JP2001189057A - パケット書き込みされたコンパクトディスクの交換能力を改善する方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】パケット書き込みされたコンパクトディスクの
交換能力を改善する方法を提供する。 【解決手段】本発明の一実施例によれば、後方互換性を
有するパケット書込みが提供される。データブロックの
パッドは、データと、ランインブロックとの間、および
ランアウトブロックとの間に書き込まれる。パッドブロ
ックは、ディスク・アト・ワンス、セッション・アト・
ワンス型等のドライブによって認識されるモード番号を
有する。コンパクトディスクディレクトリ構造はパッド
ブロックを参照しない。旧式ドライブは、実際に指定さ
れた論理ブロックの前のブロックにアクセスし、次に、
モード番号の認識されたブロックのパッドにアクセス
し、リンクまたはランインブロックにはアクセスしな
い。さらに、実際のデータの終了後のブロックをキャッ
シュする旧式ドライブは、モード番号の認識されたパッ
ドブロックをキャッシュし、ランアウトブロックは読ま
ない。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、一般的にはデジタ
ルデータ記憶のための光ディスクに関しており、より具
体的には、書き込み可能な光ディスクのためのデータフ
ォーマットに関する。

【０００２】

【従来の技術】１９８１年に、フィリップスおよびソニ
ーが、デジタルオーディオコンパクトディスク（ＣＤ−
ＤＡ）のための物理的標準およびフォーマット標準を提
案した。それ以来、オーディオコンパクトディスクに対
する同じ一般的物理規格を満たすディスクが、一般的な
デジタルデータの記憶および配布のために導入されてき
た。ディスク上のデータはさまざまな方法でフォーマッ
トされることが可能であり、それには、デジタルオーデ
ィオのためのオリジナルフォーマット、コンピュータコ
ンパクトディスクリードオンリーメモリ（ＣＤ−ＲＯ
Ｍ）のためのフォーマット、記録可能型コンパクトディ
スク（ＣＤ−Ｒ）のためのフォーマット、消去可能型
（再書き込み可能型）コンパクトディスク（ＣＤ−Ｒ
Ｗ）のためのフォーマット、ならびに、双方向性マルチ
メディア、ビデオ、およびデジタル化写真のためのフォ
ーマットが含まれる。

【０００３】ＣＤフォーマットは、フィリップス／ソニ
ーからライセンスにより入手可能な「カラーブック」の
セット（レッドブック、グリーンブック、イエローブッ
ク、オレンジブック、など）に詳細に記載されている。
これらのカラーブックに加えて、ＣＤにて使用されてい
るファイルシステムは、ＩＳＯ−９６６０ファイルシス
テム規格書に記載されている。コンパクトディスクはす
べて、ディスクの中心の近傍から始まってディスクの端
部の近傍で終端する単一のスパイラルデータトラックを
有している。物理的トラックに加えて、データは論理的
トラックにフォーマットされてもよい。ＣＤ−ＤＡ媒体
およびＣＤ−ＲＯＭ媒体のためのフォーマットは、物理
的トラックの始点の近傍のリードインと呼ばれる領域を
必要とし、これに続いてプログラム領域が存在する。プ
ログラム領域は、論理的トラックにフォーマットされて
もよい。各論理的トラックは、リンク、ランイン、プレ
ギャップ、およびランアウトのための１５０個のオーバ
ーヘッドブロックを有している。各論理的トラックは、
最小で約６００キロバイトのデータ量（キロ＝１，０２
４）であり、最大で９９個の論理的トラックが許容され
る。最後に、このフォーマットは、最後の論理的トラッ
クの終端の近傍に、リードアウトと呼ばれる領域を必要
とする。最小のアドレス可能な単位はブロックである
（セクタとも呼ばれる）。オリジナルのレッドブック
は、ブロックを、２，３５２バイトのオーディオデータ
として規定していた。これにより１６ビット／サンプル
の２つのオーディオチャンネルが提供され、線速度が
１．２ｍ／ｓとすると、４４，１００サンプル／秒／チ
ャンネルである。データアプリケーションは、オーディ
オよりも低いビット誤り率（ＢＥＲ）を必要とする。よ
り低いＢＥＲを得るために、付加的な誤りチェックおよ
び訂正（ＥＣＣ）レベルが規定され、ブロック毎に付加
的なオーバーヘッドが追加されると共にユーザデータが
低減された。イエローブックによってコンピュータアプ
リケーションのために規定されたデータブロックは、
２，０４８バイトのユーザデータ、８バイトの誤り検出
コード、および２７２バイトの付加的な誤り訂正コード
を、他の同期およびヘッダ情報と共に含んでいる。書き
込み可能型フォーマット（ＣＤ−Ｒ、ＣＤ−ＲＷ）に対
しては、ブロックはパケットに組織されてもよい。パケ
ットは、固定サイズ（現在のところは、１つの特定の規
格において６４キロバイト）であってもよく、または可
変サイズであってもよい（６４キロバイトより大きくて
も小さくてもよい）。ブロックはモードバイトと呼ばれ
る制御バイトを含み、これは、ブロックヘッダに位置す
る。このモードバイトは、そのブロックに含まれている
情報のタイプを指定する。

【０００４】ＣＤ−ＲＯＭフォーマットは、当初は、型
押しされた（スタンプされた）媒体のみを使用するよう
に開発された。時間の経過と共に、フォーマットに対す
る変更が採用されて、一回書き込み型（write-once）ド
ライブおよび再書き込み可能型ドライブ（それぞれＣＤ
−ＲおよびＣＤ−ＲＷ）をサポートするようになった。
最初の記録可能ＣＤドライブは、リードインからリード
アウトまで中断することなく、ディスク全体が書き込ま
れる必要があった（ディスク・アト・ワンス型：Disc-A
t-Once、またはＤＡＯ）。一度にディスク全体に書き込
みを行うには、中断無しの書き込みを確実に行うため
に、非常に多量のメモリを必要とした。次に、ドライブ
（駆動装置）は、ディスクを複数のセッションに区分す
ることを可能にした（セッション・アト・ワンス型：Se
ssion-At-Once、またはＳＡＯ）。一つのセッション
は、リードイン領域、データ領域、およびリードアウト
領域を有しており、複数の論理的トラックを含んでいて
もよい。複数のセッションを一緒にリンクさせて、ディ
スクを、あたかも一度にすべて書き込まれるかのように
見せることもできる。具体的には、各セッションは、関
連したＩＳＯ−９６６０互換ディレクトリ構造を有して
おり、これが、そのセッション内のファイル、および恐
らくは他のセッションを指して、ディスク全体を単一の
セッションであるかのように見せる。後には、ドライブ
（駆動装置）は、一つの論理的トラックへの書き込みを
（中断無しに）行うことを可能にした。一度に一つのト
ラックへの書き込みを行うこと（トラック・アト・ワン
ス型：Track-At-Once、またはＴＡＯ）により、メモリ
に対する要求は減少するが、ディスクは９９個の離散ユ
ニットに制限される。最後に、ドライブ（駆動装置）
は、一つの論理的トラックを複数のパケットに区分する
ことを可能にした。パケットの数に制限はなく、これに
より、ディスクが９９個の離散ユニットに制限されるＴ
ＡＯ型記録の問題が解消した。

【０００５】ＤＡＯ型およびＳＡＯ型の一回書き込み型
媒体（ＣＤ−Ｒ）について、もし書き込みが中断される
と、そのときには、そのディスクは典型的には破壊さ
れ、使用することができない。ホストコンピュータは、
典型的には、磁気ハードディスクのような媒体からメモ
リ中のバッファへ読み込み、メモリ中のバッファから光
ディスクドライブへの読み込みを行う。メモリバッファ
が書き込み中に空になることはバッファアンダーランと
呼ばれ、これが生じると、ディスクが破壊されることが
ある。これは、ディレクトリ構造が、ディスク上の実際
のファイル位置へのポインタと共に最初に媒体上に書き
込まれるからである。この書き込み処理が中断されると
これらの位置が変わるが、ディレクトリがすでに書き込
み済みで再書き込みされることができないので、ファイ
ルポインタは誤った場所を示し、ディスクは使用できな
い。今日のディスクトップ型コンピュータにとっては、
バッファのためのメモリは、典型的には問題ではない。
しかし、例えばデジタルカメラのようなパーソナル情報
機器およびその他の小型携帯装置も、記録可能型ＣＤド
ライブへの書き込み能力を有することがある。多くの小
型携帯装置にとっては、バッファメモリは制限されるこ
とがある。したがって、限定されたメモリを有するこれ
らのタイプの装置にとっては、パケット書き込みは重要
である。なぜなら、パケット書き込みによって、中断無
しに書き込まれなければならないデータ量は、比較的小
さくなり得るからである。同時に、パケット書き込みさ
れたディスクが、ディスク読み取りのためのドライブの
インストールされたベースと互換性を有していることが
重要である。

【０００６】パケットは、ホストからドライブへ、ブロ
ックとして送られる。ディスク上に物理的に記録された
データのフォーマットは、データブロックとは実質的に
異なっており、特に、ドライブは、ホストから受領した
ものに、かなりの量のオーバーヘッドデータを付加す
る。ドライブハードウエアはデータを符号化し、誤り訂
正データを計算する。ドライブはそれから、符号化され
たデータ、誤り訂正データ、アドレスデータ、およびそ
の他のオーバーヘッド情報をインターリーブする。すな
わち、データブロックを連続的に記録する代わりに、ブ
ロックは、より小さなユニットに分解され、これらのよ
り小さいユニットが、比較的離れて、他のデータブロッ
クからのユニットや誤り訂正符号およびその他のオーバ
ーヘッドの間に分散されながら書き込まれる。インター
リーブ処理は、訂正できないかもしれないような大きな
誤りバーストを防ぐために役立つ。インターリーブによ
り、スクラッチのような単一の欠陥は、単一のデータブ
ロック内の一つの大きな誤りグループではなく、訂正可
能な誤りの比較的小さなグループを多くのデータブロッ
クに生成する。

【０００７】ドライブがパケットを書き込むとき、ドラ
イブは、ユーザデータの前に１つのリンクブロックと４
つのランインブロックとを追加し、ユーザデータの後に
は２つのランアウトブロックを追加する。リンクブロッ
クおよびランインブロックは、いくつかの目的を果た
す。第一に、リンクブロックおよびランインブロックは
パケット中のデータの周波数および位相を獲得するため
に位相ロックループ回路により使用される領域を提供す
る。これらの情報は、各パケット間に書き込みスプライ
スを有するパケット・アト・ワンス型スタートストップ
書き込みでは特に重要になる。第二に、ランインブロッ
クは、ドライブが物理的アドレスを決定する領域をデー
タの先頭に提供し、ランインブロックは、先に説明した
ように、インターリーブされたデータおよびインターリ
ーブされた誤り訂正のための領域を提供する。最後に、
指定されたモード番号をそれぞれ有するランインブロッ
クおよびランアウトブロックは、可変長パケットの始点
および終点をマークする必要がある。しかし、リンクブ
ロック、ランインブロック、およびランアウトブロック
を規定するモード番号は、初期のディスク・アト・ワン
ス型ドライブ、セッション・アト・ワンス型ドライブ、
およびトラック・アト・ワンス型ドライブの多くが開発
された時点では、規定されていなかった。典型的には、
ディスク・アト・ワンス型記録、セッション・アト・ワ
ンス型記録、またはトラック・アト・ワンス型記録のた
めに設計された旧型ドライブがリンクブロック、ランイ
ンブロック、およびランアウトブロックに遭遇すると、
誤りが発生する。

【０００８】ドライブ内では、物理的アドレスは、基準
位置からの分、秒、およびフレームとして表現される。
ホストファイルシステムは論理的ブロックアドレス付け
（アドレッシング）を使用しており、ホストは、論理的
ブロックアドレスを物理的アドレスにマッピングするア
ルゴリズムを有していなければならない。例えば、パケ
ット書き込みに対して、ホストは、どれだけ多くのオー
バーヘッドブロックが各パケットにドライブによって追
加されているかを知っている。ホストは、ＩＳＯ−９６
６０ディレクトリ構造のディスク上への書き込みに対し
て責任を有する。ホストは、インターリーブ処理を考慮
に入れること無く、論理的ブロックアドレスを指定す
る。上記で説明したように、データは、ランインブロッ
クによりインターリーブされる可能性がある。したがっ
て、データの読取り時には、ドライブは、ランインブロ
ックも読み取って復号化しなければならない。加えて、
ドライブ間の相違のために、物理的アドレスと実際の位
置との間には、ある程度の不確定さが存在する。一般
に、ドライブは、物理的トラック上でデータブロックが
始まる正確な物理的位置まで、単純にスキップすること
はできない。その代わりにドライブは、要求されている
データの近傍までスキップするが、安全性を見て、その
位置は、要求されているデータの前である。それからド
ライブは、インターリーブされたアドレスデータを読み
取って復号化し、実際の読み取り位置を確認する。その
結果として、ホストが指定したブロックアドレスに応答
するドライブは、関連する物理的アドレスより前の位置
から読取りを開始し、物理的位置を検証して、インター
リーブされたデータおよびインターリーブされた誤り訂
正データがすべて確実に読み取られるようにし、読み取
られたクロックの同期を取る。加えて、ドライブは、典
型的には先読み（リード・アヘッド；read-ahead）キャ
ッシュを有しており、典型的にはドライブは、ホストコ
マンドによって指定されたブロックを越えて、自動的に
データをキャッシュに読み込む。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】上記に説明したよう
に、データに対するホストリクエストによって、ドライ
ブは、データよりも前のブロック（ホストによる制御無
しに、ドライブによって自動的に書き込まれたブロッ
ク）を読むことがあり、その結果として、特に、ドライ
ブは、リンクブロックまたはランインブロックを読むこ
とがある。加えて、ルックアヘッド・キャッシュを有す
るドライブは、データに続くランアウトブロックを読ん
でキャッシュすることがある。結果として、多くの旧型
（レガシイ）ドライブは、パケットを含むディスクを読
むことができない。

【００１０】媒体間の交換互換性が、一般的に必要とさ
れている。特に、メモリが限られている携帯情報機器に
対しては、パケット書き込みにおけるメモリ要求の低さ
という長所を活用しながら、初期のドライブのインスト
ールされたベースとの互換性を維持し、且つパケット書
き込みに対する標準との互換性を維持することができる
能力が、必要とされている。

【００１１】

【課題を解決するための手段】ディスク・アト・ワンス
型ドライブ、セッション・アト・ワンス型ドライブ、お
よびトラック・アト・ワンス型ドライブによって認識さ
れるモード番号を有するデータブロックのパッドを、各
パケットの実際のユーザデータ部分の前後に書き込むこ
とによって、交換互換性が改善されたパケット書き込み
が提供される。ドライブハードウエアは、依然として、
パケットフォーマット標準によって要求されるように、
リンクブロック、ランインブロック、およびランアウト
ブロックを追加して書き込む。パッドブロックは、ホス
トから送られたデータの中に、そのデータの直ぐ前後に
含まれている。ホストはまた、ディスクに書き込まれた
ディレクトリ構造を、論理的ブロックアドレス付け（ア
ドレッシング）がパッドブロックではなく実際のデータ
から始まるように、規定する。実際の指定された論理的
ブロックの前のブロックにアクセスする旧型ドライブ
は、有効なモード番号を有するブロックパッドにアクセ
スし、リンクブロックまたはランインブロックにはアク
セスしない。加えて、実際のデータの終点より後のブロ
ックをキャッシュする旧型ドライブは、認識されたモー
ド番号を有するパッドブロックをキャッシュし、ランア
ウトブロックを読むことはない。容量のうちのいくらか
が、交換能力および使いやすさの代償として失われる。
パケット書き込みは、メモリが限られている携帯情報機
器において、特に重要である。

【００１２】モード番号の他に、パッドブロック中のデ
ータは任意である。加えて、パッドブロックはディレク
トリ構造によって参照されないので、パッドブロック中
のデータに、ディレクトリを使用するソフトウエアによ
りアクセスすることはできない。したがって、パッドブ
ロックは、ドライブによってのみアクセス可能な、また
はホストコンピュータ中のブロックレベルドライバの使
用によってのみホストコンピュータにアクセス可能な、
所有（proprietary）データのために使用されてもよ
い。

【００１３】互換性をさらに最大化するために、可変長
パケットが、各パケット毎に一つ以上のファイル全体を
書き込みながら、ディスクに書き込まれる。このように
して、全ディレクトリエントリーが単一の範囲になる。
ＩＳＯ−９６６０はマルチ範囲ファイル（パケット境界
を越えるファイル）をサポートしているが、古いソフト
ウエアの中には、マルチ範囲ファイルを読むことができ
ないものがある可能性がある。

【００１４】

【発明の実施の形態】図１において、従来技術の論理的
トラック１００は、パケット１０２を含む。パケット１
０２は、１つのリンクブロック１０４、４つのランイン
ブロック１０６、複数のデータブロック１０８、および
２つのランアウトブロック１１０を含む。ディレクトリ
１１２はＩＳＯ−９６６０に準拠しており、データブロ
ック１０８の論理的開始点を指す。ディレクトリ基準
は、ファイルの開始論理的ブロックアドレスおよび範囲
（ブロック数）を指定する。データブロック中に複数の
データファイルが存在しているときには、ディレクトリ
１１２は、データブロック１０８内のファイルの開始点
も示し得る。ディレクトリ基準は、どのファイルがパケ
ット境界を越えているかも指定する。複数のパケットが
存在するときには、ディレクトリ１１２は、各パケット
についてのデータブロックの論理的開始点を示す。複数
の論理的トラックが存在していることがあり、ディレク
トリ１１２が、パケット１０２ではなく異なった論理的
トラック上に存在していることもある。オレンジブック
は、パケット書き込みに対する標準と共にＣＤ−Ｒ媒体
およびＣＤ−ＲＷ媒体に対する標準も規定している。パ
ケット１０２は、上記で説明され且つ図１に示されてい
るように、オレンジブックによって指定されている標準
に準拠している。

【００１５】図２において、論理的トラック２００は、
パケット２０２を含む。本発明によれば、パケット２０
２は、１つのリンクブロック２０４、４つのランインブ
ロック２０６、データの前の３つのパッドブロック２０
８、複数のデータブロック２１０、データの後の２つの
パッドブロック２１２、および２つのランアウトブロッ
ク２１４を含む。ディレクトリ２１６は、リンクブロッ
ク２０４とデータブロック２１０との間のパッドブロッ
ク２０８がディレクトリ構造によって参照されないよう
に、データブロック２１０の論理的開始点を指す。同様
に、データの後のパッドブロック２１２も、ディレクト
リ構造によって参照されない。データブロックが複数の
ファイルを有しているときには、ディレクトリ２１６
は、各ファイルの開始点を示してもよい。複数のパケッ
トが存在するときには、ディレクトリ２１６は、各パケ
ットに対するデータブロックの論理的開始点を指し示し
てもよい（しかし、パッドブロックは参照しない）。複
数の論理的トラックが存在することがあり、ディレクト
リ２１６が、パケット２０２ではなく異なった論理的ト
ラック上に存在していることもある。ディレクトリ構造
にて参照された各パケットは、全体が中断無しにディス
ク上に書き込まれなければならない。何らかの理由（衝
撃、バッファアンダーラン、など）によりディスクへの
書き込み中にパケットが途切れたら、そのパケットは再
書き込みされなければならず、ディレクトリ構造（ディ
スクへの書き込み中はメモリ内に維持される）は、再書
き込みされるパケットの位置を示すように更新されなけ
ればならない。

【００１６】図１および図２が、符号化およびインター
リーブ前のドライブによって修正されたデータの論理的
ブロック図であることに留意されたい。パケット２０２
に対して、ホストがパッドブロック（２０８、２１２）
およびデータブロック２１０を送る。ドライブが、残り
のものをすべて追加する。

【００１７】モードが最初に指定されたときには、モー
ドバイトのうちの下位２ビットのみが規定された。後
に、例えばパケットが規定されたときに、モードバイト
のうちの上位３ビットも規定された。各パッドブロック
（２０８、２１２）は、上位３モードビットの値が０で
あるようにフォーマットされる。全モードビットが２進
数の０であってもよく、下位２ビットが任意の２ビット
の２進数値を有していてもよい。モードビットの他に、
パッドブロックは、最初は任意のデータで規定されても
よい。

【００１８】パケット２０２に対して、ホストコンピュ
ータは、あたかもパッドブロックがデータの一部である
かのように、パッドブロック２０８、データ２１０、お
よびパッドブロック２１２を送る。しかし、ホストコン
ピュータによって規定されたディレクトリ構造は、デー
タの最初の論理的ブロックアドレスに対して、データ２
１０の開始点を示す。書き込みドライブは、データ２１
０の開始点での論理的ブロックアドレスで始まるデータ
を指定する書き込みコマンドを受領すると、パッドブロ
ック２０８および２１２を有するデータの符号化および
インターリーブを開始する。旧型ドライブは、データ２
１０の開始点での論理的ブロックアドレスでデータを読
むというコマンドを受領すると、その論理的ブロックア
ドレスに対応する物理的位置よりも前から読取りを開始
し、データ２１０に加えてパッドブロック２０８および
２１２も読み複合化する。パッドブロック２０８および
２１２はゼロモードを指定するモードビットを有してい
るので、多くの旧型ドライブは、パケット２０２を読む
ことができる。パケット２０２はオレンジブック標準に
準拠しており、データが後方互換性を得るために通常使
用されているいくつかのブロック（パッドブロック２０
８、２１２）が犠牲になるにすぎない。

【００１９】モードビットの他に、パッドブロック中の
データは任意である。ディレクトリ構造がパッドブロッ
クを示さなければ、パッドブロック中のデータは、通常
のファイルシステムアクセスを通じてホストコンピュー
タのオペレーティングシステムによってアクセスできな
い。したがって、互換性のある書き込みドライブでは、
パッドブロックは、ドライブ内の所有情報のために使用
されることができる。この所有情報には、例えば、暗号
コード、コピー保護、または非標準ドライブを使用する
ＣＤ機器に対して使用されるデータのための組織化情報
が含まれる。パッドブロックは、ブロックベースのドラ
イバを使用するホストコンピュータによってアクセスす
ることもできる。すなわち、コンピュータＩ／Ｏは、し
ばしば階層的な方法で規定され、より高次レベルの抽象
性（アブストラクション：abstraction）を有するデー
タ（人間が読むことができる度合いの高いデータ）は、
階層中で、より高次レベルに位置する。ホストコンピュ
ータドライバは、ドライブから全データブロックを読
み、その後に、ディレクトリアクセスコマンドによって
要求されたブロックのみを、高次レベルに送ってもよ
い。ホストコンピュータは、あるブロックを通常のファ
イルシステムアクセスを使用するソフトウエアによって
アクセスできないように書き込むことができるという事
実を利用することも、可能である。

【００２０】ＩＳＯ−９６６０に対する最近のいくつか
の拡張によれば、データファイルがパケット境界を越え
ることが許されるようになり、パケットは、複数のデー
タファイルを含み得る。しかし、多くの旧型ドライブ
は、パケット境界を越えるファイルを読むことができな
い。したがって、最大限の互換性を得るためには、パケ
ット２０２は、好ましくは、パケット毎に一つ以上のフ
ァイルを有しているがパケット境界を越えるファイルは
存在しないような可変長パケットである。

【００２１】旧式のドライブの多くは、先読みキャッシ
ュ用に比較的小さなバッファを有している。したがっ
て、多くの旧型ドライブに対しては、データ後の一つの
パッドブロック（２１２）だけで十分であり得る。ある
いは、あるカテゴリーのドライブに対して先読みキャッ
シュをオフにすることができるならば、そのときには、
そのドライブカテゴリーに対しては、データ後のパッド
ブロックを省略しても良い。

【００２２】本発明の以上の説明は、描写および説明の
目的で提示されたものである。本発明を、開示された厳
密な形態に限定することは意図されておらず、上記の教
示内容を考慮して、他の改変および変更を行うことがで
きる。実施形態は、本発明の原理およびその実用的なア
プリケーションを最も良く説明し、それによって、当業
者が、企図されている特定の使用状態に適したさまざま
な実施形態およびさまざまな改変状態で本発明を利用で
きるようにするために、選ばれて説明されたものであ
る。添付の請求項は、従来技術によって制限されるもの
を除いて、本発明の他の代替的な実施形態を含むことを
意図している。

【００２３】以上、本発明の実施例について詳述した
が、以下、本発明の各実施態様の例を示す。

【００２４】[実施態様１]少なくとも一つの論理的トラ
ック（２００）と、前記少なくとも一つの論理的トラッ
ク上のディレクトリ（２１６）と、前記少なくとも一つ
の論理的トラック上のパケット（２０２）と、を含む論
理構造を有し、前記パケット（２０２）は、複数のラン
インブロック（２０６）と、前記ディレクトリ（２１
６）によって参照される複数のデータブロック（２１
０）と、前記ランインブロック（２０６）と前記データ
ブロックとの間の少なくとも一つのパッドブロック（２
０８）と、をさらに有し、前記パッドブロック（２０
８）は前記ディレクトリ（２１６）によって参照されな
い、光ディスク。

【００２５】[実施態様２]前記ディレクトリ（２１６）
と前記パケット（２０２）とが、同じ前記論理的トラッ
ク上に存在していることを特徴とする、実施態様１に記
載の光ディスク。

【００２６】[実施態様３]前記パッドブロック（２０
８）が、上位３ビットの値が０であるモードバイトを有
することを特徴とする、実施態様１に記載の光ディス
ク。

【００２７】[実施態様４]前記パケット（２０２）が、
前記データの後の少なくとも一つの第２のパッドブロッ
ク（２１２）と、前記第２のパッドブロックの後の複数
のランアウトブロック（２１４）と、をさらに備えて成
り、前記第２のパッドブロック（２１２）が前記ディレ
クトリ（２１６）によって参照されないことを特徴とす
る、実施態様１に記載の光ディスク。

【００２８】[実施態様５]パケット書き込みに使用され
る光ディスクドライブにデータを送る方法であって、ホ
ストから前記ドライブに、少なくとも一つのパッドブロ
ック（２０８）を送るステップと、前記ホストから前記
ドライブに、前記パッドブロック（２０８）の後に前記
データ（２１０）を送るステップと、前記ホストから前
記ドライブに、前記データ（２１０）は参照するが前記
パッドブロック（２０８）は参照しないディレクトリ構
造（２１６）を送るステップと、を備えて成る方法。

【００２９】[実施態様６]前記ホストによって前記ドラ
イブから、前記ディスク上の前記ディレクトリ構造（２
１６）を読み取るステップと、前記ホストによって、前
記ディレクトリ構造（２１６）によって参照された前記
データの少なくとも一部を読み取るステップと、前記ホ
ストによって、前記パッドブロック（２０８）を読み取
るステップと、をさらに備えて成ることを特徴とする、
実施態様５に記載の方法。

【００３０】[実施態様７]前記ホストから前記ドライブ
に、前記データ（２１０）の後に、前記ディレクトリ構
造（２１６）が参照しない少なくとも一つの第２のパッ
ドブロック（２１２）を送るステップをさらに備えて成
ることを特徴とする、実施態様５に記載の方法。

【００３１】

【発明の効果】以上説明したように、本発明を用いるこ
とにより、パケット書き込みされたコンパクトディスク
の交換能力を改善することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】標準パケット書き込みのための従来技術による
フォーマットを描くブロック図である。

【図２】本発明によるパケット書き込みのためのフォー
マットを描くブロック図である。

【符号の説明】

２００：論理的トラック ２０２：パケット ２０６：ランインブロック ２０８：パッドブロック ２１０：データブロック ２１２：パッドブロック ２１４：ランアウトブロック ２１６：ディレクトリ構造

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 エリック・アール・ハビンガ アメリカ合衆国コロラド州ラブランド イ ースト・34ス・ストリート 814 (72)発明者 ジョン・ダブリュ・フィティラ アメリカ合衆国イリノイ州パラティン イ ースト・ウィスパリング・オークス・コー ト 647

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】少なくとも一つの論理的トラックと、 前記少なくとも一つの論理的トラック上のディレクトリ
   と、 前記少なくとも一つの論理的トラック上のパケットと、
   を含む論理構造を有し、前記パケットは、 複数のランインブロックと、 前記ディレクトリによって参照される複数のデータブロ
   ックと、 前記ランインブロックと前記データブロックとの間の少
   なくとも一つのパッドブロックと、をさらに有し、前記
   パッドブロックは前記ディレクトリによって参照されな
   い、光ディスク。