JP2002521787A - 光記録メディアに／からリアルタイムでデータを記録／再生する方法、およびそれによるファイルの管理方法 - Google Patents
光記録メディアに／からリアルタイムでデータを記録／再生する方法、およびそれによるファイルの管理方法Info
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- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B2220/00—Record carriers by type
- G11B2220/20—Disc-shaped record carriers
Abstract
(57)【要約】
光記録メディアに／からリアルタイムでデータを記録／再生する方法、およびそれによるファイルの管理方法について明らかにする。本発明では、ホストは、書き込みコマンドを提供する前に、光ディスクに／からデータを記録／再生するデバイスに欠陥領域に関する情報を要求する信号を提供することによって、リアルタイム・データの書き込みを制御する。したがって、返された欠陥領域情報に基づいて、データが欠陥領域に書き込まれないような書き込みコマンドを生成することができる。別の方法として、ホストが光ディスクに／からデータを記録／再生するデバイスに最初に書き込みコマンドを提供し、それに対して欠陥領域に関する情報が返される場合もある。このように、ホストは、返された欠陥領域情報に基づいて、データが欠陥領域に書き込まれないような新しい書き込みコマンドを生成して提供する。
Description
【０００１】 （技術分野） 本発明は、書換可能型光記録メディアに関する。さらに特定すれば、光記録メ
ディアに／からリアルタイムでデータを記録／再生する方法、およびそれによる
ファイルの管理方法に関する。
ディアに／からリアルタイムでデータを記録／再生する方法、およびそれによる
ファイルの管理方法に関する。
【０００２】 （背景技術） 光記録メディアには、ＲＯＭ（Read Only Memory）、ＷＯＲＭ（Write Once R
ead Many）タイム・メモリ、および繰り返し書き換えできる書換可能型メモリな
どが含まれる。ＲＯＭタイプの光記録メディアには、さらにＣＤ−ＲＯＭ（Comp
act Disc Read Only Memory）およびＤＶＤ−ＲＯＭ（Digital Versatile Disc
Read Only Memory）などが含まれる。ＷＯＲＭタイプの光記録メディアには、さ
らにＣＤ−Ｒ（Recordable Compact Disc）およびＤＶＤ−Ｒ（Recordable Digi
tal Versatile Disc）などが含まれる。書換可能型には、さらにＣＤ−ＲＷ（Re
writable Compact Disc）および書換可能型ＤＶＤ（ＤＶＤ−ＲＷ、ＤＶＤ−Ｒ
ＡＭ、およびＤＶＤ＋ＲＷ）などが含まれる。
ead Many）タイム・メモリ、および繰り返し書き換えできる書換可能型メモリな
どが含まれる。ＲＯＭタイプの光記録メディアには、さらにＣＤ−ＲＯＭ（Comp
act Disc Read Only Memory）およびＤＶＤ−ＲＯＭ（Digital Versatile Disc
Read Only Memory）などが含まれる。ＷＯＲＭタイプの光記録メディアには、さ
らにＣＤ−Ｒ（Recordable Compact Disc）およびＤＶＤ−Ｒ（Recordable Digi
tal Versatile Disc）などが含まれる。書換可能型には、さらにＣＤ−ＲＷ（Re
writable Compact Disc）および書換可能型ＤＶＤ（ＤＶＤ−ＲＷ、ＤＶＤ−Ｒ
ＡＭ、およびＤＶＤ＋ＲＷ）などが含まれる。
【０００３】 書換可能型光記録メディアに関しては、書換可能型光記録メディアに／から情
報を繰り返して記録／再生（Ｒ／Ｐ）すると、光ディスクへのデータの書き込み
を目的に形成された記録層の初期の割合が変化する。この変化によって光記録メ
ディアの性能が劣化し、データ情報の記録／再生時にエラーが生じる。光ディス
クの劣化領域は、光記録メディアのフォーマット時、書き込み時、および再生時
に欠陥領域となる。さらに、表面の傷や、製造時の塵および不具合も、書換可能
型光記録メディア内の欠陥領域の原因となるであろう。
報を繰り返して記録／再生（Ｒ／Ｐ）すると、光ディスクへのデータの書き込み
を目的に形成された記録層の初期の割合が変化する。この変化によって光記録メ
ディアの性能が劣化し、データ情報の記録／再生時にエラーが生じる。光ディス
クの劣化領域は、光記録メディアのフォーマット時、書き込み時、および再生時
に欠陥領域となる。さらに、表面の傷や、製造時の塵および不具合も、書換可能
型光記録メディア内の欠陥領域の原因となるであろう。
【０００４】 上記のいずれかの原因で形成される欠陥領域に／からデータを記録／再生しな
いようにするには、欠陥領域の管理が必要である。そのため、図１に示されるよ
うに、光記録メディアの欠陥領域を管理する目的で、光記録メディアのリードイ
ン領域とリードアウト領域に欠陥管理領域（ＤＭＡ）が設けられる。さらに、デ
ータ領域はグループで管理され、各データ領域はデータを実際に書き込むユーザ
領域とユーザ領域が欠陥の場合に使用するスペア領域を有する。
いようにするには、欠陥領域の管理が必要である。そのため、図１に示されるよ
うに、光記録メディアの欠陥領域を管理する目的で、光記録メディアのリードイ
ン領域とリードアウト領域に欠陥管理領域（ＤＭＡ）が設けられる。さらに、デ
ータ領域はグループで管理され、各データ領域はデータを実際に書き込むユーザ
領域とユーザ領域が欠陥の場合に使用するスペア領域を有する。
【０００５】 一般に、１枚のディスク（例えば、ＤＶＤ−ＲＡＭ）には４つのＤＭＡが設け
られる。これらのうち、２つはリードイン領域内に設けられ、２つはリードアウ
ト領域内に設けられる。欠陥領域の管理は重要であるため、データ保護のために
４つのすべてのＤＭＡに同じデータが保持される。各ＤＭＡには、２つのブロッ
ク（３２セクタ）が含まれる。この場合、１ブロックは１６セクタで構成される
。各ＤＭＡの第１ブロック（ＤＤＳ／ＰＤＬブロック）には、ディスク定義構造
（ＤＤＳ）と初期欠陥リスト（ＰＤＬ）が含まれる。第２ブロック（ＳＤＬブロ
ック）には、２次欠陥リスト（ＳＤＬ）が含まれる。
られる。これらのうち、２つはリードイン領域内に設けられ、２つはリードアウ
ト領域内に設けられる。欠陥領域の管理は重要であるため、データ保護のために
４つのすべてのＤＭＡに同じデータが保持される。各ＤＭＡには、２つのブロッ
ク（３２セクタ）が含まれる。この場合、１ブロックは１６セクタで構成される
。各ＤＭＡの第１ブロック（ＤＤＳ／ＰＤＬブロック）には、ディスク定義構造
（ＤＤＳ）と初期欠陥リスト（ＰＤＬ）が含まれる。第２ブロック（ＳＤＬブロ
ック）には、２次欠陥リスト（ＳＤＬ）が含まれる。
【０００６】 さらに具体的に説明すると、ＰＤＬは初期欠陥データ記憶領域を表し、ＳＤＬ
は２次欠陥データ記憶領域を表す。ＰＤＬには、製造中に発生した、および初期
化または再初期化などのフォーマット中に特定された、すべての欠陥セクタのエ
ントリが保存される。各エントリには、欠陥セクタに対応したセクタ番号と、エ
ントリ・タイプが含まれる。
は２次欠陥データ記憶領域を表す。ＰＤＬには、製造中に発生した、および初期
化または再初期化などのフォーマット中に特定された、すべての欠陥セクタのエ
ントリが保存される。各エントリには、欠陥セクタに対応したセクタ番号と、エ
ントリ・タイプが含まれる。
【０００７】 他方、ＳＤＬは、ブロック別に整理され、初期化後に発生した欠陥領域または
初期化中にＰＤＬ内に取り込むことができない欠陥領域のいずれかのエントリを
保持する。ＳＤＬの各エントリには、欠陥セクタを有するブロックにある最初の
セクタのセクタ番号を保存する領域、および代替ブロックにある最初のセクタの
セクタ番号を保持する領域が含まれる。データ領域内の欠陥領域（すなわち、欠
陥セクタまたは欠陥ブロック）は、それぞれスリップ交替またはリニア交替によ
って、新しいセクタまたはブロックと置換される。
初期化中にＰＤＬ内に取り込むことができない欠陥領域のいずれかのエントリを
保持する。ＳＤＬの各エントリには、欠陥セクタを有するブロックにある最初の
セクタのセクタ番号を保存する領域、および代替ブロックにある最初のセクタの
セクタ番号を保持する領域が含まれる。データ領域内の欠陥領域（すなわち、欠
陥セクタまたは欠陥ブロック）は、それぞれスリップ交替またはリニア交替によ
って、新しいセクタまたはブロックと置換される。
【０００８】 スリップ交替は、欠陥領域または欠陥セクタがＰＤＬにリストされているとき
に利用される。図２Ａに示されるように、ユーザ領域内のセクタに対応する欠陥
セクタｍとｎがＰＤＬに記録されている場合、これらの欠陥セクタは次に利用可
能なセクタで置換される。欠陥セクタをその後のセクタで置換することによって
、データは正常なセクタに書き込まれる。その結果、データが書き込まれるユー
ザ領域は、スリップしてスペア領域内で欠陥セクタと同じ量だけ占有する。
に利用される。図２Ａに示されるように、ユーザ領域内のセクタに対応する欠陥
セクタｍとｎがＰＤＬに記録されている場合、これらの欠陥セクタは次に利用可
能なセクタで置換される。欠陥セクタをその後のセクタで置換することによって
、データは正常なセクタに書き込まれる。その結果、データが書き込まれるユー
ザ領域は、スリップしてスペア領域内で欠陥セクタと同じ量だけ占有する。
【０００９】 リニア交替は、欠陥領域または欠陥ブロックがＳＤＬに記録されているときに
利用される。図２Ｂに示されるように、ユーザ領域またはスペア領域のいずれか
にあるセクタに対応する欠陥セクタｍとｎがＳＤＬに記録されている場合、これ
らの欠陥ブロックはスペア領域内の正常なブロックで置換される。また、欠陥ブ
ロックに記録されるデータは、割り当てられたスペア領域に記録される。置換を
実行する際、欠陥ブロックに割り当てられた物理セクタ番号（ＰＳＮ）はそのま
ま維持される。一方、論理セクタ番号（ＬＳＮ）は記録されるデータとともに交
替ブロックに移動する。リニア交替は、データの非リアルタイム処理に有効であ
る。
利用される。図２Ｂに示されるように、ユーザ領域またはスペア領域のいずれか
にあるセクタに対応する欠陥セクタｍとｎがＳＤＬに記録されている場合、これ
らの欠陥ブロックはスペア領域内の正常なブロックで置換される。また、欠陥ブ
ロックに記録されるデータは、割り当てられたスペア領域に記録される。置換を
実行する際、欠陥ブロックに割り当てられた物理セクタ番号（ＰＳＮ）はそのま
ま維持される。一方、論理セクタ番号（ＬＳＮ）は記録されるデータとともに交
替ブロックに移動する。リニア交替は、データの非リアルタイム処理に有効であ
る。
【００１０】 図３は、光ディスク記録／再生デバイスの書き込み操作に関連した部分図であ
る。光ディスク記録／再生デバイスは、光ディスクにデータを書き込むおよび光
ディスクからデータを再生する光ピックアップ、光ピックアップを移動させるピ
ックアップ・制御装置、入力データを処理して光ピックアップに転送するまたは
光ピックアップを通じて再作成されたデータを受信して処理するデータ・プロセ
ッサ、インタフェース、およびコンポーネントを制御するマイクロ・プロセッサ
（マイコン）などで構成される。
る。光ディスク記録／再生デバイスは、光ディスクにデータを書き込むおよび光
ディスクからデータを再生する光ピックアップ、光ピックアップを移動させるピ
ックアップ・制御装置、入力データを処理して光ピックアップに転送するまたは
光ピックアップを通じて再作成されたデータを受信して処理するデータ・プロセ
ッサ、インタフェース、およびコンポーネントを制御するマイクロ・プロセッサ
（マイコン）などで構成される。
【００１１】 さらに、ホストがコマンドとデータを相互に転送できるように光ディスク記録
／再生デバイスのインタフェースに接続されている。このようなホストとしては
、いずれの種類のパーソナル・コンピュータでも使用することができ、光ディス
ク記録／再生デバイスが管理される。
／再生デバイスのインタフェースに接続されている。このようなホストとしては
、いずれの種類のパーソナル・コンピュータでも使用することができ、光ディス
ク記録／再生デバイスが管理される。
【００１２】 図３では、書き込みデータが与えられたとき、ホストは光記録メディアに／か
らデータを記録／再生するデバイスに書き込みコマンドを与える。書き込みコマ
ンドには、書き込み位置を指定する論理ブロック・アドレス（ＬＢＡ）と、デー
タのサイズを示す転送長が含まれる。この後、ホストは、光記録メディアに／か
らデータを記録／再生するデバイスに、書き込みデータを提供する。データを受
信すると同時に、データの記録／再生用デバイスは、指定されたＬＢＡからデー
タを書き込む。この時、記録／再生デバイスは、光記録メディア上の欠陥箇所を
示すＰＤＬとＳＤＬを利用するため、欠陥領域にはデータを書き込まない。
らデータを記録／再生するデバイスに書き込みコマンドを与える。書き込みコマ
ンドには、書き込み位置を指定する論理ブロック・アドレス（ＬＢＡ）と、デー
タのサイズを示す転送長が含まれる。この後、ホストは、光記録メディアに／か
らデータを記録／再生するデバイスに、書き込みデータを提供する。データを受
信すると同時に、データの記録／再生用デバイスは、指定されたＬＢＡからデー
タを書き込む。この時、記録／再生デバイスは、光記録メディア上の欠陥箇所を
示すＰＤＬとＳＤＬを利用するため、欠陥領域にはデータを書き込まない。
【００１３】 すなわち、書き込み中、ＰＤＬにリストされている物理セクタはスキップされ
る。図４Ａに示されているように、ＳＤＬ上の物理ブロックｓｂｌｋＡとｓｂｌ
ｋＢは、書き込みの際に、スペア領域に割り当てられている交替ブロックｓｂｌ
ｋＣとｓｂｌｋＤに置換される。さらに、データの書き込みまたは再生中に、Ｓ
ＤＬにリストされていない欠陥ブロックまたはエラーが発生する可能性が高いブ
ロックが存在した場合、そのブロックは欠陥ブロックと見なされる。したがって
、交替ブロックはスペア領域内に配置され、欠陥ブロックのデータは再び交替ブ
ロック内に書き込まれる。欠陥ブロックの最初のセクタ番号と交替ブロックの最
初のセクタ番号が、ＳＤＬエントリ上にリストされる。
る。図４Ａに示されているように、ＳＤＬ上の物理ブロックｓｂｌｋＡとｓｂｌ
ｋＢは、書き込みの際に、スペア領域に割り当てられている交替ブロックｓｂｌ
ｋＣとｓｂｌｋＤに置換される。さらに、データの書き込みまたは再生中に、Ｓ
ＤＬにリストされていない欠陥ブロックまたはエラーが発生する可能性が高いブ
ロックが存在した場合、そのブロックは欠陥ブロックと見なされる。したがって
、交替ブロックはスペア領域内に配置され、欠陥ブロックのデータは再び交替ブ
ロック内に書き込まれる。欠陥ブロックの最初のセクタ番号と交替ブロックの最
初のセクタ番号が、ＳＤＬエントリ上にリストされる。
【００１４】 ファイル１に関する図４Ａにおいて、ユニバーサル・ディスク・フォーマット
（ＵＤＦ）ファイル内に結果として書き込まれたファイル情報を有する、情報制
御ブロック（ＩＣＢ）内のファイルの開始位置とサイズを表す部分の概念表現は
、図４Ｂのように示すことができる。ファイル１は位置「Ａ」から開始するため
、ファイル１内の欠陥ブロックｓｂｌｋＢはスペア領域内のスペア・ブロックｓ
ｂｌｋＤで置換される。したがって、論理セクタの数は維持され、ファイル１用
のセクタのサイズは「Ｎ」である。
（ＵＤＦ）ファイル内に結果として書き込まれたファイル情報を有する、情報制
御ブロック（ＩＣＢ）内のファイルの開始位置とサイズを表す部分の概念表現は
、図４Ｂのように示すことができる。ファイル１は位置「Ａ」から開始するため
、ファイル１内の欠陥ブロックｓｂｌｋＢはスペア領域内のスペア・ブロックｓ
ｂｌｋＤで置換される。したがって、論理セクタの数は維持され、ファイル１用
のセクタのサイズは「Ｎ」である。
【００１５】 スペア領域に割り当てられている交替ブロックによってＳＤＬ上にリストされ
ている欠陥ブロックを置換してデータを書き込むには、光ピックアップをスペア
領域にシフトしてから、ユーザ領域に戻さなければならない。しかし、シフトと
戻りに要求される時間の長さは、リアルタイムでの記録と整合する。それに応じ
て、リアルタイムでの記録には、欠陥領域を管理する多くの方法が要求されるこ
とが示唆される。そのような方法の１つがスキップ方法である。この方法では、
ＳＤＬの使用時にリニア交替が実行されず、欠陥ブロックのデータは、スリップ
交替の場合のように欠陥ブロックの後の正常ブロックに書き込まれる。その結果
、光ピックアップは、欠陥ブロックに合うたびにスペア領域にシフトする必要が
なくなり、リアルタイム記録における光ピックアップのシフト時間を短縮するこ
とができる。
ている欠陥ブロックを置換してデータを書き込むには、光ピックアップをスペア
領域にシフトしてから、ユーザ領域に戻さなければならない。しかし、シフトと
戻りに要求される時間の長さは、リアルタイムでの記録と整合する。それに応じ
て、リアルタイムでの記録には、欠陥領域を管理する多くの方法が要求されるこ
とが示唆される。そのような方法の１つがスキップ方法である。この方法では、
ＳＤＬの使用時にリニア交替が実行されず、欠陥ブロックのデータは、スリップ
交替の場合のように欠陥ブロックの後の正常ブロックに書き込まれる。その結果
、光ピックアップは、欠陥ブロックに合うたびにスペア領域にシフトする必要が
なくなり、リアルタイム記録における光ピックアップのシフト時間を短縮するこ
とができる。
【００１６】 この時、欠陥ブロックはＬＳＮとＰＳＮを保持する。しかし、ホストの見地で
は、光ディスク内の論理セクタの数は固定である。したがって、たとえデータが
欠陥ブロックに書き込まれない場合でもＬＳＮはスキップされた欠陥ブロックに
割り当てられるため、ホストから見れば、スキップされたブロックの数と等しい
数のＬＳＮがスキップによって失われる。たとえば、仮にホストから１００セク
タのデータが書き込みに転送されたとしても、領域内に欠陥ブロックが１つ存在
すれば、書き込まれるのは８４セクタ（１ブロック＝１６セクタ）のみである。
は、光ディスク内の論理セクタの数は固定である。したがって、たとえデータが
欠陥ブロックに書き込まれない場合でもＬＳＮはスキップされた欠陥ブロックに
割り当てられるため、ホストから見れば、スキップされたブロックの数と等しい
数のＬＳＮがスキップによって失われる。たとえば、仮にホストから１００セク
タのデータが書き込みに転送されたとしても、領域内に欠陥ブロックが１つ存在
すれば、書き込まれるのは８４セクタ（１ブロック＝１６セクタ）のみである。
【００１７】 したがって、図４Ｃ内のファイル１に関しては、サイズは図４Ｄに示されるよ
うに、ＵＤＦファイル・システムのＩＣＢにＮまたはＮ−Ｌとして表すことがで
きる。「Ｌ」は、ファイル１が書き込まれた領域でスキップされた欠陥セクタの
数を表す。図４Ｃに示されるように、ファイル１のデータは、欠陥ブロックに合
うまで位置「Ａ」からセクタ数「Ｍ」書き込まれる。欠陥ブロックをスキップし
てから、ファイル１の書き込みが継続される。しかし、欠陥ブロックｓｂｌｋＢ
については、ＬＳＮは保持されてもデータは書き込まれないため、ホストがデー
タをセクタ数Ｎだけ書き込むコマンドを与えても欠陥ブロックｓｂｌｋＢのＬＳ
Ｎは使用できないため、光ディスク記録／再生デバイスはセクタ数Ｎ−Ｌのみデ
ータを書き込む。
うに、ＵＤＦファイル・システムのＩＣＢにＮまたはＮ−Ｌとして表すことがで
きる。「Ｌ」は、ファイル１が書き込まれた領域でスキップされた欠陥セクタの
数を表す。図４Ｃに示されるように、ファイル１のデータは、欠陥ブロックに合
うまで位置「Ａ」からセクタ数「Ｍ」書き込まれる。欠陥ブロックをスキップし
てから、ファイル１の書き込みが継続される。しかし、欠陥ブロックｓｂｌｋＢ
については、ＬＳＮは保持されてもデータは書き込まれないため、ホストがデー
タをセクタ数Ｎだけ書き込むコマンドを与えても欠陥ブロックｓｂｌｋＢのＬＳ
Ｎは使用できないため、光ディスク記録／再生デバイスはセクタ数Ｎ−Ｌのみデ
ータを書き込む。
【００１８】 その結果、図４Ｄにおける第１の例のようにファイル１のサイズが「Ｎ」で表
される場合、実際のファイル・サイズと書き込まれるファイル・サイズは異なり
、ファイル・マネージャによるファイルの管理に問題が生じる。他方、ファイル
１のサイズが第２の例のように「Ｎ−Ｌ」で表される場合、ＬＳＮ間の不一致が
生じる。たとえば、図４Ｃのファイル２が消去された後にファイル３が新たに書
き込まれる場合、ホストのファイル・マネージャは、ファイル３のデータを位置
Ｃ−Ｌから書き込むコマンドを生成する。この場合、Ｌは欠陥のセクタ数である
。その結果、以前に書き込まれたファイル１のデータは破損する。従って、リア
ルタイムのデータが前述の方法に従って書き込まれると、ファイル・マネージャ
のファイル管理に誤りが生じることがある。
される場合、実際のファイル・サイズと書き込まれるファイル・サイズは異なり
、ファイル・マネージャによるファイルの管理に問題が生じる。他方、ファイル
１のサイズが第２の例のように「Ｎ−Ｌ」で表される場合、ＬＳＮ間の不一致が
生じる。たとえば、図４Ｃのファイル２が消去された後にファイル３が新たに書
き込まれる場合、ホストのファイル・マネージャは、ファイル３のデータを位置
Ｃ−Ｌから書き込むコマンドを生成する。この場合、Ｌは欠陥のセクタ数である
。その結果、以前に書き込まれたファイル１のデータは破損する。従って、リア
ルタイムのデータが前述の方法に従って書き込まれると、ファイル・マネージャ
のファイル管理に誤りが生じることがある。
【００１９】 また、リアルタイムでの記録中に欠陥領域によって保持されるＬＳＮは使用す
ることができず、そのようなＬＳＮに相当する量のデータは記録することができ
ない。そのため、実際上、ディスク・サイズの減少が生じる。その理由は、デー
タが書き込まれる領域に欠陥ブロックまたは欠陥セクタが存在しているか否かに
かかわらず、データはホストからの書き込みコマンドに応じて固定された単位で
書き込まれるためである。
ることができず、そのようなＬＳＮに相当する量のデータは記録することができ
ない。そのため、実際上、ディスク・サイズの減少が生じる。その理由は、デー
タが書き込まれる領域に欠陥ブロックまたは欠陥セクタが存在しているか否かに
かかわらず、データはホストからの書き込みコマンドに応じて固定された単位で
書き込まれるためである。
【００２０】 （発明の開示） したがって、本発明の目的は、少なくとも関連技術の問題点と欠点を解決する
ことである。
ことである。
【００２１】 本発明の目的は、光ディスクにデータの記録／再生を行う装置から返された欠
陥領域情報を使用して書き込みコマンドを提供することによって、光記録メディ
アに／からリアルタイムでデータを記録／再生する方法を提供することである。
陥領域情報を使用して書き込みコマンドを提供することによって、光記録メディ
アに／からリアルタイムでデータを記録／再生する方法を提供することである。
【００２２】 本発明の別の目的は、光ディスク内のファイルをリアルタイムで管理する方法
を提供することである。
を提供することである。
【００２３】 本発明の別の目的は、光ディスク内のファイルを管理する方法に、欠陥ブロッ
ク情報を使用してリアルタイム・データを管理する機能を提供することである。
ク情報を使用してリアルタイム・データを管理する機能を提供することである。
【００２４】 本発明の別の目的は、光ディスク内のファイルを管理する方法に、スキップさ
れた欠陥ブロック情報を使用してリアルタイム・データを管理する機能を与える
ことである。
れた欠陥ブロック情報を使用してリアルタイム・データを管理する機能を与える
ことである。
【００２５】 本発明の別の目的は、光記録メディアにデータをリアルタイムで記録／再生す
る方法を提供することである。この方法によって、光ディスクにデータを記録／
再生するデバイスは、リアルタイム・データが提供されたとき、データを書き込
む前に欠陥領域を読み出し除外する。
る方法を提供することである。この方法によって、光ディスクにデータを記録／
再生するデバイスは、リアルタイム・データが提供されたとき、データを書き込
む前に欠陥領域を読み出し除外する。
【００２６】 本発明のその他の利点、目的、および特徴はこの後の記載において部分的に説
明される。これらは、部分的には当該技術において当業者にとって以下の検証の
際に明白となり、または、本発明の実施から知ることができる。本発明の目的と
利点は、追加請求項で特に指摘されるように実現および達成することができる。
明される。これらは、部分的には当該技術において当業者にとって以下の検証の
際に明白となり、または、本発明の実施から知ることができる。本発明の目的と
利点は、追加請求項で特に指摘されるように実現および達成することができる。
【００２７】 ここに具体化され広く記載されるように、本発明の目的を達成するためにかつ
目的に従うために、光記録メディアに／からリアルタイムでデータを記録／再生
する方法には以下が含まれる。（１）リアルタイムで書き込まれるデータが生成
された場合、欠陥領域に関する情報を要求する制御信号を生成して、その制御信
号を光メディアに／からデータを記録／再生するデバイスに送る。（２）制御信
号が受信されたとき、制御装置に欠陥領域に関する情報を提供する。（３）欠陥
領域に関する情報が手順（２）で返されたとき、データが欠陥領域に書き込まれ
ないような書き込みコマンドを生成し、光メディアに／からデータを記録／再生
するデバイスに、書き込みコマンドと書き込みデータをリアルタイムで一緒に提
供する。
目的に従うために、光記録メディアに／からリアルタイムでデータを記録／再生
する方法には以下が含まれる。（１）リアルタイムで書き込まれるデータが生成
された場合、欠陥領域に関する情報を要求する制御信号を生成して、その制御信
号を光メディアに／からデータを記録／再生するデバイスに送る。（２）制御信
号が受信されたとき、制御装置に欠陥領域に関する情報を提供する。（３）欠陥
領域に関する情報が手順（２）で返されたとき、データが欠陥領域に書き込まれ
ないような書き込みコマンドを生成し、光メディアに／からデータを記録／再生
するデバイスに、書き込みコマンドと書き込みデータをリアルタイムで一緒に提
供する。
【００２８】 さらに特定すれば、制御装置に返される欠陥領域に関する情報は、欠陥管理領
域上にリストされる欠陥領域の位置情報である。また、制御装置に返される欠陥
領域に関する情報は、２次欠陥リストにリストされる欠陥ブロックに関する位置
情報でもある。そのような情報には、さらに各欠陥ブロックの最初のセクタ番号
が含まれる。加えて、制御装置に返されるそのような欠陥領域に関する情報は、
論理セクタ番号を保持する。最終的に、制御装置に返される欠陥領域に関する情
報は、ＰＤＬとＳＤＬにリストされる欠陥領域に関する位置情報である。
域上にリストされる欠陥領域の位置情報である。また、制御装置に返される欠陥
領域に関する情報は、２次欠陥リストにリストされる欠陥ブロックに関する位置
情報でもある。そのような情報には、さらに各欠陥ブロックの最初のセクタ番号
が含まれる。加えて、制御装置に返されるそのような欠陥領域に関する情報は、
論理セクタ番号を保持する。最終的に、制御装置に返される欠陥領域に関する情
報は、ＰＤＬとＳＤＬにリストされる欠陥領域に関する位置情報である。
【００２９】 書き込みコマンドに応じてデータを書き込んでいる間に新しい欠陥ブロックに
合った場合、新しい欠陥ブロックはスキップされ、データは新しい欠陥ブロック
の後の正常ブロックに書き込まれる。
合った場合、新しい欠陥ブロックはスキップされ、データは新しい欠陥ブロック
の後の正常ブロックに書き込まれる。
【００３０】 上記の方法には、さらに、書き込みコマンドに応じてデータを書き込んでいる
間に新しい欠陥ブロックに合うたびに、書き込みコマンドを終了して新しい欠陥
ブロックに関する情報を制御装置に返し、そのような情報が返されたとき新しい
書き込みコマンドを生成して、その新しい書き込みコマンドを光ディスクにデー
タを記録／再生するデバイスに提供する手順の繰り返しが含まれる。上記の方法
には、さらに、書き込みコマンドに応じてデータを書き込んでいる間に新しい欠
陥ブロックに合った場合に、欠陥ブロックにデータをそのまま書き込む手順も含
まれる。
間に新しい欠陥ブロックに合うたびに、書き込みコマンドを終了して新しい欠陥
ブロックに関する情報を制御装置に返し、そのような情報が返されたとき新しい
書き込みコマンドを生成して、その新しい書き込みコマンドを光ディスクにデー
タを記録／再生するデバイスに提供する手順の繰り返しが含まれる。上記の方法
には、さらに、書き込みコマンドに応じてデータを書き込んでいる間に新しい欠
陥ブロックに合った場合に、欠陥ブロックにデータをそのまま書き込む手順も含
まれる。
【００３１】 本発明の別の態様では、書き込みコマンドに応じて制御装置から光記録メディ
アにデータを書き込むために、光メディアに／からデータを記録／再生するデバ
イス内で光記録メディアに記録されたデータ・ファイルを管理する方法が提供さ
れる。この方法には以下が含まれる。（１）リアルタイムで書き込まれるデータ
が生成された場合、欠陥領域に関する情報を要求する制御信号を生成して、その
制御信号を光メディアに／からデータを記録／再生するデバイスに送る。（２）
制御信号が受信されたとき、制御装置に欠陥領域に関する情報を提供する。（３
）欠陥領域に関する情報が手順（２）で返されたとき、データが欠陥領域に書き
込まれないような書き込みコマンドを生成し、光メディアに／からデータを記録
／再生するデバイスに、書き込みコマンドと書き込みデータをリアルタイムで一
緒に提供する。さらに、（４）書き込みコマンドに応じたリアルタイムのデータ
の記録が完了したとき、光記録メディア上の欠陥領域情報に関連したファイル・
アーキテクチャの情報を書き込む。
アにデータを書き込むために、光メディアに／からデータを記録／再生するデバ
イス内で光記録メディアに記録されたデータ・ファイルを管理する方法が提供さ
れる。この方法には以下が含まれる。（１）リアルタイムで書き込まれるデータ
が生成された場合、欠陥領域に関する情報を要求する制御信号を生成して、その
制御信号を光メディアに／からデータを記録／再生するデバイスに送る。（２）
制御信号が受信されたとき、制御装置に欠陥領域に関する情報を提供する。（３
）欠陥領域に関する情報が手順（２）で返されたとき、データが欠陥領域に書き
込まれないような書き込みコマンドを生成し、光メディアに／からデータを記録
／再生するデバイスに、書き込みコマンドと書き込みデータをリアルタイムで一
緒に提供する。さらに、（４）書き込みコマンドに応じたリアルタイムのデータ
の記録が完了したとき、光記録メディア上の欠陥領域情報に関連したファイル・
アーキテクチャの情報を書き込む。
【００３２】 上記の方法には、さらに、書き込みコマンドに応じて光記録メディアにデータ
を書き込んでいる間に新しい欠陥ブロックに合った場合、書き込みコマンドを終
了して欠陥ブロックに関する情報を制御装置に返し、欠陥ブロックに関する情報
が返されたとき新しい書き込みコマンドを生成して、その新しい書き込みコマン
ドを光ディスクに／からデータを記録／再生するデバイスに提供する手順が含ま
れる。
を書き込んでいる間に新しい欠陥ブロックに合った場合、書き込みコマンドを終
了して欠陥ブロックに関する情報を制御装置に返し、欠陥ブロックに関する情報
が返されたとき新しい書き込みコマンドを生成して、その新しい書き込みコマン
ドを光ディスクに／からデータを記録／再生するデバイスに提供する手順が含ま
れる。
【００３３】 書き込みは書き込みコマンドおよび連続した欠陥セクタ数に応じて開始される
ため、制御装置に返される欠陥ブロック情報は、欠陥領域に合うまで書き込まれ
たセクタ数である。制御装置に返される欠陥ブロック情報は、要求検知データ内
の未使用領域に書き込まれた欠陥ブロック情報とともに返される。
ため、制御装置に返される欠陥ブロック情報は、欠陥領域に合うまで書き込まれ
たセクタ数である。制御装置に返される欠陥ブロック情報は、要求検知データ内
の未使用領域に書き込まれた欠陥ブロック情報とともに返される。
【００３４】 書き込みコマンドに応じて光記録メディアにデータを書き込んでいる間に新し
い欠陥ブロックに合った場合、上記の方法には、さらに、欠陥ブロックをスキッ
プして、欠陥ブロックの後の正常ブロックにデータを書き込む手順が含まれる。
また、制御装置から提供された書き込みコマンドが前記の手順で終了した場合、
スキップした欠陥ブロックに関する情報を制御装置に返す手順も含まれる。スキ
ップされた欠陥ブロックの情報は、要求検知データの追加領域に書き込まれた情
報とともに返される。この場合、追加された長さも保存される。１つのファイル
に関して書き出される情報制御ブロック（ＩＣＢ）は、返される欠陥領域によっ
て区切られる。その際、欠陥領域はＩＣＢには書き込まれない。
い欠陥ブロックに合った場合、上記の方法には、さらに、欠陥ブロックをスキッ
プして、欠陥ブロックの後の正常ブロックにデータを書き込む手順が含まれる。
また、制御装置から提供された書き込みコマンドが前記の手順で終了した場合、
スキップした欠陥ブロックに関する情報を制御装置に返す手順も含まれる。スキ
ップされた欠陥ブロックの情報は、要求検知データの追加領域に書き込まれた情
報とともに返される。この場合、追加された長さも保存される。１つのファイル
に関して書き出される情報制御ブロック（ＩＣＢ）は、返される欠陥領域によっ
て区切られる。その際、欠陥領域はＩＣＢには書き込まれない。
【００３５】 さらに、本発明の別の態様では、光記録メディアに／からデータをリアルタイ
ムで記録／再生する方法が提供される。次の手順が含まれる。（１）リアルタイ
ムで記録する書き込みコマンドを制御装置から受信すると同時に、書き込みコマ
ンドによって指定された書き込み領域内に存在する欠陥ブロックの情報を制御装
置に返す。（２）上記手順で欠陥ブロックに関する情報が返されたとき、新しい
書き込みコマンドを生成して、光ディスクに／からデータを記録／再生するデバ
イスにその書き込みコマンドを与える。および、（３）上記手順で与えられた書
き込みコマンドに応じてデータを書き込む。上記手順で１ファイルの書き込みが
終了したとき、１ファイルを書き込んだＩＣＢは、返される欠陥領域によって区
切られる。その際、欠陥領域はＩＣＢには書き込まれない。
ムで記録／再生する方法が提供される。次の手順が含まれる。（１）リアルタイ
ムで記録する書き込みコマンドを制御装置から受信すると同時に、書き込みコマ
ンドによって指定された書き込み領域内に存在する欠陥ブロックの情報を制御装
置に返す。（２）上記手順で欠陥ブロックに関する情報が返されたとき、新しい
書き込みコマンドを生成して、光ディスクに／からデータを記録／再生するデバ
イスにその書き込みコマンドを与える。および、（３）上記手順で与えられた書
き込みコマンドに応じてデータを書き込む。上記手順で１ファイルの書き込みが
終了したとき、１ファイルを書き込んだＩＣＢは、返される欠陥領域によって区
切られる。その際、欠陥領域はＩＣＢには書き込まれない。
【００３６】 本発明の別の態様では、書き込みデータが生成され光記録メディアにデータが
書き込まれる場合、光記録メディアにデータを記録／再生するデバイスでのファ
イルの管理方法には次の手順が含まれる。（１）リアルタイムの書き込みデータ
が生成された場合、欠陥領域に関する情報を読み取る。ステップ（１）で読み取
った欠陥領域を除去しながら、リアルタイムの書き込みデータを書き込む。およ
び（３）リアルタイムの書き込みデータを書き込み終えるのと同時に、欠陥領域
情報と関連したファイル・アーキテクチャを光記録メディアに書き込む。１ファ
イルを書き込んだファイル・アーキテクチャ（ＩＣＢ）は、欠陥領域によって区
切られる。その際、欠陥領域はファイル・アーキテクチャ（ＩＣＢ）には書き込
まれない。
書き込まれる場合、光記録メディアにデータを記録／再生するデバイスでのファ
イルの管理方法には次の手順が含まれる。（１）リアルタイムの書き込みデータ
が生成された場合、欠陥領域に関する情報を読み取る。ステップ（１）で読み取
った欠陥領域を除去しながら、リアルタイムの書き込みデータを書き込む。およ
び（３）リアルタイムの書き込みデータを書き込み終えるのと同時に、欠陥領域
情報と関連したファイル・アーキテクチャを光記録メディアに書き込む。１ファ
イルを書き込んだファイル・アーキテクチャ（ＩＣＢ）は、欠陥領域によって区
切られる。その際、欠陥領域はファイル・アーキテクチャ（ＩＣＢ）には書き込
まれない。
【００３７】 本発明は、以下の図面に関連して詳細に記述される。これらの図面内では、同
じ参照数字は同じ参照要素を表す。
じ参照数字は同じ参照要素を表す。
【００３８】 （発明の実施の形態） 本発明の好ましい実施形態についてここに詳細に説明する。実施形態に関して
は添付図面で説明する。
は添付図面で説明する。
【００３９】 本発明の第１の実施形態では、リアルタイムの書き込みデータが提供された場
合、ホストはあらかじめ欠陥領域に関する情報を要求する信号を、光ディスクに
／からデータを記録／再生するデバイスに提供する。ホストは、記録／再生デバ
イスから返される欠陥領域情報を使用して書き込みコマンドを生成し、データを
書き込む。本発明の２番目の実施形態では、リアルタイムの書き込みデータが提
供された場合、ホストはあらかじめリアルタイムで記録するコマンドを提供する
。次に、ホストは、コマンドに対応したブロック内の欠陥領域に関する情報が記
録／再生デバイスから返されたときに、新しい書き込みコマンドを提供してデー
タを書き込む。
合、ホストはあらかじめ欠陥領域に関する情報を要求する信号を、光ディスクに
／からデータを記録／再生するデバイスに提供する。ホストは、記録／再生デバ
イスから返される欠陥領域情報を使用して書き込みコマンドを生成し、データを
書き込む。本発明の２番目の実施形態では、リアルタイムの書き込みデータが提
供された場合、ホストはあらかじめリアルタイムで記録するコマンドを提供する
。次に、ホストは、コマンドに対応したブロック内の欠陥領域に関する情報が記
録／再生デバイスから返されたときに、新しい書き込みコマンドを提供してデー
タを書き込む。
【００４０】 本発明には、さらにデータの書き込み中に新たに出合った欠陥ブロックを処理
する方法も含まれる。１つの方法では、欠陥ブロックがスキップされ、データは
欠陥ブロックの後の正常ブロックに書き込まれる。別の方法では、新しい欠陥ブ
ロックに出合った場合に、書き込みコマンドを終了して、データの書き込みを継
続するための新しい書き込みコマンドをホストから受信する。また、さらに別の
方法では、欠陥ブロックにデータをそのまま書き込む。新たに出合った欠陥ブロ
ックを処理するこのような方法は、本発明の第１の実施形態と第２の実施形態の
両方に適用可能である。次に、第１の実施形態と第２の実施形態について説明す
る。
する方法も含まれる。１つの方法では、欠陥ブロックがスキップされ、データは
欠陥ブロックの後の正常ブロックに書き込まれる。別の方法では、新しい欠陥ブ
ロックに出合った場合に、書き込みコマンドを終了して、データの書き込みを継
続するための新しい書き込みコマンドをホストから受信する。また、さらに別の
方法では、欠陥ブロックにデータをそのまま書き込む。新たに出合った欠陥ブロ
ックを処理するこのような方法は、本発明の第１の実施形態と第２の実施形態の
両方に適用可能である。次に、第１の実施形態と第２の実施形態について説明す
る。
【００４１】 第１の実施形態 図５は、光メディアに／からデータをリアルタイムで記録／再生する方法、お
よび本発明の第１の好ましい実施形態に従ってファイルを管理する方法を示すフ
ローチャートである。
よび本発明の第１の好ましい実施形態に従ってファイルを管理する方法を示すフ
ローチャートである。
【００４２】 リアルタイムの記録用のデータが提供されたとき（手順５０１）、ホストは、
書き込みコマンドを与える前に、光ディスクに／からデータを記録／再生するデ
バイスにディスクの欠陥領域情報を要求する制御信号を与える（手順５０２）。
補足信号として、ＰＤＬ情報を返すために、同様の方法で、欠陥領域に関する情
報を要求する制御信号をコマンド・タイプに与えても良く、また与えなくても良
い。
書き込みコマンドを与える前に、光ディスクに／からデータを記録／再生するデ
バイスにディスクの欠陥領域情報を要求する制御信号を与える（手順５０２）。
補足信号として、ＰＤＬ情報を返すために、同様の方法で、欠陥領域に関する情
報を要求する制御信号をコマンド・タイプに与えても良く、また与えなくても良
い。
【００４３】 記録／再生デバイスは、ホストから制御信号を受信すると、ＤＭＡにリストさ
れている欠陥領域情報を返す（手順５０３）。ホストに返された欠陥領域情報は
、ＳＤＬとＰＤＬにリストされている欠陥ブロックと欠陥セクタの位置情報であ
る。または、ＳＤＬにリストされる欠陥ブロックの位置情報である。図６Ａに示
されるように、ブロックｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢはＳＤＬにリストされている欠
陥ブロックであり、それらの欠陥ブロックの位置情報はマイクロコンピュータに
よってホストに返される。
れている欠陥領域情報を返す（手順５０３）。ホストに返された欠陥領域情報は
、ＳＤＬとＰＤＬにリストされている欠陥ブロックと欠陥セクタの位置情報であ
る。または、ＳＤＬにリストされる欠陥ブロックの位置情報である。図６Ａに示
されるように、ブロックｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢはＳＤＬにリストされている欠
陥ブロックであり、それらの欠陥ブロックの位置情報はマイクロコンピュータに
よってホストに返される。
【００４４】 マイクロコンピュータは、ＳＤＬにリストされている欠陥ブロックについて最
初のセクタのＰＳＮをＬＳＮに変換して、欠陥ブロックの位置情報として使用す
る。この場合、ホストに返されたＬＳＮと、その後の１５セクタが欠陥であると
判定される。さらに、あらかじめ決定された信号を設定することによって、ホス
トがそのあらかじめ決定された信号を記録／再生デバイスに提供するとき、たと
えリアルタイムの書き込みが実行されない場合でも、ホストに欠陥領域情報を返
すことができる。
初のセクタのＰＳＮをＬＳＮに変換して、欠陥ブロックの位置情報として使用す
る。この場合、ホストに返されたＬＳＮと、その後の１５セクタが欠陥であると
判定される。さらに、あらかじめ決定された信号を設定することによって、ホス
トがそのあらかじめ決定された信号を記録／再生デバイスに提供するとき、たと
えリアルタイムの書き込みが実行されない場合でも、ホストに欠陥領域情報を返
すことができる。
【００４５】 ホストは、欠陥領域に関して返された情報と既存のファイル・アーキテクチャ
を基準にして、書き込みコマンドを生成する。書き込みコマンドは、リアルタイ
ム・データと共に記録／再生デバイスに送られる（手順５０４および５０５）。
すなわち、ホストは、ＳＤＬにリストされている欠陥領域または新たに出合った
欠陥領域のいずれにもデータが書き込まれないような書き込みコマンドを生成す
る。
を基準にして、書き込みコマンドを生成する。書き込みコマンドは、リアルタイ
ム・データと共に記録／再生デバイスに送られる（手順５０４および５０５）。
すなわち、ホストは、ＳＤＬにリストされている欠陥領域または新たに出合った
欠陥領域のいずれにもデータが書き込まれないような書き込みコマンドを生成す
る。
【００４６】 たとえば、図６Ａについて説明すると、ホストからの要求に応じてディスクの
欠陥領域情報が位置「Ａ」としてホストに返される場合、ホストは欠陥領域に関
する情報を得たことになる。したがって、ホストは、位置「Ａ」に続く次の「Ｍ
」セクタにデータを書き込むコマンドとともに、関連データを記録／再生デバイ
スに提供することができる。次に、記録／再生デバイスは、書き込みコマンドに
よって指示されたとおりにデータを位置「Ａ」から書き込み始める（手順５０６
）。この時、書き込みコマンドは、あらかじめデータの書き込み位置を指定した
コマンドである。または、コマンドは指定された位置を含む書き込みコマンドで
ある。
欠陥領域情報が位置「Ａ」としてホストに返される場合、ホストは欠陥領域に関
する情報を得たことになる。したがって、ホストは、位置「Ａ」に続く次の「Ｍ
」セクタにデータを書き込むコマンドとともに、関連データを記録／再生デバイ
スに提供することができる。次に、記録／再生デバイスは、書き込みコマンドに
よって指示されたとおりにデータを位置「Ａ」から書き込み始める（手順５０６
）。この時、書き込みコマンドは、あらかじめデータの書き込み位置を指定した
コマンドである。または、コマンドは指定された位置を含む書き込みコマンドで
ある。
【００４７】 エラーの可能性が高い欠陥ブロックが発見された場合、たとえ欠陥ブロックが
ＳＤＬにリストされていない場合でも、新たな欠陥ブロックはスキップされ、デ
ータは欠陥ブロックの後の正常ブロックに書き込まれる。代わりに、図８Ａに示
されるように、新しい欠陥ブロックが検出されると、書き込みコマンドが終了さ
れ、データを書き込むためにホストから新しい書き込みコマンドが受信される。
最終的には、図１０Ａに示されるように、新しい欠陥ブロックを検出したとき、
新しい欠陥ブロックに単純にそのままデータを書き込むこともある。
ＳＤＬにリストされていない場合でも、新たな欠陥ブロックはスキップされ、デ
ータは欠陥ブロックの後の正常ブロックに書き込まれる。代わりに、図８Ａに示
されるように、新しい欠陥ブロックが検出されると、書き込みコマンドが終了さ
れ、データを書き込むためにホストから新しい書き込みコマンドが受信される。
最終的には、図１０Ａに示されるように、新しい欠陥ブロックを検出したとき、
新しい欠陥ブロックに単純にそのままデータを書き込むこともある。
【００４８】 例えば、図６Ａと図８Ａに示されるように、新しい欠陥ブロック、特に物理識
別（ＰＩＤ）エラーに出合ったとき、新しいＥＥＣブロックを形成する時間が十
分であれば、ブロックはデータの書き込みなしにスキップされる。しかしながら
、図１０Ａに示されるように、新しいＥＥＣブロックを形成する十分な時間がな
い場合は、データは欠陥ブロックにそのまま書き込まれる。
別（ＰＩＤ）エラーに出合ったとき、新しいＥＥＣブロックを形成する時間が十
分であれば、ブロックはデータの書き込みなしにスキップされる。しかしながら
、図１０Ａに示されるように、新しいＥＥＣブロックを形成する十分な時間がな
い場合は、データは欠陥ブロックにそのまま書き込まれる。
【００４９】 図５と図６は、新たに出合った欠陥ブロックをスキップして、新たな欠陥ブロ
ックの後の正常ブロックにデータを書き込む例を示す。特に、書き込みコマンド
によって指定された位置にデータを書き込んでいる間に新たな欠陥ブロックに出
合った場合（手順５０７）、マイクロコンピュータはブロックをスキップして、
スキップしたブロックの後の使用可能な正常ブロックにデータを書き込む（手順
５０８）。その後、マイクロコンピュータは、ホストからの書き込みコマンドが
終了されたかどうかを判定する（手順５０９）。書き込みコマンドが終了されて
いない場合、プロセスは手順５０６に戻り、書き込みコマンドによって指定され
た位置にデータを書き込みながら、欠陥ブロックを検出するプロセスを実行する
。書き込みコマンドが終了した場合、書き込みコマンドの間にスキップされた欠
陥ブロックの情報はホストに返される（手順５１０）。手順５１０では、欠陥ブ
ロックがない場合、正常な状態を表す情報がホストに返される。
ックの後の正常ブロックにデータを書き込む例を示す。特に、書き込みコマンド
によって指定された位置にデータを書き込んでいる間に新たな欠陥ブロックに出
合った場合（手順５０７）、マイクロコンピュータはブロックをスキップして、
スキップしたブロックの後の使用可能な正常ブロックにデータを書き込む（手順
５０８）。その後、マイクロコンピュータは、ホストからの書き込みコマンドが
終了されたかどうかを判定する（手順５０９）。書き込みコマンドが終了されて
いない場合、プロセスは手順５０６に戻り、書き込みコマンドによって指定され
た位置にデータを書き込みながら、欠陥ブロックを検出するプロセスを実行する
。書き込みコマンドが終了した場合、書き込みコマンドの間にスキップされた欠
陥ブロックの情報はホストに返される（手順５１０）。手順５１０では、欠陥ブ
ロックがない場合、正常な状態を表す情報がホストに返される。
【００５０】 さらに、コマンドというよりもあらかじめ決定されたプロトコルまたは信号に
よって、ホストはデータの書き込み中に書き込みの現在のステータスを要求する
。したがって、信号を生成すると同時に、記録／再生デバイスは要求された情報
をホストに提供する。プロトコルがない場合は、書き込みに関する情報は書き込
みコマンドの終了後にホストに提供される。
よって、ホストはデータの書き込み中に書き込みの現在のステータスを要求する
。したがって、信号を生成すると同時に、記録／再生デバイスは要求された情報
をホストに提供する。プロトコルがない場合は、書き込みに関する情報は書き込
みコマンドの終了後にホストに提供される。
【００５１】 欠陥ブロックに関する情報は、様々な方法の１つによってホストに返される。
１つの方法では、図６Ｂに示されるように、情報は要求検知データを使用して返
される。書き込みコマンドが終了したとき、マイクロコンピュータはホストにコ
マンド実行報告を返す。この時点で、スキップされた欠陥ブロックに関する情報
は、要求検知データの補足領域に情報が記録されることによって返される。
１つの方法では、図６Ｂに示されるように、情報は要求検知データを使用して返
される。書き込みコマンドが終了したとき、マイクロコンピュータはホストにコ
マンド実行報告を返す。この時点で、スキップされた欠陥ブロックに関する情報
は、要求検知データの補足領域に情報が記録されることによって返される。
【００５２】 たとえば、図６Ａに示されるように、書き込みコマンドが終了するまで、記録
／再生デバイスはホストからの書き込みコマンドに従ってスキップ方法によって
リアルタイムでデータを書き込む。この時、記録／再生デバイスは、チェック状
態ステータス（ＣＨＥＣＫ ＣＯＮＤＩＴＩＯＮステータス）を検査して、エラ
ーなどの存在をホストに指示する。ホストは、チェック状態ステータスを受信す
ると、要求検知コマンドを記録／再生デバイスに送り、エラー・コードを要求す
る。したがって、図６Ｂに示されるように、記録／再生デバイスは要求検知デー
タをホストに返す。
／再生デバイスはホストからの書き込みコマンドに従ってスキップ方法によって
リアルタイムでデータを書き込む。この時、記録／再生デバイスは、チェック状
態ステータス（ＣＨＥＣＫ ＣＯＮＤＩＴＩＯＮステータス）を検査して、エラ
ーなどの存在をホストに指示する。ホストは、チェック状態ステータスを受信す
ると、要求検知コマンドを記録／再生デバイスに送り、エラー・コードを要求す
る。したがって、図６Ｂに示されるように、記録／再生デバイスは要求検知デー
タをホストに返す。
【００５３】 すなわち、スキップされた欠陥ブロックの情報は、要求検知データの追加領域
に第１５バイトから書き込まれ、ホストに返される。要求検知データのバイト長
は可変であるため、情報の追加によって生じる追加長が第７バイトの追加検知長
に書き込まれる可能性がある。したがって、本発明では、既存の要求検知データ
を利用して（ただし保持して）欠陥領域情報を返す。
に第１５バイトから書き込まれ、ホストに返される。要求検知データのバイト長
は可変であるため、情報の追加によって生じる追加長が第７バイトの追加検知長
に書き込まれる可能性がある。したがって、本発明では、既存の要求検知データ
を利用して（ただし保持して）欠陥領域情報を返す。
【００５４】 記録／再生デバイスは書き込みコマンドが終了するたびにコマンドの実行中に
スキップされた欠陥ブロックの情報をホストに返すため、スキップされるブロッ
クの数は異なる。したがって、情報は、要求検知データに第１５バイトから３ま
たは４バイト単位で書き込まれる。さらに、要求検知データに書き込まれた各欠
陥ブロックに関する情報には、スキップされたブロックにある最初のセクタのＬ
ＳＮが含まれる。１つの書き込みコマンドの実行中に２つの欠陥ブロックが検出
された場合、要求検知データの追加領域には２つのＬＳＮが書き込まれ、ホスト
に返される。その後、ホストは、ホストに返されたＬＳＮとその後の１５セクタ
を欠陥と見なす。
スキップされた欠陥ブロックの情報をホストに返すため、スキップされるブロッ
クの数は異なる。したがって、情報は、要求検知データに第１５バイトから３ま
たは４バイト単位で書き込まれる。さらに、要求検知データに書き込まれた各欠
陥ブロックに関する情報には、スキップされたブロックにある最初のセクタのＬ
ＳＮが含まれる。１つの書き込みコマンドの実行中に２つの欠陥ブロックが検出
された場合、要求検知データの追加領域には２つのＬＳＮが書き込まれ、ホスト
に返される。その後、ホストは、ホストに返されたＬＳＮとその後の１５セクタ
を欠陥と見なす。
【００５５】 図５に戻って、記録／再生デバイスがホストに報告を提供した後、ファイルの
書き込みが完了したかどうかの判定が行われる（手順５１１）。書き込みが完了
していない場合、プロセスは手順５０４に進み、ファイルの書き込みを完了させ
るために新しい書き込みコマンドが提供される。
書き込みが完了したかどうかの判定が行われる（手順５１１）。書き込みが完了
していない場合、プロセスは手順５０４に進み、ファイルの書き込みを完了させ
るために新しい書き込みコマンドが提供される。
【００５６】 図６Ａに示されるように、２番目の書き込みコマンドが位置「Ｂ」で開始する
場合、ホストはＳＤＬにリストされている欠陥ブロックｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢ
に関する情報をすでに知っている。したがって、ホストは、データが欠陥セクタ
ｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢに書き込まれないような書き込みコマンドを提供する。
たとえば、データを位置「Ｄ」からＰセクタ書き込み、欠陥ブロックｓｂｌｋＡ
を除外する書き込みコマンドが、書き込みデータとともに提供される。この時、
書き込みコマンドは、データを位置「Ｄ」からＰセクタ書き込むコマンドである
か、又は既存ファイルの任意の空き領域からデータを書き込むコマンドである。
それにもかかわらず、書き込みコマンドは欠陥領域を除外するため、書き込みコ
マンドでは欠陥領域による断片化が発生する。
場合、ホストはＳＤＬにリストされている欠陥ブロックｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢ
に関する情報をすでに知っている。したがって、ホストは、データが欠陥セクタ
ｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢに書き込まれないような書き込みコマンドを提供する。
たとえば、データを位置「Ｄ」からＰセクタ書き込み、欠陥ブロックｓｂｌｋＡ
を除外する書き込みコマンドが、書き込みデータとともに提供される。この時、
書き込みコマンドは、データを位置「Ｄ」からＰセクタ書き込むコマンドである
か、又は既存ファイルの任意の空き領域からデータを書き込むコマンドである。
それにもかかわらず、書き込みコマンドは欠陥領域を除外するため、書き込みコ
マンドでは欠陥領域による断片化が発生する。
【００５７】 したがって、ホストは、１つのファイルの書き込みを完了するために、多数の
書き込みコマンドを生成して提供する必要がある。しかし、たとえ書き込みコマ
ンドが欠陥領域によって分割されても、本発明は大幅な変更なしに既存システム
に容易に組み入れることができる。マイクロコンピュータは、前述のプロセスに
したがって書き込みコマンドが完了するたびに、コマンド実行報告をホストに提
供する。書き込みコマンドはホストから欠陥領域を除外して提供されるため、そ
のような報告のほとんどには正常な状態を示す情報が含まれる。
書き込みコマンドを生成して提供する必要がある。しかし、たとえ書き込みコマ
ンドが欠陥領域によって分割されても、本発明は大幅な変更なしに既存システム
に容易に組み入れることができる。マイクロコンピュータは、前述のプロセスに
したがって書き込みコマンドが完了するたびに、コマンド実行報告をホストに提
供する。書き込みコマンドはホストから欠陥領域を除外して提供されるため、そ
のような報告のほとんどには正常な状態を示す情報が含まれる。
【００５８】 図６Ｃに示されるように、ファイルの書き込みが完了したとき、ホストは、返
された欠陥領域の位置情報を基準にして、光ディスク上にあるＵＤＦファイル・
システムにファイルの開始位置とサイズを表すＩＣＢを書き込む（手順５１２）
。図６Ａのファイル１を例とすると、ファイル１は、位置「Ａ」からＨセクタ書
き込まれる（新しい欠陥ブロックに合った箇所まで）。新しい欠陥ブロックはス
キップされ、ファイル１は位置「Ｇ」からＴセクタ書き込まれる。ファイル１の
書き込みは、ＳＤＬにリストされている欠陥ブロックｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢに
関する情報をあらかじめ提供することによって、ファイル１が位置「Ｄ」からＰ
セクタおよび位置「Ｅ」からＵセクタ書き込まれた後に完了する。
された欠陥領域の位置情報を基準にして、光ディスク上にあるＵＤＦファイル・
システムにファイルの開始位置とサイズを表すＩＣＢを書き込む（手順５１２）
。図６Ａのファイル１を例とすると、ファイル１は、位置「Ａ」からＨセクタ書
き込まれる（新しい欠陥ブロックに合った箇所まで）。新しい欠陥ブロックはス
キップされ、ファイル１は位置「Ｇ」からＴセクタ書き込まれる。ファイル１の
書き込みは、ＳＤＬにリストされている欠陥ブロックｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢに
関する情報をあらかじめ提供することによって、ファイル１が位置「Ｄ」からＰ
セクタおよび位置「Ｅ」からＵセクタ書き込まれた後に完了する。
【００５９】 結局、ファイル１のＩＣＢは、開始位置が「Ａ」でサイズがＨであるサブファ
イル、開始位置「Ｇ」でサイズがＴであるサブファイル、開始位置が「Ｄ」でサ
イズがＰであるサブファイル、および開始位置が「Ｅ」でサイズがＵであるサブ
ファイルに分割される。すなわち、ファイル１の書き込み領域に存在する欠陥領
域ｓｂｌｋＡ、ｓｂｌｋＢ、およびｓｂｌｋＥはＩＣＢに書き込まれない。その
結果、書き込むファイルのサイズと実際のファイルのサイズ間における不一致と
欠陥領域によって生じるＬＳＮ間の不一致とは発生しない。さらにその結果、そ
のような不一致を原因とするファイル・マネージャによる誤りは回避される。
イル、開始位置「Ｇ」でサイズがＴであるサブファイル、開始位置が「Ｄ」でサ
イズがＰであるサブファイル、および開始位置が「Ｅ」でサイズがＵであるサブ
ファイルに分割される。すなわち、ファイル１の書き込み領域に存在する欠陥領
域ｓｂｌｋＡ、ｓｂｌｋＢ、およびｓｂｌｋＥはＩＣＢに書き込まれない。その
結果、書き込むファイルのサイズと実際のファイルのサイズ間における不一致と
欠陥領域によって生じるＬＳＮ間の不一致とは発生しない。さらにその結果、そ
のような不一致を原因とするファイル・マネージャによる誤りは回避される。
【００６０】 加えて、そのようなＩＣＢは、既存のＵＤＦファイル・システムを保持しなが
ら作成することができる。既存のシステムでさえ、１つのファイルは、しばしば
連続するのではなく空き領域にシフトして書き込まれ、ファイルが断片化する結
果となる。同様に、ＩＣＢは１つのファイルを単純に断片化する。本発明では、
欠陥領域はＩＣＢの作成時に領域がシフトされて発生したスキップされた領域と
見られる。その結果、既存のファイル・システムとの矛盾は生じない。さらに、
欠陥領域はＩＣＢに書き込まれずにＬＳＮを保持するため、リニア交替による書
き込み中に欠陥領域を使用することができる。スペア領域内のスペア・ブロック
を使用して書き込んでいる間に出合った欠陥ブロックを置換することによって、
リニア交替はディスクのユーザ領域全体を使用できるようにする。このようにし
て、ディスクの利用効率を改善することができる。ホストはリアルタイムの記録
を制御するためのディスク・アーキテクチャについて知らない状態でディスクの
欠陥情報を受信するため、ホストの負荷を軽減することができる。
ら作成することができる。既存のシステムでさえ、１つのファイルは、しばしば
連続するのではなく空き領域にシフトして書き込まれ、ファイルが断片化する結
果となる。同様に、ＩＣＢは１つのファイルを単純に断片化する。本発明では、
欠陥領域はＩＣＢの作成時に領域がシフトされて発生したスキップされた領域と
見られる。その結果、既存のファイル・システムとの矛盾は生じない。さらに、
欠陥領域はＩＣＢに書き込まれずにＬＳＮを保持するため、リニア交替による書
き込み中に欠陥領域を使用することができる。スペア領域内のスペア・ブロック
を使用して書き込んでいる間に出合った欠陥ブロックを置換することによって、
リニア交替はディスクのユーザ領域全体を使用できるようにする。このようにし
て、ディスクの利用効率を改善することができる。ホストはリアルタイムの記録
を制御するためのディスク・アーキテクチャについて知らない状態でディスクの
欠陥情報を受信するため、ホストの負荷を軽減することができる。
【００６１】 図７は、書き込みコマンドに応じて書き込んでいる間にＳＤＬにリストされて
いない新たに出合った欠陥ブロックをスキップすることによって、光メディアに
／からデータをリアルタイムで記録／再生する別の方法を示すフローチャートで
ある。手順６０１から手順６０６までは図５の手順５０１から手順５０６までと
同じであるため、説明は省略される。
いない新たに出合った欠陥ブロックをスキップすることによって、光メディアに
／からデータをリアルタイムで記録／再生する別の方法を示すフローチャートで
ある。手順６０１から手順６０６までは図５の手順５０１から手順５０６までと
同じであるため、説明は省略される。
【００６２】 図８Ａでは、書き込みコマンドによって指定された位置にデータを書き込んで
いる間にエラーの可能性が高い欠陥ブロックに出合ったとき（手順６０７）、マ
イクロコンピュータは強制的に書き込みコマンドを停止して、欠陥ブロックに関
する情報をホストに返す（手順６０８）。ホストは、欠陥ブロックに関する情報
を受信すると、データを欠陥ブロックの次の正常ブロックから書き込むことがで
きるような新しいコマンドを提供する（手順６０９）。記録／再生デバイスは、
新しい書き込みコマンドを受信すると、コマンドが指定した位置、すなわち正常
ブロックにデータを書き込む。
いる間にエラーの可能性が高い欠陥ブロックに出合ったとき（手順６０７）、マ
イクロコンピュータは強制的に書き込みコマンドを停止して、欠陥ブロックに関
する情報をホストに返す（手順６０８）。ホストは、欠陥ブロックに関する情報
を受信すると、データを欠陥ブロックの次の正常ブロックから書き込むことがで
きるような新しいコマンドを提供する（手順６０９）。記録／再生デバイスは、
新しい書き込みコマンドを受信すると、コマンドが指定した位置、すなわち正常
ブロックにデータを書き込む。
【００６３】 欠陥領域に関する情報は、様々な方法でホストに提供される。その１つは、図
８Ｂに示されるような要求検知データを使用する方法である。例えば、図８Ａに
示されるように、記録／再生デバイスは、欠陥ブロックｓｂｌｋＥに出合うまで
リアルタイム・データを位置「Ａ」からＨセクタ書き込み続ける。その場合、記
録／再生デバイスは、ホストにチェック状態ステータス（ＣＨＥＣＫ ＣＯＮＤ
ＩＴＩＯＮステータス）を返す。チェック状態ステータスを受信すると、ホスト
は、エラー・コードを要求するために要求検知コマンドを記録／再生デバイスに
送る。したがって、図６Ｂに示されるように、記録／再生デバイスは要求検知デ
ータをホストに返す。
８Ｂに示されるような要求検知データを使用する方法である。例えば、図８Ａに
示されるように、記録／再生デバイスは、欠陥ブロックｓｂｌｋＥに出合うまで
リアルタイム・データを位置「Ａ」からＨセクタ書き込み続ける。その場合、記
録／再生デバイスは、ホストにチェック状態ステータス（ＣＨＥＣＫ ＣＯＮＤ
ＩＴＩＯＮステータス）を返す。チェック状態ステータスを受信すると、ホスト
は、エラー・コードを要求するために要求検知コマンドを記録／再生デバイスに
送る。したがって、図６Ｂに示されるように、記録／再生デバイスは要求検知デ
ータをホストに返す。
【００６４】 要求検知データの長さは１５バイトである。第８、第９、第１０、および第１
１バイトは、欠陥情報の送信用に予約されている。記録／再生デバイスは欠陥ブ
ロックに出合うたびに書き込みコマンドを停止して欠陥領域情報をホストに返す
ため、欠陥情報は要求検知データの予約済みの第８バイトから第１１バイトに書
き込まれ、ホストに返される。
１バイトは、欠陥情報の送信用に予約されている。記録／再生デバイスは欠陥ブ
ロックに出合うたびに書き込みコマンドを停止して欠陥領域情報をホストに返す
ため、欠陥情報は要求検知データの予約済みの第８バイトから第１１バイトに書
き込まれ、ホストに返される。
【００６５】 例えば、書き込みコマンドに従ってデータが記録されたセクタの数（書き込ま
れたセクタ数）は第８バイトと第９バイトに書き込まれ、連続した欠陥セクタの
数は第１０バイトと第１１バイトに書き込まれる。連続した欠陥セクタの数は、
同じ連続した欠陥セクタにデータを書き込むコマンドを、ホストが生成して提供
しないようにする目的で返される。書き込み中に欠陥である可能性が高いブロッ
クに合った場合、マイクロコンピュータは、書き込まれたセクタの数と欠陥ブロ
ックの１６セクタを連続した欠陥セクタの数と見て、同様の情報をホストに返す
。その理由は、書き込み中に欠陥セクタに合った場合、欠陥セクタが属するブロ
ック全体が欠陥であるとされ、ＳＤＬにリストされるためである。
れたセクタ数）は第８バイトと第９バイトに書き込まれ、連続した欠陥セクタの
数は第１０バイトと第１１バイトに書き込まれる。連続した欠陥セクタの数は、
同じ連続した欠陥セクタにデータを書き込むコマンドを、ホストが生成して提供
しないようにする目的で返される。書き込み中に欠陥である可能性が高いブロッ
クに合った場合、マイクロコンピュータは、書き込まれたセクタの数と欠陥ブロ
ックの１６セクタを連続した欠陥セクタの数と見て、同様の情報をホストに返す
。その理由は、書き込み中に欠陥セクタに合った場合、欠陥セクタが属するブロ
ック全体が欠陥であるとされ、ＳＤＬにリストされるためである。
【００６６】 ホストは、マイクロコンピュータから書き込まれた欠陥情報を含む要求検知デ
ータを受信すると、書き込まれたセクタの数と欠陥セクタの数を参照して新しい
書き込みコマンドを提供する。特に、マイクロコンピュータからの欠陥情報を利
用するため、新しいコマンドには、欠陥セクタまたはブロックの後に続く正常ブ
ロックにおける最初のセクタ番号のＬＢＡが含まれる。従って、記録／再生デバ
イス内のマイクロコンピュータは、ホストから新しい書き込みコマンドを受信す
ると、指定された位置から、すなわち欠陥ブロックの後の正常ブロックからデー
タの書き込みを継続する。
ータを受信すると、書き込まれたセクタの数と欠陥セクタの数を参照して新しい
書き込みコマンドを提供する。特に、マイクロコンピュータからの欠陥情報を利
用するため、新しいコマンドには、欠陥セクタまたはブロックの後に続く正常ブ
ロックにおける最初のセクタ番号のＬＢＡが含まれる。従って、記録／再生デバ
イス内のマイクロコンピュータは、ホストから新しい書き込みコマンドを受信す
ると、指定された位置から、すなわち欠陥ブロックの後の正常ブロックからデー
タの書き込みを継続する。
【００６７】 記録／再生デバイスとホストは、光ディスクにデータを書き込んでいる間に欠
陥領域に合うたびに、前述のプロセスを繰り返す。ホストからの書き込みコマン
ドが正常に終了した場合（手順６１０）、すなわち書き込みコマンドの実行中に
欠陥ブロックに出会わなかった場合、マイクロコンピュータはホストに正常状態
を返す（手順６１１）。コマンドというよりもあらかじめ決定されたプロトコル
または信号によって、ホストはデータの書き込み中に書き込みの現在のステータ
スを要求する。したがって、信号を生成すると同時に、記録／再生デバイスは要
求された情報をホストに与える。プロトコルがない場合は、マイクロコンピュー
タは、書き込みコマンドの終了後に書き込みに関する欠陥情報をホストに提供す
る。
陥領域に合うたびに、前述のプロセスを繰り返す。ホストからの書き込みコマン
ドが正常に終了した場合（手順６１０）、すなわち書き込みコマンドの実行中に
欠陥ブロックに出会わなかった場合、マイクロコンピュータはホストに正常状態
を返す（手順６１１）。コマンドというよりもあらかじめ決定されたプロトコル
または信号によって、ホストはデータの書き込み中に書き込みの現在のステータ
スを要求する。したがって、信号を生成すると同時に、記録／再生デバイスは要
求された情報をホストに与える。プロトコルがない場合は、マイクロコンピュー
タは、書き込みコマンドの終了後に書き込みに関する欠陥情報をホストに提供す
る。
【００６８】 １つのファイルの書き込みが完了したとき（手順６１２）、ホストは、記録／
再生デバイス内の光ディスクに関して提供された欠陥情報を基準にして、ファイ
ルの開始位置とサイズを示すＩＣＢをＵＤＦファイル・システム内に書き出す（
手順６１３）。図８Ａに例示されるファイル１のＩＣＢは、図６Ｃに示されるよ
うに書き出される。すなわち、マイクロコンピュータは、ファイル１を位置「Ａ
」からＨセクタ書き込む（新しい欠陥ブロックに合った箇所まで）。マイクロコ
ンピュータは、次に書き込みコマンドを停止して、ホストに欠陥情報を返して、
ホストから新しい書き込みコマンドを受信してから、ファイル１のデータを位置
「Ｇ」からＴセクタ書き込み続ける。ファイル１の書き込みは、ＳＤＬにリスト
されている欠陥ブロックｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢに関する情報をあらかじめ与え
ておくことによって、ファイル１が位置「Ｄ」からＰセクタおよび位置「Ｅ」か
らＵセクタ書き込まれた後に完了する。
再生デバイス内の光ディスクに関して提供された欠陥情報を基準にして、ファイ
ルの開始位置とサイズを示すＩＣＢをＵＤＦファイル・システム内に書き出す（
手順６１３）。図８Ａに例示されるファイル１のＩＣＢは、図６Ｃに示されるよ
うに書き出される。すなわち、マイクロコンピュータは、ファイル１を位置「Ａ
」からＨセクタ書き込む（新しい欠陥ブロックに合った箇所まで）。マイクロコ
ンピュータは、次に書き込みコマンドを停止して、ホストに欠陥情報を返して、
ホストから新しい書き込みコマンドを受信してから、ファイル１のデータを位置
「Ｇ」からＴセクタ書き込み続ける。ファイル１の書き込みは、ＳＤＬにリスト
されている欠陥ブロックｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢに関する情報をあらかじめ与え
ておくことによって、ファイル１が位置「Ｄ」からＰセクタおよび位置「Ｅ」か
らＵセクタ書き込まれた後に完了する。
【００６９】 結局、ファイル１のＩＣＢは、開始位置が「Ａ」でサイズがＨであるサブファ
イル、開始位置「Ｇ」でサイズがＴであるサブファイル、開始位置が「Ｄ」でサ
イズがＰであるサブファイル、および開始位置が「Ｅ」でサイズがＵであるサブ
ファイルに分割される。すなわち、ファイル１の書き込み領域に存在する欠陥領
域ｓｂｌｋＡ、ｓｂｌｋＢ、ｓｂｌｋＥはＩＣＢに書き込まれない。その結果、
書き込むファイルのサイズと実際のファイルのサイズ間における不一致、および
欠陥領域によって生じるＬＳＮ間の不一致は発生しない。さらにその結果、その
ような不一致を原因とするファイル・マネージャによる誤りは回避される。
イル、開始位置「Ｇ」でサイズがＴであるサブファイル、開始位置が「Ｄ」でサ
イズがＰであるサブファイル、および開始位置が「Ｅ」でサイズがＵであるサブ
ファイルに分割される。すなわち、ファイル１の書き込み領域に存在する欠陥領
域ｓｂｌｋＡ、ｓｂｌｋＢ、ｓｂｌｋＥはＩＣＢに書き込まれない。その結果、
書き込むファイルのサイズと実際のファイルのサイズ間における不一致、および
欠陥領域によって生じるＬＳＮ間の不一致は発生しない。さらにその結果、その
ような不一致を原因とするファイル・マネージャによる誤りは回避される。
【００７０】 図９は、書き込みコマンドに応じて書き込んでいる間にＳＤＬにリストされて
いない欠陥ブロックに出合ったとき、欠陥ブロックにそのまま書き込むことによ
って光メディアに／からデータをリアルタイムで記録／再生する別の方法を示す
フローチャートである。手順７０１から手順６０５までは図５の手順５０１から
手順５０５までと同じであるため、説明は省略される。
いない欠陥ブロックに出合ったとき、欠陥ブロックにそのまま書き込むことによ
って光メディアに／からデータをリアルタイムで記録／再生する別の方法を示す
フローチャートである。手順７０１から手順６０５までは図５の手順５０１から
手順５０５までと同じであるため、説明は省略される。
【００７１】 この方法によって、たとえ書き込みコマンドによって指定された位置にデータ
を書き込んでいる間にエラーが発生する可能性が高い欠陥ブロックに会っても、
データは欠陥ブロックにそのまま単純に書き込まれる（手順７０６）。図１０Ａ
に示されるように、ホストからの書き込みコマンドの実行が終了するまで、デー
タは新たに出合った欠陥ブロックにそのまま継続的に書き込まれる。したがって
、データをセクタ数「Ｍ」だけ書き込んだ後に書き込みコマンドが終了したとき
（手順５０７）、記録／再生デバイスは正常状態のコマンド実行報告をホストに
提供する（手順５０８）。たとえ正常状態がホストに返されても、マイクロコン
ピュータは欠陥ブロックに関する情報をＳＤＬに追加する。この情報は、次の書
き込み中にホストに返される。
を書き込んでいる間にエラーが発生する可能性が高い欠陥ブロックに会っても、
データは欠陥ブロックにそのまま単純に書き込まれる（手順７０６）。図１０Ａ
に示されるように、ホストからの書き込みコマンドの実行が終了するまで、デー
タは新たに出合った欠陥ブロックにそのまま継続的に書き込まれる。したがって
、データをセクタ数「Ｍ」だけ書き込んだ後に書き込みコマンドが終了したとき
（手順５０７）、記録／再生デバイスは正常状態のコマンド実行報告をホストに
提供する（手順５０８）。たとえ正常状態がホストに返されても、マイクロコン
ピュータは欠陥ブロックに関する情報をＳＤＬに追加する。この情報は、次の書
き込み中にホストに返される。
【００７２】 前の方法と同様に、コマンドというよりもあらかじめ決定されたプロトコルま
たは信号によって、ホストはデータの書き込み中に書き込みの現在のステータス
を要求する。したがって、信号を生成すると同時に、記録／再生デバイスは要求
された情報をホストに提供する。プロトコルがない場合は、マイクロコンピュー
タは、書き込みコマンドを実行した後に書き込みに関する欠陥情報をホストに提
供する。
たは信号によって、ホストはデータの書き込み中に書き込みの現在のステータス
を要求する。したがって、信号を生成すると同時に、記録／再生デバイスは要求
された情報をホストに提供する。プロトコルがない場合は、マイクロコンピュー
タは、書き込みコマンドを実行した後に書き込みに関する欠陥情報をホストに提
供する。
【００７３】 ユーザからの要求またはファイルの書き込みが完了しない場合、ホストは書き
込みコマンドを生成して提供し続ける。図１０Ａの欠陥ブロックｓｂｌｋＡとｓ
ｂｌｋＢはＳＤＬにリストされているため、書き込みコマンドはデータが欠陥ブ
ロックｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢに書き込まれないように生成される。例えば、ホ
ストは、欠陥ブロックｓｂｌｋＡを除外してデータを位置「Ｄ」からＰセクタ書
き込む書き込みコマンドを生成して、その書き込みコマンドを関連データととも
に記録／再生デバイスに提供する。書き込みコマンドは、データを位置「Ｄ」か
らＰセクタ書き込むコマンドであるか、または既存ファイルの任意の空き領域か
らデータを書き込むコマンドである。それにもかかわらず、書き込みコマンドは
欠陥領域を除外するため、書き込みコマンドでは欠陥領域による断片化が発生す
る。
込みコマンドを生成して提供し続ける。図１０Ａの欠陥ブロックｓｂｌｋＡとｓ
ｂｌｋＢはＳＤＬにリストされているため、書き込みコマンドはデータが欠陥ブ
ロックｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢに書き込まれないように生成される。例えば、ホ
ストは、欠陥ブロックｓｂｌｋＡを除外してデータを位置「Ｄ」からＰセクタ書
き込む書き込みコマンドを生成して、その書き込みコマンドを関連データととも
に記録／再生デバイスに提供する。書き込みコマンドは、データを位置「Ｄ」か
らＰセクタ書き込むコマンドであるか、または既存ファイルの任意の空き領域か
らデータを書き込むコマンドである。それにもかかわらず、書き込みコマンドは
欠陥領域を除外するため、書き込みコマンドでは欠陥領域による断片化が発生す
る。
【００７４】 マイクロコンピュータは、書き込みコマンドが終了するたびにコマンド実行報
告をホストに提供する。ホストから書き込みコマンドが生成されるとき欠陥領域
は除外されるため、コマンド実行報告のほとんどには正常な状態を示す。
告をホストに提供する。ホストから書き込みコマンドが生成されるとき欠陥領域
は除外されるため、コマンド実行報告のほとんどには正常な状態を示す。
【００７５】 図６Ｃに示されるように、ファイルの書き込みが完了したとき（手順７０９）
、ホストは、返された欠陥領域の位置情報を基準にして、光ディスク上にあるＵ
ＤＦファイル・システム内にファイルの開始位置とサイズを表すようにＩＣＢに
書き込む（手順７１０）。本発明では、ファイルのサイズは、関連技術のように
欠陥領域を無視して「Ｎ」または「Ｎ−Ｌ」というように表すのではなく、ＳＤ
Ｌに欠陥ブロックがリストされている場合、欠陥ブロックによって分離されて書
き込まれたセクタの数で表す。複数の連続した書き込みコマンドの範囲の中でＳ
ＤＬにリストされた欠陥ブロックがない場合、これらの連続した書き込みコマン
ドは連続していると見なされる。連続した書き込みコマンドに対応するセクタが
追加され、連続した書き込みコマンドとして書き込まれる。
、ホストは、返された欠陥領域の位置情報を基準にして、光ディスク上にあるＵ
ＤＦファイル・システム内にファイルの開始位置とサイズを表すようにＩＣＢに
書き込む（手順７１０）。本発明では、ファイルのサイズは、関連技術のように
欠陥領域を無視して「Ｎ」または「Ｎ−Ｌ」というように表すのではなく、ＳＤ
Ｌに欠陥ブロックがリストされている場合、欠陥ブロックによって分離されて書
き込まれたセクタの数で表す。複数の連続した書き込みコマンドの範囲の中でＳ
ＤＬにリストされた欠陥ブロックがない場合、これらの連続した書き込みコマン
ドは連続していると見なされる。連続した書き込みコマンドに対応するセクタが
追加され、連続した書き込みコマンドとして書き込まれる。
【００７６】 図１０Ａに示されるセクタＱ、Ｒ、Ｓは、そのような連続した書き込みコマン
ドの例である。図１０Ａのファイル１を例にすると、ファイル１のＩＣＢには、
開始位置が「Ａ」でサイズがＭであるサブファイル、開始位置が「Ｄ」でサイズ
がＰであるサブファイル、および開始位置が「Ｅ」でサイズが「Ｑ＋Ｒ＋Ｓ」で
あるサブファイルに分割されて書き込まれる。ファイル１の書き込み領域に存在
する欠陥領域ｓｂｌｋＡおよびｓｂｌｋＢはＩＣＢに書き込まれない。図１０Ｂ
は、図１０Ａのファイル１についてのＩＣＢを示す。その結果、書き込むファイ
ルのサイズと実際のファイルのサイズ間における不一致、および欠陥領域によっ
て生じるＬＳＮ間の不一致は発生しない。さらにその結果、そのような不一致を
原因とするファイル・マネージャによる誤りは回避される。
ドの例である。図１０Ａのファイル１を例にすると、ファイル１のＩＣＢには、
開始位置が「Ａ」でサイズがＭであるサブファイル、開始位置が「Ｄ」でサイズ
がＰであるサブファイル、および開始位置が「Ｅ」でサイズが「Ｑ＋Ｒ＋Ｓ」で
あるサブファイルに分割されて書き込まれる。ファイル１の書き込み領域に存在
する欠陥領域ｓｂｌｋＡおよびｓｂｌｋＢはＩＣＢに書き込まれない。図１０Ｂ
は、図１０Ａのファイル１についてのＩＣＢを示す。その結果、書き込むファイ
ルのサイズと実際のファイルのサイズ間における不一致、および欠陥領域によっ
て生じるＬＳＮ間の不一致は発生しない。さらにその結果、そのような不一致を
原因とするファイル・マネージャによる誤りは回避される。
【００７７】 第２の実施形態 図１１は、本発明の第２の実施形態である。この実施形態では、リアルタイム
・データが生成された場合、ＳＤＬにリストされる欠陥ブロックがホストに返さ
れ、ホストはリアルタイムの書き込みコマンドを生成して記録／再生デバイスに
送信する。記録／再生デバイスは、書き込みコマンドを受信したら、データを書
き込む前に、書き込みコマンドによって指定された書き込み領域内にＳＤＬにリ
ストされた欠陥ブロックが存在するかどうかを判定する。欠陥ブロックが存在す
る場合、記録／再生デバイスは、欠陥ブロックの位置情報をホストに返して、ホ
ストから新しい書き込みコマンドを受信してデータを書き込む。ファイルシステ
ムは、返される欠陥ブロックの単位で管理される。
・データが生成された場合、ＳＤＬにリストされる欠陥ブロックがホストに返さ
れ、ホストはリアルタイムの書き込みコマンドを生成して記録／再生デバイスに
送信する。記録／再生デバイスは、書き込みコマンドを受信したら、データを書
き込む前に、書き込みコマンドによって指定された書き込み領域内にＳＤＬにリ
ストされた欠陥ブロックが存在するかどうかを判定する。欠陥ブロックが存在す
る場合、記録／再生デバイスは、欠陥ブロックの位置情報をホストに返して、ホ
ストから新しい書き込みコマンドを受信してデータを書き込む。ファイルシステ
ムは、返される欠陥ブロックの単位で管理される。
【００７８】 リアルタイムで書き込まれるデータが提供されたとき、ホストは光ディスクへ
の書き込みデータを、リアルタイムの記録を制御するコマンドと共に記録／再生
デバイスに提供する（手順８０１）。ファイル管理を目的に、記録／再生デバイ
スは、書き込みコマンドによって指定される位置にデータを書き込む前に、ＳＤ
Ｌにリストされる欠陥ブロックの存在を検査する（手順８０２）。少なくとも１
つの欠陥ブロックがＳＤＬにリストされている場合、欠陥ブロックの位置情報は
ホストに返される（手順８０３）。
の書き込みデータを、リアルタイムの記録を制御するコマンドと共に記録／再生
デバイスに提供する（手順８０１）。ファイル管理を目的に、記録／再生デバイ
スは、書き込みコマンドによって指定される位置にデータを書き込む前に、ＳＤ
Ｌにリストされる欠陥ブロックの存在を検査する（手順８０２）。少なくとも１
つの欠陥ブロックがＳＤＬにリストされている場合、欠陥ブロックの位置情報は
ホストに返される（手順８０３）。
【００７９】 たとえば、図１２では、リアルタイムの書き込みコマンドは、ファイル１のデ
ータを位置「Ａ」からＮ１セクタ書き込む。マイクロコンピュータは、Ｎ１の数
のセクタについてＳＤＬにリストされているすべての欠陥ブロックの存在を検査
する。ブロックｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢはＳＤＬにリストされているため、マイ
クロコンピュータはこれらの欠陥ブロックの位置情報をホストに返す。位置情報
は多くの方法で返すことができるが、好ましい実施形態では、欠陥ブロックの位
置情報は図６Ｂまたは図８Ｂに関連して説明される要求検知データを使用してホ
ストに提供される。
ータを位置「Ａ」からＮ１セクタ書き込む。マイクロコンピュータは、Ｎ１の数
のセクタについてＳＤＬにリストされているすべての欠陥ブロックの存在を検査
する。ブロックｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢはＳＤＬにリストされているため、マイ
クロコンピュータはこれらの欠陥ブロックの位置情報をホストに返す。位置情報
は多くの方法で返すことができるが、好ましい実施形態では、欠陥ブロックの位
置情報は図６Ｂまたは図８Ｂに関連して説明される要求検知データを使用してホ
ストに提供される。
【００８０】 すなわち、図１２に示されるように、記録／再生デバイス内のマイクロコンピ
ュータは、位置「Ａ」から開始するＮ１セクタ領域にデータを書き込むリアルタ
イムの書き込みコマンドを受信すると、Ｎ１の数のセクタにＳＤＬにリストされ
る欠陥ブロックが存在しているかどうかを検査する。欠陥ブロックが存在する場
合、記録／再生デバイスはホストにチェック状態ステータス（ＣＨＥＣＫ ＣＯ
ＮＤＩＴＩＯＮステータス）を返す。ホストは、チェック状態ステータスを受信
すると、要求検知コマンドを記録／再生デバイスに提供し、エラー・コードを要
求する。したがって、図６Ｂまたは図８Ｂに示されるように、記録／再生デバイ
スは要求検知データをホストに返す。図８Ｂに示されるように、記録／再生デバ
イスは、Ｎ１セクタにある最初の欠陥ブロックｓｂｌｋＡの位置情報を返す。ま
たは、図６Ｂに示されるように、書き込みコマンドによって指定される領域内の
すべての欠陥ブロック（ｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢ）に関する位置情報を返す。
ュータは、位置「Ａ」から開始するＮ１セクタ領域にデータを書き込むリアルタ
イムの書き込みコマンドを受信すると、Ｎ１の数のセクタにＳＤＬにリストされ
る欠陥ブロックが存在しているかどうかを検査する。欠陥ブロックが存在する場
合、記録／再生デバイスはホストにチェック状態ステータス（ＣＨＥＣＫ ＣＯ
ＮＤＩＴＩＯＮステータス）を返す。ホストは、チェック状態ステータスを受信
すると、要求検知コマンドを記録／再生デバイスに提供し、エラー・コードを要
求する。したがって、図６Ｂまたは図８Ｂに示されるように、記録／再生デバイ
スは要求検知データをホストに返す。図８Ｂに示されるように、記録／再生デバ
イスは、Ｎ１セクタにある最初の欠陥ブロックｓｂｌｋＡの位置情報を返す。ま
たは、図６Ｂに示されるように、書き込みコマンドによって指定される領域内の
すべての欠陥ブロック（ｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢ）に関する位置情報を返す。
【００８１】 したがって、ホストは、欠陥ブロックの位置情報を持つ要求検知データをマイ
クロコンピュータから受信すると、新しい書き込みコマンド、すなわちデータが
欠陥ブロックに書き込まれないようなコマンドを生成する。新しい書き込みコマ
ンドは、記録／再生デバイスに送られる（手順８０４）。書き込みコマンドは、
データを位置「Ｄ」からＰセクタ書き込むコマンドであるか、または既存ファイ
ルの任意の空き領域からデータを書き込むコマンドである。ホストは１ファイル
について多数の書き込みコマンドを提供するため、１ファイルに対する書き込み
コマンドは分割される。
クロコンピュータから受信すると、新しい書き込みコマンド、すなわちデータが
欠陥ブロックに書き込まれないようなコマンドを生成する。新しい書き込みコマ
ンドは、記録／再生デバイスに送られる（手順８０４）。書き込みコマンドは、
データを位置「Ｄ」からＰセクタ書き込むコマンドであるか、または既存ファイ
ルの任意の空き領域からデータを書き込むコマンドである。ホストは１ファイル
について多数の書き込みコマンドを提供するため、１ファイルに対する書き込み
コマンドは分割される。
【００８２】 図１２に示されるように、新しい書き込みコマンドがデータを位置「Ａ」から
Ｍセクタ書き込むコマンドである場合、記録／再生デバイスは位置「Ａ」からデ
ータの書き込みを開始する（手順８０５）。ＳＤＬにリストされていないｓｂｌ
ｋＥのような新しい欠陥ブロックに合った場合、第１の実施形態に関して説明さ
れる方法は第２の実施形態に関しても同様に適用可能である。したがって、図５
と図７に示されるように新たに出合った欠陥ブロックはスキップされるか、また
は図９に示されるようにデータは欠陥ブロックに書き込まれる。
Ｍセクタ書き込むコマンドである場合、記録／再生デバイスは位置「Ａ」からデ
ータの書き込みを開始する（手順８０５）。ＳＤＬにリストされていないｓｂｌ
ｋＥのような新しい欠陥ブロックに合った場合、第１の実施形態に関して説明さ
れる方法は第２の実施形態に関しても同様に適用可能である。したがって、図５
と図７に示されるように新たに出合った欠陥ブロックはスキップされるか、また
は図９に示されるようにデータは欠陥ブロックに書き込まれる。
【００８３】 書き込みコマンドが完了したとき、すなわちデータがＭセクタ書き込まれたと
き（手順８０６）、マイクロコンピュータはコマンド実行報告をホストに提供す
る（手順８０７）。さらに、コマンドというよりもあらかじめ決定されたプロト
コルまたは信号によって、ホストはデータの書き込み中に書き込みの現在のステ
ータスを要求する。したがって、信号を生成すると同時に、記録／再生デバイス
は要求された情報をホストに提供する。プロトコルがない場合は、記録／再生デ
バイスは、書き込みコマンドの実行が終了した後に書き込みに関する欠陥情報を
ホストに提供する。
き（手順８０６）、マイクロコンピュータはコマンド実行報告をホストに提供す
る（手順８０７）。さらに、コマンドというよりもあらかじめ決定されたプロト
コルまたは信号によって、ホストはデータの書き込み中に書き込みの現在のステ
ータスを要求する。したがって、信号を生成すると同時に、記録／再生デバイス
は要求された情報をホストに提供する。プロトコルがない場合は、記録／再生デ
バイスは、書き込みコマンドの実行が終了した後に書き込みに関する欠陥情報を
ホストに提供する。
【００８４】 図１２のファイル１を例にして説明すると、Ｍセクタにデータを書き込む書き
込みコマンドが完了しても、１ファイルの書き込みは終了していない。したがっ
て、ホストは引き続き記録／再生デバイスに書き込みコマンドを提供する。ホス
トはＳＤＬにリストされる欠陥ブロック（ｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢ）に関する情
報を得たため、ホストはデータが欠陥ブロック（ｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢ）に書
き込まれないような新しい書き込みコマンドを提供する。すなわち、データを位
置「Ｄ」からＰセクタ書き込むコマンドが提供される。ＲセクタまたはＳセクタ
のように、書き込みコマンドの処理範囲に欠陥ブロックがない場合、書き込みコ
マンドが終了するたびに正常状態がホストに返される。
込みコマンドが完了しても、１ファイルの書き込みは終了していない。したがっ
て、ホストは引き続き記録／再生デバイスに書き込みコマンドを提供する。ホス
トはＳＤＬにリストされる欠陥ブロック（ｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢ）に関する情
報を得たため、ホストはデータが欠陥ブロック（ｓｂｌｋＡとｓｂｌｋＢ）に書
き込まれないような新しい書き込みコマンドを提供する。すなわち、データを位
置「Ｄ」からＰセクタ書き込むコマンドが提供される。ＲセクタまたはＳセクタ
のように、書き込みコマンドの処理範囲に欠陥ブロックがない場合、書き込みコ
マンドが終了するたびに正常状態がホストに返される。
【００８５】 ホストは、前述のプロセスにしたがってファイルの書き込みが完了したとき（
手順８０８）、返された欠陥ブロックの位置情報を基準にして、図１０Ｂに示さ
れる光ディスク上にあるＵＤＦファイル・システム内にファイルの開始位置とサ
イズを示すＩＣＢを書き込む（手順８０９）。図１２のファイル１のＩＣＢは、
開始位置が「Ａ」でサイズがＭであるサブファイル、開始位置が「Ｄ」でサイズ
がＰであるサブファイル、および開始位置が「Ｅ」でサイズが「Ｑ＋Ｒ＋Ｓ」で
あるサブファイルに分割されて書き込まれる。ファイル１の書き込み領域の範囲
内にある欠陥領域ｓｂｌｋＡおよびｓｂｌｋＢは、ＩＣＢに書き込まれない。新
しい欠陥ブロックｓｂｌｋＥに遭遇してスキップした場合、新しい欠陥ブロック
ｓｂｌｋＥもＩＣＢには書き込まれない。
手順８０８）、返された欠陥ブロックの位置情報を基準にして、図１０Ｂに示さ
れる光ディスク上にあるＵＤＦファイル・システム内にファイルの開始位置とサ
イズを示すＩＣＢを書き込む（手順８０９）。図１２のファイル１のＩＣＢは、
開始位置が「Ａ」でサイズがＭであるサブファイル、開始位置が「Ｄ」でサイズ
がＰであるサブファイル、および開始位置が「Ｅ」でサイズが「Ｑ＋Ｒ＋Ｓ」で
あるサブファイルに分割されて書き込まれる。ファイル１の書き込み領域の範囲
内にある欠陥領域ｓｂｌｋＡおよびｓｂｌｋＢは、ＩＣＢに書き込まれない。新
しい欠陥ブロックｓｂｌｋＥに遭遇してスキップした場合、新しい欠陥ブロック
ｓｂｌｋＥもＩＣＢには書き込まれない。
【００８６】 その結果、書き込むファイルのサイズと実際のファイルのサイズ間における不
一致、および欠陥領域によって生じるＬＳＮ間の不一致は発生しない。さらにそ
の結果、そのような不一致を原因とするファイル・マネージャによる誤りは回避
される。加えて、そのようなＩＣＢは、既存のＵＤＦファイル・システムを保持
しながら作成することができる。既存のシステムでさえ、１つのファイルは、し
ばしば連続するのではなく空き領域にシフトして書き込まれ、ファイルが断片化
する結果となる。同様に、ＩＣＢは１つのファイルを単純に断片化する。本発明
では、欠陥領域はＩＣＢの作成時に領域がシフトされて発生したスキップされた
領域と見ることができる。その結果、既存のファイル・システムとの矛盾は生じ
ない。さらに、欠陥領域はＩＣＢに書き込まれずにＬＳＮを保持するため、リニ
ア交替による書き込み中に欠陥領域を使用することができる。スペア領域内のス
ペア・ブロックを使用して書き込んでいる間に出合った欠陥ブロックを置換する
ことによって、リニア交替は、ディスクのユーザ領域全体を使用できるようにす
る。このようにして、ディスクの利用効率を改善することができる。ホストはリ
アルタイムの記録を制御するためのディスク・アーキテクチャについて知らない
状態でディスクの欠陥情報を受信するため、ホストの負荷を軽減することができ
る。
一致、および欠陥領域によって生じるＬＳＮ間の不一致は発生しない。さらにそ
の結果、そのような不一致を原因とするファイル・マネージャによる誤りは回避
される。加えて、そのようなＩＣＢは、既存のＵＤＦファイル・システムを保持
しながら作成することができる。既存のシステムでさえ、１つのファイルは、し
ばしば連続するのではなく空き領域にシフトして書き込まれ、ファイルが断片化
する結果となる。同様に、ＩＣＢは１つのファイルを単純に断片化する。本発明
では、欠陥領域はＩＣＢの作成時に領域がシフトされて発生したスキップされた
領域と見ることができる。その結果、既存のファイル・システムとの矛盾は生じ
ない。さらに、欠陥領域はＩＣＢに書き込まれずにＬＳＮを保持するため、リニ
ア交替による書き込み中に欠陥領域を使用することができる。スペア領域内のス
ペア・ブロックを使用して書き込んでいる間に出合った欠陥ブロックを置換する
ことによって、リニア交替は、ディスクのユーザ領域全体を使用できるようにす
る。このようにして、ディスクの利用効率を改善することができる。ホストはリ
アルタイムの記録を制御するためのディスク・アーキテクチャについて知らない
状態でディスクの欠陥情報を受信するため、ホストの負荷を軽減することができ
る。
【００８７】 本発明は、ホストと光ディスクに／からデータを記録／再生するデバイスの両
方に関して説明された。ディスク・プレーヤのようなホストなしで記録／再生デ
バイスのみが提供される場合、記録／再生デバイス内のマイクロコンピュータは
直接上記の手順を制御する。したがって、記録／再生デバイス内のマイクロコン
ピュータは、ＤＭＡに書き込まれた欠陥領域情報を持ちながら、欠陥ブロック情
報と現在のファイル・アーキテクチャの情報を読み取り、書き込みコマンドを提
供する。すなわち、書き込みコマンドは、リアルタイムでの記録中に欠陥領域に
データを書き込むことなく、現在のファイル・アーキテクチャにデータを書き込
む。その場合、コマンドはホストに提供されるコマンドとは異なる。
方に関して説明された。ディスク・プレーヤのようなホストなしで記録／再生デ
バイスのみが提供される場合、記録／再生デバイス内のマイクロコンピュータは
直接上記の手順を制御する。したがって、記録／再生デバイス内のマイクロコン
ピュータは、ＤＭＡに書き込まれた欠陥領域情報を持ちながら、欠陥ブロック情
報と現在のファイル・アーキテクチャの情報を読み取り、書き込みコマンドを提
供する。すなわち、書き込みコマンドは、リアルタイムでの記録中に欠陥領域に
データを書き込むことなく、現在のファイル・アーキテクチャにデータを書き込
む。その場合、コマンドはホストに提供されるコマンドとは異なる。
【００８８】 ＩＣＢの書き出しはマイクロコンピュータによっても行われる。この場合、図
１０Ｂに示されるように、書き込まれるファイル・サイズを表すセクタ数は欠陥
ブロックによって分割され、複数の連続した書き込みコマンドについては書き込
みコマンドのセクタ数が加算される。他方で、光ディスクからのデータを再生し
ている間、ホストまたはディスク・プレーヤは、前述のファイル・アーキテクチ
ャを参照してデータが欠陥領域から読み取られないような読み取りコマンドを提
供する。
１０Ｂに示されるように、書き込まれるファイル・サイズを表すセクタ数は欠陥
ブロックによって分割され、複数の連続した書き込みコマンドについては書き込
みコマンドのセクタ数が加算される。他方で、光ディスクからのデータを再生し
ている間、ホストまたはディスク・プレーヤは、前述のファイル・アーキテクチ
ャを参照してデータが欠陥領域から読み取られないような読み取りコマンドを提
供する。
【００８９】 要するに、本発明に従った、光記録メディアに／からデータをリアルタイムで
記録／再生する方法、およびそれによるファイルの管理方法には、以下の利点が
ある。ホストは、リアルタイム・データが提供されたとき、記録／再生デバイス
に信号を提供して欠陥領域情報を要求することによってデータの書き込みを制御
するため、ホストは、記録／再生デバイスから返された欠陥領域情報に基づいて
、データが欠陥領域に書き込まれないような書き込みコマンドを提供することが
できる。代わりに、ホストは、記録／再生デバイスが欠陥領域情報を返したとき
、記録／再生デバイスに書き込みコマンドを提供することによってデータの書き
込みを制御するため、ホストは、記録／再生デバイスから返された欠陥領域情報
に基づいて、データが欠陥領域に書き込まれないような書き込みコマンドを提供
することができる。
記録／再生する方法、およびそれによるファイルの管理方法には、以下の利点が
ある。ホストは、リアルタイム・データが提供されたとき、記録／再生デバイス
に信号を提供して欠陥領域情報を要求することによってデータの書き込みを制御
するため、ホストは、記録／再生デバイスから返された欠陥領域情報に基づいて
、データが欠陥領域に書き込まれないような書き込みコマンドを提供することが
できる。代わりに、ホストは、記録／再生デバイスが欠陥領域情報を返したとき
、記録／再生デバイスに書き込みコマンドを提供することによってデータの書き
込みを制御するため、ホストは、記録／再生デバイスから返された欠陥領域情報
に基づいて、データが欠陥領域に書き込まれないような書き込みコマンドを提供
することができる。
【００９０】 さらに、リアルタイムの記録において、実際のファイル・サイズと書き込まれ
たファイル・サイズとの間に差異は生じない。または、ＬＳＮ間に不一致はない
。欠陥領域はＬＳＮを保持する一方でＩＣＢ上の空き領域として残されるため、
次のリニア交替で欠陥領域の使用を許可することによって効率を改善することが
できる。さらに、ＩＣＢは、欠陥領域をシフトが原因でスキップされた領域であ
るとして書き込まれるため、既存のファイル・システムに矛盾は生じない。その
結果、既存のＵＤＦファイル・システムとの互換性がそのままの状態で保持され
る。最終的に、リアルタイムで記録を制御している間にディスク・アーキテクチ
ャが未知な状態にあれば、ホストは欠陥情報を受信するため、ホストの負荷を軽
減することができる。
たファイル・サイズとの間に差異は生じない。または、ＬＳＮ間に不一致はない
。欠陥領域はＬＳＮを保持する一方でＩＣＢ上の空き領域として残されるため、
次のリニア交替で欠陥領域の使用を許可することによって効率を改善することが
できる。さらに、ＩＣＢは、欠陥領域をシフトが原因でスキップされた領域であ
るとして書き込まれるため、既存のファイル・システムに矛盾は生じない。その
結果、既存のＵＤＦファイル・システムとの互換性がそのままの状態で保持され
る。最終的に、リアルタイムで記録を制御している間にディスク・アーキテクチ
ャが未知な状態にあれば、ホストは欠陥情報を受信するため、ホストの負荷を軽
減することができる。
【００９１】 以上の実施形態は単に例示的なものであり、本発明を限定するようには解釈さ
れない。本教示は他の種類の装置に容易に適用することができる。本発明の記述
は例示することを目的としており、特許請求の範囲を制限するものではない。多
くの代替手段、変更、および変形は、当業者にとって明白である。
れない。本教示は他の種類の装置に容易に適用することができる。本発明の記述
は例示することを目的としており、特許請求の範囲を制限するものではない。多
くの代替手段、変更、および変形は、当業者にとって明白である。
【図１】 関連技術における書換可能型光ディスクのアーキテクチャを示す
図である。
図である。
【図２Ａ】 関連技術におけるスリップ交替を示す図である。
【図２Ｂ】 関連技術におけるリニア交替を示す図である。
【図３】 関連技術において光ディスク上でデータを記録／再生する装置の
ブロック図である。
ブロック図である。
【図４Ａ】 ＳＤＬが使用される場合に、リニア交替によって光ディスクに
データが書き込まれるときの状態を示す図である。
データが書き込まれるときの状態を示す図である。
【図４Ｂ】 図４Ａに示されるファイルに関して、ＵＤＦファイル・システ
ムの概念的書き込み状態を示す図である。
ムの概念的書き込み状態を示す図である。
【図４Ｃ】 ＳＤＬが使用される場合に、スキップによって光ディスクにデ
ータが書き込まれるときの状態を示す図である。
ータが書き込まれるときの状態を示す図である。
【図４Ｄ】 図４Ｃに示されるファイルに関して、ＵＤＦファイル・システ
ムの概念的書き込み状態を示す図である。
ムの概念的書き込み状態を示す図である。
【図５】 光メディアに／からデータをリアルタイムで記録／再生する方法
における、および本発明の第１の実施形態に従ってファイルを管理する方法にお
ける、新たに合った欠陥ブロックのスキップを示すフローチャートである。
における、および本発明の第１の実施形態に従ってファイルを管理する方法にお
ける、新たに合った欠陥ブロックのスキップを示すフローチャートである。
【図６Ａ】 図５において新たに合った欠陥ブロックがスキップされた後、
書き込みコマンドが終了してから、欠陥ブロック情報がホストに提供されるとき
の状態を示す図である。
書き込みコマンドが終了してから、欠陥ブロック情報がホストに提供されるとき
の状態を示す図である。
【図６Ｂ】 図５における光ディスクの欠陥情報をホストに返す検知データ
を要求するアーキテクチャを示す図である。
を要求するアーキテクチャを示す図である。
【図６Ｃ】 図６Ａに示されるファイルに関して、ＵＤＦファイル・システ
ムの概念的書き込み状態を示す図である。
ムの概念的書き込み状態を示す図である。
【図７】 光メディアに／からデータをリアルタイムで記録／再生する方法
における、および本発明の第１の実施形態に従ってファイルを管理する方法にお
ける、新たに合った欠陥ブロックのスキップを示す別のフローチャートである。
における、および本発明の第１の実施形態に従ってファイルを管理する方法にお
ける、新たに合った欠陥ブロックのスキップを示す別のフローチャートである。
【図８Ａ】 図７において新たな欠陥ブロックに合ったとき、書き込みコマ
ンドが終了して、欠陥ブロック情報がホストに提供されるときの状態を示す図で
ある。
ンドが終了して、欠陥ブロック情報がホストに提供されるときの状態を示す図で
ある。
【図８Ｂ】 図７における光ディスクの欠陥情報をホストに返す検知データ
を要求するアーキテクチャを示す図である。
を要求するアーキテクチャを示す図である。
【図９】 光メディアに／からデータをリアルタイムで記録／再生する方法
における、および本発明の第１の実施形態に従ってファイルを管理する方法にお
ける、新たに合った欠陥ブロックにそのまま書き込む場合を示すフローチャート
である。
における、および本発明の第１の実施形態に従ってファイルを管理する方法にお
ける、新たに合った欠陥ブロックにそのまま書き込む場合を示すフローチャート
である。
【図１０Ａ】 図９におけるデータをリアルタイムで記録する方法によって
データが書き込まれるときの状態を示す図である。
データが書き込まれるときの状態を示す図である。
【図１０Ｂ】 図１０Ａにあるファイルに関して、ＵＤＦファイル・システ
ムの概念的書き込み状態を示す図である。
ムの概念的書き込み状態を示す図である。
【図１１】 光メディアに／からデータをリアルタイムで記録／再生する方
法、および本発明の第２の好ましい実施形態に従ってファイルを管理する方法を
示す図である。
法、および本発明の第２の好ましい実施形態に従ってファイルを管理する方法を
示す図である。
【図１２】 データをリアルタイムで記録する方法によってデータが書き込
まれるときの状態を示す図である。
まれるときの状態を示す図である。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (31)優先権主張番号 １９９８／３３３１２ (32)優先日 平成10年８月17日(1998．8．17) (33)優先権主張国 韓国（ＫＲ） (31)優先権主張番号 １９９８／３４７２４ (32)優先日 平成10年８月26日(1998．8．26) (33)優先権主張国 韓国（ＫＲ） (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＣＹ， ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，Ｉ Ｔ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＧＷ，ＭＬ， ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，Ｋ Ｅ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＬ，ＳＺ，ＵＧ，ＺＷ)，Ｅ Ａ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ，ＴＪ ，ＴＭ)，ＡＥ，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ，ＢＡ ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＵ， ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＥ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＤ，Ｇ Ｅ，ＧＨ，ＧＭ，ＨＲ，ＨＵ，ＩＤ，ＩＬ，ＩＮ，ＩＳ ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＺ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ， ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，Ｍ Ｗ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ， ＴＴ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＺ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＡ，ＺＷ (72)発明者 ジェオン，キュ・ホワ 大韓民国・412−020・キョンギ−ド・コヤ ン−シ・トキャン−ク・ソンサ−ドン・ （番地なし）・シンワンダン アパートメ ント・701−1101 (72)発明者 シン，ジョン・イン 大韓民国・430−010・キョンギ−ド・アン ヤン−シ・マナン−ク・アンヤン−ドン・ 830−26 Ｆターム(参考） 5D044 AB01 AB05 AB07 BC06 CC04 DE38 DE62 DE64 EF05 FG18 5D090 AA01 BB04 CC02 DD03 FF27 FF38
Claims (21)
- 【請求項１】 制御信号に応じて欠陥領域に関する情報を制御装置に返すス
テップと、 その欠陥領域に関する情報に基づいて、データが欠陥領域に書き込まれないよ
うな書き込みコマンドを生成するステップと を含む、制御装置を有する光記録メディアに／からリアルタイムでデータを記録
／再生する方法。 - 【請求項２】 欠陥領域に関する情報が欠陥管理領域にリストされた欠陥領
域の位置情報である請求項１に記載の方法。 - 【請求項３】 欠陥領域に関する情報がＳＤＬにリストされている欠陥ブロ
ックの位置情報である請求項２に記載の方法。 - 【請求項４】 欠陥領域に関する情報がＳＤＬにリストされている各欠陥ブ
ロックの最初のセクタ番号である請求項３に記載の方法。 - 【請求項５】 欠陥領域に関する情報が論理セクタ番号をそのまま保持する
請求項３に記載の方法。 - 【請求項６】 欠陥領域に関する情報がＰＤＬとＳＤＬにリストされた欠陥
領域の位置情報である請求項２に記載の方法。 - 【請求項７】 制御信号が、リアルタイムの書き込みデータが生成された場
合に欠陥領域に関する情報を要求する信号である請求項１に記載の方法。 - 【請求項８】 さらに、書き込みコマンドに応じてデータを書き込んでいる
間に新たに出合った欠陥ブロックをスキップするステップと、ならびにその新た
に出合った欠陥ブロックの後にある次の正常ブロックにデータを書き込むステッ
プとを含む請求項７に記載の方法。 - 【請求項９】 さらに、書き込みコマンドの終了時に、スキップした欠陥ブ
ロックに関する情報を制御装置に返すステップとを含む請求項８に記載の方法。 - 【請求項１０】 スキップされた欠陥ブロックに関する情報が要求検知デー
タの補足領域内に返される請求項９に記載の方法。 - 【請求項１１】 さらに、書き込みコマンドに応じてデータを書き込んでい
る間に、新たに欠陥ブロックに出合った時点で書き込みコマンドを終了し、その
新たに出合った欠陥ブロックに関する情報を返すステップと、ならびにその新た
に出合った欠陥ブロックに関する情報に基づいて新しい書き込みコマンドを生成
するステップとを含む請求項７に記載の方法。 - 【請求項１２】 新たに出合った欠陥ブロックに関する情報が、書き込まれ
たセクタの数と連続した欠陥セクタの数である請求項１１に記載の方法。 - 【請求項１３】 新たに出合った欠陥ブロックに関する情報が、要求検知デ
ータの未使用領域によって返される請求項１２に記載の方法。 - 【請求項１４】 さらに、書き込みコマンドに応じてデータを書き込んでい
る間に、新たな欠陥ブロックにそのままデータを書き込むステップを含む請求項
７に記載の方法。 - 【請求項１５】 さらに、リアルタイムでのデータの記録を完了すると同時
に、欠陥領域に関する情報を基準にしてファイル・アーキテクチャに関する情報
を書き込むステップを含む請求項１に記載の方法。 - 【請求項１６】 １つのファイルを書き込んだＩＣＢが、欠陥領域に関する
情報に基づいて欠陥領域によって区切られ、その欠陥領域はＩＣＢに書き込まれ
ない請求項１４に記載の方法。 - 【請求項１７】 制御信号が、リアルタイムで書き込まれるデータが生成さ
れたときに生成されたリアルタイムの書き込みコマンドであり、欠陥ブロックの
情報に基づいて生成された書き込みコマンドが新しい書き込みコマンドである請
求項１に記載の方法。 - 【請求項１８】 欠陥ブロックがリアルタイムの書き込みコマンドによって
指定される位置に存在する場合、欠陥領域に関する情報が返される請求項１６に
記載の方法。 - 【請求項１９】 さらに、リアルタイムの書き込みコマンドまたは新しい書
き込みコマンドのいずれかに応じてデータを書き込んでいる間に新たに出合った
欠陥ブロックをスキップするステップと、ならびにその新たに出合った欠陥ブロ
ックの後にある次の正常ブロックにデータを書き込むステップとを含む請求項１
７に記載の方法。 - 【請求項２０】 さらに、新たに欠陥ブロックに出合ったとき、リアルタイ
ムの書き込みコマンドまたは新しい書き込みコマンドのいずれかを終了し、リア
ルタイムの書き込みコマンドまたは終了された新しい書き込みコマンドのいずれ
かに応じてデータを書き込んでいる間に、その新たに出合った欠陥ブロックに関
する情報を返すステップと、ならびにその新たに合った欠陥ブロックに関する情
報に基づいて第２の新しい書き込みコマンドを生成するステップとを含む請求項
１７に記載の方法。 - 【請求項２１】 さらに、リアルタイムの書き込みコマンドまたは新しい書
き込みコマンドのいずれかに応じてデータを書き込んでいる間に、新たな欠陥ブ
ロックにデータをそのまま書き込むステップとを含む請求項１６に記載の方法。
Applications Claiming Priority (9)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| KR1998/30607 | 1998-07-29 | ||
| KR19980030607 | 1998-07-29 | ||
| KR1998/31783 | 1998-08-04 | ||
| KR10-1998-0031783A KR100407931B1 (ko) | 1998-07-29 | 1998-08-04 | 실시간기록/재생시의파일관리방법및실시간데이터기록방법및그광기록/재생매체 |
| KR1998/33312 | 1998-08-17 | ||
| KR10-1998-0033312A KR100418870B1 (ko) | 1998-08-17 | 1998-08-17 | 광기록매체및실시간데이터기록/재생방법과파일관리방법 |
| KR10-1998-0034724A KR100418871B1 (ko) | 1998-08-26 | 1998-08-26 | 광기록매체의실시간기록/재생및파일관리방법 |
| KR1998/34724 | 1998-08-26 | ||
| PCT/KR1999/000375 WO2000007186A1 (en) | 1998-07-29 | 1999-07-15 | Method for real time recording / playback of data to/from an optical recording medium and method for managing files thereof |
Related Child Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2003112115A Division JP2004005942A (ja) | 1998-07-29 | 2003-04-16 | 光記録メディアに／からリアルタイムでデータを記録／再生する方法、およびそれによるファイルの管理方法 |
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| Publication Number | Publication Date |
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Family
ID=36571498
Family Applications (5)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
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| JP2003112115A Pending JP2004005942A (ja) | 1998-07-29 | 2003-04-16 | 光記録メディアに／からリアルタイムでデータを記録／再生する方法、およびそれによるファイルの管理方法 |
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| JP2004193208A Pending JP2004311020A (ja) | 1998-07-29 | 2004-06-30 | 光記録メディアへデータを書込みまたは光記録メディアからデータを再生する方法とそのための光記録メディア |
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