JP2010192110A - 交替処理方法、記録装置 - Google Patents
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Abstract
【課題】交替領域として設定サイズを必要以上に大きくしなくてもよいものとし、ユーザーデータ領域の有効利用を図る。
【解決手段】
記録開始時には記録装置による交替処理を有効化し、欠陥等による被交替領域があれば、交替管理情報の記録（更新）および交替領域への交替を実行する。そして交替領域の残り容量が少なくなったとき、あるいは無くなったときに欠陥等の被交替領域が検出された場合は、記録装置は交替管理情報の記録（更新）を行うが、交替領域への交替は実行せず、ホスト装置側に対応処理を求める。ホスト装置側は、交替処理が有効となっている記録媒体について、記録装置側から例えばライトエラーやその他の情報形態によって、記録しようとしたアドレスが欠陥等による被交替領域である事を知らされたときは、その被交替領域とは別の領域を指定したデータ書込要求を発行する。つまり、欠陥交替処理が無効化されたと考え、別の適当な場所を選択してそこから書き損じたデータを記録させるように対応する。
【選択図】 図１７
【解決手段】
記録開始時には記録装置による交替処理を有効化し、欠陥等による被交替領域があれば、交替管理情報の記録（更新）および交替領域への交替を実行する。そして交替領域の残り容量が少なくなったとき、あるいは無くなったときに欠陥等の被交替領域が検出された場合は、記録装置は交替管理情報の記録（更新）を行うが、交替領域への交替は実行せず、ホスト装置側に対応処理を求める。ホスト装置側は、交替処理が有効となっている記録媒体について、記録装置側から例えばライトエラーやその他の情報形態によって、記録しようとしたアドレスが欠陥等による被交替領域である事を知らされたときは、その被交替領域とは別の領域を指定したデータ書込要求を発行する。つまり、欠陥交替処理が無効化されたと考え、別の適当な場所を選択してそこから書き損じたデータを記録させるように対応する。
【選択図】 図１７
Description
本発明は、光ディスク等の記録媒体に対する交替処理方法、記録装置、記録システムに関するものである。
デジタルデータを記録・再生するための技術として、例えば、ＣＤ（Compact Disc），ＭＤ（Mini-Disc），ＤＶＤ（Digital Versatile Disc）などの、光ディスク（光磁気ディスクを含む）を記録メディアに用いたデータ記録技術がある。光ディスクとは、金属薄板をプラスチックで保護した円盤に、レーザ光を照射し、その反射光の変化で信号を読み取る記録メディアの総称である。
光ディスクには、例えばＣＤ、ＣＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ−ＲＯＭなどとして知られているように再生専用タイプのものと、ＭＤ、ＣＤ−Ｒ、ＣＤ−ＲＷ、ＤＶＤ−Ｒ、ＤＶＤ−ＲＷ、ＤＶＤ＋ＲＷ、ＤＶＤ−ＲＡＭなどで知られているようにユーザーデータが記録可能なタイプがある。記録可能タイプのものは、光磁気記録方式、相変化記録方式、色素膜変化記録方式などが利用されることで、データが記録可能とされる。色素膜変化記録方式はライトワンス記録方式とも呼ばれ、一度だけデータ記録が可能で書換不能であるため、データ保存用途などに好適とされる。一方、光磁気記録方式や相変化記録方式は、データの書換が可能であり音楽、映像、ゲーム、アプリケーションプログラム等の各種コンテンツデータの記録を始めとして各種用途に利用される。
光ディスクには、例えばＣＤ、ＣＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ−ＲＯＭなどとして知られているように再生専用タイプのものと、ＭＤ、ＣＤ−Ｒ、ＣＤ−ＲＷ、ＤＶＤ−Ｒ、ＤＶＤ−ＲＷ、ＤＶＤ＋ＲＷ、ＤＶＤ−ＲＡＭなどで知られているようにユーザーデータが記録可能なタイプがある。記録可能タイプのものは、光磁気記録方式、相変化記録方式、色素膜変化記録方式などが利用されることで、データが記録可能とされる。色素膜変化記録方式はライトワンス記録方式とも呼ばれ、一度だけデータ記録が可能で書換不能であるため、データ保存用途などに好適とされる。一方、光磁気記録方式や相変化記録方式は、データの書換が可能であり音楽、映像、ゲーム、アプリケーションプログラム等の各種コンテンツデータの記録を始めとして各種用途に利用される。
更に近年、ブルーレイディスク（Blu-ray Disc）と呼ばれる高密度光ディスクが開発され、著しい大容量化が図られている。
例えばこの高密度ディスクでは、波長４０５ｎｍのレーザ（いわゆる青色レーザ）とＮＡが０．８５の対物レンズの組み合わせという条件下でデータ記録再生を行うとし、トラックピッチ０．３２μｍ、線密度０．１２μｍ／bitで、６４ＫＢ（キロバイト）のデータブロックを１つの記録再生単位として、フォーマット効率約８２％としたとき、直系１２cmのディスクに２３．３ＧＢ（ギガバイト）程度の容量を記録再生できる。
このような高密度ディスクにおいても、ライトワンス型や書換可能型が開発されている。
例えばこの高密度ディスクでは、波長４０５ｎｍのレーザ（いわゆる青色レーザ）とＮＡが０．８５の対物レンズの組み合わせという条件下でデータ記録再生を行うとし、トラックピッチ０．３２μｍ、線密度０．１２μｍ／bitで、６４ＫＢ（キロバイト）のデータブロックを１つの記録再生単位として、フォーマット効率約８２％としたとき、直系１２cmのディスクに２３．３ＧＢ（ギガバイト）程度の容量を記録再生できる。
このような高密度ディスクにおいても、ライトワンス型や書換可能型が開発されている。
また、これらのデータ記録可能（再生専用ではない）な記録メディアでは、交替領域を用意してディスク上でデータ記録位置を交替させる技術が知られている。即ち、ディスク上の傷などの欠陥（ディフェクト）により、データ記録に適さない箇所が存在した場合、その欠陥個所に代わる交替記録領域を用意することで、適正な記録再生が行われるようにする欠陥管理手法である。
例えば上記特許文献１，２には、書換可能な光ディスク上で、記録しようとするブロックに欠陥があった場合に適用するディフェクトマネージメントと呼ばれる欠陥管理技術が開示されている。
例えば上記特許文献１，２には、書換可能な光ディスク上で、記録しようとするブロックに欠陥があった場合に適用するディフェクトマネージメントと呼ばれる欠陥管理技術が開示されている。
従来の欠陥管理方式は、ディスク上において交替領域を設定し、例えばユーザーデータを記録する主データ領域において発見された欠陥ブロック（ここでブロックとは、セクターやクラスタなどと呼ばれる所定の物理領域を指す）に記録するデータを、交替領域内のブロックに記録するという交替処理を行う。
この場合、交替領域に十分な空きが無くなった場合には、それ以上の欠陥交替処理が行えなくなる。このためディスクドライブ装置（記録再生装置）は、交替領域に十分な空きが無くなったことに応じて、そのディスクを書き込み禁止とし、それ以上のデータの記録が不可能となるようにしている。
この場合、交替領域に十分な空きが無くなった場合には、それ以上の欠陥交替処理が行えなくなる。このためディスクドライブ装置（記録再生装置）は、交替領域に十分な空きが無くなったことに応じて、そのディスクを書き込み禁止とし、それ以上のデータの記録が不可能となるようにしている。
このような事情から、交替領域は、ディスク上でなるべく多めに確保する結果となる。すると、その分、通常にユーザーデータを記録できる領域のサイズ（容量）が小さくなる。また、交替領域は必ずしもその領域の全部が使い切られるわけではない。
しかも、交替領域の適切な大きさと言うものは、ホスト装置側のアプリケーションや記録装置とメディアとの相性などが要因となり一様に決めることはできない。このため、十分に交替処理機能を働かせようとすると、交替領域のサイズをなるべく大きめに設定することが必要となる。
そしてこのように、容量的に十分な交替領域を確保しようとすることで、ユーザデータ領域の効率的な使用に影響を与えていた。
しかも、交替領域の適切な大きさと言うものは、ホスト装置側のアプリケーションや記録装置とメディアとの相性などが要因となり一様に決めることはできない。このため、十分に交替処理機能を働かせようとすると、交替領域のサイズをなるべく大きめに設定することが必要となる。
そしてこのように、容量的に十分な交替領域を確保しようとすることで、ユーザデータ領域の効率的な使用に影響を与えていた。
そこで本発明は、交替領域を多めに確保しなくても、適切な交替処理機能を伴う記録動作が実現できるようにすることを目的とする。
本発明の交替処理方法は、データ記録が可能な記録領域において、主データの記録再生を行う主データ領域と、交替処理に用いる交替領域と、交替処理を管理する交替管理情報を記録する管理情報領域とが設けられる記録媒体に対して、ホスト装置からの記録要求に応じて記録を行う記録装置の交替処理方法である。そして、上記記録媒体上で、交替処理すべき被交替領域を検出した場合に、上記交替領域の空き容量を確認する確認ステップと、上記確認ステップによって上記交替領域に必要な空き容量が存在すると確認された際には、上記被交替領域について、上記交替領域を用いて交替処理させるとともに、該交替処理を反映するように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行う第１の処理ステップと、上記確認ステップによって上記交替領域に必要な空き容量が存在しないと確認された際には、上記被交替領域について、上記交替領域への交替処理は行わずに、上記被交替領域が管理されるように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行い、さらに上記ホスト装置に対して、上記被交替領域についての対応処理を求める情報を送信する第２の処理ステップとを備える。
またこの場合の上記被交替領域は、記録媒体上の欠陥により交替処理されるべき領域である。
また上記記録媒体は、上記交替領域を用いた交替処理を実行する記録媒体として初期化処理された記録媒体であり、１回書込可能な記録媒体、もしくは書換可能な記録媒体である。
またこの場合の上記被交替領域は、記録媒体上の欠陥により交替処理されるべき領域である。
また上記記録媒体は、上記交替領域を用いた交替処理を実行する記録媒体として初期化処理された記録媒体であり、１回書込可能な記録媒体、もしくは書換可能な記録媒体である。
本発明の記録装置は、データ記録が可能な記録領域において、主データの記録再生を行う主データ領域と、交替処理に用いる交替領域と、交替処理を管理する交替管理情報を記録する管理情報領域とが設けられる記録媒体に対して、ホスト装置からの記録要求に応じて記録を行う記録装置である。そして、上記記録媒体に対してデータ書込を行う書込手段と、上記ホスト装置からのデータ書込要求があった場合に、上記書込手段による上記記録媒体へのデータ書込を実行させる書込制御手段と、上記書込手段によるデータ書込の際に、交替処理すべき被交替領域を検出した場合に、上記交替領域の空き容量を確認する確認手段と、以下の第１，第２の処理を行う交替処理手段を備える。即ち交替処理手段は、上記確認手段によって上記交替領域に必要な空き容量が存在すると確認されることに応じて、上記被交替領域について、上記交替領域を用いて交替処理させるとともに、該交替処理を反映するように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行う第１の処理を行い、また上記確認手段によって上記交替領域に必要な空き容量が存在しないと確認されることに応じて、上記被交替領域について、上記交替領域への交替処理は行わずに、上記被交替領域が管理されるように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行い、さらに上記ホスト装置に、上記被交替領域についての対応処理を求める情報を送信する第２の処理を行う。
この場合、上記被交替領域は、記録媒体上の欠陥により交替処理されるべき領域である。
また上記交替処理手段は、上記交替領域を用いた交替処理を実行する記録媒体として初期化処理された記録媒体について、上記第１及び第２の処理を行う。
この場合、上記被交替領域は、記録媒体上の欠陥により交替処理されるべき領域である。
また上記交替処理手段は、上記交替領域を用いた交替処理を実行する記録媒体として初期化処理された記録媒体について、上記第１及び第２の処理を行う。
本発明の記録システムは、データ記録が可能な記録領域において、主データの記録再生を行う主データ領域と、交替処理に用いる交替領域と、交替処理を管理する交替管理情報を記録する管理情報領域とが設けられる記録媒体に対してデータ記録を行う記録装置と、上記記録装置に対して、上記記録媒体へのデータ記録を要求するホスト装置とから成る。
そして上記記録装置は、上記記録媒体に対してデータ書込を行う書込手段と、上記ホスト装置からのデータ書込要求があった場合に、上記書込手段による上記記録媒体へのデータ書込を実行させる書込制御手段と、上記書込手段によるデータ書込の際に、交替処理すべき被交替領域を検出した場合に、上記交替領域の空き容量を確認する確認手段と、上記確認手段によって上記交替領域に必要な空き容量が存在すると確認されることに応じて、上記被交替領域について、上記交替領域を用いて交替処理させるとともに、該交替処理を反映するように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行う第１の処理を行い、また上記確認手段によって上記交替領域に必要な空き容量が存在しないと確認されることに応じて、上記被交替領域について、上記交替領域への交替処理は行わずに、上記被交替領域が管理されるように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行い、さらに上記ホスト装置に、上記被交替領域についての対応処理を求める情報を送信する第２の処理を行う交替処理手段とを備える。
また上記ホスト装置は、上記記録装置に対してデータ書込要求を発行するとともに、そのデータ書込要求に対して、上記記録装置から、上記被交替領域についての対応処理を求める情報を受信した場合は、上記被交替領域とは別の領域を指定したデータ書込要求を発行する制御手段を備える。
そして上記記録装置は、上記記録媒体に対してデータ書込を行う書込手段と、上記ホスト装置からのデータ書込要求があった場合に、上記書込手段による上記記録媒体へのデータ書込を実行させる書込制御手段と、上記書込手段によるデータ書込の際に、交替処理すべき被交替領域を検出した場合に、上記交替領域の空き容量を確認する確認手段と、上記確認手段によって上記交替領域に必要な空き容量が存在すると確認されることに応じて、上記被交替領域について、上記交替領域を用いて交替処理させるとともに、該交替処理を反映するように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行う第１の処理を行い、また上記確認手段によって上記交替領域に必要な空き容量が存在しないと確認されることに応じて、上記被交替領域について、上記交替領域への交替処理は行わずに、上記被交替領域が管理されるように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行い、さらに上記ホスト装置に、上記被交替領域についての対応処理を求める情報を送信する第２の処理を行う交替処理手段とを備える。
また上記ホスト装置は、上記記録装置に対してデータ書込要求を発行するとともに、そのデータ書込要求に対して、上記記録装置から、上記被交替領域についての対応処理を求める情報を受信した場合は、上記被交替領域とは別の領域を指定したデータ書込要求を発行する制御手段を備える。
以上の本発明は、欠陥ブロック等に対する交替処理が可能な記録装置（記録システム）において、交替機能を以下のように拡張するものといえる。
まず、記録開始時には記録装置による交替処理を有効化し、欠陥等による被交替領域があれば交替管理情報の記録（更新）および交替領域への交替を実行する。そして交替領域の残り容量が少なくなったとき、あるいは無くなったときに欠陥等の被交替領域が検出された場合は、記録装置は交替管理情報の記録（更新）を行うが、交替領域への交替は実行せず、ホスト装置側に、例えば被交替領域としての該当アドレスが欠陥である事を報告して対応処理を求める。
一方、ホスト装置側の記録処理も以下のように拡張する。ホスト装置側は、交替処理が有効となっている記録媒体について、記録装置側から例えばライトエラーやその他の情報形態によって、記録しようとしたアドレスが欠陥等による被交替領域である事を知らされたときは、その被交替領域とは別の領域を指定したデータ書込要求を発行する。つまり、欠陥交替処理が無効化されたと考え、別の適当な場所を選択してそこから書き損じたデータを記録させるように対応する。
まず、記録開始時には記録装置による交替処理を有効化し、欠陥等による被交替領域があれば交替管理情報の記録（更新）および交替領域への交替を実行する。そして交替領域の残り容量が少なくなったとき、あるいは無くなったときに欠陥等の被交替領域が検出された場合は、記録装置は交替管理情報の記録（更新）を行うが、交替領域への交替は実行せず、ホスト装置側に、例えば被交替領域としての該当アドレスが欠陥である事を報告して対応処理を求める。
一方、ホスト装置側の記録処理も以下のように拡張する。ホスト装置側は、交替処理が有効となっている記録媒体について、記録装置側から例えばライトエラーやその他の情報形態によって、記録しようとしたアドレスが欠陥等による被交替領域である事を知らされたときは、その被交替領域とは別の領域を指定したデータ書込要求を発行する。つまり、欠陥交替処理が無効化されたと考え、別の適当な場所を選択してそこから書き損じたデータを記録させるように対応する。
本発明によれば、記録装置は、光ディスク等の記録媒体において、欠陥ブロック等の被交替領域が検出された場合において、交替領域に必要な空き容量があれば交替領域を用いて交替処理を行うが、交替領域に必要な空き容量が存在しなければ、管理情報領域において、上記被交替領域を登録するように交替管理情報の更新は行うが交替領域への交替を行わないようにする。そしてこの場合、ホスト装置におけるアプリケーションにエラー等を返し、対応処理を求める。ホスト装置（アプリケーション）側は、これに応じて、被交替領域とは別の領域へのデータ記録を指示して対応する。
このような処理方式によれば、記録媒体上で交替領域が使い切られた後であっても、引き続き欠陥ブロック等に対応する適正な記録動作が可能となる。つまり、交替領域の残り容量によって記録が制限されることなく記録を行う事が可能となる。従って、交替領域の大きさを多めに確保する必要はなくなり、この結果としてユーザデータ領域を効率的に活用できるようになる。
このような処理方式によれば、記録媒体上で交替領域が使い切られた後であっても、引き続き欠陥ブロック等に対応する適正な記録動作が可能となる。つまり、交替領域の残り容量によって記録が制限されることなく記録を行う事が可能となる。従って、交替領域の大きさを多めに確保する必要はなくなり、この結果としてユーザデータ領域を効率的に活用できるようになる。
また、このような処理方式は、交替領域の残り容量が不足した場合には記録装置によるハードウェア的な交替処理から、ホスト側が主体となり記録場所の制御を行うよう変更するものであるため、依然として本発明の方法を適用済みの記録媒体を記録再生装置にマウントしたときにも、再生互換が確保される事が見込まれる。従って、再生互換を保ちつつ交替領域の不足による記録の制限を無くし、効率よく記録を行う事が可能となるものと言える。
以下、本発明の実施の形態を次の順序で説明する。
１．ディスク構造。
２．ＤＭＡ。
３．ＴＤＭＡ。
３−１ ＴＤＭＡ構造及びＴＤＭＳアップデートユニット。
３−２ ＴＤＤＳ。
３−３ ＴＤＦＬ。
３−４ ＳＲＲ及びＳＲＲＩ。
３−５ 交替領域を用いた交替処理。
４．ディスクドライブ装置及びホスト装置の構成。
５．欠陥交替処理。
６．実施の形態の効果。
１．ディスク構造。
２．ＤＭＡ。
３．ＴＤＭＡ。
３−１ ＴＤＭＡ構造及びＴＤＭＳアップデートユニット。
３−２ ＴＤＤＳ。
３−３ ＴＤＦＬ。
３−４ ＳＲＲ及びＳＲＲＩ。
３−５ 交替領域を用いた交替処理。
４．ディスクドライブ装置及びホスト装置の構成。
５．欠陥交替処理。
６．実施の形態の効果。
１．ディスク構造。
まず実施の形態の記録システムで用いる光ディスクについて説明する。この光ディスクは、いわゆるブルーレイディスクと呼ばれる高密度光ディスク方式の範疇におけるライトワンス型ディスクとして実施可能である。
本実施の形態で用いる高密度光ディスクの物理パラメータの一例について説明する。
本例の光ディスクは、ディスクサイズとしては、直径が１２０ｍｍ、ディスク厚は１．２ｍｍとなる。即ちこれらの点では外形的に見ればＣＤ（Compact Disc）方式のディスクや、ＤＶＤ（Digital Versatile Disc）方式のディスクと同様となる。
そして記録／再生のためのレーザとして、いわゆる青色レーザが用いられ、また光学系が高ＮＡ（例えばＮＡ＝０．８５）とされること、さらには狭トラックピッチ（例えばトラックピッチ＝０．３２μｍ）、高線密度（例えば記録線密度０．１２μｍ）を実現することなどで、直径１２ｃｍのディスクにおいて、ユーザーデータ容量として２３Ｇ〜２５Ｇバイト程度を実現している。
また、記録層が２層とされたいわゆる２層ディスクも開発されており、２層ディスクの場合、ユーザーデータ容量は５０Ｇバイト程度となる。
まず実施の形態の記録システムで用いる光ディスクについて説明する。この光ディスクは、いわゆるブルーレイディスクと呼ばれる高密度光ディスク方式の範疇におけるライトワンス型ディスクとして実施可能である。
本実施の形態で用いる高密度光ディスクの物理パラメータの一例について説明する。
本例の光ディスクは、ディスクサイズとしては、直径が１２０ｍｍ、ディスク厚は１．２ｍｍとなる。即ちこれらの点では外形的に見ればＣＤ（Compact Disc）方式のディスクや、ＤＶＤ（Digital Versatile Disc）方式のディスクと同様となる。
そして記録／再生のためのレーザとして、いわゆる青色レーザが用いられ、また光学系が高ＮＡ（例えばＮＡ＝０．８５）とされること、さらには狭トラックピッチ（例えばトラックピッチ＝０．３２μｍ）、高線密度（例えば記録線密度０．１２μｍ）を実現することなどで、直径１２ｃｍのディスクにおいて、ユーザーデータ容量として２３Ｇ〜２５Ｇバイト程度を実現している。
また、記録層が２層とされたいわゆる２層ディスクも開発されており、２層ディスクの場合、ユーザーデータ容量は５０Ｇバイト程度となる。
図１は、ディスク全体のレイアウト（領域構成）を示す。
なお本例のシステムでは、ディスクのフォーマット（初期化）処理により図１のレイアウトが形成される。
このディスク上の領域としては、内周側からリードインゾーン、データゾーン、リードアウトゾーンが配される。
また、記録・再生に関する領域構成としてみれば。リードインゾーンのうちの最内周側のプリレコーデッド情報領域ＰＩＣが再生専用領域とされ、リードインゾーンの管理領域からリードアウトゾーンまでが、１回記録可能なライトワンス領域とされる。
なお本例のシステムでは、ディスクのフォーマット（初期化）処理により図１のレイアウトが形成される。
このディスク上の領域としては、内周側からリードインゾーン、データゾーン、リードアウトゾーンが配される。
また、記録・再生に関する領域構成としてみれば。リードインゾーンのうちの最内周側のプリレコーデッド情報領域ＰＩＣが再生専用領域とされ、リードインゾーンの管理領域からリードアウトゾーンまでが、１回記録可能なライトワンス領域とされる。
再生専用領域及びライトワンス領域には、ウォブリンググルーブ（蛇行された溝）による記録トラックがスパイラル状に形成されている。グルーブはレーザスポットによるトレースの際のトラッキングのガイドとされ、かつこのグルーブが記録トラックとされてデータの記録再生が行われる。
なお本例では、グルーブにデータ記録が行われる光ディスクを想定しているが、本発明はこのようなグルーブ記録の光ディスクに限らず、グルーブとグルーブの間のランドにデータを記録するランド記録方式の光ディスクに適用してもよいし、また、グルーブ及びランドにデータを記録するランドグルーブ記録方式の光ディスクにも適用することも可能である。
なお本例では、グルーブにデータ記録が行われる光ディスクを想定しているが、本発明はこのようなグルーブ記録の光ディスクに限らず、グルーブとグルーブの間のランドにデータを記録するランド記録方式の光ディスクに適用してもよいし、また、グルーブ及びランドにデータを記録するランドグルーブ記録方式の光ディスクにも適用することも可能である。
また記録トラックとされるグルーブは、ウォブル信号に応じた蛇行形状となっている。そのため、光ディスクに対するディスクドライブ装置では、グルーブに照射したレーザスポットの反射光からそのグルーブの両エッジ位置を検出し、レーザスポットを記録トラックに沿って移動させていった際におけるその両エッジ位置のディスク半径方向に対する変動成分を抽出することにより、ウォブル信号を再生することができる。
このウォブル信号には、その記録位置における記録トラックのアドレス情報（物理アドレスやその他の付加情報等）が変調されている。そのため、ディスクドライブ装置では、このウォブル信号からアドレス情報等を復調することによって、データの記録や再生の際のアドレス制御等を行うことができる。
このウォブル信号には、その記録位置における記録トラックのアドレス情報（物理アドレスやその他の付加情報等）が変調されている。そのため、ディスクドライブ装置では、このウォブル信号からアドレス情報等を復調することによって、データの記録や再生の際のアドレス制御等を行うことができる。
図１に示すリードインゾーンは、例えば半径２４ｍｍより内側の領域となる。
そしてリードインゾーン内における半径２２．２〜２３．１ｍｍがプリレコーデッド情報領域ＰＩＣとされる。
プリレコーデッド情報領域ＰＩＣには、あらかじめ、記録再生パワー条件等のディスク情報や、ディスク上の領域情報、コピープロテクションにつかう情報等を、グルーブのウォブリングによって再生専用情報として記録してある。なお、エンボスピット等によりこれらの情報を記録してもよい。
なお図示していないが、プリレコーデッド情報領域ＰＩＣよりさらに内周側にＢＣＡ（Burst Cutting Area）が設けられる場合もある。ＢＣＡはディスク記録媒体固有のユニークＩＤを、記録層を焼き切る記録方式で記録したものである。つまり記録マークを同心円状に並べるように形成していくことで、バーコード状の記録データを形成する。
そしてリードインゾーン内における半径２２．２〜２３．１ｍｍがプリレコーデッド情報領域ＰＩＣとされる。
プリレコーデッド情報領域ＰＩＣには、あらかじめ、記録再生パワー条件等のディスク情報や、ディスク上の領域情報、コピープロテクションにつかう情報等を、グルーブのウォブリングによって再生専用情報として記録してある。なお、エンボスピット等によりこれらの情報を記録してもよい。
なお図示していないが、プリレコーデッド情報領域ＰＩＣよりさらに内周側にＢＣＡ（Burst Cutting Area）が設けられる場合もある。ＢＣＡはディスク記録媒体固有のユニークＩＤを、記録層を焼き切る記録方式で記録したものである。つまり記録マークを同心円状に並べるように形成していくことで、バーコード状の記録データを形成する。
リードインゾーンにおいて、例えば半径２３．１〜２４ｍｍの範囲が管理／制御情報領域とされる。
管理／制御情報領域にはコントロールデータエリア、ＤＭＡ（Disc Management Area ）、ＴＤＭＡ（Temporary Disc Management Area）、テストライトエリア（ＯＰＣ）、バッファエリアなどを有する所定の領域フォーマットが設定される。
管理／制御情報領域における上記コントロールデータエリアには、次のような管理／制御情報が記録される。
すなわち、ディスクタイプ、ディスクサイズ、ディスクバージョン、層構造、チャンネルビット長、ＢＣＡ情報、転送レート、データゾーン位置情報、記録線速度、記録／再生レーザパワー情報などが記録される。
また同じく、管理／制御情報領域内に設けられるテストライトエリア（ＯＰＣ）は、記録／再生時のレーザパワー等、データ記録再生条件を設定する際の試し書きなどに使われる。即ち記録再生条件調整のための領域である。
管理／制御情報領域にはコントロールデータエリア、ＤＭＡ（Disc Management Area ）、ＴＤＭＡ（Temporary Disc Management Area）、テストライトエリア（ＯＰＣ）、バッファエリアなどを有する所定の領域フォーマットが設定される。
管理／制御情報領域における上記コントロールデータエリアには、次のような管理／制御情報が記録される。
すなわち、ディスクタイプ、ディスクサイズ、ディスクバージョン、層構造、チャンネルビット長、ＢＣＡ情報、転送レート、データゾーン位置情報、記録線速度、記録／再生レーザパワー情報などが記録される。
また同じく、管理／制御情報領域内に設けられるテストライトエリア（ＯＰＣ）は、記録／再生時のレーザパワー等、データ記録再生条件を設定する際の試し書きなどに使われる。即ち記録再生条件調整のための領域である。
管理／制御情報領域内には、ＤＭＡが設けられるが、通常、ディスクシステムの分野ではＤＭＡは「Defect Management Area 」と呼ばれ、欠陥管理のための交替管理情報が記録される。しかしながら本例のディスクでは、ＤＭＡは欠陥箇所の交替管理のみではなく、このライトワンス型ディスクにおいてデータ書換を実現するための管理／制御情報が記録される。このためＤＭＡは「Disc Management Area 」としての機能を有する。
また、交替処理を利用してデータ書換を可能にするためには、データ書換に応じてＤＭＡの内容も更新されていかなければならない。このためＴＤＭＡが設けられる。
交替管理情報はＴＤＭＡに追加記録されて更新されていく。ＤＭＡには、最終的にＴＤＭＡに記録された最後（最新）の交替管理情報が記録される。
ＤＭＡ及びＴＤＭＡについては後に詳述する。
また、交替処理を利用してデータ書換を可能にするためには、データ書換に応じてＤＭＡの内容も更新されていかなければならない。このためＴＤＭＡが設けられる。
交替管理情報はＴＤＭＡに追加記録されて更新されていく。ＤＭＡには、最終的にＴＤＭＡに記録された最後（最新）の交替管理情報が記録される。
ＤＭＡ及びＴＤＭＡについては後に詳述する。
リードインゾーンより外周側の例えば半径２４．０〜５８．０ｍｍがデータゾーンとされる。データゾーンは、実際にユーザーデータが記録再生される領域である。データゾーンの開始アドレスＡＤdts、終了アドレスＡＤdteは、上述したコントロールデータエリアのデータゾーン位置情報において示される。
図１は、データゾーンに交替領域（スペアエリア）が形成されるフォーマットを示している。この場合、データゾーンにおいては、その最内周側にＩＳＡ（Inner Spare Area）が、また最外周側にＯＳＡ（Outer Spare Area）が設けられる。このＩＳＡ、ＯＳＡが、欠陥による交替処理に用いる交替領域とされる。
ＩＳＡはデータゾーンの開始位置から所定数のクラスタサイズ（１クラスタ＝６５５３６バイト）で形成される。
ＯＳＡはデータゾーンの終了位置から内周側へ所定数のクラスタサイズで形成される。ＩＳＡ、ＯＳＡのサイズは上記ＤＭＡに記述される。
そしてデータゾーンにおいてＩＳＡとＯＳＡにはさまれた区間がユーザーデータ領域とされる。このユーザーデータ領域が通常にユーザーデータの記録再生に用いられる通常記録再生領域である。
ユーザーデータ領域の位置、即ち開始アドレスＡＤus、終了アドレスＡＤueは、上記ＤＭＡに記述される。
ＩＳＡはデータゾーンの開始位置から所定数のクラスタサイズ（１クラスタ＝６５５３６バイト）で形成される。
ＯＳＡはデータゾーンの終了位置から内周側へ所定数のクラスタサイズで形成される。ＩＳＡ、ＯＳＡのサイズは上記ＤＭＡに記述される。
そしてデータゾーンにおいてＩＳＡとＯＳＡにはさまれた区間がユーザーデータ領域とされる。このユーザーデータ領域が通常にユーザーデータの記録再生に用いられる通常記録再生領域である。
ユーザーデータ領域の位置、即ち開始アドレスＡＤus、終了アドレスＡＤueは、上記ＤＭＡに記述される。
図１には示していないが、ＯＳＡ内には、後に図１５で説明するようにＡＴＤＭＡ（Additional Temporary Disc Management Area）を設けることができる。ＡＴＤＭＡは、管理／制御情報領域内のＴＤＭＡに対して追加的に設けられるものであり、ＴＤＭＡが交替管理情報の更新のために使い切られた場合に、続く交替管理情報の更新に使用される領域とされる。
なお、通常、書換のできないライトワンスメディアに対して本例では、交替処理を利用した書換が実現できるようにしている。つまり、既に或るブロック（クラスタ等の領域）に記録されたデータを書き換えようとする場合、新たなデータを他のブロックに記録し、これを欠陥交替の場合と同様に交替管理情報として管理することで、論理的にオーバーライトを実現する。そのような書換の場合の交替は、基本的には交替先としてユーザーデータ領域内のブロックが用いられるものとしているが、ＩＳＡ、ＯＳＡ内のブロックを交替先として使用することも考えられる。
ところで、ディスクの初期化フォーマットでは、例えばＩＳＡ、ＯＳＡを形成しないようなフォーマットも選択できる。ＩＳＡ、ＯＳＡを形成しないフォーマットは、そのディスクについて欠陥交替処理機能を与えないものとされる。
本実施の形態の特徴的な動作は、ＩＳＡ，ＯＳＡを交替領域として用いる交替処理に関するものであるが、それは初期化フォーマットにおいて図１のようなフォーマットが形成されたディスクに対する動作となるものであり、もしＩＳＡ、ＯＳＡが形成されないフォーマットのディスクについては、後述する本例の動作は行われないことになる。
言い換えれば、記録媒体に対して例えば後述するディスクドライブ装置１０が、ＩＳＡ，ＯＳＡを設けるように初期化フォーマットすることで、そのディスクを、交替領域（ＩＳＡ，ＯＳＡ）を用いた交替処理を実行するディスクとして扱うものとなる。
本実施の形態の特徴的な動作は、ＩＳＡ，ＯＳＡを交替領域として用いる交替処理に関するものであるが、それは初期化フォーマットにおいて図１のようなフォーマットが形成されたディスクに対する動作となるものであり、もしＩＳＡ、ＯＳＡが形成されないフォーマットのディスクについては、後述する本例の動作は行われないことになる。
言い換えれば、記録媒体に対して例えば後述するディスクドライブ装置１０が、ＩＳＡ，ＯＳＡを設けるように初期化フォーマットすることで、そのディスクを、交替領域（ＩＳＡ，ＯＳＡ）を用いた交替処理を実行するディスクとして扱うものとなる。
図１においてデータゾーンより外周側、例えば半径５８．０〜５８．５ｍｍはリードアウトゾーンとされる。リードアウトゾーンは、管理／制御情報領域とされ、コントロールデータエリア、ＤＭＡ、バッファエリア等が、所定のフォーマットで形成される。コントロールデータエリアには、例えばリードインゾーンにおけるコントロールデータエリアと同様に各種の管理／制御情報が記録される。ＤＭＡは、リードインゾーンにおけるＤＭＡと同様にＩＳＡ、ＯＳＡの管理情報が記録される領域として用意される。
図２には、管理／制御情報領域の構造例を示している。
図示するようにリードインゾーンには、未定義区間（リザーブ）を除いて、ＤＭＡ２，ＯＰＣ（テストライトエリア）、ＴＤＭＡ、ＤＭＡ１の各エリアが形成される。またリードアウトゾーンには、未定義区間（リザーブ）を除いて、ＤＭＡ３，ＤＭＡ４の各エリアが形成される。
なお、上述したコントロールデータエリアは示していないが、例えば実際にはコントロールデータエリアの一部がＤＭＡとなること、及びＤＭＡに関する構造が本発明の要点となることから、図示を省略した。
図示するようにリードインゾーンには、未定義区間（リザーブ）を除いて、ＤＭＡ２，ＯＰＣ（テストライトエリア）、ＴＤＭＡ、ＤＭＡ１の各エリアが形成される。またリードアウトゾーンには、未定義区間（リザーブ）を除いて、ＤＭＡ３，ＤＭＡ４の各エリアが形成される。
なお、上述したコントロールデータエリアは示していないが、例えば実際にはコントロールデータエリアの一部がＤＭＡとなること、及びＤＭＡに関する構造が本発明の要点となることから、図示を省略した。
このようにリードインゾーン、リードアウトゾーンにおいて４つのＤＭＡが設けられる。各ＤＭＡ１〜ＤＭＡ４は、同一の交替管理情報が記録される。
但し、ＴＤＭＡが設けられており、当初はＴＤＭＡを用いて交替管理情報が記録され、またデータ書換や欠陥による交替処理が発生することに応じて、交替管理情報がＴＤＭＡ（さらには上記ＯＳＡ内に設定可能なＡＴＤＭＡ）に追加記録されていく形で更新されていく。
従って、例えばディスクをファイナライズするまでは、ＤＭＡは使用されず、ＴＤＭＡ（ＡＴＤＭＡ）において交替管理が行われる。ディスクをファイナライズすると、その時点においてＴＤＭＡ（又はＡＴＤＭＡ）に記録されている最新の交替管理情報が、ＤＭＡに記録され、ＤＭＡによる交替管理が可能となる。
但し、ＴＤＭＡが設けられており、当初はＴＤＭＡを用いて交替管理情報が記録され、またデータ書換や欠陥による交替処理が発生することに応じて、交替管理情報がＴＤＭＡ（さらには上記ＯＳＡ内に設定可能なＡＴＤＭＡ）に追加記録されていく形で更新されていく。
従って、例えばディスクをファイナライズするまでは、ＤＭＡは使用されず、ＴＤＭＡ（ＡＴＤＭＡ）において交替管理が行われる。ディスクをファイナライズすると、その時点においてＴＤＭＡ（又はＡＴＤＭＡ）に記録されている最新の交替管理情報が、ＤＭＡに記録され、ＤＭＡによる交替管理が可能となる。
２．ＤＭＡ。
リードインゾーン、リードアウトゾーンに記録されるＤＭＡの構造を図３に示す。
ここではＤＭＡのサイズは３２クラスタとする例を示す。但しＤＭＡサイズは３２クラスタに限定されるものではない。
なお、１クラスタは６５５３６バイトであり、これはデータ記録の最小単位である。また、２０４８バイトがセクタ（又はデータフレーム）と呼ばれる単位となり、従って１クラスタは３２セクタ（又は３２データフレーム）となる。ユーザーデータのサイズで考えれば、セクタとデータフレームは同一であるが、セクタは物理的なデータ単位、データフレームは論理的なデータ単位である。
アドレスはセクタ単位で割り当てられる。物理セクタアドレスをＰＳＮ（Physical Sector Number）、論理セクタアドレスをＬＳＮ（Logical Sector Number）と呼ぶ。
図３では、３２クラスタの各クラスタを、クラスタ番号１〜３２としてＤＭＡにおける各内容のデータ位置を示している。また各内容のサイズをクラスタ数として示している。
リードインゾーン、リードアウトゾーンに記録されるＤＭＡの構造を図３に示す。
ここではＤＭＡのサイズは３２クラスタとする例を示す。但しＤＭＡサイズは３２クラスタに限定されるものではない。
なお、１クラスタは６５５３６バイトであり、これはデータ記録の最小単位である。また、２０４８バイトがセクタ（又はデータフレーム）と呼ばれる単位となり、従って１クラスタは３２セクタ（又は３２データフレーム）となる。ユーザーデータのサイズで考えれば、セクタとデータフレームは同一であるが、セクタは物理的なデータ単位、データフレームは論理的なデータ単位である。
アドレスはセクタ単位で割り当てられる。物理セクタアドレスをＰＳＮ（Physical Sector Number）、論理セクタアドレスをＬＳＮ（Logical Sector Number）と呼ぶ。
図３では、３２クラスタの各クラスタを、クラスタ番号１〜３２としてＤＭＡにおける各内容のデータ位置を示している。また各内容のサイズをクラスタ数として示している。
ＤＭＡにおいて、クラスタ番号１〜４の４クラスタの区間にはＤＤＳ(Disc Definition Structure)としてディスクの詳細情報が記録される。
このＤＤＳの内容は図４で述べるが、ＤＤＳは１クラスタのサイズとされ、当該４クラスタの区間において４回繰り返し記録される。
このＤＤＳの内容は図４で述べるが、ＤＤＳは１クラスタのサイズとされ、当該４クラスタの区間において４回繰り返し記録される。
クラスタナンバ５〜８の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの１番目の記録領域（ＤＦＬ＃１）となる。ディフェクトリストＤＦＬは４クラスタサイズのデータとなり、その中に、個々の交替アドレス情報（後述するＤＦＬエントリ、ＤＯＷエントリ）をリストアップした構成となる。
クラスタナンバ９〜１２の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの２番目の記録領域（ＤＦＬ＃２）となる。
さらに、４クラスタづつ３番目以降のディフェクトリストＤＦＬ＃３〜ＤＦＬ＃６の記録領域が用意され、クラスタナンバ２９〜３２の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの７番目の記録領域（ＤＦＬ＃７）となる。
つまり、３２クラスタのＤＭＡには、ディフェクトリストＤＦＬ＃１〜ＤＦＬ＃７の７個の記録領域が用意される。
本例のように１回書き込み可能なライトワンス型光ディスクの場合、このＤＭＡの内容を記録するためには、ファイナライズという処理を行う必要がある。その場合、ＤＭＡに書き込む７つのディフェクトリストＤＦＬ＃１〜ＤＦＬ＃７は互換性を考慮して全て同じ内容とされる。
ディフェクトリストＤＦＬの構造は、後述するＴＤＭＡにおけるＴＤＦＬ（テンポラリＤＦＬ）とほぼ同様となるため説明を省略する。
クラスタナンバ９〜１２の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの２番目の記録領域（ＤＦＬ＃２）となる。
さらに、４クラスタづつ３番目以降のディフェクトリストＤＦＬ＃３〜ＤＦＬ＃６の記録領域が用意され、クラスタナンバ２９〜３２の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの７番目の記録領域（ＤＦＬ＃７）となる。
つまり、３２クラスタのＤＭＡには、ディフェクトリストＤＦＬ＃１〜ＤＦＬ＃７の７個の記録領域が用意される。
本例のように１回書き込み可能なライトワンス型光ディスクの場合、このＤＭＡの内容を記録するためには、ファイナライズという処理を行う必要がある。その場合、ＤＭＡに書き込む７つのディフェクトリストＤＦＬ＃１〜ＤＦＬ＃７は互換性を考慮して全て同じ内容とされる。
ディフェクトリストＤＦＬの構造は、後述するＴＤＭＡにおけるＴＤＦＬ（テンポラリＤＦＬ）とほぼ同様となるため説明を省略する。
上記図３のＤＭＡの先頭に記録されるＤＤＳの内容を図４に示す。
上記のようにＤＤＳは１クラスタ（＝６５５３６バイト）のサイズとされる。
図４においてバイト位置は、６５５３６バイトであるＤＤＳの先頭バイトをバイト０として示している。バイト数は各データ内容のバイト数を示す。
上記のようにＤＤＳは１クラスタ（＝６５５３６バイト）のサイズとされる。
図４においてバイト位置は、６５５３６バイトであるＤＤＳの先頭バイトをバイト０として示している。バイト数は各データ内容のバイト数を示す。
バイト位置０〜１の２バイトには、ＤＤＳのクラスタであることを認識するための、ＤＤＳ識別子（DDS Identifier）＝「ＤＳ」が記録される。
バイト位置２の１バイトに、ＤＤＳ型式番号（フォーマットのバージョン）が示される。
バイト位置４〜７の４バイトには、ＤＤＳの更新回数（DDS Update Count）が記録される。なお、本例ではＤＭＡ自体はファイナライズ時に交替管理情報が書き込まれるものであって更新されるものではなく、交替管理情報はＴＤＭＡにおいて行われる。従って、最終的にファイナライズされる際に、ＴＤＭＡにおいて行われたＤＤＳ（ＴＤＤＳ：テンポラリＤＤＳ）の更新回数が、当該バイト位置に記録されるものとなる。
バイト位置２の１バイトに、ＤＤＳ型式番号（フォーマットのバージョン）が示される。
バイト位置４〜７の４バイトには、ＤＤＳの更新回数（DDS Update Count）が記録される。なお、本例ではＤＭＡ自体はファイナライズ時に交替管理情報が書き込まれるものであって更新されるものではなく、交替管理情報はＴＤＭＡにおいて行われる。従って、最終的にファイナライズされる際に、ＴＤＭＡにおいて行われたＤＤＳ（ＴＤＤＳ：テンポラリＤＤＳ）の更新回数が、当該バイト位置に記録されるものとなる。
バイト位置１６〜１９の４バイトには、ＤＭＡ内のドライブエリアの先頭物理セクタアドレスが記録される。
バイト位置２４〜２７の４バイトには、ＤＭＡ内のディフェクトリストＤＦＬの先頭物理セクタアドレスが記録される。
バイト位置３２〜３５の４バイトは、データゾーンにおけるユーザーデータ領域の先頭位置（図１のＡＤus）、つまりＬＳＮ（Logical Sector Number：論理セクタアドレス）”０”の位置を、ＰＳＮ（Phisical Sector Number：物理セクタアドレス）によって示している。
バイト位置３６〜３９の４バイトは、データゾーンにおけるユーザーデータエリアの終了位置（図１のＡＤue）をＬＳＮ（論理セクターアドレス）によって示している。
バイト位置４０〜４３の４バイトには、データゾーンにおけるＩＳＡのサイズが示される。図１（ｂ）のフォーマットの場合、ＩＳＡサイズは「０」とされる。
バイト位置４４〜４７の４バイトには、データゾーンにおけるＯＳＡのサイズが示される。図１（ｂ）のフォーマットの場合、ＯＳＡサイズは「０」とされる。
バイト位置４８〜５１の４バイトには、データゾーンにおけるＩＳＡ（２層ディスクにおける第２レイヤのＩＳＡ）のサイズが示される。
バイト位置５２の１バイトには、ＩＳＡ、ＯＳＡを使用してデータ書換が可能であるか否かを示す交替領域使用可能フラグ（Spare Area Full Flag）が示される。交替領域使用可能フラグは、ＩＳＡ又はＯＳＡが全て使用された際に、それを示すものとされる。
バイト位置５４の１バイトには、ディスクサーティフィケーションフラグ（Disc Certification Flag）が示され、ディスクの認証のステータスを表す。
バイト位置５６〜５９の４バイトには、ラストベリファイドアドレスポインタ（Last Verified Address Pointer）として、ベリファイ済みの最終アドレスが示される。
これら以外のバイト位置はリザーブ（未定義）とされ、全て００ｈとされる。
バイト位置２４〜２７の４バイトには、ＤＭＡ内のディフェクトリストＤＦＬの先頭物理セクタアドレスが記録される。
バイト位置３２〜３５の４バイトは、データゾーンにおけるユーザーデータ領域の先頭位置（図１のＡＤus）、つまりＬＳＮ（Logical Sector Number：論理セクタアドレス）”０”の位置を、ＰＳＮ（Phisical Sector Number：物理セクタアドレス）によって示している。
バイト位置３６〜３９の４バイトは、データゾーンにおけるユーザーデータエリアの終了位置（図１のＡＤue）をＬＳＮ（論理セクターアドレス）によって示している。
バイト位置４０〜４３の４バイトには、データゾーンにおけるＩＳＡのサイズが示される。図１（ｂ）のフォーマットの場合、ＩＳＡサイズは「０」とされる。
バイト位置４４〜４７の４バイトには、データゾーンにおけるＯＳＡのサイズが示される。図１（ｂ）のフォーマットの場合、ＯＳＡサイズは「０」とされる。
バイト位置４８〜５１の４バイトには、データゾーンにおけるＩＳＡ（２層ディスクにおける第２レイヤのＩＳＡ）のサイズが示される。
バイト位置５２の１バイトには、ＩＳＡ、ＯＳＡを使用してデータ書換が可能であるか否かを示す交替領域使用可能フラグ（Spare Area Full Flag）が示される。交替領域使用可能フラグは、ＩＳＡ又はＯＳＡが全て使用された際に、それを示すものとされる。
バイト位置５４の１バイトには、ディスクサーティフィケーションフラグ（Disc Certification Flag）が示され、ディスクの認証のステータスを表す。
バイト位置５６〜５９の４バイトには、ラストベリファイドアドレスポインタ（Last Verified Address Pointer）として、ベリファイ済みの最終アドレスが示される。
これら以外のバイト位置はリザーブ（未定義）とされ、全て００ｈとされる。
ＤＭＡにおいては、以上のようなデータ構造で、交替管理情報が記録される。但し、上述したように、ＤＭＡにこれらの情報が記録されるのはディスクをファイナライズした際であり、そのときは、ＴＤＭＡにおける最新の交替管理情報が反映されるものとなる。
欠陥管理やデータ書換のための交替処理及びそれに応じた交替管理情報の更新は、次に説明するＴＤＭＡにおいて行われることになる。
欠陥管理やデータ書換のための交替処理及びそれに応じた交替管理情報の更新は、次に説明するＴＤＭＡにおいて行われることになる。
３．ＴＤＭＡ。
３−１ ＴＤＭＡ構造及びＴＤＭＳアップデートユニット。
続いて、図１，図２に示したように管理／制御情報領域に設けられるＴＤＭＡについて説明する。ＴＤＭＡ（テンポラリＤＭＡ）は、ＤＭＡと同じく交替管理情報を記録する領域とされるが、データ書換や欠陥の検出に応じた交替処理が発生することに応じて交替管理情報が追加記録されることで更新されていく。
３−１ ＴＤＭＡ構造及びＴＤＭＳアップデートユニット。
続いて、図１，図２に示したように管理／制御情報領域に設けられるＴＤＭＡについて説明する。ＴＤＭＡ（テンポラリＤＭＡ）は、ＤＭＡと同じく交替管理情報を記録する領域とされるが、データ書換や欠陥の検出に応じた交替処理が発生することに応じて交替管理情報が追加記録されることで更新されていく。
図５にＴＤＭＡの構造を示す。図５（ａ）（ｂ）に示すように管理／制御情報領域内に設けられるＴＤＭＡのサイズは、例えば２０４８クラスタとされる。
図５（ｃ）に２０４８クラスタを用いたＴＤＭＡ構造を示す。
ＴＤＭＡの先頭から２つのクラスタＣＬ０、ＣＬ１は、ＴＤＭＡインジケータとしての機能を持つ。
クラスタＣＬ１はＡＴＤＭＡインジケータとされ、ここにはＡＴＤＭＡ（Additional TDMA）に初めて情報が記録されたときに最新のＴＤＤＳ（Temporary Disc Definition Structure：後述）を含むストラクチャを記録する。
クラスタＣＬ０はＤＭＡインジケータとされ、ここにはＤＭＡが記録されたときに図３に添った形で必要な情報を、最新のＴＤＭＳ（Temporary Disc Management Structure：後述）から取得して記録する。
クラスタＣＬ１が記録済みの場合、最新のＴＤＭＳはＡＴＤＭＡから取得出来ることを表すものとなる。またクラスタＣＬ０が記録済みの場合、そのディスクはファイナライズされて書き込み禁止状態になっており、最新のディスク情報はＤＭＡから取得出来ることを表している。
図５（ｃ）に２０４８クラスタを用いたＴＤＭＡ構造を示す。
ＴＤＭＡの先頭から２つのクラスタＣＬ０、ＣＬ１は、ＴＤＭＡインジケータとしての機能を持つ。
クラスタＣＬ１はＡＴＤＭＡインジケータとされ、ここにはＡＴＤＭＡ（Additional TDMA）に初めて情報が記録されたときに最新のＴＤＤＳ（Temporary Disc Definition Structure：後述）を含むストラクチャを記録する。
クラスタＣＬ０はＤＭＡインジケータとされ、ここにはＤＭＡが記録されたときに図３に添った形で必要な情報を、最新のＴＤＭＳ（Temporary Disc Management Structure：後述）から取得して記録する。
クラスタＣＬ１が記録済みの場合、最新のＴＤＭＳはＡＴＤＭＡから取得出来ることを表すものとなる。またクラスタＣＬ０が記録済みの場合、そのディスクはファイナライズされて書き込み禁止状態になっており、最新のディスク情報はＤＭＡから取得出来ることを表している。
ＴＤＭＡのクラスタＣＬ２〜ＣＬ２０４７までは、ディスク情報や交替管理情報の更新に用いられる。
クラスタＣＬ２以降に記録されるディスク情報および交替管理情報を構成するストラクチャをＴＤＭＳ（Temporary Disc Management Structure）と呼ぶ。
ＴＤＭＳは、１〜Ｎクラスタの可変サイズとされるＴＤＭＳアップデートユニット単位で追加記録されていく。シーケンシャルレコーディングモードでは上記Ｎは「４」とされる。また２層ディスクの場合は上記Ｎは「８」とされる。
例えば図５（ｄ）は、最初にクラスタＣＬ２に１クラスタのＴＤＭＳアップデートユニットが記録され、次にクラスタＣＬ２に１クラスタのＴＤＭＳアップデートユニットが記録され、さらにクラスタＣＬ３に２クラスタのＴＤＭＳアップデートユニットが記録された状態を示している。
ＴＤＭＳは、ディスク情報や交替管理情報の更新が必要となることに応じて、このようにＴＤＭＳアップデートユニット単位で、連続するクラスタに逐次記録されていく。ＴＤＭＳアップデートユニットの記録の際には、その時点で最後の記録済みクラスタの後ろから間を空けずに 最新のＴＤＭＳアップデートユニットを記録していく。
クラスタＣＬ２以降に記録されるディスク情報および交替管理情報を構成するストラクチャをＴＤＭＳ（Temporary Disc Management Structure）と呼ぶ。
ＴＤＭＳは、１〜Ｎクラスタの可変サイズとされるＴＤＭＳアップデートユニット単位で追加記録されていく。シーケンシャルレコーディングモードでは上記Ｎは「４」とされる。また２層ディスクの場合は上記Ｎは「８」とされる。
例えば図５（ｄ）は、最初にクラスタＣＬ２に１クラスタのＴＤＭＳアップデートユニットが記録され、次にクラスタＣＬ２に１クラスタのＴＤＭＳアップデートユニットが記録され、さらにクラスタＣＬ３に２クラスタのＴＤＭＳアップデートユニットが記録された状態を示している。
ＴＤＭＳは、ディスク情報や交替管理情報の更新が必要となることに応じて、このようにＴＤＭＳアップデートユニット単位で、連続するクラスタに逐次記録されていく。ＴＤＭＳアップデートユニットの記録の際には、その時点で最後の記録済みクラスタの後ろから間を空けずに 最新のＴＤＭＳアップデートユニットを記録していく。
本例のライトワンス型ディスクに対して記録モードがシーケンシャル記録モード（Sequential Recording Mode）とされる場合、ＴＤＭＳを構成する要素は、ＴＤＤＳ（Temporary Disc Definition Structure）、ＴＤＦＬ（Temporary Defect List）、ＳＲＲＩ（Sequential Recording Range Information）の３つであり、これら要素は必ず同じＴＤＭＡ内に記録されている。
それぞれ詳しく後述するが、ＴＤＤＳは、主にＴＤＭＳの管理のための情報が含まれる。ＴＤＦＬは、実際の交替情報（ＤＯＷエントリ，ＤＦＬエントリ）が含まれる。ＳＲＲＩは、ユーザデータ領域に記録されるＳＲＲ（Sequential Recording Range：連続記録範囲）の管理情報である。ここでいう連続記録範囲とは、例えばＣＤ、ＤＶＤ等で言う「トラック」に相当するものである。
それぞれ詳しく後述するが、ＴＤＤＳは、主にＴＤＭＳの管理のための情報が含まれる。ＴＤＦＬは、実際の交替情報（ＤＯＷエントリ，ＤＦＬエントリ）が含まれる。ＳＲＲＩは、ユーザデータ領域に記録されるＳＲＲ（Sequential Recording Range：連続記録範囲）の管理情報である。ここでいう連続記録範囲とは、例えばＣＤ、ＤＶＤ等で言う「トラック」に相当するものである。
図６（ａ）（ｂ）（ｃ）にＴＤＭＳアップデートユニットの構成を示す。
全てのＴＤＭＳアップデートユニットは１セクタのサイズのＴＤＤＳを含むものとされる。そしてＴＤＤＳはＴＤＭＳアップデートユニットを構成するクラスタの最後のセクタ（データフレーム）に配置される。
またＴＤＭＳアップデートユニットにＴＤＦＬを含む場合、ＴＤＦＬはＴＤＭＳアップデートユニットの先頭からの必要数のセクタ（データフレーム）に配置される。
またＴＤＭＳアップデートユニットにＳＲＲＩを含む場合、ＳＲＲＩはＴＤＭＳアップデートユニットの終端側、即ちＴＤＤＳの直前の必要数のセクタ（データフレーム）に配置される。
図６（ａ）は、ＳＲＲＩとＴＤＤＳを含むＴＤＭＳアップデートユニットの例である。ＴＤＭＳアップデートユニットは例えば１クラスタとされ、最終セクタ（データフレーム３１）にＴＤＤＳが配置される。そしてＳＲＲＩのサイズがＭセクタであるとすると、ＴＤＤＳの直前となるＭセクタ（データフレーム（３１−Ｍ）からデータフレーム３０まで）にＳＲＲＩが配置される。
この場合ＴＤＦＬは記録されないため、データフレーム０からデータフレーム（３０−Ｍ）まではゼロデータ（００ｈ）とされる。
図６（ｂ）は、ＴＤＦＬとＴＤＤＳを含むＴＤＭＳアップデートユニットの例である。ＴＤＭＳアップデートユニットは例えばＫクラスタとされ、最終セクタ（クラスタＫのデータフレーム３１）にＴＤＤＳが配置される。そしてＴＤＦＬのサイズがＮセクタであるとすると、先頭からＮセクタ（クラスタ０のデータフレーム０からクラスタＫのデータフレーム（ｘ−１）までにＴＤＦＬが配置される。なお、ｘ＝mod（Ｎ／３２）−１である。
この場合ＳＲＲＩは記録されないため、クラスタＫのデータフレームｘからデータフレーム３０まではゼロデータ（００ｈ）とされる。
図６（ｃ）は、ＴＤＦＬ、ＳＲＲＩ、ＴＤＤＳを含むＴＤＭＳアップデートユニットの例である。ＴＤＭＳアップデートユニットは例えばＫクラスタとされ、最終セクタ（クラスタＫのデータフレーム３１）にＴＤＤＳが配置される。そしてＴＤＦＬのサイズがＮセクタであるとすると、先頭からＮセクタ（クラスタ０のデータフレーム０からクラスタ（Ｋ−１）のデータフレーム（ｘ−１）までにＴＤＦＬが配置される。
またＴＤＤＳの直前となるＭセクタ（クラスタＫのデータフレーム（３１−Ｍ）からデータフレーム３０まで）にＳＲＲＩが配置される。
ＴＤＦＬとＳＲＲＩの間に図のように残り領域があれば、その領域はゼロデータ（００ｈ）で埋められる。
なお、ＴＤＭＳアップデートユニットを構成するクラスタ数は、ＴＤＦＬやＳＲＲＩのサイズによって異なるものとなることは言うまでもない。
全てのＴＤＭＳアップデートユニットは１セクタのサイズのＴＤＤＳを含むものとされる。そしてＴＤＤＳはＴＤＭＳアップデートユニットを構成するクラスタの最後のセクタ（データフレーム）に配置される。
またＴＤＭＳアップデートユニットにＴＤＦＬを含む場合、ＴＤＦＬはＴＤＭＳアップデートユニットの先頭からの必要数のセクタ（データフレーム）に配置される。
またＴＤＭＳアップデートユニットにＳＲＲＩを含む場合、ＳＲＲＩはＴＤＭＳアップデートユニットの終端側、即ちＴＤＤＳの直前の必要数のセクタ（データフレーム）に配置される。
図６（ａ）は、ＳＲＲＩとＴＤＤＳを含むＴＤＭＳアップデートユニットの例である。ＴＤＭＳアップデートユニットは例えば１クラスタとされ、最終セクタ（データフレーム３１）にＴＤＤＳが配置される。そしてＳＲＲＩのサイズがＭセクタであるとすると、ＴＤＤＳの直前となるＭセクタ（データフレーム（３１−Ｍ）からデータフレーム３０まで）にＳＲＲＩが配置される。
この場合ＴＤＦＬは記録されないため、データフレーム０からデータフレーム（３０−Ｍ）まではゼロデータ（００ｈ）とされる。
図６（ｂ）は、ＴＤＦＬとＴＤＤＳを含むＴＤＭＳアップデートユニットの例である。ＴＤＭＳアップデートユニットは例えばＫクラスタとされ、最終セクタ（クラスタＫのデータフレーム３１）にＴＤＤＳが配置される。そしてＴＤＦＬのサイズがＮセクタであるとすると、先頭からＮセクタ（クラスタ０のデータフレーム０からクラスタＫのデータフレーム（ｘ−１）までにＴＤＦＬが配置される。なお、ｘ＝mod（Ｎ／３２）−１である。
この場合ＳＲＲＩは記録されないため、クラスタＫのデータフレームｘからデータフレーム３０まではゼロデータ（００ｈ）とされる。
図６（ｃ）は、ＴＤＦＬ、ＳＲＲＩ、ＴＤＤＳを含むＴＤＭＳアップデートユニットの例である。ＴＤＭＳアップデートユニットは例えばＫクラスタとされ、最終セクタ（クラスタＫのデータフレーム３１）にＴＤＤＳが配置される。そしてＴＤＦＬのサイズがＮセクタであるとすると、先頭からＮセクタ（クラスタ０のデータフレーム０からクラスタ（Ｋ−１）のデータフレーム（ｘ−１）までにＴＤＦＬが配置される。
またＴＤＤＳの直前となるＭセクタ（クラスタＫのデータフレーム（３１−Ｍ）からデータフレーム３０まで）にＳＲＲＩが配置される。
ＴＤＦＬとＳＲＲＩの間に図のように残り領域があれば、その領域はゼロデータ（００ｈ）で埋められる。
なお、ＴＤＭＳアップデートユニットを構成するクラスタ数は、ＴＤＦＬやＳＲＲＩのサイズによって異なるものとなることは言うまでもない。
図７は、ＴＤＭＳアップデートユニットが追加記録されていった様子を示している。例えば最初に２クラスタサイズのＴＤＭＳアップデートユニット＃１が記録され、その後＃２，＃３・・・＃ｘ・・・＃ｙと追加記録された場合である。
例えばＴＤＦＬの更新が必要な場合、或いはＳＲＲＩの更新が必要な場合、さらにはＴＤＦＬとＳＲＲＩの両方の更新が必要な場合に、上記図６（ａ）（ｂ）（ｃ）の内でいずれか必要な形態のＴＤＭＳアップデートユニットの追加記録が行われる。例えばＳＲＲＩの更新が必要であるがＴＤＦＬの更新は不要であるときは図６（ａ）の形態となる。
図７では、ＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙが最新のＴＤＭＳアップデートユニットである。ＴＤＭＳアップデートユニットには必ずＴＤＤＳが含まれることから、このＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙのＴＤＤＳが有効な最新のＴＤＤＳとなる。
そしてこの最新のＴＤＤＳによって、有効なＳＲＲＩやＴＤＦＬが示される。
この例のＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙは、ＳＲＲＩの更新のために記録されたものであり、従って最新のＴＤＤＳにより、ＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙにおけるＳＲＲＩｎを有効なＳＲＲＩとして示している。
また、この時点でＴＤＭＳアップデートユニット＃ｘでのＴＤＦＬｍが有効なＴＤＦＬであれば、最新のＴＤＤＳにより、ＴＤＭＳアップデートユニット＃ｘにおけるＴＤＦＬｍが有効なＴＤＦＬとして示されることになる。
つまり、図５のＴＤＭＡにおいてクラスタＣＬ２以降に随時追加記録されるＴＤＭＳは、その最新のＴＤＭＳアップデートユニットにおけるＴＤＤＳが有効なＴＤＤＳとされ、そのＴＤＤＳによって、最新のＳＲＲＩ、ＴＤＦＬが示されるものである。
例えばＴＤＦＬの更新が必要な場合、或いはＳＲＲＩの更新が必要な場合、さらにはＴＤＦＬとＳＲＲＩの両方の更新が必要な場合に、上記図６（ａ）（ｂ）（ｃ）の内でいずれか必要な形態のＴＤＭＳアップデートユニットの追加記録が行われる。例えばＳＲＲＩの更新が必要であるがＴＤＦＬの更新は不要であるときは図６（ａ）の形態となる。
図７では、ＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙが最新のＴＤＭＳアップデートユニットである。ＴＤＭＳアップデートユニットには必ずＴＤＤＳが含まれることから、このＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙのＴＤＤＳが有効な最新のＴＤＤＳとなる。
そしてこの最新のＴＤＤＳによって、有効なＳＲＲＩやＴＤＦＬが示される。
この例のＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙは、ＳＲＲＩの更新のために記録されたものであり、従って最新のＴＤＤＳにより、ＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙにおけるＳＲＲＩｎを有効なＳＲＲＩとして示している。
また、この時点でＴＤＭＳアップデートユニット＃ｘでのＴＤＦＬｍが有効なＴＤＦＬであれば、最新のＴＤＤＳにより、ＴＤＭＳアップデートユニット＃ｘにおけるＴＤＦＬｍが有効なＴＤＦＬとして示されることになる。
つまり、図５のＴＤＭＡにおいてクラスタＣＬ２以降に随時追加記録されるＴＤＭＳは、その最新のＴＤＭＳアップデートユニットにおけるＴＤＤＳが有効なＴＤＤＳとされ、そのＴＤＤＳによって、最新のＳＲＲＩ、ＴＤＦＬが示されるものである。
３−２ ＴＤＤＳ。
上記のようにＴＤＭＳアップデートユニットの最後のセクターとして記録されるＴＤＤＳ（temporary disc definition structure）の構造を図８に示す。
ＴＤＤＳは１セクタ（２０４８バイト）で構成される。そして図４で述べたＤＭＡにおけるＤＤＳと同様の内容を含む。なお、ＤＤＳは１クラスタ（６５５３６バイト）であるが、図４で説明したようにＤＤＳにおける実質的内容定義が行われているのはデータフレーム０のバイト位置５９までである。つまり１クラスタの先頭セクタ（データフレーム）内に実質的内容が記録されている。このためＴＤＤＳが１セクタであっても、ＤＤＳ内容主たる内容を包含できる。
上記のようにＴＤＭＳアップデートユニットの最後のセクターとして記録されるＴＤＤＳ（temporary disc definition structure）の構造を図８に示す。
ＴＤＤＳは１セクタ（２０４８バイト）で構成される。そして図４で述べたＤＭＡにおけるＤＤＳと同様の内容を含む。なお、ＤＤＳは１クラスタ（６５５３６バイト）であるが、図４で説明したようにＤＤＳにおける実質的内容定義が行われているのはデータフレーム０のバイト位置５９までである。つまり１クラスタの先頭セクタ（データフレーム）内に実質的内容が記録されている。このためＴＤＤＳが１セクタであっても、ＤＤＳ内容主たる内容を包含できる。
ＴＤＤＳは上述のようにＴＤＭＳアップデートユニットの最終クラスタの最終セクタに記録されるため、ＴＤＤＳは、図８に示すように、データフレーム３１としてのバイト位置０〜２０４７に記録される。
そしてＴＤＤＳは、バイト位置０〜５３まではＤＤＳと同様の内容となる。つまり、ファイナライズによってＤＤＳが記録される際には、最新のＴＤＤＳにおけるこれらの内容がＤＤＳに反映されて記録される。
なお、ＤＤＳとＴＤＤＳのバイト位置５３までにおいて、バイト位置４〜７は図４を参照してわかるようにＤＤＳ更新回数とされるが、この情報は、ＴＤＤＳにおいてはＴＤＤＳを作成した回数としての値となる。またＴＤＤＳにおいては、バイト位置２４〜２７のディフェクトリストの開始ＰＳＮは、ディスクのクローズ処理（それ以上の追記を禁止するための処理）がされるまでは０の値を取る。
クローズ処理時に ＤＭＡに書き込まれるＤＤＳには、ファイナライズ時点での最新の ＴＤＤＳのバイト位置４〜７の値がＤＤＳのバイト位置４〜７に書き込まれ、またバイト位置２４〜２７のディフェクトリストの開始ＰＳＮが書き込まれる。
そしてＴＤＤＳは、バイト位置０〜５３まではＤＤＳと同様の内容となる。つまり、ファイナライズによってＤＤＳが記録される際には、最新のＴＤＤＳにおけるこれらの内容がＤＤＳに反映されて記録される。
なお、ＤＤＳとＴＤＤＳのバイト位置５３までにおいて、バイト位置４〜７は図４を参照してわかるようにＤＤＳ更新回数とされるが、この情報は、ＴＤＤＳにおいてはＴＤＤＳを作成した回数としての値となる。またＴＤＤＳにおいては、バイト位置２４〜２７のディフェクトリストの開始ＰＳＮは、ディスクのクローズ処理（それ以上の追記を禁止するための処理）がされるまでは０の値を取る。
クローズ処理時に ＤＭＡに書き込まれるＤＤＳには、ファイナライズ時点での最新の ＴＤＤＳのバイト位置４〜７の値がＤＤＳのバイト位置４〜７に書き込まれ、またバイト位置２４〜２７のディフェクトリストの開始ＰＳＮが書き込まれる。
ＴＤＤＳのバイト位置１０２４以降には、ＤＤＳには無い情報が記録される。なお図８では、バイト位置１０２４以降の内容について、一部省略し、本実施の形態で説明する動作に関連する内容のみを示している。
バイト位置１０２４の１バイトは、レコーディングモード（Recording Mode）とされディスクの記録モードが示される。
バイト位置１０３２から１０３５の４バイトには、ユーザーデータ領域でのデータ記録済の最終の物理セクタアドレスＰＳＮが記録される。
バイト位置１０４０から１０４３の４バイトには、ＡＴＤＭＡのサイズが示される。
バイト位置１１２０から１０２３の４バイトには、ＴＤＦＬの第１クラスタの先頭ＰＳＮ（First PSN of 1st Cluster of DFL）が示される。
以降４バイトずつ、ＴＤＦＬの第２〜第８クラスタの先頭ＰＳＮが示される。
このＴＤＦＬの第１クラスタの先頭ＰＳＮ〜ＴＤＦＬの第１クラスタの先頭ＰＳＮが、それぞれＴＤＦＬのポインタとされ、これらを用いて図７で示したように有効なＴＤＦＬを示すことが行われる。
バイト位置１１８４から１０８７の４バイトには、ＳＲＲＩの先頭ＰＳＮ（First PSN of SRRI）が示される。このＳＲＲＩの先頭ＰＳＮはＳＲＲＩのポインタとされ、これを用いて図７で示したように有効なＳＲＲＩを示すことが行われる。
バイト位置１０２４の１バイトは、レコーディングモード（Recording Mode）とされディスクの記録モードが示される。
バイト位置１０３２から１０３５の４バイトには、ユーザーデータ領域でのデータ記録済の最終の物理セクタアドレスＰＳＮが記録される。
バイト位置１０４０から１０４３の４バイトには、ＡＴＤＭＡのサイズが示される。
バイト位置１１２０から１０２３の４バイトには、ＴＤＦＬの第１クラスタの先頭ＰＳＮ（First PSN of 1st Cluster of DFL）が示される。
以降４バイトずつ、ＴＤＦＬの第２〜第８クラスタの先頭ＰＳＮが示される。
このＴＤＦＬの第１クラスタの先頭ＰＳＮ〜ＴＤＦＬの第１クラスタの先頭ＰＳＮが、それぞれＴＤＦＬのポインタとされ、これらを用いて図７で示したように有効なＴＤＦＬを示すことが行われる。
バイト位置１１８４から１０８７の４バイトには、ＳＲＲＩの先頭ＰＳＮ（First PSN of SRRI）が示される。このＳＲＲＩの先頭ＰＳＮはＳＲＲＩのポインタとされ、これを用いて図７で示したように有効なＳＲＲＩを示すことが行われる。
バイト位置１２１６から１２１９の４バイトには、ＩＳＡにおいて次に記録するアドレス（Next available PSN of ISA）が示される。
またバイト位置１２２０から１２２３の４バイトには、ＯＳＡにおいて次に記録するアドレス（Next available PSN of OSA）が示される。
交替処理によりＩＳＡ又はＯＳＡが使用された時は、その次に書き込みを行うアドレスとして、これらの値が更新される。
バイト位置１９２０から２０４８はドライブＩＤとされる。
またバイト位置１２２０から１２２３の４バイトには、ＯＳＡにおいて次に記録するアドレス（Next available PSN of OSA）が示される。
交替処理によりＩＳＡ又はＯＳＡが使用された時は、その次に書き込みを行うアドレスとして、これらの値が更新される。
バイト位置１９２０から２０４８はドライブＩＤとされる。
３−３ ＴＤＦＬ。
次にＴＤＦＬ（テンポラリＤＦＬ）の構成を述べる。上述のようにＴＤＦＬは、ＴＤＭＳアップデートユニットに含まれることで更新されていく。
図９においてクラスタナンバ／データフレームナンバはＴＤＦＬ内のクラスタ番号と、２０４８バイトのセクタ単位を示す。データフレーム内のバイト位置（Byte position in Data frame）は各データフレームでの内部のバイト位置を示す。
次にＴＤＦＬ（テンポラリＤＦＬ）の構成を述べる。上述のようにＴＤＦＬは、ＴＤＭＳアップデートユニットに含まれることで更新されていく。
図９においてクラスタナンバ／データフレームナンバはＴＤＦＬ内のクラスタ番号と、２０４８バイトのセクタ単位を示す。データフレーム内のバイト位置（Byte position in Data frame）は各データフレームでの内部のバイト位置を示す。
ＴＤＦＬの内容として、バイト位置０からの６４バイトは、ＴＤＦＬの管理情報を収めるＴＤＦＬヘッダ（Temporary Defect List Header）とされる。
このＴＤＦＬヘッダは、ＴＤＦＬクラスタであることを認識する情報、バージョン、ＴＤＦＬアップデート（TDFL記録更新）回数、ＴＤＦＬの情報ブロック（ＤＦＬエントリ／ＤＯＷエントリ）のエントリー数等の情報で構成される。
このＴＤＦＬヘッダは、ＴＤＦＬクラスタであることを認識する情報、バージョン、ＴＤＦＬアップデート（TDFL記録更新）回数、ＴＤＦＬの情報ブロック（ＤＦＬエントリ／ＤＯＷエントリ）のエントリー数等の情報で構成される。
バイト位置６４以降は、複数の情報ブロックから構成されるテンポラリリストオブディフェクト（Temporary list of Defects）であり、一つ一つの情報ブロックの大きさは８バイトである。Ｎ個の情報ブロックが存在する場合、その大きさはＮ×８バイトとなる。
８バイトによる１つの情報ブロックが、１つの交替情報であり、ＤＦＬエントリ又はＤＯＷエントリとなる。
ＤＦＬエントリとＤＯＷエントリは、実質的に同じ交替情報であるが、説明の便宜上、ＤＦＬエントリは欠陥領域の交替情報、ＤＯＷ（Data Overwrite）エントリは、データ書換に用いる交替情報とする。
ＤＦＬエントリとＤＯＷエントリについては、実質的に同様の処理（交替処理）を示すものであるためテンポラリリストオブディフェクト内の情報ブロックとして混在してかまわないものとなっている。
テンポラリリストオブディフェクトは、ＤＦＬエントリとＤＯＷエントリが複数集まって構成され、そのＤＦＬエントリとＤＯＷエントリを合わせた総数は、一層ディスクの場合、最大３２７５９個とされる。
テンポラリリストオブディフェクトの直後は、８バイトでテンポラリディフェクトリスト終端（Temporary Defect List Terminator）が記録され、テンポラリリストオブディフェクトが終了されることを示す。以降、そのクラスタの最後までは０で埋められる。
８バイトによる１つの情報ブロックが、１つの交替情報であり、ＤＦＬエントリ又はＤＯＷエントリとなる。
ＤＦＬエントリとＤＯＷエントリは、実質的に同じ交替情報であるが、説明の便宜上、ＤＦＬエントリは欠陥領域の交替情報、ＤＯＷ（Data Overwrite）エントリは、データ書換に用いる交替情報とする。
ＤＦＬエントリとＤＯＷエントリについては、実質的に同様の処理（交替処理）を示すものであるためテンポラリリストオブディフェクト内の情報ブロックとして混在してかまわないものとなっている。
テンポラリリストオブディフェクトは、ＤＦＬエントリとＤＯＷエントリが複数集まって構成され、そのＤＦＬエントリとＤＯＷエントリを合わせた総数は、一層ディスクの場合、最大３２７５９個とされる。
テンポラリリストオブディフェクトの直後は、８バイトでテンポラリディフェクトリスト終端（Temporary Defect List Terminator）が記録され、テンポラリリストオブディフェクトが終了されることを示す。以降、そのクラスタの最後までは０で埋められる。
個々の情報ブロックである８バイトのＤＦＬエントリの構成を図１０（ａ）に示す。なお、ＤＯＷエントリとされる場合も同様のフォーマットである。
８バイト（＝６４ビット）のうち、ビットｂ63〜ｂ60の４ビットはステータス１とされる。
ビットｂ59〜ｂ32の２８ビットは交替元アドレス（交替元クラスタの先頭ＰＳＮ）とされる。
ビットｂ31〜ｂ28の４ビットはステータス２とされる。
ビットｂ27〜ｂ0の２８ビットは交替先アドレス（交替先クラスタの先頭ＰＳＮ）とされる。
８バイト（＝６４ビット）のうち、ビットｂ63〜ｂ60の４ビットはステータス１とされる。
ビットｂ59〜ｂ32の２８ビットは交替元アドレス（交替元クラスタの先頭ＰＳＮ）とされる。
ビットｂ31〜ｂ28の４ビットはステータス２とされる。
ビットｂ27〜ｂ0の２８ビットは交替先アドレス（交替先クラスタの先頭ＰＳＮ）とされる。
ステータス１，２による意味を図１０（ｂ）に示す。
ステータス１，２が「００００」「００００」とされる場合は、そのＤＦＬエントリ（又はＤＯＷエントリ）は通常の交替情報となる。
即ちそのエントリに記録された交替元アドレスと交替先アドレスで、１つのクラスタの交替処理が示される。つまり、欠陥検出に基づく交替処理、又はデータ書換のための交替処理がエントリされる。
欠陥交替を示すＤＦＬエントリの場合、交替先アドレスは、図１に示した交替領域（ＩＳＡ、ＯＳＡ）内のアドレスとなる。
データ書換のための交替処理によるＤＯＷエントリの場合は、交替先アドレスはユーザーデータ領域内で選択されたアドレスとなる。但し、この場合の交替先にＩＳＡ、ＯＳＡ内の領域が用いられるようにしてもよい。
ステータス１，２が「００００」「００００」とされる場合は、そのＤＦＬエントリ（又はＤＯＷエントリ）は通常の交替情報となる。
即ちそのエントリに記録された交替元アドレスと交替先アドレスで、１つのクラスタの交替処理が示される。つまり、欠陥検出に基づく交替処理、又はデータ書換のための交替処理がエントリされる。
欠陥交替を示すＤＦＬエントリの場合、交替先アドレスは、図１に示した交替領域（ＩＳＡ、ＯＳＡ）内のアドレスとなる。
データ書換のための交替処理によるＤＯＷエントリの場合は、交替先アドレスはユーザーデータ領域内で選択されたアドレスとなる。但し、この場合の交替先にＩＳＡ、ＯＳＡ内の領域が用いられるようにしてもよい。
ステータス１，２が「０００１」「００００」とされる場合は、そのＤＦＬエントリは、交替処理を行っていないディフェクトクラスタを示すものとなる。本例の場合、後述するように、データ書込時等に欠陥（ディフェクト）クラスタが発見された場合においても、ＩＳＡ、ＯＳＡを用いた交替処理ができない場合がある。そのような場合、交替処理は行わないが、その欠陥クラスタを１つのＤＦＬエントリとして登録するようにしている。そのＤＦＬエントリは、ステータス１，２が「０００１」「００００」とされ、該欠陥クラスタがビットｂ59〜ｂ32の交替元クラスタとして示される。この場合交替先クラスタは存在しないため、ビットｂ27〜ｂ0は例えばゼロデータとされる。
ステータス１，２が「００００」「０００１」とされる場合は、そのエントリーは、バーストブロック交替のスタートアドレスを示す。
またステータス１，２が「００００」「００１０」とされる場合は、そのエントリーは、バーストブロック交替のエンドアドレスを示す。
バーストブロック交替とは、物理的に連続する複数クラスタをまとめて交替させる交替処理である。
即ちステータス１，２が「００００」「０００１」のエントリには、交替処理させる複数クラスタ範囲についての先頭クラスタの先頭ＰＳＮと、その交替先の複数クラスタ範囲の先頭クラスタの先頭ＰＳＮが記録される。
またステータス１，２が「００００」「００１０」のエントリには、交替処理させる複数クラスタ範囲についての最終クラスタの先頭ＰＳＮと、その交替先の複数クラスタ範囲の最終クラスタの先頭ＰＳＮが記録される。
この２つのエントリによって、連続した複数クラスタ範囲を一括した交替処理として管理することができる。つまり、物理的に連続する複数のクラスタをまとめて交替管理する場合は、その複数個の全てのクラスタを１つづつエントリする必要はなく、先頭クラスタと終端クラスタとについての２つの交替情報をエントリすればよいものとなる。
またステータス１，２が「００００」「００１０」とされる場合は、そのエントリーは、バーストブロック交替のエンドアドレスを示す。
バーストブロック交替とは、物理的に連続する複数クラスタをまとめて交替させる交替処理である。
即ちステータス１，２が「００００」「０００１」のエントリには、交替処理させる複数クラスタ範囲についての先頭クラスタの先頭ＰＳＮと、その交替先の複数クラスタ範囲の先頭クラスタの先頭ＰＳＮが記録される。
またステータス１，２が「００００」「００１０」のエントリには、交替処理させる複数クラスタ範囲についての最終クラスタの先頭ＰＳＮと、その交替先の複数クラスタ範囲の最終クラスタの先頭ＰＳＮが記録される。
この２つのエントリによって、連続した複数クラスタ範囲を一括した交替処理として管理することができる。つまり、物理的に連続する複数のクラスタをまとめて交替管理する場合は、その複数個の全てのクラスタを１つづつエントリする必要はなく、先頭クラスタと終端クラスタとについての２つの交替情報をエントリすればよいものとなる。
ＤＦＬエントリとＤＯＷエントリは同じフォーマットでＴＤＦＬ内に混在されるが、データ書換の能力を持たない装置に、本例のディスクが装填された際には、ＤＦＬエントリとＤＯＷエントリを、どちらもＤＦＬエントリとして解釈し、再生時に読み出すクラスタを通常に交替させるため、再生互換性は保たれることになる。
また上記バーストブロック交替の機能を持たない装置を考慮する必要がある。このためには、ファイナライズ時にＤＭＡを書き込む場合（ファイナライズ時に最新のＴＤＦＬ内容をＤＭＡ内のＤＦＬに書き込む場合）、バーストブロック交替された複数のクラスタを、個々の通常の交替情報のエントリに変換してＤＦＬを再構成する必要がある。そうすることにより、全ての交替情報のエントリは、１クラスタづつの通常の交替情報となり、バーストブロック交替機能を持たない再生装置に対しても再生互換性が確保できる。
また上記バーストブロック交替の機能を持たない装置を考慮する必要がある。このためには、ファイナライズ時にＤＭＡを書き込む場合（ファイナライズ時に最新のＴＤＦＬ内容をＤＭＡ内のＤＦＬに書き込む場合）、バーストブロック交替された複数のクラスタを、個々の通常の交替情報のエントリに変換してＤＦＬを再構成する必要がある。そうすることにより、全ての交替情報のエントリは、１クラスタづつの通常の交替情報となり、バーストブロック交替機能を持たない再生装置に対しても再生互換性が確保できる。
３−４ ＳＲＲ及びＳＲＲＩ。
次にＳＲＲ（Sequential Recording Range）及びＳＲＲＩ（Sequential Recording Range Information）について説明する。
ＳＲＲの構造を図１１に示す。ＳＲＲは、本例のライトワンスディスクに対してシーケンシャル記録モード（Sequential Recording Mode）時に使用する書き込み領域（連続記録範囲）の事であり、ＣＤにおけるトラックと似た、以下の＜１＞〜＜５＞のような特徴を持つ。
次にＳＲＲ（Sequential Recording Range）及びＳＲＲＩ（Sequential Recording Range Information）について説明する。
ＳＲＲの構造を図１１に示す。ＳＲＲは、本例のライトワンスディスクに対してシーケンシャル記録モード（Sequential Recording Mode）時に使用する書き込み領域（連続記録範囲）の事であり、ＣＤにおけるトラックと似た、以下の＜１＞〜＜５＞のような特徴を持つ。
＜１＞ＳＲＲ内部では記録はアドレス増加方向に行われ、また記録可能なアドレス（追記ポイント）を一つだけ持つ事が可能である。その追記ポイントとしてのアドレスの事を ＮＷＡ（Next Writable Address, PSN）と呼ぶ。
図１１（ａ）に示すように、ＳＲＲ内部の最終記録アドレスを ＬＲＡ（Last Recorded Address, PSN）とするとＮＷＡは以下の式で示される。
NWA = (ip(LRA /32) + 1) * 32 (LRA≠0の場合)。
NWA = Start PSN of the SRR (LRA = 0の場合)。
ここで ip(N) は N よりも小さな整数で、最大の整数を表している。
つまり、ＳＲＲに記録が行われていれば、ＮＷＡはＬＲＡを含むクラスタの次のクラスタの先頭アドレス（ＰＳＮ）となり、またＳＲＲが、まだ記録が行われていない状態なら、ＮＷＡはＳＲＲの先頭アドレス（ＰＳＮ）とされる。
＜２＞ＳＲＲは オープン（Open ）およびクローズド（Closed）の二つのうちどちらかのステータスをとる。
ここで、図１１（ａ）のOpen SRR は記録可能な（つまりＮＷＡを持つ）ＳＲＲを表し、図１１（ｂ）のClosed SRR は記録不可能な（つまりＮＷＡを持たない）ＳＲＲを表す。
＜３＞Open SRRをディスク上に確保する処理をＳＲＲのリザーブ、Open SRR のステータスをClosed に変える処理をＳＲＲのクローズと呼ぶ。
＜４＞ＳＲＲはディスク上に複数（最大７９２７個）存在することが可能であり、その中でも Open SRR は同時に１６個まで存在することが可能である。
＜５＞書き込み対象となるＳＲＲは任意の順番で選択出来る。
図１１（ａ）に示すように、ＳＲＲ内部の最終記録アドレスを ＬＲＡ（Last Recorded Address, PSN）とするとＮＷＡは以下の式で示される。
NWA = (ip(LRA /32) + 1) * 32 (LRA≠0の場合)。
NWA = Start PSN of the SRR (LRA = 0の場合)。
ここで ip(N) は N よりも小さな整数で、最大の整数を表している。
つまり、ＳＲＲに記録が行われていれば、ＮＷＡはＬＲＡを含むクラスタの次のクラスタの先頭アドレス（ＰＳＮ）となり、またＳＲＲが、まだ記録が行われていない状態なら、ＮＷＡはＳＲＲの先頭アドレス（ＰＳＮ）とされる。
＜２＞ＳＲＲは オープン（Open ）およびクローズド（Closed）の二つのうちどちらかのステータスをとる。
ここで、図１１（ａ）のOpen SRR は記録可能な（つまりＮＷＡを持つ）ＳＲＲを表し、図１１（ｂ）のClosed SRR は記録不可能な（つまりＮＷＡを持たない）ＳＲＲを表す。
＜３＞Open SRRをディスク上に確保する処理をＳＲＲのリザーブ、Open SRR のステータスをClosed に変える処理をＳＲＲのクローズと呼ぶ。
＜４＞ＳＲＲはディスク上に複数（最大７９２７個）存在することが可能であり、その中でも Open SRR は同時に１６個まで存在することが可能である。
＜５＞書き込み対象となるＳＲＲは任意の順番で選択出来る。
実際の使用方法として Open SRR のリザーブはファイルシステムの管理領域をファイルデータの前方に確保しつつ、ディスクにファイルデータを記録した後にファイルシステムの管理情報を管理領域に記録する場合に使用されている。
図１１（ｃ）は、シーケンシャル記録モードで記録を行っている時のディスクのサンプルレイアウトを示している。
このディスク上には4つのＳＲＲ（ＳＲＲ＃１〜ＳＲＲ＃４）が存在し、ＳＲＲ＃１、ＳＲＲ＃３、ＳＲＲ＃４ が Open SRR でＳＲＲ＃２がClosed SRR である。
このディスクに追記する場合、ＮＷＡ１、ＮＷＡ３、ＮＷＡ４ のいずれからも記録が可能である。
図１１（ｃ）は、シーケンシャル記録モードで記録を行っている時のディスクのサンプルレイアウトを示している。
このディスク上には4つのＳＲＲ（ＳＲＲ＃１〜ＳＲＲ＃４）が存在し、ＳＲＲ＃１、ＳＲＲ＃３、ＳＲＲ＃４ が Open SRR でＳＲＲ＃２がClosed SRR である。
このディスクに追記する場合、ＮＷＡ１、ＮＷＡ３、ＮＷＡ４ のいずれからも記録が可能である。
このようなＳＲＲを管理する情報として、上記ＴＤＭＳアップデートユニットによりＳＲＲＩが記録される。
図１２にＳＲＲＩの構成を示す。
ＳＲＲＩはデータフレーム１〜３１の大きさで構成される。
図１２の相対データフレームナンバ（Relative Data Frame）はクラスタ内の各データフレームを示す。上述したようにＳＲＲＩは、ＴＤＭＳアップデートユニットの最終データフレーム３１に記録されるＴＤＤＳの直前に配置されるため、ＳＲＲＩがＭセクタのサイズであるとすると、ＳＲＲＩはデータフレーム（３１−Ｍ）〜データフレーム３０に配置される。またデータフレーム内のバイト位置（Byte position in Data frame）は各データフレームの内部のバイト位置を示す。
図１２にＳＲＲＩの構成を示す。
ＳＲＲＩはデータフレーム１〜３１の大きさで構成される。
図１２の相対データフレームナンバ（Relative Data Frame）はクラスタ内の各データフレームを示す。上述したようにＳＲＲＩは、ＴＤＭＳアップデートユニットの最終データフレーム３１に記録されるＴＤＤＳの直前に配置されるため、ＳＲＲＩがＭセクタのサイズであるとすると、ＳＲＲＩはデータフレーム（３１−Ｍ）〜データフレーム３０に配置される。またデータフレーム内のバイト位置（Byte position in Data frame）は各データフレームの内部のバイト位置を示す。
ＳＲＲＩの先頭から６４バイトは、ＳＲＲＩの管理情報を収めるＳＲＲＩヘッダ（SRRI Header）とされる。
ＳＲＲＩヘッダは ＳＲＲＩクラスタであることを認識する情報、バージョン、ＳＲＲＩアップデート（ＳＲＲＩ記録更新）回数、ＳＲＲエントリ（ＳＲＲの情報をしめすブロック）の総数等の情報で構成される。
続くバイト位置６４以降は、複数のＳＲＲエントリによるリスト（List of SRRI Entries）とされる。
リスト（List of SRRI Entries）に含まれる一つ一つのＳＲＲエントリの大きさは８バイトである。Ｎ個のＳＲＲエントリが存在する場合、リストの大きさはＮ×８バイトとなる。
最後のＳＲＲエントリの直後は、８バイトのＳＲＲＩ終端（SRRI Terminator ）が配置され、以降そのクラスタの最後までが０で埋められる。
ＳＲＲＩヘッダは ＳＲＲＩクラスタであることを認識する情報、バージョン、ＳＲＲＩアップデート（ＳＲＲＩ記録更新）回数、ＳＲＲエントリ（ＳＲＲの情報をしめすブロック）の総数等の情報で構成される。
続くバイト位置６４以降は、複数のＳＲＲエントリによるリスト（List of SRRI Entries）とされる。
リスト（List of SRRI Entries）に含まれる一つ一つのＳＲＲエントリの大きさは８バイトである。Ｎ個のＳＲＲエントリが存在する場合、リストの大きさはＮ×８バイトとなる。
最後のＳＲＲエントリの直後は、８バイトのＳＲＲＩ終端（SRRI Terminator ）が配置され、以降そのクラスタの最後までが０で埋められる。
ＳＲＲＩヘッダの構成を図１３（ａ）に示す。
バイト位置０〜１の２バイトは、ＳＲＲＩの管理情報を収めるＳＲＲＩ−ＩＤ（SRRI Identifier）とされる。
バイト位置２の１バイトは、ＳＲＲＩフォーマットのバージョンを示すＳＲＲＩフォーマット（SRRI Format）とされる。
バイト位置４〜７の４バイトは、ＳＲＲＩの更新回数を表すＳＲＲＩアップデートカウント（SRRI Update Count）とされる。
バイト位置１２〜１５の４バイトは、ＳＲＲエントリの合計数を表すＳＲＲエントリ数（Number of SRR Entries）とされる。
バイト位置１６の１バイトは、ステータスがオープンになっているＳＲＲの総数を表すオープンＳＲＲ数（Number of Open SRRs）とされる。
バイト位置２０からは、全ての Open SRR 番号をまとめたリスト（List of Open SRR Numbers）が記録される。
このリスト（List of Open SRR Numbers）の構造を図１３（ｂ）に示す。各Open SRR番号が２バイトずつ、合計１６個分の大きさを持ち、３２バイトある。Open SRR の総数が１６個に満たない場合、リスト（List of Open SRR Numbers ）の残りの部分は０で埋められる。また、リスト（List of Open SRR Numbers）は Open SRR の総数が増減するたびにその内容を修正し降順にソートする必要がある。
バイト位置０〜１の２バイトは、ＳＲＲＩの管理情報を収めるＳＲＲＩ−ＩＤ（SRRI Identifier）とされる。
バイト位置２の１バイトは、ＳＲＲＩフォーマットのバージョンを示すＳＲＲＩフォーマット（SRRI Format）とされる。
バイト位置４〜７の４バイトは、ＳＲＲＩの更新回数を表すＳＲＲＩアップデートカウント（SRRI Update Count）とされる。
バイト位置１２〜１５の４バイトは、ＳＲＲエントリの合計数を表すＳＲＲエントリ数（Number of SRR Entries）とされる。
バイト位置１６の１バイトは、ステータスがオープンになっているＳＲＲの総数を表すオープンＳＲＲ数（Number of Open SRRs）とされる。
バイト位置２０からは、全ての Open SRR 番号をまとめたリスト（List of Open SRR Numbers）が記録される。
このリスト（List of Open SRR Numbers）の構造を図１３（ｂ）に示す。各Open SRR番号が２バイトずつ、合計１６個分の大きさを持ち、３２バイトある。Open SRR の総数が１６個に満たない場合、リスト（List of Open SRR Numbers ）の残りの部分は０で埋められる。また、リスト（List of Open SRR Numbers）は Open SRR の総数が増減するたびにその内容を修正し降順にソートする必要がある。
このようなＳＲＲＩヘッダに続いて、図１２のエントリーリスト（List of SRRI Entries）に登録されることになるＳＲＲエントリの構成を図１４に示す。エントリナンバをｉとする。
それぞれが或るＳＲＲを示すことになる個々のＳＲＲエントリは８バイト（６４ビット）で構成される。
ビットｂ63〜ｂ60の４ビットはリザーブ（未定義）である。
ビットｂ59〜ｂ32の２８ビットは、ユーザデータ領域に存在するＳＲＲ＃ｉのスタートアドレスとされる。つまりＳＲＲ＃ｉの開始クラスタの先頭のＰＳＮが示される。
ビットｂ31はセッションスタートとされ、このＳＲＲがセッション最初のＳＲＲであるかどうかを示すビットとされる。このビットが１のとき、このＳＲＲがセッションの最初のＳＲＲ、すなわちこのＳＲＲからセッションが始まっている事を示している。
ビットｂ30〜ｂ28の３ビットはリザーブ（未定義）とされる。
ビットｂ27〜ｂ0の２８ビットではＳＲＲ＃ｉ内のＬＲＡ（Last Recorded Address：図１１参照）がＰＳＮにより示される。
それぞれが或るＳＲＲを示すことになる個々のＳＲＲエントリは８バイト（６４ビット）で構成される。
ビットｂ63〜ｂ60の４ビットはリザーブ（未定義）である。
ビットｂ59〜ｂ32の２８ビットは、ユーザデータ領域に存在するＳＲＲ＃ｉのスタートアドレスとされる。つまりＳＲＲ＃ｉの開始クラスタの先頭のＰＳＮが示される。
ビットｂ31はセッションスタートとされ、このＳＲＲがセッション最初のＳＲＲであるかどうかを示すビットとされる。このビットが１のとき、このＳＲＲがセッションの最初のＳＲＲ、すなわちこのＳＲＲからセッションが始まっている事を示している。
ビットｂ30〜ｂ28の３ビットはリザーブ（未定義）とされる。
ビットｂ27〜ｂ0の２８ビットではＳＲＲ＃ｉ内のＬＲＡ（Last Recorded Address：図１１参照）がＰＳＮにより示される。
以上のようにＳＲＲＩヘッダ及びＳＲＲエントリを含むＳＲＲＩにより、ユーザデータ領域に存在する各ＳＲＲの数やアドレス、さらには各ＳＲＲのＬＲＡが管理されることになる。また上述したようにオープンＳＲＲのＮＷＡ（Next Writable Address）は、そのＳＲＲに対応するＳＲＲエントリにおけるＬＲＡ（Last Recorded Address）の値から算出できる。
このようなＳＲＲＩは、ＳＲＲがリザーブされた場合、ＳＲＲ内のＮＷＡから追記が行われた場合、ＳＲＲがクローズされた場合など、ＳＲＲの管理状態の更新が必要なときに、上記ＴＤＭＳアップデートユニットにＳＲＲＩが含まれるかたちで更新される。
このようなＳＲＲＩは、ＳＲＲがリザーブされた場合、ＳＲＲ内のＮＷＡから追記が行われた場合、ＳＲＲがクローズされた場合など、ＳＲＲの管理状態の更新が必要なときに、上記ＴＤＭＳアップデートユニットにＳＲＲＩが含まれるかたちで更新される。
３−５ 交替領域を用いた交替処理。
ここで、ＩＳＡ、ＯＳＡとしての固定の交替領域を用いた交替処理を説明しておく。
図１５に示すようにＩＳＡ（インナースペアエリア：内周側交替領域）およびＯＳＡ（アウタースペアエリア：外周側交替領域）は欠陥クラスタの交替処理のための交替領域としてデータゾーン内の内周側と外周側に確保される。
ＩＳＡ、ＯＳＡのサイズは上述のＤＤＳ，ＴＤＤＳ内で定義される。
ＩＳＡ、ＯＳＡの大きさ（サイズ）は初期化時に決定され、その後の大きさも固定である。
ここで、ＩＳＡ、ＯＳＡとしての固定の交替領域を用いた交替処理を説明しておく。
図１５に示すようにＩＳＡ（インナースペアエリア：内周側交替領域）およびＯＳＡ（アウタースペアエリア：外周側交替領域）は欠陥クラスタの交替処理のための交替領域としてデータゾーン内の内周側と外周側に確保される。
ＩＳＡ、ＯＳＡのサイズは上述のＤＤＳ，ＴＤＤＳ内で定義される。
ＩＳＡ、ＯＳＡの大きさ（サイズ）は初期化時に決定され、その後の大きさも固定である。
これらＩＳＡ、ＯＳＡを用いた欠陥クラスタの交替処理は、次のように行われる。
例えばホスト装置からの要求によるデータ書込時に、その書込アドレスとして指定されたクラスタが欠陥クラスタであった場合、適正なデータ記録が実行できない。その場合、記録しようとするデータを、ＩＳＡ又はＯＳＡ内の或るクラスタに書き込むようにする。これが交替処理である。
この交替処理が上記のＤＦＬエントリとして管理される。つまりデータ記録が実行できない欠陥クラスタのアドレスが交替元、ＩＳＡ又ＯＳＡ内にデータを書き込んだクラスタのアドレスが交替先として、１つのＤＦＬエントリが登録される。
例えばホスト装置からの要求によるデータ書込時に、その書込アドレスとして指定されたクラスタが欠陥クラスタであった場合、適正なデータ記録が実行できない。その場合、記録しようとするデータを、ＩＳＡ又はＯＳＡ内の或るクラスタに書き込むようにする。これが交替処理である。
この交替処理が上記のＤＦＬエントリとして管理される。つまりデータ記録が実行できない欠陥クラスタのアドレスが交替元、ＩＳＡ又ＯＳＡ内にデータを書き込んだクラスタのアドレスが交替先として、１つのＤＦＬエントリが登録される。
この交替処理での交替先としての記録は、図１５に示すように、ＩＳＡ、ＯＳＡの順に若いアドレスのクラスタから用いられて行われていく。
なお、このようなフォーマットにおいては、ＯＳＡの一部或いは全部をＡＴＤＭＡ（Additional TDMA）として利用することが可能となっている。
なお、このようなフォーマットにおいては、ＯＳＡの一部或いは全部をＡＴＤＭＡ（Additional TDMA）として利用することが可能となっている。
なお、記録済みアドレスに対する書き込み、つまりデータ書換の要求があった場合に、対象アドレスに書き込むデータを実際に記録するための交替先は、基本的にはユーザーデータ領域内、例えばＳＲＲ内のＮＷＡなどが選択されるが、上述もしたように、ＩＳＡやＯＳＡ内の領域を交替先としても使用することも考えられる。
いずれにしても、データ書換の場合も、その交替に応じたＤＯＷエントリが登録されれば良い。書換によるデータ位置の交替をＴＤＭＡ内のＴＤＦＬにおけるＤＯＷエントリで管理するようにすることで、ライトワンス型のディスクでありながら、実質的に（例えばホストシステムのＯＳ、ファイルシステム等から見て）データ書換を実現することができる。
いずれにしても、データ書換の場合も、その交替に応じたＤＯＷエントリが登録されれば良い。書換によるデータ位置の交替をＴＤＭＡ内のＴＤＦＬにおけるＤＯＷエントリで管理するようにすることで、ライトワンス型のディスクでありながら、実質的に（例えばホストシステムのＯＳ、ファイルシステム等から見て）データ書換を実現することができる。
４．ディスクドライブ装置及びホスト装置の構成。
次に、上記のようなライトワンス型のディスクに対応する記録システムの構成例を図１６で説明する。この記録システムは、ディスクドライブ装置（記録再生装置）１０とホスト装置１２０により構築される。
次に、上記のようなライトワンス型のディスクに対応する記録システムの構成例を図１６で説明する。この記録システムは、ディスクドライブ装置（記録再生装置）１０とホスト装置１２０により構築される。
ディスクドライブ装置１０は、ライトワンス型のディスク、例えば図１のプリレコーデッド情報領域ＰＩＣのみが形成されている状態であって、ライトワンス領域は何も記録されていない状態のディスクに対してフォーマット処理を行うことで、図１で説明した状態のディスクレイアウトを形成することができるものとし、また、そのようなフォーマット済のディスクに対してユーザーデータ領域にデータの記録再生を行なう。また必要時において、ＴＤＭＡ（又はＡＴＤＭＡ）の更新も行うものである。
図１６においてディスクドライブ装置１０に装填されるディスク１は上述したライトワンス型のディスクである。なお、ディスクドライブ装置１０は、リライタブルディスクに対する記録再生やＲＯＭディスクに対する再生も可能とされる。
ディスク１は、図示しないターンテーブルに積載され、記録／再生動作時においてスピンドルモータ５２によって一定線速度（ＣＬＶ）で回転駆動される。
そして光学ピックアップ（光学ヘッド）５１によってディスク１上のグルーブトラックのウォブリングとして埋め込まれたＡＤＩＰアドレスやプリレコーデッド情報としての管理／制御情報の読み出しがおこなわれる。
また初期化フォーマット時や、ユーザーデータ記録時には光学ピックアップによってライトワンス領域におけるトラックに、管理／制御情報やユーザーデータが記録され、再生時には光学ピックアップによって記録されたデータの読出が行われる。
ディスク１は、図示しないターンテーブルに積載され、記録／再生動作時においてスピンドルモータ５２によって一定線速度（ＣＬＶ）で回転駆動される。
そして光学ピックアップ（光学ヘッド）５１によってディスク１上のグルーブトラックのウォブリングとして埋め込まれたＡＤＩＰアドレスやプリレコーデッド情報としての管理／制御情報の読み出しがおこなわれる。
また初期化フォーマット時や、ユーザーデータ記録時には光学ピックアップによってライトワンス領域におけるトラックに、管理／制御情報やユーザーデータが記録され、再生時には光学ピックアップによって記録されたデータの読出が行われる。
ピックアップ５１内には、レーザ光源となるレーザダイオードや、反射光を検出するためのフォトディテクタ、レーザ光の出力端となる対物レンズ、レーザ光を対物レンズを介してディスク記録面に照射し、またその反射光をフォトディテクタに導く光学系（図示せず）が形成される。
ピックアップ５１内において対物レンズは二軸機構によってトラッキング方向及びフォーカス方向に移動可能に保持されている。
またピックアップ５１全体はスレッド機構５３によりディスク半径方向に移動可能とされている。
またピックアップ５１におけるレーザダイオードはレーザドライバ６３からのドライブ信号（ドライブ電流）によってレーザ発光駆動される。
ピックアップ５１内において対物レンズは二軸機構によってトラッキング方向及びフォーカス方向に移動可能に保持されている。
またピックアップ５１全体はスレッド機構５３によりディスク半径方向に移動可能とされている。
またピックアップ５１におけるレーザダイオードはレーザドライバ６３からのドライブ信号（ドライブ電流）によってレーザ発光駆動される。
ディスク１からの反射光情報はピックアップ５１内のフォトディテクタによって検出され、受光光量に応じた電気信号とされてマトリクス回路５４に供給される。
マトリクス回路５４には、フォトディテクタとしての複数の受光素子からの出力電流に対応して電流電圧変換回路、マトリクス演算／増幅回路等を備え、マトリクス演算処理により必要な信号を生成する。
例えば再生データに相当する高周波信号（再生データ信号）、サーボ制御のためのフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号などを生成する。
さらに、グルーブのウォブリングに係る信号、即ちウォブリングを検出する信号としてプッシュプル信号を生成する。
なお、マトリクス回路５４は、ピックアップ５１内に一体的に構成される場合もある。
マトリクス回路５４から出力される再生データ信号はリーダ／ライタ回路５５へ、フォーカスエラー信号及びトラッキングエラー信号はサーボ回路６１へ、プッシュプル信号はウォブル回路５８へ、それぞれ供給される。
マトリクス回路５４には、フォトディテクタとしての複数の受光素子からの出力電流に対応して電流電圧変換回路、マトリクス演算／増幅回路等を備え、マトリクス演算処理により必要な信号を生成する。
例えば再生データに相当する高周波信号（再生データ信号）、サーボ制御のためのフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号などを生成する。
さらに、グルーブのウォブリングに係る信号、即ちウォブリングを検出する信号としてプッシュプル信号を生成する。
なお、マトリクス回路５４は、ピックアップ５１内に一体的に構成される場合もある。
マトリクス回路５４から出力される再生データ信号はリーダ／ライタ回路５５へ、フォーカスエラー信号及びトラッキングエラー信号はサーボ回路６１へ、プッシュプル信号はウォブル回路５８へ、それぞれ供給される。
リーダ／ライタ回路５５は、再生データ信号に対して２値化処理、ＰＬＬによる再生クロック生成処理等を行い、ピックアップ５１により読み出されたデータを再生して、変復調回路５６に供給する。
変復調回路５６は、再生時のデコーダとしての機能部位と、記録時のエンコーダとしての機能部位を備える。
再生時にはデコード処理として、再生クロックに基づいてランレングスリミテッドコードの復調処理を行う。
またＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７は、記録時にエラー訂正コードを付加するＥＣＣエンコード処理と、再生時にエラー訂正を行うＥＣＣデコード処理を行う。
再生時には、変復調回路５６で復調されたデータを内部メモリに取り込んで、エラー検出／訂正処理及びデインターリーブ等の処理を行い、再生データを得る。
ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７で再生データにまでデコードされたデータは、システムコントローラ６０の指示に基づいて、読み出され、インターフェース６４を介して接続されたホスト装置１２０、例えばパーソナルコンピュータやＡＶ（Audio-Visual）機器などに転送される。
変復調回路５６は、再生時のデコーダとしての機能部位と、記録時のエンコーダとしての機能部位を備える。
再生時にはデコード処理として、再生クロックに基づいてランレングスリミテッドコードの復調処理を行う。
またＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７は、記録時にエラー訂正コードを付加するＥＣＣエンコード処理と、再生時にエラー訂正を行うＥＣＣデコード処理を行う。
再生時には、変復調回路５６で復調されたデータを内部メモリに取り込んで、エラー検出／訂正処理及びデインターリーブ等の処理を行い、再生データを得る。
ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７で再生データにまでデコードされたデータは、システムコントローラ６０の指示に基づいて、読み出され、インターフェース６４を介して接続されたホスト装置１２０、例えばパーソナルコンピュータやＡＶ（Audio-Visual）機器などに転送される。
グルーブのウォブリングに係る信号としてマトリクス回路５４から出力されるプッシュプル信号は、ウォブル回路５８において処理される。ＡＤＩＰ情報としてのプッシュプル信号は、ウォブル回路５８においてＡＤＩＰアドレスを構成するデータストリームに復調されてアドレスデコーダ５９に供給される。
アドレスデコーダ５９は、供給されるデータについてのデコードを行い、アドレス値を得て、システムコントローラ６０に供給する。
またアドレスデコーダ５９はウォブル回路５８から供給されるウォブル信号を用いたＰＬＬ処理でクロックを生成し、例えば記録時のエンコードクロックとして各部に供給する。
アドレスデコーダ５９は、供給されるデータについてのデコードを行い、アドレス値を得て、システムコントローラ６０に供給する。
またアドレスデコーダ５９はウォブル回路５８から供給されるウォブル信号を用いたＰＬＬ処理でクロックを生成し、例えば記録時のエンコードクロックとして各部に供給する。
また、グルーブのウォブリングに係る信号としてマトリクス回路５４から出力されるプッシュプル信号として、プリレコーデッド情報ＰＩＣとしてのプッシュプル信号は、ウォブル回路５８においてバンドパスフィルタ処理が行われてリーダ／ライタ回路５５に供給される。そして２値化され、データビットストリームとされた後、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７でＥＣＣデコード、デインターリーブされて、プリレコーデッド情報としてのデータが抽出される。抽出されたプリレコーデッド情報はシステムコントローラ６０に供給される。
システムコントローラ６０は、読み出されたプリレコーデッド情報に基づいて、各種動作設定処理やコピープロテクト処理等を行うことができる。
システムコントローラ６０は、読み出されたプリレコーデッド情報に基づいて、各種動作設定処理やコピープロテクト処理等を行うことができる。
記録時には、ホスト装置１２０から記録データが転送されてくるが、その記録データはインターフェース６４を介してＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７におけるメモリに送られてバッファリングされる。
この場合ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７は、バファリングされた記録データのエンコード処理として、エラー訂正コード付加やインターリーブ、サブコード等の付加を行う。
またＥＣＣエンコードされたデータは、変復調回路５６において例えばＲＬＬ（１−７）ＰＰ方式の変調が施され、リーダ／ライタ回路５５に供給される。
記録時においてこれらのエンコード処理のための基準クロックとなるエンコードクロックは上述したようにウォブル信号から生成したクロックを用いる。
この場合ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７は、バファリングされた記録データのエンコード処理として、エラー訂正コード付加やインターリーブ、サブコード等の付加を行う。
またＥＣＣエンコードされたデータは、変復調回路５６において例えばＲＬＬ（１−７）ＰＰ方式の変調が施され、リーダ／ライタ回路５５に供給される。
記録時においてこれらのエンコード処理のための基準クロックとなるエンコードクロックは上述したようにウォブル信号から生成したクロックを用いる。
エンコード処理により生成された記録データは、リーダ／ライタ回路５５で記録補償処理として、記録層の特性、レーザー光のスポット形状、記録線速度等に対する最適記録パワーの微調整やレーザドライブパルス波形の調整などが行われた後、レーザドライブパルスとしてレーザードライバ６３に送られる。
レーザドライバ６３では供給されたレーザドライブパルスをピックアップ５１内のレーザダイオードに与え、レーザ発光駆動を行う。これによりディスク１に記録データに応じたピットが形成されることになる。
なお、レーザドライバ６３は、いわゆるＡＰＣ回路（Auto Power Control）を備え、ピックアップ５１内に設けられたレーザパワーのモニタ用ディテクタの出力によりレーザ出力パワーをモニターしながらレーザーの出力が温度などによらず一定になるように制御する。記録時及び再生時のレーザー出力の目標値はシステムコントローラ６０から与えられ、記録時及び再生時にはそれぞれレーザ出力レベルが、その目標値になるように制御する。
レーザドライバ６３では供給されたレーザドライブパルスをピックアップ５１内のレーザダイオードに与え、レーザ発光駆動を行う。これによりディスク１に記録データに応じたピットが形成されることになる。
なお、レーザドライバ６３は、いわゆるＡＰＣ回路（Auto Power Control）を備え、ピックアップ５１内に設けられたレーザパワーのモニタ用ディテクタの出力によりレーザ出力パワーをモニターしながらレーザーの出力が温度などによらず一定になるように制御する。記録時及び再生時のレーザー出力の目標値はシステムコントローラ６０から与えられ、記録時及び再生時にはそれぞれレーザ出力レベルが、その目標値になるように制御する。
サーボ回路６１は、マトリクス回路５４からのフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号から、フォーカス、トラッキング、スレッドの各種サーボドライブ信号を生成しサーボ動作を実行させる。
即ちフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号に応じてフォーカスドライブ信号、トラッキングドライブ信号を生成し、ピックアップ５１内の二軸機構のフォーカスコイル、トラッキングコイルを駆動することになる。これによってピックアップ５１、マトリクス回路５４、サーボ回路６１、二軸機構によるトラッキングサーボループ及びフォーカスサーボループが形成される。
またサーボ回路６１は、システムコントローラ６０からのトラックジャンプ指令に応じて、トラッキングサーボループをオフとし、ジャンプドライブ信号を出力することで、トラックジャンプ動作を実行させる。
またサーボ回路６１は、トラッキングエラー信号の低域成分として得られるスレッドエラー信号や、システムコントローラ６０からのアクセス実行制御などに基づいてスレッドドライブ信号を生成し、スレッド機構５３を駆動する。スレッド機構５３には、図示しないが、ピックアップ５１を保持するメインシャフト、スレッドモータ、伝達ギア等による機構を有し、スレッドドライブ信号に応じてスレッドモータを駆動することで、ピックアップ５１の所要のスライド移動が行なわれる。
即ちフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号に応じてフォーカスドライブ信号、トラッキングドライブ信号を生成し、ピックアップ５１内の二軸機構のフォーカスコイル、トラッキングコイルを駆動することになる。これによってピックアップ５１、マトリクス回路５４、サーボ回路６１、二軸機構によるトラッキングサーボループ及びフォーカスサーボループが形成される。
またサーボ回路６１は、システムコントローラ６０からのトラックジャンプ指令に応じて、トラッキングサーボループをオフとし、ジャンプドライブ信号を出力することで、トラックジャンプ動作を実行させる。
またサーボ回路６１は、トラッキングエラー信号の低域成分として得られるスレッドエラー信号や、システムコントローラ６０からのアクセス実行制御などに基づいてスレッドドライブ信号を生成し、スレッド機構５３を駆動する。スレッド機構５３には、図示しないが、ピックアップ５１を保持するメインシャフト、スレッドモータ、伝達ギア等による機構を有し、スレッドドライブ信号に応じてスレッドモータを駆動することで、ピックアップ５１の所要のスライド移動が行なわれる。
スピンドルサーボ回路６２はスピンドルモータ２をＣＬＶ回転させる制御を行う。
スピンドルサーボ回路６２は、ウォブル信号に対するＰＬＬ処理で生成されるクロックを、現在のスピンドルモータ５２の回転速度情報として得、これを所定のＣＬＶ基準速度情報と比較することで、スピンドルエラー信号を生成する。
またデータ再生時においては、リーダ／ライタ回路５５内のＰＬＬによって生成される再生クロック（デコード処理の基準となるクロック）が、現在のスピンドルモータ５２の回転速度情報となるため、これを所定のＣＬＶ基準速度情報と比較することでスピンドルエラー信号を生成することもできる。
そしてスピンドルサーボ回路６２は、スピンドルエラー信号に応じて生成したスピンドルドライブ信号を出力し、スピンドルモータ６２のＣＬＶ回転を実行させる。
またスピンドルサーボ回路６２は、システムコントローラ６０からのスピンドルキック／ブレーキ制御信号に応じてスピンドルドライブ信号を発生させ、スピンドルモータ２の起動、停止、加速、減速などの動作も実行させる。
スピンドルサーボ回路６２は、ウォブル信号に対するＰＬＬ処理で生成されるクロックを、現在のスピンドルモータ５２の回転速度情報として得、これを所定のＣＬＶ基準速度情報と比較することで、スピンドルエラー信号を生成する。
またデータ再生時においては、リーダ／ライタ回路５５内のＰＬＬによって生成される再生クロック（デコード処理の基準となるクロック）が、現在のスピンドルモータ５２の回転速度情報となるため、これを所定のＣＬＶ基準速度情報と比較することでスピンドルエラー信号を生成することもできる。
そしてスピンドルサーボ回路６２は、スピンドルエラー信号に応じて生成したスピンドルドライブ信号を出力し、スピンドルモータ６２のＣＬＶ回転を実行させる。
またスピンドルサーボ回路６２は、システムコントローラ６０からのスピンドルキック／ブレーキ制御信号に応じてスピンドルドライブ信号を発生させ、スピンドルモータ２の起動、停止、加速、減速などの動作も実行させる。
以上のようなサーボ系及び記録再生系の各種動作はマイクロコンピュータによって形成されたシステムコントローラ６０により制御される。
システムコントローラ６０は、ホスト装置１２０からのコマンドに応じて各種処理を実行する。
例えばホスト装置１２０から書込命令（ライトコマンド）が出されると、システムコントローラ６０は、まず書き込むべきアドレスにピックアップ５１を移動させる。そしてＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７、変復調回路５６により、ホスト装置１２０から転送されてきたデータ（例えばＭＰＥＧ方式のビデオデータや、オーディオデータ等）について上述したようにエンコード処理を実行させる。そして上記のようにリーダ／ライタ回路５５からのレーザドライブパルスがレーザドライバ６３に供給されることで、記録が実行される。
また例えばホスト装置１２０から、ディスク１に記録されている或るデータ（ＭＰＥＧ方式のビデオデータ等）の転送を求めるリードコマンドが供給された場合は、まず指示されたアドレスを目的としてシーク動作制御を行う。即ちサーボ回路６１に指令を出し、シークコマンドにより指定されたアドレスをターゲットとするピックアップ５１のアクセス動作を実行させる。
その後、その指示されたデータ区間のデータをホスト装置１２０に転送するために必要な動作制御を行う。即ちディスク１からのデータ読出を行い、リーダ／ライタ回路５５、変復調回路５６、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７におけるデコード／バファリング等を実行させ、要求されたデータを転送する。
なお、これらのデータの記録再生時には、システムコントローラ６０は、ウォブル回路５８及びアドレスデコーダ５９によって検出されるＡＤＩＰアドレスを用いてアクセスや記録再生動作の制御を行うことができる。
システムコントローラ６０は、ホスト装置１２０からのコマンドに応じて各種処理を実行する。
例えばホスト装置１２０から書込命令（ライトコマンド）が出されると、システムコントローラ６０は、まず書き込むべきアドレスにピックアップ５１を移動させる。そしてＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７、変復調回路５６により、ホスト装置１２０から転送されてきたデータ（例えばＭＰＥＧ方式のビデオデータや、オーディオデータ等）について上述したようにエンコード処理を実行させる。そして上記のようにリーダ／ライタ回路５５からのレーザドライブパルスがレーザドライバ６３に供給されることで、記録が実行される。
また例えばホスト装置１２０から、ディスク１に記録されている或るデータ（ＭＰＥＧ方式のビデオデータ等）の転送を求めるリードコマンドが供給された場合は、まず指示されたアドレスを目的としてシーク動作制御を行う。即ちサーボ回路６１に指令を出し、シークコマンドにより指定されたアドレスをターゲットとするピックアップ５１のアクセス動作を実行させる。
その後、その指示されたデータ区間のデータをホスト装置１２０に転送するために必要な動作制御を行う。即ちディスク１からのデータ読出を行い、リーダ／ライタ回路５５、変復調回路５６、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７におけるデコード／バファリング等を実行させ、要求されたデータを転送する。
なお、これらのデータの記録再生時には、システムコントローラ６０は、ウォブル回路５８及びアドレスデコーダ５９によって検出されるＡＤＩＰアドレスを用いてアクセスや記録再生動作の制御を行うことができる。
また、ディスク１が装填された際など所定の時点で、システムコントローラ６０は、ディスク１のＢＣＡにおいて記録されたユニークＩＤや（ＢＣＡが形成されている場合）、再生専用領域にウォブリンググルーブとして記録されているプリレコーデッド情報（ＰＩＣ）の読出を実行させる。
その場合、まずＢＣＡ、プリレコーデッドデータゾーンＰＲを目的としてシーク動作制御を行う。即ちサーボ回路６１に指令を出し、ディスク最内周側へのピックアップ５１のアクセス動作を実行させる。
その後、ピックアップ５１による再生トレースを実行させ、反射光情報としてのプッシュプル信号を得、ウォブル回路５８、リーダ／ライタ回路５５、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７によるデコード処理を実行させ、ＢＣＡ情報やプリレコーデッド情報としての再生データを得る。
システムコントローラ６０はこのようにして読み出されたＢＣＡ情報やプリレコーデッド情報に基づいて、レーザパワー設定やコピープロテクト処理等を行う。
その場合、まずＢＣＡ、プリレコーデッドデータゾーンＰＲを目的としてシーク動作制御を行う。即ちサーボ回路６１に指令を出し、ディスク最内周側へのピックアップ５１のアクセス動作を実行させる。
その後、ピックアップ５１による再生トレースを実行させ、反射光情報としてのプッシュプル信号を得、ウォブル回路５８、リーダ／ライタ回路５５、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７によるデコード処理を実行させ、ＢＣＡ情報やプリレコーデッド情報としての再生データを得る。
システムコントローラ６０はこのようにして読み出されたＢＣＡ情報やプリレコーデッド情報に基づいて、レーザパワー設定やコピープロテクト処理等を行う。
図１６ではシステムコントローラ６０内にキャッシュメモリ６０ａを示している。このキャッシュメモリ６０ａは、例えばディスク１のＴＤＭＡから読み出したＴＤＤＳ／ＴＤＦＬ／ＳＲＲＩ等の保持や、その更新に利用される。
システムコントローラ６０は、例えばファイナライズされていないディスク１が装填された際には、各部を制御してＴＤＭＡに記録されたＴＤＤＳ／ＴＤＦＬ／ＳＲＲＩの読出を実行させ、読み出された情報をキャッシュメモリ６０ａに保持する。
その後、データ書込／書換や欠陥による交替処理が行われた際には、キャッシュメモリ６０ａ内でＳＲＲＩやＴＤＦＬなどを更新していく。
例えばデータの書込や、データ書換等で交替処理が行われ、ＳＲＲＩ又はＴＤＦＬの更新を行う際に、その都度ディスク１のＴＤＭＡ（又はＡＴＤＭＡ）において、ＴＤＭＳアップデートユニットを追加記録しても良いのであるが、そのようにすると、ディスク１のＴＤＭＡの消費が早まってしまう。
そこで、例えばデータ追記が行われてＳＲＲＩとしてのＬＲＡ（Last Recorded Address）が更新される場合などは、或る程度の回数はキャッシュメモリ６０ａ内でＳＲＲＩを更新しておき、ある時点でキャッシュメモリ内で更新されてきたＳＲＲＩをＴＤＭＳアップデートユニットによりディスク１に記録するような手法を採る。
また例えばディスク１がディスクドライブ装置からイジェクト（排出）されるまでの間は、キャッシュメモリ６０ａ内でＴＤＦＬ／ＳＲＲＩの更新を行っておき、イジェクト時などにおいて、キャッシュメモリ６０ａ内の最終的な（最新の）ＴＤＦＬ／ＳＲＲＩを、ディスク１のＴＤＭＡに書き込むようにするなどの手法も考えられる。
システムコントローラ６０は、例えばファイナライズされていないディスク１が装填された際には、各部を制御してＴＤＭＡに記録されたＴＤＤＳ／ＴＤＦＬ／ＳＲＲＩの読出を実行させ、読み出された情報をキャッシュメモリ６０ａに保持する。
その後、データ書込／書換や欠陥による交替処理が行われた際には、キャッシュメモリ６０ａ内でＳＲＲＩやＴＤＦＬなどを更新していく。
例えばデータの書込や、データ書換等で交替処理が行われ、ＳＲＲＩ又はＴＤＦＬの更新を行う際に、その都度ディスク１のＴＤＭＡ（又はＡＴＤＭＡ）において、ＴＤＭＳアップデートユニットを追加記録しても良いのであるが、そのようにすると、ディスク１のＴＤＭＡの消費が早まってしまう。
そこで、例えばデータ追記が行われてＳＲＲＩとしてのＬＲＡ（Last Recorded Address）が更新される場合などは、或る程度の回数はキャッシュメモリ６０ａ内でＳＲＲＩを更新しておき、ある時点でキャッシュメモリ内で更新されてきたＳＲＲＩをＴＤＭＳアップデートユニットによりディスク１に記録するような手法を採る。
また例えばディスク１がディスクドライブ装置からイジェクト（排出）されるまでの間は、キャッシュメモリ６０ａ内でＴＤＦＬ／ＳＲＲＩの更新を行っておき、イジェクト時などにおいて、キャッシュメモリ６０ａ内の最終的な（最新の）ＴＤＦＬ／ＳＲＲＩを、ディスク１のＴＤＭＡに書き込むようにするなどの手法も考えられる。
ホスト装置１２０は、例えばパーソナルコンピュータ等とされる場合、ＣＰＵ１０１，インターフェース１０２，ＨＤＤ１０３、ＲＯＭ／ＲＡＭ１０４、ユーザインターフェース１０５を有する構成とされる。
インターフェース１０２はディスクドライブ装置１０との間のコマンドや記録再生データの通信を行う。
ＨＤＤ（ハードディスクドライブ）１０３は、ＡＶデータやアプリケーションプログラム等の格納に使用される。
ＲＯＭ／ＲＡＭ１０４は、ＣＰＵ１０１で起動されるプログラムの格納やＣＰＵ１０１のワーク領域として用いられる。
ユーザインターフェース１０５は、例えばモニタディスプレイ等の映像／文字などの表示部、スピーカ等の音声出力部、キーボードやスイッチ等の操作入力部など、ユーザーに対する入出力を行う部位又は装置を示している。
このようなホスト装置１２０は、ＣＰＵ１０１で起動されるアプリケーションプログラムに従って、ディスクドライブ装置１０をＡＶデータのストレージ機器として利用する装置となる。
なお、このホスト装置１２０としては、実際の形態として、パーソナルコンピュータではなく、例えばビデオカメラ、オーディオシステム、ＡＶ編集装置、その他の各種機器が想定される。
インターフェース１０２はディスクドライブ装置１０との間のコマンドや記録再生データの通信を行う。
ＨＤＤ（ハードディスクドライブ）１０３は、ＡＶデータやアプリケーションプログラム等の格納に使用される。
ＲＯＭ／ＲＡＭ１０４は、ＣＰＵ１０１で起動されるプログラムの格納やＣＰＵ１０１のワーク領域として用いられる。
ユーザインターフェース１０５は、例えばモニタディスプレイ等の映像／文字などの表示部、スピーカ等の音声出力部、キーボードやスイッチ等の操作入力部など、ユーザーに対する入出力を行う部位又は装置を示している。
このようなホスト装置１２０は、ＣＰＵ１０１で起動されるアプリケーションプログラムに従って、ディスクドライブ装置１０をＡＶデータのストレージ機器として利用する装置となる。
なお、このホスト装置１２０としては、実際の形態として、パーソナルコンピュータではなく、例えばビデオカメラ、オーディオシステム、ＡＶ編集装置、その他の各種機器が想定される。
５．欠陥交替処理。
上記本例の記録システムにおける欠陥交替処理について図１７，図１８で説明する。
図１７は、ホスト装置１２０から、ディスク１の或るアドレスに対してデータ書込要求があり、これに対してディスクドライブ装置１０が書込を実行しようとしたところ、そのアドレスのクラスタが欠陥クラスタであった場合のシステムコントローラ６０の処理を示している。
なお、このようにホスト装置１２０の要求によってデータ書込処理が行われる場合においては、ディスクドライブ装置１０にディスク１が装填され、かつ、その装填時のディスク１のＴＤＭＡに記録されていたＴＤＤＳ／ＴＤＦＬ／ＳＲＲＩがキャッシュメモリ６０ａに読み込まれている状態であるとする。
また、通常、ホスト装置１２０からの書込要求や読出要求の際には、その対象とするアドレスを論理セクタアドレス（ＬＳＮ）で指定してくる。ディスクドライブ装置は、これを物理セクタアドレス（ＰＳＮ）に変換して処理を行う。
なお、ホスト側から指定された論理セクタアドレスを、物理セクタアドレスに変換するには、論理セクタアドレスにＴＤＤＳ内に記録された「ユーザデータ領域の開始物理セクタアドレス」を加えればよい。
データの記録はクラスタを単位として行われる。
上記本例の記録システムにおける欠陥交替処理について図１７，図１８で説明する。
図１７は、ホスト装置１２０から、ディスク１の或るアドレスに対してデータ書込要求があり、これに対してディスクドライブ装置１０が書込を実行しようとしたところ、そのアドレスのクラスタが欠陥クラスタであった場合のシステムコントローラ６０の処理を示している。
なお、このようにホスト装置１２０の要求によってデータ書込処理が行われる場合においては、ディスクドライブ装置１０にディスク１が装填され、かつ、その装填時のディスク１のＴＤＭＡに記録されていたＴＤＤＳ／ＴＤＦＬ／ＳＲＲＩがキャッシュメモリ６０ａに読み込まれている状態であるとする。
また、通常、ホスト装置１２０からの書込要求や読出要求の際には、その対象とするアドレスを論理セクタアドレス（ＬＳＮ）で指定してくる。ディスクドライブ装置は、これを物理セクタアドレス（ＰＳＮ）に変換して処理を行う。
なお、ホスト側から指定された論理セクタアドレスを、物理セクタアドレスに変換するには、論理セクタアドレスにＴＤＤＳ内に記録された「ユーザデータ領域の開始物理セクタアドレス」を加えればよい。
データの記録はクラスタを単位として行われる。
システムコントローラ６０に対して、ＡＶシステム１２０等のホスト装置から或るアドレスＮ（＝論理セクタアドレス N（N は３２の倍数））に対する書き込み要求が来たとし、このアドレスに対する書き込みがエラー（欠陥クラスタと検出される）になったとする。
この場合、システムコントローラ６０はステップＦ１０１で、まずＴＤＤＳ、ＴＤＦＬを参照してディフェクトリスト（ＴＤＦＬ）の大きさと、ＴＤＭＡに十分な容量があるかどうかを調べる。
この場合、システムコントローラ６０はステップＦ１０１で、まずＴＤＤＳ、ＴＤＦＬを参照してディフェクトリスト（ＴＤＦＬ）の大きさと、ＴＤＭＡに十分な容量があるかどうかを調べる。
ＴＤＭＡに空き容量が無い場合（ＡＴＤＭＡがある場合はさらにＡＴＤＭＡにも空き容量が無い場合）か、またはＴＤＦＬにおけるエントリ数が最大となっておりＤＦＬエントリを追加できない場合には、システムコントローラ６０の処理はステップＦ１０５に進んで、記録不可能を示すエラーをホスト装置１２０に返して終了する。
一方、ＴＤＭＡ（又はＡＴＤＭＡ）に空き容量がありＤＦＬエントリを追加できる場合は、ステップＦ１０２に進み、交替領域であるＩＳＡ又はＯＳＡに十分な空き容量があるかどうかを調べる。
ここで、交替領域に十分な空き容量がある場合には、ステップＦ１０３に進み、通常の交替処理として交替領域にデータを交替する処理を行う。つまり書込エラーとなったデータを、ＩＳＡ又はＯＳＡ内のクラスタに記録するように制御する。
そしてこの交替処理に応じて交替管理情報を更新する。つまりＴＤＦＬにおいて新たにＤＦＬエントリが追加されるようにする。
ＤＦＬエントリを作成するためには、まずホスト装置１２０側から指定された論理セクタアドレス Ｎを、物理セクタアドレスＮ’に変換する必要がある。このため指定された論理セクタアドレスＮにＴＤＤＳ内に記録された「ユーザデータ領域の開始物理セクタアドレス」を加えることで物理セクタアドレスＮ’を求め、これをＤＦＬエントリにおける交替元のアドレスとする。
そしてＩＳＡ又はＯＳＡ内の交代先の物理セクタアドレスを交替先アドレスとして、図１０（ａ）のフォーマットに沿って ＤＦＬエントリを作成し、ＴＤＦＬを再構築する。
またこのように更新されたＴＤＦＬが最新のＴＤＦＬとして管理されるようにＴＤＤＳを更新する。（以上は、図５，図６，図７で説明したＴＤＭＳアップデートユニットの記録として行われる）
ここで、交替領域に十分な空き容量がある場合には、ステップＦ１０３に進み、通常の交替処理として交替領域にデータを交替する処理を行う。つまり書込エラーとなったデータを、ＩＳＡ又はＯＳＡ内のクラスタに記録するように制御する。
そしてこの交替処理に応じて交替管理情報を更新する。つまりＴＤＦＬにおいて新たにＤＦＬエントリが追加されるようにする。
ＤＦＬエントリを作成するためには、まずホスト装置１２０側から指定された論理セクタアドレス Ｎを、物理セクタアドレスＮ’に変換する必要がある。このため指定された論理セクタアドレスＮにＴＤＤＳ内に記録された「ユーザデータ領域の開始物理セクタアドレス」を加えることで物理セクタアドレスＮ’を求め、これをＤＦＬエントリにおける交替元のアドレスとする。
そしてＩＳＡ又はＯＳＡ内の交代先の物理セクタアドレスを交替先アドレスとして、図１０（ａ）のフォーマットに沿って ＤＦＬエントリを作成し、ＴＤＦＬを再構築する。
またこのように更新されたＴＤＦＬが最新のＴＤＦＬとして管理されるようにＴＤＤＳを更新する。（以上は、図５，図６，図７で説明したＴＤＭＳアップデートユニットの記録として行われる）
ステップＦ１０２で交替領域に十分な空き容量が無いと確認された場合には、システムコントローラ６０の処理はステップＦ１０６に進み、まず交替管理情報の更新を行う。この場合も書込エラーとなったクラスタをＤＦＬエントリとして登録する訳であるが、この場合は図１０（ｂ）で説明した、ステータス１，２が「０００１」「００００」となるＤＦＬエントリを作成することになる。つまり、ホスト装置１２０側から指定されたアドレスを交替元アドレスとし、交替先アドレスはゼロデータとしてのＤＦＬエントリを作成し、ＴＤＦＬを更新する。そのＤＦＬエントリは、交替処理を行っていないディフェクトクラスタを示すものとなる。
また、データ書込がシーケンシャル記録モードで行われる場合は、ホスト装置１２０は或るＳＲＲのＮＷＡ（Next Writable Address）を書込アドレスとして指定することになるが、この場合、そのＮＷＡが欠陥クラスタアドレスとなったことに応じて、ＮＷＡを、欠陥クラスタの次のクラスタのアドレスに更新する。具体的にはＳＲＲＩにおけるＬＲＡ（Last Recorded Address）を更新する。
そして、これらＴＤＦＬ、ＳＲＲＩの更新に応じてＴＤＤＳも更新する。（ＴＤＭＳアップデートユニットの記録）
また、データ書込がシーケンシャル記録モードで行われる場合は、ホスト装置１２０は或るＳＲＲのＮＷＡ（Next Writable Address）を書込アドレスとして指定することになるが、この場合、そのＮＷＡが欠陥クラスタアドレスとなったことに応じて、ＮＷＡを、欠陥クラスタの次のクラスタのアドレスに更新する。具体的にはＳＲＲＩにおけるＬＲＡ（Last Recorded Address）を更新する。
そして、これらＴＤＦＬ、ＳＲＲＩの更新に応じてＴＤＤＳも更新する。（ＴＤＭＳアップデートユニットの記録）
このようにして欠陥クラスタを交替管理情報に登録するのであるが、この場合、ＩＳＡ，ＯＳＡに残容量がなく、使用できないことから、実際の交替処理は行わない。
そして、ステップＦ１０７では、欠陥クラスタのアドレスをホスト側に知らせるためエラーを返して終了する。
そして、ステップＦ１０７では、欠陥クラスタのアドレスをホスト側に知らせるためエラーを返して終了する。
以上のようにディスクドライブ装置１０では、データ書込に際して欠陥クラスタがあった場合は、ＴＤＭＡ（ＡＴＤＭＡ）が全て記録済などで新たなＤＦＬエントリが登録できない場合は、記録不可能としてのエラーをホスト装置１２０に返す。
また、新たなＤＦＬエントリが登録可能であり、また交替領域に余裕があれば、交替処理を行い、新たなＤＦＬエントリでそれを管理できるようにする。
また、新たなＤＦＬエントリが登録可能であるが、交替領域に容量の余裕がなければ、欠陥クラスタを示すＤＦＬエントリを登録するが、交替処理は行わず、その欠陥クラスタのアドレスをホスト装置１２０に送信し、対応処理を求めるものである。
また、新たなＤＦＬエントリが登録可能であり、また交替領域に余裕があれば、交替処理を行い、新たなＤＦＬエントリでそれを管理できるようにする。
また、新たなＤＦＬエントリが登録可能であるが、交替領域に容量の余裕がなければ、欠陥クラスタを示すＤＦＬエントリを登録するが、交替処理は行わず、その欠陥クラスタのアドレスをホスト装置１２０に送信し、対応処理を求めるものである。
このようなディスクドライブ装置１０側の処理によっては、ホスト装置１２０はステップＦ１０５又はＦ１０７でエラー通知を受けることになる。
エラー通知を受けた場合のホスト装置１２０（ＣＰＵ１０１）の処理は図１８のようになる。
ホスト装置１２０（ＣＰＵ１０１）は、ディスクドライブ装置１０において欠陥交替処理が有効に機能しているときに、エラーが返ってきた場合、まずエラーの種類を調べる。ステップＦ２０１では、管理領域に関するエラーであるか否かを判別する。これはＴＤＭＡ（ＡＴＤＭＡ）が更新不能となったことによってステップＦ１０５に進んで発行されたエラーであるか否かの判別である。
このような管理領域に関するエラーであったら、そのディスク１に対してそれ以上の記録はできないため、ステップＦ２０５に進んで記録不可能なディスクであるとし、それ以上の記録要求を行わない。
エラー通知を受けた場合のホスト装置１２０（ＣＰＵ１０１）の処理は図１８のようになる。
ホスト装置１２０（ＣＰＵ１０１）は、ディスクドライブ装置１０において欠陥交替処理が有効に機能しているときに、エラーが返ってきた場合、まずエラーの種類を調べる。ステップＦ２０１では、管理領域に関するエラーであるか否かを判別する。これはＴＤＭＡ（ＡＴＤＭＡ）が更新不能となったことによってステップＦ１０５に進んで発行されたエラーであるか否かの判別である。
このような管理領域に関するエラーであったら、そのディスク１に対してそれ以上の記録はできないため、ステップＦ２０５に進んで記録不可能なディスクであるとし、それ以上の記録要求を行わない。
一方、ディスクドライブ装置１０が書込エラーに応じて交替処理を行おうとしたが、交替領域の不足から結局ステップＦ１０７に進んでエラーを返してきたものであったら、ＣＰＵ１０１の処理はステップＦ２０２に進む。
ここではＣＰＵ１０１はシステムコントローラ６０に対してコマンドを発し、ディスク１の交替領域（ＩＳＡ，ＯＳＡ）に十分な空き領域があるか否かを確認する。
このときに、交替領域に十分な空き容量があるとしての通知があるのは、異常な状況である。交替領域に十分な空き容量がある場合にエラーが返ってくるというのは、図１４に示していないエラーであり、例えば交替領域への交替が一定回数以上失敗した場合等に発生するが、この時にどのような処理を行うかはホスト側（アプリケーション）次第である（Ｆ２０６）。
ここではＣＰＵ１０１はシステムコントローラ６０に対してコマンドを発し、ディスク１の交替領域（ＩＳＡ，ＯＳＡ）に十分な空き領域があるか否かを確認する。
このときに、交替領域に十分な空き容量があるとしての通知があるのは、異常な状況である。交替領域に十分な空き容量がある場合にエラーが返ってくるというのは、図１４に示していないエラーであり、例えば交替領域への交替が一定回数以上失敗した場合等に発生するが、この時にどのような処理を行うかはホスト側（アプリケーション）次第である（Ｆ２０６）。
通常の状態では、管理領域に関するものではないライトエラーは、図１７のステップＦ１０７でのエラー通知である。ＣＰＵ１０１は、ステップＦ２０２で交替領域の空きがないことを確認した場合は、ステップＦ１０７のエラー通知があったとしてステップＦ２０３に進んで対応処理を行う。
このようにディスク１の交替領域に十分な空き容量が無く、交替処理が実行されていない場合には、ＣＰＵ１０１はシステムコントローラ６０が欠陥交替処理を無効化していると判断し、ホスト側から新しい書き込みポイントを指定してそこに新たに記録するよう書込要求を発行する。
このためステップＦ２０３として、欠陥が発生したＳＲＲのＮＷＡをシステムコントローラ６０側から新たに取得する。これは例えば上記のようにシステムコントローラ６０側でステップＦ１０６で更新されたＮＷＡである。
そしてステップＦ２０４で、そのＮＷＡを書込アドレスとして指定して、再度記録を実行するように書込要求のコマンドをシステムコントローラ６０に送信するものとなる。
これに応じてシステムコントローラ６０は、新たに指示されたアドレスにデータ記録を行うように制御する。
このようにディスク１の交替領域に十分な空き容量が無く、交替処理が実行されていない場合には、ＣＰＵ１０１はシステムコントローラ６０が欠陥交替処理を無効化していると判断し、ホスト側から新しい書き込みポイントを指定してそこに新たに記録するよう書込要求を発行する。
このためステップＦ２０３として、欠陥が発生したＳＲＲのＮＷＡをシステムコントローラ６０側から新たに取得する。これは例えば上記のようにシステムコントローラ６０側でステップＦ１０６で更新されたＮＷＡである。
そしてステップＦ２０４で、そのＮＷＡを書込アドレスとして指定して、再度記録を実行するように書込要求のコマンドをシステムコントローラ６０に送信するものとなる。
これに応じてシステムコントローラ６０は、新たに指示されたアドレスにデータ記録を行うように制御する。
なお、シーケンシャル記録モードの場合、新たなＮＷＡとしては、欠陥クラスタを含むＳＲＲの新しいＮＷＡ（この場合、欠陥クラスタをスキップして記録することになる）とする以外に、オープン状態の他のＳＲＲのＮＷＡを指定することも考えられるが、ホスト装置１２０側が各ＮＷＡを正しく管理することにより、どのＳＲＲを選択しても記録や再生における互換性の問題は発生しない。即ちディスクドライブ装置１０側で行われていた欠陥交替処理が交替領域の不足によって、交替処理が途中でホスト側に委ねられるように変更された場合でも、新たな書込場所をホスト装置１２０側がしっかり管理することにより、ディスク１の再生互換性は確保される。
また、ディスクドライブ装置１０側において更新された、ＴＤＤＳ、ＴＤＦＬ、ＳＲＲＩを含むＴＤＭＳアップデートユニットは、例えばデータ記録後に直ちにディスク１上のＴＤＭＡ（又はＡＴＤＭＡ）に記録される。
また、ディスクドライブ装置１０側において更新された、ＴＤＤＳ、ＴＤＦＬ、ＳＲＲＩを含むＴＤＭＳアップデートユニットは、例えばデータ記録後に直ちにディスク１上のＴＤＭＡ（又はＡＴＤＭＡ）に記録される。
ところで、以上の処理では、ステップＦ１０７の通知をエラー通知として扱ったが、いわゆるエラーの通知でなくても良い。即ち、データ書込を行おうとしたアドレスが欠陥クラスタであったことを通知し、ホスト装置１２０側に対応処理を求めるものであればよい。
６．実施の形態の効果。
以上の説明からわかるように本実施の形態では、欠陥交替処理が可能なディスクドライブ装置１０において、記録開始時には欠陥交替を有効化し欠陥交替情報（ＴＤＦＬ）の記録および交替領域（ＩＳＡ，ＯＳＡ）への交替を実行するが、交替領域の残り容量が少なくなったときあるいは無くなったときには、欠陥交替情報の記録を行うものの、交替領域への交替は実行せずホスト装置１２０側に、該当アドレスが欠陥である事を報告するようにしている。
またホスト装置１２０側の記録処理は、欠陥交替が有効となっているディスク１においてライトエラーやその他の通知形態によって記録要求したアドレスが欠陥場所である事を知らされたときは、ディスク１上の交替領域の残り容量を調べ、十分な空き容量が無いとわかった場合には（欠陥交替処理が無効化されたと考え、）別の適当な場所を選択してそこから書き損じたデータを記録するようにしている。
ここでいう適当な場所としては、上記のように、例えば追記型記録方式（シーケンシャル記録モード）の場合には、エラーが発生した際に適当なＳＲＲのＮＷＡをディスクドライブ装置１０から取得して決定し、そこからの記録開始を指示することが考えられる。
このようにディスクドライブ装置１０及びホスト装置１２０の記録処理を拡張することにより、交替領域の残り容量によって制限されることのない記録を行う事が可能となる。また交替領域の残り容量が不足した場合には、ディスクドライブ装置１０によるハードウェア欠陥交替処理から、ホスト装置１２０側が主体となり記録場所の制御を行うよう変更するだけであるため、本例の交替処理方法を適用済みのディスク１を記録再生装置にマウントしたときにも、依然として従来通りの再生互換が確保される事が見込まれる。従って再生互換を保ちつつ交替領域の不足による記録の制限を無くすことができる。
そしてこれによってＩＳＡ、ＯＳＡのサイズもむやみに大きくする設定する必要はなくなり、ユーザーデータ領域を効率よく利用した記録動作が可能となる。
以上の説明からわかるように本実施の形態では、欠陥交替処理が可能なディスクドライブ装置１０において、記録開始時には欠陥交替を有効化し欠陥交替情報（ＴＤＦＬ）の記録および交替領域（ＩＳＡ，ＯＳＡ）への交替を実行するが、交替領域の残り容量が少なくなったときあるいは無くなったときには、欠陥交替情報の記録を行うものの、交替領域への交替は実行せずホスト装置１２０側に、該当アドレスが欠陥である事を報告するようにしている。
またホスト装置１２０側の記録処理は、欠陥交替が有効となっているディスク１においてライトエラーやその他の通知形態によって記録要求したアドレスが欠陥場所である事を知らされたときは、ディスク１上の交替領域の残り容量を調べ、十分な空き容量が無いとわかった場合には（欠陥交替処理が無効化されたと考え、）別の適当な場所を選択してそこから書き損じたデータを記録するようにしている。
ここでいう適当な場所としては、上記のように、例えば追記型記録方式（シーケンシャル記録モード）の場合には、エラーが発生した際に適当なＳＲＲのＮＷＡをディスクドライブ装置１０から取得して決定し、そこからの記録開始を指示することが考えられる。
このようにディスクドライブ装置１０及びホスト装置１２０の記録処理を拡張することにより、交替領域の残り容量によって制限されることのない記録を行う事が可能となる。また交替領域の残り容量が不足した場合には、ディスクドライブ装置１０によるハードウェア欠陥交替処理から、ホスト装置１２０側が主体となり記録場所の制御を行うよう変更するだけであるため、本例の交替処理方法を適用済みのディスク１を記録再生装置にマウントしたときにも、依然として従来通りの再生互換が確保される事が見込まれる。従って再生互換を保ちつつ交替領域の不足による記録の制限を無くすことができる。
そしてこれによってＩＳＡ、ＯＳＡのサイズもむやみに大きくする設定する必要はなくなり、ユーザーデータ領域を効率よく利用した記録動作が可能となる。
なお、このような欠陥交替に関する処理方式は、本例で述べた次世代光ディスクであるブルーレイディスクにおける欠陥交替に関する処理だけでなく、ロジカルオーバライト（上述したライトワンスメディアにおける交替を利用した書換）においても適用できる。
また同じくブルーレイディスク方式のライトワンスメディアとして、ロジカルオーバライトが行われないシステムでの欠陥交替処理にも適用できる。
さらに、ライトワンスメディアだけでなく、リライタブルメディアにおいても交替領域が不足することがあり、その場合に本例の処理を適用可能である。
また同じくブルーレイディスク方式のライトワンスメディアとして、ロジカルオーバライトが行われないシステムでの欠陥交替処理にも適用できる。
さらに、ライトワンスメディアだけでなく、リライタブルメディアにおいても交替領域が不足することがあり、その場合に本例の処理を適用可能である。
１ ディスク、１０ ディスクドライブ装置、５１ ピックアップ、５２ スピンドルモータ、５３ スレッド機構、５４ マトリクス回路、５５ リーダ／ライタ回路、５６ 変復調回路、５７ ＥＣＣエンコーダ／デコーダ、５８ ウォブル回路、５９ アドレスデコーダ、６０ システムコントローラ、６０ａ キャッシュメモリ、６１ サーボ回路、６２ スピンドルサーボ回路、６３ レーザドライバ、６４，１０２ インターフェース、１０１ ＣＰＵ、１２０ ホスト装置
Claims (10)
- データ記録が可能な記録領域において、主データの記録再生を行う主データ領域と、交替処理に用いる交替領域と、交替処理を管理する交替管理情報を記録する管理情報領域とが設けられる記録媒体に対して、ホスト装置からの記録要求に応じて記録を行う記録装置の交替処理方法として、
上記記録媒体上で、交替処理すべき被交替領域を検出した場合に、上記交替領域の空き容量を確認する確認ステップと、
上記確認ステップによって上記交替領域に必要な空き容量が存在すると確認された際には、上記被交替領域について、上記交替領域を用いて交替処理させるとともに、該交替処理を反映するように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行う第１の処理ステップと、
上記確認ステップによって上記交替領域に必要な空き容量が存在しないと確認された際には、上記被交替領域について、上記交替領域への交替処理は行わずに、上記被交替領域が管理されるように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行い、さらに上記ホスト装置に対して、上記被交替領域についての対応処理を求める情報を送信する第２の処理ステップと、
を備えることを特徴とする交替処理方法。 - 上記被交替領域は、記録媒体上の欠陥により交替処理されるべき領域であることを特徴とする請求項１に記載の交替処理方法。
- 上記記録媒体は、上記交替領域を用いた交替処理を実行する記録媒体として初期化処理された記録媒体であることを特徴とする請求項１に記載の交替処理方法。
- 上記記録媒体は、１回書込可能な記録媒体、もしくは書換可能な記録媒体であることを特徴とする請求項１に記載の交替処理方法。
- データ記録が可能な記録領域において、主データの記録再生を行う主データ領域と、交替処理に用いる交替領域と、交替処理を管理する交替管理情報を記録する管理情報領域とが設けられる記録媒体に対して、ホスト装置からの記録要求に応じて記録を行う記録装置として、
上記記録媒体に対してデータ書込を行う書込手段と、
上記ホスト装置からのデータ書込要求があった場合に、上記書込手段による上記記録媒体へのデータ書込を実行させる書込制御手段と、
上記書込手段によるデータ書込の際に、交替処理すべき被交替領域を検出した場合に、上記交替領域の空き容量を確認する確認手段と、
上記確認手段によって上記交替領域に必要な空き容量が存在すると確認されることに応じて、上記被交替領域について、上記交替領域を用いて交替処理させるとともに、該交替処理を反映するように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行う第１の処理を行い、また上記確認手段によって上記交替領域に必要な空き容量が存在しないと確認されることに応じて、上記被交替領域について、上記交替領域への交替処理は行わずに、上記被交替領域が管理されるように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行い、さらに上記ホスト装置に、上記被交替領域についての対応処理を求める情報を送信する第２の処理を行う交替処理手段と、
を備えたことを特徴とする記録装置。 - 上記被交替領域は、記録媒体上の欠陥により交替処理されるべき領域であることを特徴とする請求項５に記載の記録装置。
- 上記交替処理手段は、上記交替領域を用いた交替処理を実行する記録媒体として初期化処理された記録媒体について、上記第１及び第２の処理を行うことを特徴とする請求項５に記載の記録装置。
- データ記録が可能な記録領域において、主データの記録再生を行う主データ領域と、交替処理に用いる交替領域と、交替処理を管理する交替管理情報を記録する管理情報領域とが設けられる記録媒体に対してデータ記録を行う記録装置と、
上記記録装置に対して、上記記録媒体へのデータ記録を要求するホスト装置と、
から成る記録システムであって、
上記記録装置は、
上記記録媒体に対してデータ書込を行う書込手段と、
上記ホスト装置からのデータ書込要求があった場合に、上記書込手段による上記記録媒体へのデータ書込を実行させる書込制御手段と、
上記書込手段によるデータ書込の際に、交替処理すべき被交替領域を検出した場合に、上記交替領域の空き容量を確認する確認手段と、
上記確認手段によって上記交替領域に必要な空き容量が存在すると確認されることに応じて、上記被交替領域について、上記交替領域を用いて交替処理させるとともに、該交替処理を反映するように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行う第１の処理を行い、また上記確認手段によって上記交替領域に必要な空き容量が存在しないと確認されることに応じて、上記被交替領域について、上記交替領域への交替処理は行わずに、上記被交替領域が管理されるように上記管理情報領域における交替管理情報の更新を行い、さらに上記ホスト装置に、上記被交替領域についての対応処理を求める情報を送信する第２の処理を行う交替処理手段と、を備え、
上記ホスト装置は、
上記記録装置に対してデータ書込要求を発行するとともに、そのデータ書込要求に対して、上記記録装置から、上記被交替領域についての対応処理を求める情報を受信した場合は、上記被交替領域とは別の領域を指定したデータ書込要求を発行する制御手段を備えることを特徴とする記録システム。 - 上記被交替領域は、記録媒体上の欠陥により交替処理されるべき領域であることを特徴とする請求項８に記載の記録システム。
- 上記記録装置における上記交替処理手段は、上記交替領域を用いた交替処理を実行する記録媒体として初期化処理された記録媒体について、上記第１及び第２の処理を行うことを特徴とする請求項８に記載の記録システム。
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| JP2000322835A (ja) * | 1999-03-08 | 2000-11-24 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | 情報記録媒体、情報記録方法、情報記録装置および情報再生装置 |
| JP2002182990A (ja) * | 2000-12-18 | 2002-06-28 | Hitachi Ltd | 情報記録装置及び情報記録方法 |
| WO2004053874A1 (en) * | 2002-12-11 | 2004-06-24 | Lg Electronics Inc. | Method of managing overwrite and method of recording management information on an optical disc write once |
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- 2010-06-09 JP JP2010131814A patent/JP2010192110A/ja active Pending
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