JP2006059525A - 光ディスクの記録方法、再生方法 - Google Patents

Abstract

【課題】
従来から上書き可能な光ディスクにおいて実現されているリトライや交代処理
によるエラー処理や上位装置から受け取った記録データを未記録部、記録部に関
わらずディスク上の任意の位置に配置する書き込み方式を、近年大容量化の一途
をたどり、記録メディアとして最も普及しているＣＤ−ＲやＤＶＤ−Ｒのような
上書きが物理的に不可能なライトワンス光ディスクで実現する。
【解決手段】
課題を解決するために、「記録可能部に物理アドレスを有する上書きが不可能
な光ディスクにデジタルデータを記録する場合、光ディスクの記録可能部を物理
アドレスを用いてリードイン領域、ユーザ領域、リードアウト領域に分割し、リ
ードイン領域の一部にユーザ領域全体に割り振られる論理アドレスを管理するた
めのリストテーブルへのポインタを含む情報領域を設け、論理アドレス管理用リ
ストテーブルは論理アドレスとユーザ領域内の物理アドレスへの対応を示すリス
トを並べて構成する方法」を用いる。
【選択図】 図１

Description

本発明は情報記録媒体へ情報を記録する情報の記録技術に関するものである。

情報記録システムの一例として、従来の光記録システムの一例を図３および図
５を用いて説明する。図３は従来の光記録再生装置のブロック図を示したもので
ある。ヘッド２の一部であるレーザ光源２５（ＤＶＤ−ＲＡＭでは波長約６６０
ｎｍ）から出射された光はコリメータレンズ２４を通してほぼ平行な光ビーム２
２へとコリメートされる。光ビーム２２は光ディスク１１上に、対物レンズ２３
を通して照射され、スポット２１を形成する、その後、ビームスプリッタ２８や
ホログラム素子２９などを通してサーボ用検出器２６や信号検出器２７へと導か
れる。各検出器からの信号は加算・減算処理されトラッキング誤差信号やフォー
カス誤差信号などのサーボ信号となりサーボ回路に入力される。サーボ回路は得
られたトラッキング誤差信号やフォーカス誤差信号を元に、対物レンズ２３の駆
動手段３１や光ヘッド２全体の位置を制御し、光スポット２１の位置を目的の記
録・再生領域に位置付ける。検出器２７の加算信号は信号再生ブロック４１へ入
力される。入力信号は信号処理回路によってフィルタ処理、周波数等化処理後、
デジタル化処理される。デジタル化処理されたデジタル信号はアドレス検出回路
および復調回路によって処理される。アドレス検出回路によって検出されたアド
レス信号を元にマイクロプロセッサは光スポット２１の光ディスク１１上での位
置を算出し、自動位置制御手段を制御することによって光ヘッド２及び光スポッ
ト２１を目的の記録単位領域（セクタ）へと位置付ける。

上位装置からの光記録再生装置への指示が記録の場合には、マイクロプロセッ
サは上位装置から記録データを受け取りメモリへ格納するとともに、自動位置制
御手段を制御して、光スポット２１を目的の記録領域の位置へ位置付ける。マイ
クロプロセッサは信号再生ブロック４１からのアドレス信号によって、光スポッ
ト２１が正常に記録領域に位置付けられたことを確認した後、レーザドライバ等
を制御して目的の記録領域にメモリ内のデータを記録する。

アドレス信号は図６に記載のように、各情報記録単位領域毎に配置されており
また該記録単位領域の先頭部に配置されているので、アドレス信号の検出により
記録の直前に光スポットの位置を確認することができる。

図５は、上述の光記録システムの一例として、書換え型ＤＶＤである国際標準
ＩＳＯ／ＩＥＣ−１６８２４などに規定されたＤＶＤ−ＲＡＭディスクを駆動す
る光記録システムの動作の流れの例を示したものである。

ディスクが挿入されたり、光記録システムの電源が投入されたりすると、まず
、光記録システムは、媒体の種別を判別する処理を行う。通常、ＤＶＤ−ＲＡＭ
媒体に加えて再生専用媒体であるＣＤ−ＲＯＭやＤＶＤ−ＲＯＭの再生機能を有
している。そのため、光記録システムは、まず始めに媒体種別の判別処理を行い
、その媒体が上記のどれであるかを判別する。この、判別処理の仕方は個々のシ
ステムによって異なる。たとえば、反射率やフォーカス誤差信号などの再生信号
のアナログ特性から媒体の種別を判別するシステムもあれば、ディスク基板上に
設けられた媒体物理情報保持領域を再生した後その内容（データ）によって媒体
の種別を判別するものも有る。

光記録システムは媒体の種別が書換え型すなわちＤＶＤ−ＲＡＭであると認識
すると、まず、欠陥管理情報領域など記録内容を検査して、光ディスクが物理フ
ォーマット済みであるかどうか調べる。物理フォーマットされていない場合には
、上位装置やユーザなどから物理フォーマットの指示があるまで待機する。

光ディスクが物理フォーマット済み場合、光記録システムは、較正処理や論理
整合性検証などの記録準備処理を行った後、ユーザや上位装置からの指示待ち状
態となる。何らかのコマンドを受け取ると、光記録システムは、コマンドの種類
を調べ、それが記録コマンドである場合には、記録処理を行い。再生・フォーマ
ット・ディスク取り出しなどのコマンドの場合はそれぞれ対応した処理を行う。
通常これらの処理は正常に終了するが、万一、予期できない理由で、記録に失敗
した場合には、リトライや交替処理などのエラー処理を行う。

通常ＤＶＤ−ＲＡＭの場合には、この記録処理の際、記録データが正常に記録
されたかどうかを実際に再生して確認し、必要に応じて別の記録単位領域を用い
る交替処理を行うことによって、記録のデータの信頼性を高めている。交替処理
による記録領域の再割り当てに関する管理情報は記録媒体上の特別領域（欠陥管
理領域）に記録する。

このようにＤＶＤ−ＲＡＭは非常に信頼性の高い光記録システムである。

また、ＤＶＤ−ＲＡＭのような書換えが可能な情報記録媒体を一度だけ記録可
能な情報記録媒体として扱う情報記録再生装置において、該媒体のユーザ情報領
域以外の領域に設けた書込み済みセクタフラグ領域に複数のフラグを記録し、情
報記録媒体のユーザ情報領域のセクタ毎の記録済か未記録かの状態を、前記複数
のフラグの状態で示すことによって未記録セクタを管理する手段が開示されてい
る(例えば、特許文献１参照)。情報記録再生装置は、上位装置からユーザ情報の
記録指示を受領した際に、情報記録媒体の書込み済みセクタフラグ領域の情報を
読み出し、記録指示範囲の全セクタが未記録であることを該情報で確認してから
、情報記録媒体への記録を実施する。上記方法をとることで記録済みのセクタへ
の重ね書きを防止する手段が使用されていた。

また、一度だけ記録可能な情報記録媒体の使用方法には、記録する際は一度も
記録されていない情報記録媒体に対してユーザ情報領域の先頭側から最終側へ連
続的にユーザ情報を記録し、その後、情報記録媒体を情報記録再生装置から取出
した後には二度とユーザ情報の記録を実施しないDisc At Once方式と呼ばれる方
法が一般的に使用される。

特開平４−３３６８号公報(第１頁)

以上に述べたように、従来から上書き可能な光ディスクにおいては、リトライ
や交代処理によるエラー処理や上位装置から受け取った記録データを未記録部、
記録部に関わらずディスク上の任意の位置に配置する書き込み方式が実現されて
いる。しかしながら、近年大容量化の一途をたどり、記録メディアとして最も普
及しているＣＤ−ＲやＤＶＤ−Ｒのような上書きが物理的に不可能な光ディスク
（ライトワンス光ディスク）ではこれらの機能は考慮されていない。本発明の目
的は、ハードウェアや物理仕様をほとんど変更することなく媒体の使用方法を上
書き可能な光ディスクのように限定せず、つまり、上位装置から受け取った記録
データをディスク上の任意の位置に配置するにも関わらず記録情報を破壊したり
、記録情報が消失したりする心配の無い、安全な光記録システムを提供すること
にある。

課題を解決するために、「記録可能部に物理アドレスを有する上書きが不可能
な光ディスクにデジタルデータを記録する場合、光ディスクの記録可能部を物理
アドレスを用いてリードイン領域、ユーザ領域、リードアウト領域に分割し、リ
ードイン領域の一部にユーザ領域全体に割り振られる論理アドレスを管理するた
めのリストテーブルへのポインタを含む情報領域を設け、論理アドレス管理用リ
ストテーブルは論理アドレスとユーザ領域内の物理アドレスへの対応を示すリス
トを並べて構成する方法」や「記録可能部に物理アドレスを有する上書きが不可
能な光ディスクにデジタルデータを記録する場合、光ディスクの記録可能部を物
理アドレスを用いてリードイン領域、スペア領域、ユーザ領域、リードアウト領
域に分割し、リードイン領域の一部にユーザ領域全体に割り振られる論理アドレ
スを管理するためのリストテーブルへのポインタ及びスペア領域を管理するため
のリストテーブルへのポインタを含む情報領域を設け、論理アドレス管理用リス
トテーブルは論理アドレスとユーザ領域内の物理アドレスへの対応を示すリスト
を並べて構成されてユーザ領域に配置され、スペア領域管理用リストテーブルは
ユ−ザ領域内の物理アドレスとスペア領域内の物理アドレスへの対応を示すリス
トを並べて構成されてリードイン領域に配置する方法」、によって記録された「
記録可能な光ディスクからデジタルデータを再生する場合、論理アドレス管理用
リストテーブルの論理アドレスとユーザ領域内の物理アドレスへの対応を用いな
がら光ディスク上のデータを再生する方法」を用いる。

またこのような記録方法で記録された光ディスクを光ディスク再生装置、及び
記録再生装置で再生するために、「光ディスク上に配置された論理アドレス管理
用リストテーブルの論理アドレスとユーザ領域内の物理アドレスへの対応リスト
を読み出した後、論理アドレス管理用リストテーブルに記載のある論理アドレス
にあるデータを読み出す場合、論理アドレス管理用リストテーブルの論理アドレ
スに対応したユーザ領域内の物理アドレスからデータを読み出す」といった手段
を用いる。

本発明の物理的に上書きが不可能なライトワンス光ディスクに対して、論理的
に上書きを可能とする方法を利用することでライトワンス光ディスクをホストは
上書き可能な光ディスクと同様に取り扱うことが可能となる。またディフェクト
管理機能と同一として、また独立に扱うことができるようにすることでディスク
を効率的に無駄なく使うことが可能となる。

以下、本発明の実施形態について図を用いて説明する。

図２は本発明を説明するにあたり使用する光ディスクのデータの配置を示した
ものである。尚、ここでは図２のデータ配置を基に本発明の説明を行うが実際に
は本発明の本質はデータ配置に依存するものではない。

図２は光ディスクの半径の断面図である。従って、これから説明で用いる光デ
ィスクはディスク内周から外周にディフェクト管理ヘッダ、ディフェクト管理テ
ーブルを有するリードイン、ディフェクト等によりユーザ領域の置換領域として
使用されるスペア領域、ユーザ領域、リードアウトを配置する。またホストから
自由にアクセスできる領域に論理アドレス（ＬＢＡ）を設け、このアドレスをユ
ーザ領域にだけ対応付ける。そのため、一般的にホストがディスクの記録容量と
して認識するサイズはユーザ領域のサイズに等しく、一般的にはディスク記録容
量は初期化後一定の値をとり、ユーザデータ内の使用済領域と空き領域の和は記
録領域の容量に一致する。

次に図４を用いて、ＤＶＤ−ＲＡＭ等の上書き可能な光ディスクで行われてき
た一般的なディフェクト発生時の処理について説明する。

ホストからの「ＬＢＡ（ｎ）にデータ（Ｎ）を記録」という命令に対し、ドラ
イブはＬＢＡ（ｎ）に対応するユーザ領域内の物理アドレス（ＰＢＡ（ａ））に
データ（Ｎ）を記録する。そしてドライブはユーザ領域内に記録したデータ（Ｎ
）をディスク上から再度読み出し、ホストから受け取ったデータ（Ｎ）と比較、
またはデータに付属された誤り訂正用のパリティを用いて再生データに含まれる
エラーの個数を調べる。このとき、再生データに含まれるエラーの個数が、ドラ
イブが規定するディフェクト認定条件（通常、エラー数で規定）を満たす場合、
データを記録したＰＢＡをディフェクトとして取り扱う。仮にＬＢＡ（ｎ）に対
応するＰＢＡ（ａ）がディフェクトであった場合、まず始めにリードインに配置
されるディフェクト管理ヘッダから参照すべきディフェクト管理テーブルの位置
を調べる。次にディフェクト管理ヘッダが指し示すディフェクト管理テーブルか
らスペア領域内の新たにディフェクト置換領域として使用可能なＰＢＡを検索す
る。こうして決定されたディフェクト置換領域にホストから要求されたデータ（
Ｎ）を再度書き込み、ユーザ領域内で行った作業と同様、記録したデータを再生
、ディフェクト認定条件を満たすかどうかの確認を行い、ディフェクトとして取
り扱う必要がないと判断された場合、ＬＢＡ（ｎ）に対応するユーザ領域内のＰ
ＢＡ（ａ）はスペア領域内のＰＢＡ（ｂ）に置き換えられたこと、言い換えると
ＬＢＡ（ｎ）に（スペア領域内の）ＰＢＡ（ｂ）が対応することを示すためにデ
ィフェクト管理テーブルに「ＰＢＡ（ａ）にディフェクトがあったこと」と「Ｐ
ＢＡ（ａ）の代わりにＰＢＡ（ｂ）を使用していること」、または「ＬＢＡ（ｎ
）に対応する物理アドレスはＰＢＡ（ｂ）であること」を登録する。そして最後
に、ディフェクト管理テーブルの情報や位置が更新されたことにより、ディフェ
クト管理ヘッダが持つディフェクト管理テーブルの情報の更新も行われる。

従って光ディスクで行われるディフェクト管理はディフェクト用置換専用領域
としてのスペア領域を設けることでディスク使用中にディフェクトが発生した場
合においてもＬＢＡの数、つまり記録容量が変更しないような仕組みになってい
る。

以上が従来上書き可能な光ディスクで行われてきたディフェクト管理方式であ
る。このように記録した後に再生を行ってディフェクト判定を行うことをリード
・アフター・ライト（ＲＡＷ）と呼ぶ。またこのディフェクト判定はＲＡＷ時に
限らず、通常再生時においても誤り訂正処理中に検出されるデータに含まれるエ
ラー数を用いても行われる。

図７は図４に含まれるディフェクト管理ヘッダ及びディフェクト管理テーブル
の配置を示す図である。ここではディフェクト管理ヘッダはディフェクト管理ヘ
ッダ領域にディフェクト管理テーブルはディフェクト管理テーブル領域に配置さ
れる。また各々の領域において、ディフェクト管理ヘッダ及びディフェクト管理
テーブルは領域内の一方向からもう一方方向に向かって追加されるように記録さ
れ、ヘッダ、テーブルが領域の最後尾に到達すると再び、領域の先頭に戻り、前
に記録したデータを上書きしながらデータを更新する。こうした使い方をする場
合、最新のディフェクト管理ヘッダ及びディフェクト管理テーブルがどれである
か、不明になるといった問題が発生するため、ディフェクト管理ヘッダには、更
新の度にカウントアップされるカウンタ値、及びＰＢＡを用いたディフェクト管
理テーブル・ポインタを設ける。これによりドライブは先ず始めにディフェクト
管理ヘッダ領域内のディフェクト管理ヘッダを任意に読み出し、それぞれに含ま
れるカウンタ値を比較して、最大のカウンタ値を持つディフェクト管理ヘッダを
見つけ出す。またこのディフェクト管理ヘッダに対応する最新のディフェクト管
理テーブルは、ディフェクト管理ヘッダ内のディフェクト管理テーブル・ポイン
タを用いて読み出すことで決定される。このようにして、ドライブは光ディスク
上に書かれたディフェクト管理情報を見つけ出し、再度管理することが可能とな
る。

次にＤＶＤ−ＲＡＭ等の上書き可能な光ディスクにおける記録シーケンスにつ
いて簡単に説明する。

図８は上書き可能な光ディスクの空き領域にホストから記録命令がきた場合の
シーケンスを示した図である。ホストからの記録領域を指し示すＬＢＡを含む記
録命令に対して、ドライブはホストが指し示すＬＢＡに対応するＰＢＡにホスト
から要求されたデータを記録する。

図９は上書き可能な光ディスクの使用済領域にホストから記録命令がきた場合
のシーケンスを示した図である。ホストからの記録領域を指し示すＬＢＡを含む
記録命令に対して、ドライブはホストが指し示すＬＢＡに対応する記録済のＰＢ
Ａにホストから要求されたデータを記録する。これは実際のシステムにおいては
、光ディスク上のユーザ領域上に記録、配置されたデータに関する情報は、ディ
フェクト管理を除いて、全てホストが管理しているからである。通常ホストは記
録データの一部として、ＬＢＡを用いてユーザ領域内にどのようにデータを配置
しているかといった情報をファイルリストとして持っており、新たにファイルを
追加した場合にはこのファイルリストに追加されたファイルに対応する情報デー
タを追加し、ファイルが不要になり削除した場合にはこのファイルリストから削
除ファイルに対応する情報データを削除するといった管理を行っている。従って
図９における上書きはホストが前に記録したデータを新たに更新したいデータ、
もしくは既に記録されたデータはファイルリストから削除された不要データとし
て取り扱っていると解釈できる。

以上、ここまでで上書き可能な光ディスクにおけるディフェクト管理方式、及
び上書きを含むライト処理についての説明を行った。

次に従来上書き可能な光ディスクにのみ適応されてきたこれらの二つの特徴を
ライトワンス光ディスクに適応する方式、及び処理について説明する。

ライトワンス光ディスクにおけるディフェクト管理方式はディフェクト管理ヘ
ッダ領域及びディフェクト管理テーブル領域の使用方法を除いては上書き可能な
光ディスクと同じ方式で行うことができる。つまり上書き可能な光ディスク同様
の説明を行うと、図４が示すようにホストからの「ＬＢＡ（ｎ）にデータ（Ｎ）
を記録」という命令に対し、ドライブはＬＢＡ（ｎ）に対応するユーザ領域内の
物理アドレス（ＰＢＡ（ａ））にデータ（Ｎ）を記録する。そしてドライブはユ
ーザ領域内に記録したデータ（Ｎ）をディスク上から再度読み出し、ホストから
受け取ったデータ（Ｎ）と比較、またはデータに付属された誤り訂正用のパリテ
ィを用いて再生データに含まれるエラーの個数を調べる。このとき、再生データ
に含まれるエラーの個数が、ドライブが規定するディフェクト認定条件を満たす
場合、データを記録したＰＢＡをディフェクトとして取り扱う。ＰＢＡ（ａ）が
ディフェクトとして判断された場合、リードインに配置されるディフェクト管理
ヘッダから参照すべきディフェクト管理テーブルの位置が検出され、このディフ
ェクト管理テーブルからスペア領域内の新たにディフェクト置換領域として使用
可能なＰＢＡを検索する。このように検索されたディフェクト置換領域にホスト
から要求されたデータ（Ｎ）を再度書き込み、ユーザ領域内で行った作業と同様
、記録したデータを再生、ディフェクト認定条件を満たすかどうかの確認を行い
、ディフェクトとして取り扱う必要がないと判断された場合、ＬＢＡ（ｎ）に対
応するユーザ領域内のＰＢＡ（ａ）はスペア領域内のＰＢＡ（ｂ）に置き換えら
れたこと、言い換えるとＬＢＡ（ｎ）に（スペア領域内の）ＰＢＡ（ｂ）が対応
することを示すためにディフェクト管理テーブルに「ＰＢＡ（ａ）にディフェク
トがあったこと」と「ＰＢＡ（ａ）の代わりにＰＢＡ（ｂ）を使用していること
」、または「ＬＢＡ（ｎ）に対応する物理アドレスはＰＢＡ（ｂ）であること」
を示す情報を追加する。そして最後に、ディフェクト管理テーブルの情報や位置
が更新されたことにより、ディフェクト管理ヘッダが持つディフェクト管理テー
ブルの情報の更新も行われる。

図７は図４に含まれるディフェクト管理ヘッダ及びディフェクト管理テーブル
の配置を示す図である。ここではディフェクト管理ヘッダはディフェクト管理ヘ
ッダ領域にディフェクト管理テーブルはディフェクト管理テーブル領域に配置さ
れる。また各々の領域において、ディフェクト管理ヘッダ及びディフェクト管理
テーブルは領域内の一方向からもう一方方向に向かって追加されるように記録さ
れる。そのため、最新のディフェクト管理ヘッダは常にディフェクト管理ヘッダ
領域の最後に位置し、ディフェクト管理ヘッダに対応する最新のディフェクト管
理テーブルは、ディフェクト管理ヘッダ内のディフェクト管理テーブル・ポイン
タを用いて、またはディフェクト管理ヘッダ同様にディフェクト管理テーブル領
域の最後に位置するディフェクト管理テーブルを読み出すことで決定される。こ
のようにして、ドライブは光ディスク上に書かれたディフェクト管理情報を見つ
け出し、再度管理することが可能となる。ライトワンス光ディスクにおいてはす
でに使用済領域に上書きを行うことが不可能であり、ディフェクト管理ヘッダ及
びディフェクト管理テーブルの更新はそれぞれの領域が埋まってしまうとその後
のディフェクト管理情報の更新が不可能となってしまうため、それぞれの領域の
サイズは始めから十分に確保し、かつドライブは内部メモリ等を用いて情報を更
新するタイミングをできるだけ抑える必要がある。

これより、ライトワンス光ディスクにおいても十分なディフェクト管理領域の
確保さえ可能であれば、ディフェクト管理方式そのものは上書き可能な光ディス
クと同じ方式が適応できることが分かる。次にライトワンス光ディスクにおける
通常のホストからのライトコマンドに対応する動作について説明し、その後にこ
のディフェクト管理方式を拡張した、ライトワンス光ディスクの上書き機能を実
現する手段について説明する。

図１０はライトワンス光ディスクの空き領域にホストから記録命令がきた場合
のシーケンスを示した図である。ホストからの記録領域を指し示すＬＢＡを含む
記録命令に対して、ドライブはホストが指し示すＬＢＡに対応するＰＢＡが使用
済領域、または空き領域かどうかを確認、空き領域であると判断した後、ホスト
から要求されたデータを記録する。

図１１は図１０で行われたような各ＰＢＡが示す領域が使用済領域、空き領域
かの判断を行うためのユーザ領域ビットマップである。このユーザ領域ビットマ
ップはユーザ領域内の始めのアドレスＰＢＡ（Ｎ）からＰＢＡ（Ｎ+Ｍ）までの
全てのアドレスに対し、対応するビットをマップ内に配置しており、任意のアド
レスにデータが記録されるとそのアドレスに対応するビットの値の極性を反転さ
せることで使用済領域、空き領域の判断を可能とする。従って、図１０の例では
ホストからの記録領域を指し示すＬＢＡに対するＰＢＡに対応するユーザ領域ビ
ットマップ内のビットが空き領域を示す極性であったため、ドライブはＬＢＡに
対するＰＢＡに図８が示す上書き可能な光ディスクの場合同様にデータの書き込
みが行われる。

図１２はディフェクト管理方式を拡張してライトワンス光ディスクにおける上
書き機能を実現する一方式である。ホストからの記録領域を指し示すＬＢＡを含
む記録命令に対して、ドライブはホストが指し示すＬＢＡに対応するＰＢＡが使
用済領域、または空き領域かどうかを確認を行う。このＰＢＡが空き領域ではな
く、使用済領域であると判断された場合、ディフェクト管理方式同様にリードイ
ンに含まれるディフェクト管理ヘッダ及びディフェクト管理テーブルを使用し、
使用済領域をディフェクト領域同様にみなして、ホストから指示されたデータ（
ｎ）の記録位置をすでに使用済のＰＢＡ（ａ）からスペア領域内のＰＢＡ（ｂ）
に変更し、ユーザ領域内同様に記録したデータを再生、ディフェクト認定条件を
満たすかどうかの確認を行い、ディフェクトとして取り扱う必要がないと判断さ
れた場合、ＬＢＡ（ｎ）に対応するユーザ領域内のＰＢＡ（ａ）はスペア領域内
のＰＢＡ（ｂ）に置き換えられたことを示すためにディフェクト管理テーブルに
「ＰＢＡ（ａ）は使用済であったこと」と「ＰＢＡ（ａ）の代わりにＰＢＡ（ｂ
）を使用していること」、または「ＬＢＡ（ｎ）に対応する物理アドレスはＰＢ
Ａ（ｂ）に変更されたこと」を示す情報を追加する。このように使用済領域をデ
ィフェウト同様に取り扱うことで従来ノディフェクト管理方式を拡張し、上書き
機能をライトワンス光ディスクに応用することが可能となる。しかし、このディ
フェクト管理方式を拡張して実現される上書き機能は、上書きできるデータサイ
ズがスペア領域領域のサイズに限定されるため、小容量のサイズのファイルを何
度も繰り返しで上書きして使う場合などは、ユーザ領域はほとんど使用されてい
ないにも関わらず、スペア領域が全て埋まってしまい、ディスク容量を効率的に
使用できないという問題が生じる。そのため、ユーザ領域を効率的に使用できる
上書き機能を次のように実現する。

図１３はライトワンス光ディスクの使用済領域にホストから記録命令がきた場
合のシーケンスを示した図である。ホストからの記録領域を指し示すＬＢＡを含
む記録命令に対して、ドライブはホストが指し示すＬＢＡに対応するＰＢＡが使
用済領域、または空き領域かどうかの確認を行う。このＰＢＡが空き領域ではな
く、使用済領域であると判断した後、ディフェクト管理方式同様にライトワンス
用に設定されたリードインに含まれるＬＢＡ管理ヘッダ及びＬＢＡ管理テーブル
を用いた制御が行われる。ＬＢＡ管理ヘッダにはＬＢＡ管理テーブルを指し示す
ポインタが含まれており、ＬＢＡ管理ヘッダに示されるＬＢＡ管理テーブルには
ホストが使用するＬＢＡとＰＢＡの対応表がディフェクト管理テーブル同様に作
成される。つまりホストからの記録命令に対し、ユーザデータ内の空き領域を探
し、その空き領域のＰＢＡにホストから要求されたデータを記録する。この後、
ホストが要求したＬＢＡとデータが記録されたＰＢＡの関係を記録するためにＬ
ＢＡ管理テーブルにこの情報を追加し、ＬＢＡ管理テーブル領域に更新されたＬ
ＢＡ管理テーブルを記録、これによって変更されるＬＢＡ管理テーブル・ポイン
タを含むＬＢＡ管理ヘッダも更新、ＬＢＡ管理ヘッダ領域の所定の位置に記録さ
れる。ここで、この新規に発生するＬＢＡ管理情報がどのようにＬＢＡ管理テー
ブルに登録されるか図を用いて説明する。

図１４は一単位として取り扱われるＬＢＡ管理情報の構成の一例である。この
図において上記の表は下記の上書きが発生した場合に作成される新ＬＢＡ管理情
報を示す。ＬＢＡ（ｍ）からＬＢＡ（ｎ−１）にわたるライトコマンドをホスト
からドライブが受け取った際、それに対応するＰＢＡ（Ｍ）からＰＭＡ（Ｎ−１
）は既に使用済であり、ドライブがユーザ領域内の空き領域ＰＢＡ（Ｓ）からＰ
ＢＡ（Ｔ−１）にＬＢＡ（ｍ）からＬＢＡ（ｎ−１）のデータを新たに割り当て
た場合、新ＬＢＡ管理情報として「ＬＢＡ（ｍ）からＬＢＡ（ｎ−１）はＰＢＡ
（Ｓ）からＰＢＡ（Ｔ−１）に割り当てられている」といったことが分かれば十
分なため、追加リストは「上書きが開始されたＬＢＡ」、それに対応する「上書
きが開始されたＰＢＡ」、そして「上書きが終了したＬＢＡ」、それに対応する
「上書きが終了したＰＢＡ」から構成される。またこの構成は「上書きが開始さ
れたＬＢＡ」、それに対応する「上書きが開始されたＰＢＡ」、そして「連続し
て上書きがおこなわれたアドレスの数」としたり、「仮想的に上書きが開始され
たＰＢＡ」、それに対応する「実際に記録が開始されたＰＢＡ」、そして「仮想
的に上書きが終了したＰＢＡ」、それに対応する「実際に記録が終了したＰＢＡ
」としたり、「仮想的に上書きが開始されたＰＢＡ」、それに対応する「実際に
記録が開始されたＰＢＡ」、そして「連続して上書きがおこなわれたアドレスの
数」としても同じ結果が得られることは容易に推測できる。

次にＬＢＡ管理テーブルが複数個のこの形式のリストからなる場合、新たに行
われた仮想的な上書きによる新情報が追加された際、つまりリストが追加された
場合のリストの処理方法についてのいくつかの導入すべき規則について説明する
。またここでは容易に説明するため、及び実質的な使用効率を考慮し、ＬＢＡ管
理テーブル内の各リストはリストの先頭に位置する「上書きが開始されたＬＢＡ
」の小さい順に常に並び替えが行われるとものとする。

図１５は「ＬＢＡ（ｌ）からＬＢＡ（ｍ−１）がＰＢＡ（Ｒ）からＰＢＡ（Ｓ
−１）に割り当てられた」後に、ＬＢＡ（ｍ）からＬＢＡ（ｎ−１）にホストか
らのライトコマンドが発行されたが、それに対応するＰＢＡ（Ｍ）からＰＭＡ（
Ｎ−１）は既に使用済であり、ドライブがユーザ領域内の空き領域ＰＢＡ（Ｓ）
からＰＢＡ（Ｔ−１）にＬＢＡ（ｍ）からＬＢＡ（ｎ−１）のデータを新たに割
り当てた場合の例である。この場合、新たに「ＬＢＡ（ｍ）からＬＢＡ（ｎ−１
）がＰＢＡ（Ｓ）からＰＢＡ（Ｔ−１）に割り当てる」といったリストをＬＢＡ
管理リストに直接追加せずに、ＬＢＡ管理リストの領域をできるだけ小さく抑え
る目的から、リストを新たに追加した場合に、追加リストが配置されるであろう
位置の直前のリストの「上書きが終了したＬＢＡ」、それに対応する「上書きが
終了したＰＢＡ」と新たに追加されるべきリストの「上書きが開始されたＬＢＡ
」、それに対応する「上書きが開始されたＰＢＡ」を比較し、直前に位置するリ
ストの「上書きが終了したＬＢＡ」と追加リストの「上書きが開始されたＬＢＡ
」及び、直前に位置するリストの「上書きが終了したＰＢＡ」と追加リストの「
上書きが開始されたＰＢＡ」が各々連続する関係であった場合には、その２つの
リストを「ＬＢＡ（ｌ）からＬＢＡ（ｎ−１）はＰＢＡ（Ｒ）からＰＢＡ（Ｔ−
１）に割り当てられている」といったように一つのリストに纏め、ＬＢＡ管理リ
ストに登録される。

図１６は「ＬＢＡ（ｌ）からＬＢＡ（ｎ−１）がＰＢＡ（Ｒ）からＰＢＡ（Ｔ
−１）に割り当てられた」後に、ＬＢＡ（ｌ）からＬＢＡ（ｎ−１）の範囲に含
まれるＬＢＡ（ｍ）からＬＢＡ（ｎ−１）への上書き要求がホストから再度発行
され、ドライブがユーザ領域内の空き領域ＰＢＡ（Ｑ）からＰＢＡ（Ｐ−１）に
ＬＢＡ（ｍ）からＬＢＡ（ｎ−１）のデータを新たに割り当て直した場合の例で
ある。この場合、新たに「ＬＢＡ（ｍ）からＬＢＡ（ｎ−１）がＰＢＡ（Ｑ）か
らＰＢＡ（Ｐ−１）に割り当てる」といったリストをＬＢＡ管理リストに追加す
るが、ＬＢＡ管理リスト内に登録されたＬＢＡ範囲は任意のＰＢＡと１対１に対
応させる目的、これは例えばＬＢＡ（ａ）を含むリストがＬＢＡ管理テーブルに
複数存在すると、ＬＢＡ（ａ）を読み出す場合において、どのＰＢＡに記録され
たデータを読み出すべきか分からなくなることを防ぐ目的のため、リストを新た
に追加される場合に、追加リストが配置される位置の直前のリストの「上書きが
終了したＬＢＡ」と追加リストの「上書きが開始されたＬＢＡ」及び「上書きが
終了したＬＢＡ」の大小関係を比較する。追加リストのＬＢＡ範囲の全部または
一部が、追加リストの直前のリストのＬＢＡ範囲に含まれると判断された場合は
、新たに追加されるリストのＬＢＡ範囲を省くように追加リストが配置される位
置の直前のリストのＬＢＡ範囲及びそれに対応するＰＢＡを修正する必要が生じ
る。例えば,図１６を例にこの処理を説明すると、リストを新たに追加される場
合に、追加リストが配置される位置の直前のリスト「ＬＢＡ（ｌ）からＬＢＡ（
ｎ−１）はＰＢＡ（Ｒ）からＰＢＡ（Ｔ−１）に割り当てられている」と新規に
追加される「ＬＢＡ（ｍ）からＬＢＡ（ｎ−１）がＰＢＡ（Ｑ）からＰＢＡ（Ｐ
−１）に割り当てる」とを比較し、追加リストの「ＬＢＡ（ｍ）からＬＢＡ（ｎ
−１）」の範囲内の全てのＬＢＡは直前リストの「ＬＢＡ（ｌ）からＬＢＡ（ｎ
−１）」に含まれることが分かるため、追加リストの直前に位置するリストも「
ＬＢＡ（ｍ）からＬＢＡ（ｎ−１）」を除くように「ＬＢＡ（ｌ）からＬＢＡ（
ｍ−１）がＰＢＡ（Ｒ）からＰＢＡ（Ｓ−１）に割り当てられた」と修正され、
追加リストとともに再登録される。尚、ＰＢＡ（Ｓ−１）はＬＢＡ（ｎ−１）と
ＬＢＡ（ｍ−１）の関係、つまり差の値とＰＢＡ（Ｔ−１）から容易に求められ
る。

図１７は図１２のディフェクト管理方式の拡張による上書き機能とユーザ領域
内でのＬＢＡ−ＰＢＡ登録方式による上書き機能を合わせた形で実現されるライ
トワンス光ディスク上での上書き機能の形態の一例である。これは図１２で説明
した上書き方式と図１３で説明した上書き方式はお互いに独立した関係にあるた
め使い方に応じてそれぞれの方式を使い分けることも可能であることを意味する
。

図１は図１３同様にライトワンス光ディスクにおける上書き機能をディフェク
ト管理機能と併用した場合の一例である。上記で説明したように上書き可能な光
ディスクと同様の方式で実現されるディフェクト管理の条件として、リードイン
内に位置するディフェクト管理テーブル領域を十分に確保するといったものがあ
った。さらにこれとは別、もしくは同じ領域にＬＢＡ管理テーブルを配置する場
合、同様な問題が生じることは明らかである。そこでＬＢＡ管理テーブルはユー
ザ領域に配置し、最新のＬＢＡ管理テーブルを指し示すポインタを含むＬＢＡ管
理ヘッダのみをディフェクト管理ヘッダと共用することでリードイン内にＬＢＡ
管理テーブルを配置することにより生じる領域確保の問題を解決する。こうした
場合、ＬＢＡ管理テーブル用の領域をユーザ領域に配置する必要はなく、上書き
データを配置する場合と同様に空き領域を探し、ＬＢＡ管理テーブルを任意のユ
ーザ領域内のアドレスに配置することが可能となる。またこの図はＬＢＡ管理テ
ーブルのみをユーザ領域に配置した例を示しているが、ディフェクト管理テーブ
ルをユーザ領域に同様に配置できることも明らかである。しかしながら、一般的
にはスペア領域の数からディフェクト管理テーブル領域のサイズを見積もること
は可能であるが、上書きによるＬＢＡ管理テーブルのサイズはユーザの使用方法
により大きくサイズが変化することから最終的に必要とされる領域サイズを見積
もることが困難になることを考えると図１の配置形態が望ましいと考えられる。
この例においても他の例同様に、記録時ホストからの記録領域を指し示すＬＢＡ
を含む記録命令に対して、ドライブはまず始めにホストが指し示すＬＢＡに対応
するＰＢＡが使用済領域、または空き領域かどうかを確認を行う。このＰＢＡが
空き領域ではなく、使用済領域であると判断した後、ディスク上のユーザ領域の
未記録領域を検索し、その位置にホストから転送されるデータを記録する。ＬＢ
Ａ−ＰＢＡ間の関係はリードインに含まれるディフェクト／ＬＢＡ管理ヘッダ及
びユーザ領域に配置されるＬＢＡ管理テーブルを用いて管理されるため、ディフ
ェクト／ＬＢＡ管理ヘッダ内のポインタで指し示されるＬＢＡ管理テーブル（Ｎ
−１）を用いて、新たに追加されたＬＢＡとＰＢＡの対応リストを追加したもの
をＬＢＡ管理テーブル（Ｎ）として作成し、ユーザ領域の空き領域に記録され、
新たなポインタを含むディフェクト／ＬＢＡ管理ヘッダも所定の位置の領域内で
更新される。

このようにＬＢＡとＰＢＡとの対応がＬＢＡ管理ヘッダ、及びＬＢＡ管理テー
ブルによって管理された光ディスクでは再生時、ホストからの再生要求に対して
、その要求に含まれるＬＢＡに対応するＰＢＡをＬＢＡ管理テーブルを参照して
決定し、再生要求されたＬＢＡがＬＢＡ管理テーブルにない場合、本来関連付け
たれたＰＢＡからデータを読みだし、ＬＢＡ管理テーブルにある場合、ＬＢＡ管
理テーブル内で対応付けられたＰＢＡからデータを読み出すこととなる。

ディフェクト管理及び上書き機能を実現する方法を示すライトワンス光ディスクの断面図である。 ディフェクト管理を実現するための論理的なデータ配置を示す光ディスクの断面図である。 光ディスク再生装置の図である。 ディフェクト管理を実現する方法を示す光ディスクの断面図である。 光ディスクの動作を示すフロチャートである。 上書き可能な光ディスクの物理的な配置を示す断面図である。 ディフェクト管理ヘッダ領域及びデェフェクト管理テーブル領域内のディフェクト管理ヘッダ及びデェフェクト管理テーブルの使用方法を示した図である。 空き領域にデータを記録するコマンドをホストから受けた場合のデータ配置を示す上書き可能な光ディスクの断面図である。 使用済領域にデータを記録するコマンドをホストから受けた場合のデータ配置を示す上書き可能な光ディスクの断面図である。 空き領域にデータを記録するコマンドをホストから受けた場合のデータ配置を示すライトワンス光ディスクの断面図である。 使用済領域にデータを記録するコマンドをホストから受けた場合のデータ配置を示すライトワンス光ディスクの断面図である。 ディフェクト管理を拡張して上書き機能を実現する方法を示すライトワンス光ディスクの断面図である。 置換領域としてユーザ領域を用いることで上書き機能を実現する方法を示すライトワンス光ディスクの断面図である。 ＬＢＡ管理リスト内の追加リストの構成の一例を示す図である。 ＬＢＡ管理リスト内に新規リストが追加される場合に行われるリスト圧縮方式、またはその適用方法を示す図である。 ＬＢＡ管理リスト内に新規リストが追加される場合に行われる重複ＬＢＡ排除方式、またはその適用方法を示す図である。 ディフェクト管理を拡張して上書き機能と置換領域としてユーザ領域を用いることで上書き機能を同時に実現する方法を示すライトワンス光ディスクの断面図である。

符号の説明

１１…光ディスク、２…光ヘッド、２１…光スポット、２２…光ビーム、２３
…対物レンズ、２４…コリメタ−レンズ、２５…レーザ、２６…検出器、２７…
検出器、２８…ビームスプリッタ、２９…ホログラム素子、３１…レンズアクチ
ュエータ、４１…信号再生ブロック。

Claims (10)

1. 記録可能部に物理アドレスを有する上書きが不可能な光ディスクにデジタルデ
   ータを記録する方法において、
   上記光ディスクの記録可能部を物理アドレスを用いてリードイン領域、ユーザ
   領域、リードアウト領域に分割し、
   上記リードイン領域の一部にユーザ領域全体に割り振られる論理アドレスを管
   理するためのリストテーブルへのポインタを含む情報領域を設け、
   上記論理アドレス管理用リストテーブルは論理アドレスとユーザ領域内の物理ア
   ドレスへの対応を示すリストを並べて構成されることを特徴とする光ディスク記
   録方法。
2. 請求項１の光ディスク記録方法は、前記論理アドレス管理用リストテーブルを
   前記リードイン領域に配置することを特徴とする光ディスク記録方法。
3. 請求項１の光ディスク記録方法は、前記論理アドレス管理用リストテーブルを
   前記ユーザ領域に配置することを特徴とする光ディスク記録方法。
4. 請求項１の光ディスク記録方法は、前記ユーザ領域内の使用済領域に対応する
   論理アドレスにデータを再度記録する代わりに前記ユーザ領域内の空き領域にデ
   ータを記録する度に前記論理アドレス管理用リストテーブルを更新することを特
   徴とする光ディスク記録方法。
5. 請求項１の光ディスク記録方法は、前記論理アドレス管理用リストテーブルを
   構成する論理アドレス管理用リストはリスト内に含まれる論理アドレスに従って
   並び替えが行われ、前記ユーザ領域内の使用済領域に対応する論理アドレスにデ
   ータを再度記録する代わりに前記ユーザ領域内の空き領域にデータを記録する度
   に論理アドレスと物理アドレスの関係を変えたことを示すリストを前記論理アド
   レス管理用リストテーブルに追加し、追加された論理アドレス管理用リストの論
   理アドレス及び物理アドレスと隣接する論理アドレス管理用リストの論理アドレ
   ス及び物理アドレスとの関係に応じて追加された論理アドレス管理リストと隣接
   する論理アドレス管理用リストを合わせて１つの論理アドレス管理リストとする
   ことを特徴とする光ディスク記録方法。
6. 請求項１の光ディスク記録方法は、前記論理アドレス管理用リストテーブルを
   構成する論理アドレス管理用リストはリスト内に含まれる論理アドレスに従って
   並び替えが行われ、前記ユーザ領域内の使用済領域に対応する論理アドレスにデ
   ータを再度記録する代わりに前記ユーザ領域内の空き領域にデータを記録する度
   に論理アドレスと物理アドレスの関係を変えたことを示すリストを前記論理アド
   レス管理用リストテーブルに追加し、追加された論理アドレス管理用リストの任
   意の論理アドレスと論理アドレス管理用リストテーブルを構成するその他の論理
   アドレス管理用リストに含まれる論理アドレスが重複しないように上記その他の
   論理アドレス管理用リストを修正することを特徴とする光ディスク記録方法。
7. 記録可能部に物理アドレスを有する上書きが不可能な光ディスクにデジタルデ
   ータを記録する方法において、
   上記光ディスクの記録可能部を物理アドレスを用いてリードイン領域、スペア
   領域、ユーザ領域、リードアウト領域に分割し、上記リードイン領域の一部にユ
   ーザ領域全体に割り振られる論理アドレスを管理するためのリストテーブルへの
   ポインタ及びスペア領域を管理するためのリストテーブルへのポインタを含む情
   報領域を設け、上記論理アドレス管理用リストテーブルは論理アドレスとユーザ
   領域内の物理アドレスへの対応を示すリストを並べて構成されて上記ユーザ領域
   に配置され、上記スペア領域管理用リストテーブルはユ−ザ領域内の物理アドレ
   スとスペア領域内の物理アドレスへの対応を示すリストを並べて構成されて上記
   リードイン領域に配置されることを特徴とする
   光ディスク記録方法。
8. 請求項７の光ディスク記録方法は、前記ユーザ領域内の使用済領域に対応する
   論理アドレスにデータを再度記録する代わりに前記ユーザ領域内の空き領域、ま
   たは前記スペア領域内の空き領域にデータを記録する度に前記論理アドレス管理
   用リストテーブルを更新することを特徴とする光ディスク記録方法。
9. 論理アドレスとユーザ領域内の物理アドレスへの対応を示す論理アドレス管理
   用リストテーブルが記録された記録可能な光ディスクからデジタルデータを再生
   する方法において、
   論理アドレス管理用リストテーブルの論理アドレスとユーザ領域内の物理アド
   レスへの対応を用いながら上記光ディスク上のデータを再生することを特徴とす
   る光ディスク再生方法。
10. 論理アドレスとユーザ領域内の物理アドレスへの対応を示す論理アドレス管理
    用リストテーブルが記録された記録可能な光ディスクを再生可能な光ディスク再
    生装置において、
    光ディスク上に配置された論理アドレス管理用リストテーブルの論理アドレス
    とユーザ領域内の物理アドレスへの対応リストを読み出した後、上記論理アドレ
    ス管理用リストテーブルに記載のある論理アドレスにあるデータを読み出す場合
    、上記論理アドレス管理用リストテーブルの論理アドレスに対応したユーザ領域
    内の物理アドレスからデータを読み出すことを特徴とする光ディスク再生装置。
    

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