010 0000b，并且其指示15.4ns(32T/32)。
在此，还描述了有关激光点的扫描方向的信息。当其处在与另一扫描方向相同方向时，描述了0b，并且在相反的情况下，描述了1b。因此，必须根据用于使用的扫描方向来校正开始时间。
BP523：这是针对3T标记和针对读取2T间隔的槽岸轨道的第一脉冲开始时间(TSFP)。例如，描述了010 0000b，并且其指示15.4ns(32T/32)。
在此，还描述了有关激光点的扫描方向的信息。当其处在与另一扫描方向相同方向时，描述了0b，并且在相反的情况下，描述了1b。因此，必须根据用于使用的扫描方向来校正开始时间。
BP524：这是针对＞4T标记和针对读取2T间隔的槽岸轨道的第一脉冲开始时间(TSFP)。例如，描述了010 0000b，并且其指示15.4ns(32T/32)。
在此，还描述了有关激光点的扫描方向的信息。当其处在与另一扫描方向相同方向时，描述了0b，并且在相反的情况下，描述了1b。因此，必须根据用于使用的扫描方向来校正开始时间。
BP525：这是针对2T标记和针对读取3T间隔的槽岸轨道的第一脉冲开始时间(TSFP)。例如，描述了010 0000b，并且其指示15.4ns(32T/32)。
在此，还描述了有关激光点的扫描方向的信息。当其处在与另一扫描方向相同方向时，描述了0b，并且在相反的情况下，描述了1b。因此，必须根据用于使用的扫描方向来校正开始时间。
BP526：这是针对3T标记和针对读取3T间隔的槽岸轨道的第一脉冲开始时间(TSFP)。例如，描述了0100000b，并且其指示15.4ns(32T/32)。
BP527：这是针对＞4T标记和针对读取3T间隔的槽岸轨道的第一脉冲开始时间(TSFP)。例如，描述了010 0000b，并且其指示15.4ns(32T/32)。
BP528：这是针对2T标记和针对读取＞4T间隔的槽岸轨道的第一脉冲开始时间(TSFP)。例如，描述了010 0000b，并且其指示15.4ns(32T/32)。
BP529：这是针对3T标记和针对读取＞4T间隔的槽岸轨道的第一脉冲开始时间(TSFP)。例如，描述了010 0000b，并且其指示15.4ns(32T/32)。
BP530：这是针对＞4T标记和针对读取＞4T间隔的槽岸轨道的第一脉冲开始时间(TSFP)。例如，描述了010 0000b，并且其指示15.4ns(32T/32)。
在有关上述各个时间的块中，还描述了有关激光点的扫描方向的信息。当其处在与另一扫描方向相同方向时，描述了0b，并且在相反的情况下，描述了1b。因此，必须根据用于使用的扫描方向来校正开始时间。
BP531：这是针对2T标记和针对拖尾(trailing)2T间隔的槽岸轨道的最后脉冲结束时间(TELP)。例如，描述了0001 0000b，并且其指示7.7ns(16T/32)。
BP532：这是针对3T标记和针对拖尾2T间隔的槽岸轨道的最后脉冲结束时间(TELP)。例如，描述了0001 0000b，并且其指示7.7ns(16T/32)。
BP533：这是针对＞4T标记和针对拖尾2T间隔的槽岸轨道的最后脉冲结束时间(TELP)。例如，描述了0001 0000b，并且其指示7.7ns(16T/32)。
BP534：这是针对2T标记和针对拖尾3T间隔的槽岸轨道的最后脉冲结束时间(TELP)。例如，描述了0001 0000b，并且其指示7.7ns(16T/32)。
BP535：这是针对3T标记和针对拖尾3T间隔的槽岸轨道的最后脉冲结束时间(TELP)。例如，描述了0001 0000b，并且其指示7.7ns(16T/32)。
BP536：这是针对＞4T标记和针对拖尾3T间隔的槽岸轨道的最后脉冲结束时间(TELP)。例如，描述了0001 0000b，并且其指示7.7ns(16T/32)。
BP537：这是针对2T标记和针对拖尾＞4T间隔的槽岸轨道的最后脉冲结束时间(TELP)。例如，描述了0001 0000b，并且其指示7.7ns(16T/32)。
BP538：这是针对3T标记和针对拖尾＞4T间隔的槽岸轨道的最后脉冲结束时间(TELP)。例如，描述了0001 0000b，并且其指示7.7ns(16T/32)。
BP539：这是针对＞4T标记和针对拖尾＞4T间隔的槽岸轨道的最后脉冲结束时间(TELP)。例如，描述了0001 0000b，并且其指示7.7ns(16T/32)。
对于后面的块位置(BP)542至BP567，对应于上述槽岸轨道信息(BP514至BP539)来描述沟槽轨道的信息。因此，通过用“沟槽轨道”来替换在BP514至BP539中描述的“槽岸轨道”，可获得在BP514至BP539中描述的信息。
在上述发明中，记录介质包括：数据区，用于记录用户数据；数据替换区，被预备确保用于在数据区中出现的缺陷；当前缺陷管理区(DMA)组以及多个未使用DMA组区，该当前缺陷管理区(DMA)组用于记录表示使用该数据替换区的替换处理已被执行的缺陷管理信息，并且该多个未使用的DMA组区用于针对缺陷的出现而预备替换当前DMA组；当前DMA管理器组区以及多个未使用DMA管理器组区，该所述当前DMA管理器组区用于记录表示使用该多个未使用DMA管理器组区的替换处理已被执行的当前DMA管理器组，并且该多个未使用的DMA管理器组区用于针对缺陷的出现而预备替换该当前DMA管理器组；管理器数据区，其描述“FFh”，用于表示在多个未使用的DMA管理器组中的一个是未使用的；以及标识符区，其描述“0010h”，用于表示在该DMA管理器组中的一个可用管理器组。因此，在设备和存储介质两方面，可精确管理缺陷信息和缺陷管理信息。
而且，通过上述标识符、和在未使用的区中的描述数据，可精确地并以高速对未使用的区和可用的区进行搜索。
而且，在本实施例中，获得了以下特征。
(D1)根据本发明的一个方案的信息存储介质是这样的介质，其中，包括数据ID信息的多个记录帧构成ECC块，一个ECC块由多个小ECC块构成，记录帧分布并排列在多个小ECC块中，并且号码为偶数的记录帧中的数据ID和号码为奇数的记录帧中的数据ID分布和排列在分别不同的小ECC块中。
(D2)根据本发明的另一方案的信息再现设备装配有用于使用信息存储介质的装置，其中，包括数据ID信息的多个记录帧构成ECC块，一个ECC块由多个小ECC块构成，记录帧分布并排列在多个小ECC块中，并且号码为偶数的记录帧中的数据ID和号码为奇数的记录帧中的数据ID分布和排列在分别不同的小ECC块中，该装置用于再现ECC块和执行纠错处理。
(D3)根据本发明的另一方案的信息记录方法是这样的方法，在该方法中，使用一种信息存储介质，在该信息存储介质中，包括数据ID信息的多个记录帧构成ECC块，一个ECC块由多个小ECC块构成，记录帧分布并排列在多个小ECC块中，并且号码为偶数的记录帧中的数据ID和号码为奇数的记录帧中的数据ID分布和排列在分别不同的小ECC块中。
(D4)根据本发明的另一方案的信息再现方法具有使用一种信息存储介质的步骤，在该信息存储介质中，包括数据ID信息的多个记录帧构成ECC块，一个ECC块由多个小ECC块构成，记录帧分布并排列在多个小ECC块中，并且号码为偶数的记录帧中的数据ID和号码为奇数的记录帧中的数据ID分布和排列在分别不同的小ECC块中，从而再现ECC块和执行纠错处理。
(D5)根据本发明的另一方案的信息存储介质具有数据区和导入区，并且可在数据区中设置可扩展记录管理信息区。
(D6)根据本发明的另一方案的信息记录再现设备装配有用于使用一种信息存储介质的装置，所述信息存储介质具有数据区和导入区，并且可在数据区中设置可扩展记录管理信息区，当当前设置的记录管理信息区的空闲空间变为预定量或更小时，该装置在数据区中设置新的记录管理信息区。
(D7)根据本发明的另一方案的信息再现设备装配有用于使用一种信息存储介质的装置，所述信息存储介质具有数据区和导入区，并且可在数据区中设置可扩展记录管理信息区，该装置接连搜索多个记录管理信息区，并且再现最新的记录管理信息。
(D8)根据本发明的另一方案的信息记录方法具有一使用一种信息存储介质的步骤，所述信息存储介质具有数据区和导入区，并且可在数据区中设置可扩展记录管理信息区，当当前设置的记录管理信息区的空闲空间变为预定量或更小时，该步骤在数据区中设置新的记录管理信息区。
(D9)根据本发明的另一方案的信息再现方法具有一使用一种信息存储介质的步骤，所述信息存储介质具有数据区和导入区，并且可在数据区中设置可扩展记录管理信息区，该步骤接连搜索多个记录管理信息区，并且再现最新的记录管理信息。
(D10)一种信息存储介质，包括可重写区，其中，所述可重写区包括用于存储用户数据的用户区、和用于存储控制可重写区上的缺陷区的缺陷管理信息的缺陷管理区，所述缺陷管理区包括第一和第二缺陷管理保留区，所述第一缺陷管理保留区是用于在其初始状态下存储缺陷管理信息的区，并且所述第二缺陷管理保留区是用于在预定定时存储转移的缺陷管理信息的区。
(D11)一种信息再现设备，其从一种信息存储介质再现信息，所述信息存储介质包括可重写区，所述设备包括：获取装置，用于从在可重写区上的缺陷管理区所包括的多个缺陷管理保留区中的一个区中获取用于管理可重写区上的缺陷区的最新的缺陷管理信息；以及再现装置，用于根据所述最新的缺陷管理信息从可重写区上的用户区中再现用户数据。
(D12)一种信息再现方法，其从一种信息存储介质再现信息，所述信息存储介质包括可重写区，其中，从在可重写区上的缺陷管理区所包括的多个缺陷管理保留区中的一个区中获取用于管理可重写区上的缺陷区的最新的缺陷管理信息，并且根据所述最新的缺陷管理信息从可重写区上的用户区中再现用户数据。
(D13)一种信息记录方法，用于将信息记录到一种信息存储介质上，所述信息存储介质包括可重写区，其中，所述可重写区包括用于存储用于控制可重写区上的缺陷区的缺陷管理信息的缺陷管理区，所述缺陷管理区包括第一和第二缺陷管理保留区，在其初始状态下，缺陷管理信息被记录到所述第一缺陷管理保留区，并且在预定定时把缺陷管理信息转移到所述第二缺陷管理保留区。
本发明不限于上述实施例，并且可以在不脱离本发明精神或基本特征的情况下在实施例的阶段以其它方式进行改进。这些实施例可以被尽可能适当地组合。在此情况下，每一种组合产生组合的效果。而且，在这些实施例中，包括本发明各个阶段。可通过适当地组合所公开的多个结构要求来提取各种发明。例如，即使这些实施例中所示的全部结构要求中的一些已被移除，但是，当以上题为“本发明要实现的主题”中所述的目的可被解决，并且会得到以上题为“本发明的优点”中所述的效果，从其提取了结构要求的结构可被提取为一个发明。
根据本发明，可以提供一种能够进行高可靠性缺陷管理的信息存储介质，即使该介质对改写具有相对低的抵抗力。另外，根据本发明，可提供一种信息再现设备和一种信息再现方法，所述设备和方法能够根据高可靠性的缺陷管理信息来再现信息。而且，根据本发明，可提供一种能够记录高可靠性的缺陷管理信息的信息记录方法。
根据这些实施例，可稳定地和可靠地管理缺陷信息和缺陷管理信息，并且改善了设备和记录介质的方面的产品的可靠性。
如上所述，根据本发明，提供了以下的信息存储介质、信息记录和再现设备、信息再现设备、信息记录方法、和信息再现方法：(a)一种对污渍和瑕疵具有抵抗力的信息存储介质，和使用这种信息存储介质的一种信息记录和再现设备、信息再现设备、信息记录方法、和信息再现方法；以及(b)一种实质上不限制记录中断次数的信息存储介质，和使用这种信息存储介质的一种信息记录和再现设备、信息再现设备、信息记录方法、和信息再现方法。能够以稳定的和精确的方式来管理缺陷信息和缺陷管理信息，因此，可改善设备和存储介质各方面的产品可靠性。
尽管已经描述了本发明的某些实施例，但是，这些实施例仅仅被以示例的方式示出，并且并不意味着限制本发明范围。当然，可以以各种其它形式来实施新方法和系统；而且，在不脱离本发明的精神的情况下，可以进行这里所述的这些方法和系统的形式上的各种省略、替换和改变。当这些形式和或变形落在本发明的范围和精神内时，所附权利要求及其等同物意在覆盖这些形式或变形。

Claims (5)

1.一种信息存储介质，特征在于包括：
数据区，用于存储用户数据；
数据替换区，被预备确保用于在所述数据区中出现的缺陷；
当前缺陷管理区(DMA)组以及多个未使用DMA组区，所述当前缺陷管理区(DMA)组用于存储表示使用所述数据替换区的替换处理已被执行的缺陷管理信息，并且所述多个未使用DMA组区用于针对缺陷的出现而预备替换所述的当前DMA组；
当前DMA管理器组区以及多个未使用DMA管理器组区，所述当前DMA管理器组区用于记录表示使用所述多个未使用DMA管理器组区的替换处理已被执行的当前DMA管理器组，并且所述多个未使用DMA管理器组区用于针对缺陷的出现而预备替换所述当前DMA管理器组区；
管理器数据区，其描述第一特定信息，用于表示在所述多个未使用DMA管理器组中的一个是未使用的；和
标识符区，其描述第二特定信息，用于表示在所述DMA管理器组中的一个可用管理器组。
2.一种信息存储介质的信息记录方法，所述信息存储介质具有：数据区，用于存储用户数据；数据替换区，被预备确保用于在所述数据区中出现的缺陷；当前缺陷管理区(DMA)组以及多个未使用DMA组区，所述当前缺陷管理区(DMA)组用于存储表示使用所述数据替换区的替换处理已被执行的缺陷管理信息，并且所述多个未使用DMA组区用于针对缺陷的出现而预备替换所述的当前DMA组；当前DMA管理器组区以及多个未使用DMA管理器组区，所述当前DMA管理器组区用于记录表示使用所述多个未使用DMA管理器组区的替换处理已被执行的当前DMA管理器组，并且所述多个未使用DMA管理器组区，用于针对缺陷的出现而预备替换所述当前DMA管理器组区；管理器数据区，其描述第一特定信息，用于表示在所述多个未使用DMA管理器组中的一个是未使用的；和标识符区，其描述第二特定信息，用于表示在所述DMA管理器组中的一个可用管理器组；所述方法的特征在于包括步骤：
查验当前DMA管理器组或当前DMA组；和
当包括至少两个可靠的DMA管理器或DMA时，保持所述当前DMA管理器组或所述当前DMA组为可用。
3.一种信息存储介质的信息记录设备，所述信息存储介质具有：数据区，用于存储用户数据；数据替换区，被预备确保用于在所述数据区中出现的缺陷；当前缺陷管理区(DMA)组以及多个未使用DMA组区，所述当前缺陷管理区(DMA)组用于存储表示使用所述数据替换区的替换处理已被执行的缺陷管理信息，并且所述多个未使用DMA组区用于针对缺陷的出现而预备替换所述的当前DMA组；当前DMA管理器组区以及多个未使用DMA管理器组区，所述当前DMA管理器组区用于记录表示使用所述多个未使用DMA管理器组区的替换处理已被执行的当前DMA管理器组，并且所述多个未使用DMA管理器组区用于针对缺陷的出现而预备替换所述当前DMA管理器组区；管理器数据区，其描述第一特定信息，用于表示在所述多个未使用DMA管理器组中的一个是未使用的；和标识符区，其描述第二特定信息，用于表示在所述DMA管理器组中的一个可用管理器组；所述设备的特征在于包括：
装置，用于查验当前DMA管理器组或当前DMA组；和
装置，当根据所述查验结果包括至少两个可靠的DMA管理器或DMA时，用于设置所述当前DMA管理器组或所述DMA组为可用。
4.一种信息存储介质的信息再现方法，所述信息存储介质具有：数据区，用于存储用户数据；数据替换区，被预备确保用于在所述数据区中出现的缺陷；当前缺陷管理区(DMA)组以及多个未使用DMA组区，所述当前缺陷管理区(DMA)组用于存储表示使用所述数据替换区的替换处理已被执行的缺陷管理信息，并且所述多个未使用DMA组区用于针对缺陷的出现而预备替换所述的当前DMA组；当前DMA管理器组区以及多个未使用DMA管理器组区，所述当前DMA管理器组区用于记录表示使用所述多个未使用DMA管理器组区的替换处理已被执行的当前DMA管理器组，并且所述多个未使用DMA管理器组区用于针对缺陷的出现而预备替换所述当前DMA管理器组区；管理器数据区，其描述第一特定信息，用于表示在所述多个未使用DMA管理器组中的一个是未使用的；和标识符区，其描述第二特定信息，用于表示在所述DMA管理器组中的一个可用管理器组；所述方法用于再现所述信息存储介质中记录的信息，其特征在于包括步骤：
读出并查验当前DMA管理器组或当前DMA组；和
当根据所述查验结果包括至少两个可靠的DMA管理器或DMA时，设置所述当前DMA管理器组或所述当前DMA组为可用。
5.一种信息存储介质的信息再现设备，所述信息存储介质具有：数据区，用于存储用户数据；数据替换区，被预备确保用于在所述数据区中出现的缺陷；当前缺陷管理区(DMA)组以及多个未使用DMA组区，所述当前缺陷管理区(DMA)组用于存储表示使用所述数据替换区的替换处理已被执行的缺陷管理信息，并且所述多个未使用DMA组区用于针对缺陷的出现而预备替换所述的当前DMA组；当前DMA管理器组区以及多个未使用DMA管理器组区，所述当前DMA管理器组区用于记录表示使用所述多个未使用DMA管理器组区的替换处理已被执行的当前DMA管理器组，并且所述多个未使用DMA管理器组区用于针对缺陷的出现而预备替换所述当前DMA管理器组区；管理器数据区，其描述第一特定信息，用于表示在所述多个未使用DMA管理器组中的一个是未使用的第一特定信息；和标识符区，其描述第二特定信息，用于表示在所述DMA管理器组中的一个可用管理器组的第二特定信息；所述设备用于再现所述信息存储介质中记录的信息，其特征在于包括：
装置，用于读出并查验当前DMA管理器组或当前DMA组；和
装置，当根据所述查验结果包括至少两个可靠的DMA管理器或DMA时，用于设置所述当前DMA管理器组或所述当前DMA组为可用。
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