JP3847963B2 - 光ディスク装置 - Google Patents
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Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】
この発明は、複数のセクタ領域から成る情報記録領域を備えた光ディスクに対して情報を記録したり、光ディスクから情報を再生したりする光ディスク装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】
近年、大容量情報記憶媒体としてＤＶＤ（Digital Video Disk）−ＲＡＭ（random access memory）等の光ディスクが注目を浴びている。このような光ディスクにはスパイラル状のトラックが形成されており、このスパイラル状のトラックには連続するセクタ領域が複数設けられている。
【０００３】
また、これら複数のセクタ領域の中には、様々な理由により欠陥を含むものがある。このような欠陥を含むセクタ領域を欠陥セクタ領域と称する。逆に、欠陥を含まないセクタ領域を正常セクタ領域と称する。光ディスク装置により光ディスクに対して情報を記録する際には、欠陥セクタ領域は情報記録の対象外となる。つまり、光ディスク装置により光ディスクに対して情報を記録する際には、欠陥セクタ領域が抜かされて、正常セクタ領域だけに情報が記録される。このような、情報記録処理を、スリップ交替処理と称する。
【０００４】
ここで、従来のスリップ交替処理について、さらに詳しく説明する。光ディスクには、欠陥セクタ領域の物理アドレス及び欠陥の種類がコード化された識別コードがリンクされたディフェクトリスト情報が記録されるようになっている。例えば、光ディスクに、物理アドレス１〜Ｎが順に付与された複数のセクタ領域が存在するとする。また、物理アドレス１〜Ｎのセクタ領域の中で、物理アドレスＤ（Ｎ≧Ｄ）のセクタ領域が欠陥セクタ領域に該当するとする。つまり、ディフェクトリスト情報には、物理アドレスＤ及びこの物理アドレスＤの欠陥セクタ領域の欠陥の種類がコード化された識別コードがリンクされた情報が含まれていることになる。従って、実在するセクタ領域は物理アドレス１〜Ｎのセクタ領域であり、実際に使用可能なセクタ領域（記録再生対象となるセクタ領域）は物理アドレスＸのセクタ領域を除く物理アドレス１〜Ｎのセクタ領域である。なお、光ディスクの回転方向が一定であることから、アクセスされる順序は、物理アドレス１のセクタ領域、物理アドレス２のセクタ領域、…、物理アドレスＮのセクタ領域となる。
【０００５】
このような前提の下、光ディスク装置からの指示により、物理アドレス１のセクタ領域から欠陥セクタ領域を除いて数えた第Ｘ番目のセクタ領域が要求されるとする。つまり、論理アドレスＸのセクタ領域（＝目的セクタ領域）にアクセスしなければならないとする。この場合、まず、物理アドレス１のセクタ領域にアクセスして、この物理アドレス１のセクタが欠陥セクタ領域でないかどうか確認される。この確認は、ディフェクトリスト情報（欠陥セクタ領域の物理アドレス）の参照により行われる。この場合、物理アドレス１のセクタは正常セクタ領域であるため、正常セクタ領域のカウント値が「１」となる。続いて、物理アドレス２のセクタ領域にアクセスして、この物理アドレス２のセクタ領域が欠陥セクタ領域でないかどうか確認される。この場合、物理アドレス２のセクタ領域は正常セクタ領域であるため、正常セクタ領域のカウント値が「２」となる。以下同様にして、正常セクタ領域のカウント値が「Ｘ」になるまで、正常セクタ領域のカウントが続けられる。つまり、正常セクタ領域のカウント値を「Ｘ」にするセクタ領域が、目的セクタ領域である。
【０００６】
物理アドレスＸのセクタ領域にアクセスしたとき、この物理アドレスＸのセクタ領域は欠陥セクタ領域であるため、正常セクタ領域のカウント値は「Ｘ−１」のままとなる。従って、正常セクタ領域のカウントはさらに続けられる。物理アドレス（Ｘ＋１）のセクタ領域にアクセスしたとき、この物理アドレス（Ｘ＋１）のセクタ領域は正常セクタ領域であるため、正常セクタ領域のカウント値は「Ｘ」となる。つまり、光ディスク装置の指示により要求された論理アドレスＸのセクタ領域は、物理アドレス（Ｘ＋１）のセクタ領域となる。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】
ところが、上記したような目的セクタ領域へのアクセスでは、アクセス時間が比較的長くなるという問題があった。また、目的セクタ領域の位置が、先頭セクタ領域より遠くなればなるほど、この問題が顕著に現れる。
この発明の目的は、目的セクタ領域へのアクセス時間を短縮することが可能な光ディスク装置を提供することにある。
【０００８】
【課題を解決するための手段】
上記課題を解決し目的を達成するために、この発明の光ディスク装置は、以下のように構成されている。
この発明の光ディスク装置は、光ディスクが情報記録領域及び欠陥管理領域を有し、この情報記録領域が連続する複数のセクタ領域を含み、これら複数のセクタ領域には物理アドレスとして前記情報記録領域上の絶対位置を示すシリアルナンバーが順に付与されており、且つこれら複数のセクタ領域のうちの欠陥セクタ領域を除くセクタ領域には論理アドレスとしてのシリアルナンバーが順に付与されており、前記欠陥管理領域には欠陥セクタ領域の物理アドレスが記録されており、このような光ディスクに対して、光ビームを照射し、この光ビームの光ディスクからの反射光を検出して、光ディスクに記録されている情報を再生する再生手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、アクセスの起点となる物理アドレス１のセクタ領域から物理アドレスＸ１のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１を算出し、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１）を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１として設定する第１の設定手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、前記第１の設定手段により設定された物理アドレスＹ１のセクタ領域にアクセスする第１のアクセス手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするとき、論理アドレスＸ１及び論理アドレスＸ２の大小を比較する比較手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が大きいことが判明した場合には、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１＋１）のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２を算出し、物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第２の設定手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が大きいことが判明した場合には、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、前記第２の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第２のアクセス手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明した場合には、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１−１）のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ３を算出し、物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）＋Ｄ３｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第３の設定手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明した場合には、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、前記第３の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第３のアクセス手段とを備えている。
【０００９】
【発明の実施の形態】
以下、この発明の実施の形態について図面を参照して説明する。
図１は、この発明の実施の一形態に係る光ディスク装置の概略構成を示す図でる。
【００１０】
図１に示すように、光ディスク装置１には、メイン制御部２、アクセス制御部４、モータ６、光学ヘッド８、及び信号処理部１０が設けられている。
まず、この光ディスク装置１により、外部装置１１（パーソナルコンピュータなど）で生成されたデータを光ディスクＯＤに対して記録する記録処理について説明する。モータ６が、メイン制御部２の制御に従い、光ディスクＯＤを所定の速度で回転駆動させる。外部装置１１で生成されたデータは、信号処理部１０に送信される。信号処理部１０は、外部装置１１から送信されたデータを変調して、記録用のデータを生成する。光学ヘッド８には、図示しない半導体レーザが設けられており、この半導体レーザから記録用のデータが反映された記録用の光ビームが出射される。また、この光学ヘッド８は、メイン制御部２によりトラッキング制御及びフォーカス制御を受ける。これにより、半導体レーザから出射される記録用の光ビームが、光ディスクＯＤの所定位置に集光される。その結果、光ディスクＯＤの所定位置に、記録用のデータが記録される。
【００１１】
続いて、光ディスク装置１により、光ディスクＯＤに記録されたデータを再生して外部装置１１に出力する再生処理について説明する。モータ６が、メイン制御部２の制御に従い、光ディスクＯＤを所定の速度で回転駆動させる。光学ヘッド８に設けられた半導体レーザから再生用の光ビームが出射される。また、この光学ヘッド８は、メイン制御部２によりトラッキング制御及びフォーカス制御を受ける。これにより、半導体レーザから出射される再生用の光ビームが、光ディスクＯＤの所定位置に集光される。この光ディスクに集光された再生用の光ビームの反射光には、光ディスクに記録されたデータが反映されている。そして、この反射光は、光学ヘッド８に設けられた図示しないフォトディテクタにより検出される。フォトディテクタにより検出された反射光の検出結果は、反射光検出信号として信号処理部１０に提供される。信号処理部１０は、反射光検出信号に基づき、光ディスクＯＤに記録されていたデータを生成する。さらに、この信号処理部１０は、生成されたデータを復調して再生データを生成し、外部装置１１に出力する。
【００１２】
ここで、光ディスクＯＤについて簡単に説明する。光ディスクＯＤには、情報記録領域及び欠陥管理領域が設けられている。情報記録領域は複数のゾーンで形成されており、各ゾーンには連続する複数のセクタ領域が含まれている。これら複数のセクタ領域には、物理アドレスとして情報記録領域上の絶対位置を示すシリアルナンバーが順に付与されている。さらに、これら複数のセクタ領域のうちの欠陥セクタ領域を除くセクタ領域には論理アドレスとしてのシリアルナンバーが順に付与されている。前記欠陥管理領域には、欠陥セクタ領域の物理アドレスを含むディフェクトリスト情報が記録されている。
【００１３】
また、上記説明した記録処理により、目的セクタ領域に対してデータが記録され、上記説明した再生処理により、目的セクタ領域に記録されたデータが再生される。さらに、上記説明した再生処理により、欠陥管理領域に記録されたディフェクトリスト情報が再生される。
【００１４】
次に、図２〜図１０を参照して、アクセス制御部４による目的セクタ領域へのアクセス処理について説明する。この目的セクタ領域へのアクセス処理は、目的セクタ領域に対してデータを記録する場合、及び目的セクタ領域に記録されたデータを再生する場合に実行される。
【００１５】
図２〜図４は、セクタ領域に付与された物理アドレスと論理アドレスとの関係を示す図である。例えば、物理アドレス１、２、…、２４、２５、…のセクタ領域の存在を仮定する。このとき、物理アドレス３、５、１１、１４、１８、１９、２１のセクタ領域が欠陥セクタ領域に該当するものと仮定する。つまり、ディフェクトリスト情報には、物理アドレス３、５、１１、１４、１８、１９、２１が含まれていることになる。また、物理アドレス１には論理アドレス１が対応し、物理アドレス２には論理アドレス２が対応し、物理アドレス３には対応する論値アドレスはなく、物理アドレス４には論理アドレス３が対応している。他の物理アドレスと論理アドレスの対応関係は、図２〜図４に示す通りである（説明省略）。
【００１６】
図５〜図１０は、アクセス処理を説明するフローチャートである。図５は、アクセス処理全体を示すフローチャートである。図６は、図５のフローチャートのＳＴ３００の論理アドレスＸ１に対するアクセス処理を説明するフローチャートである。図７は、図５のフローチャートのＳＴ５００の論理アドレスＸ２に対するアクセス処理を説明するフローチャートである。図８は、図７のフローチャートのＳＴ５２０のアクセス処理１を説明するフローチャートである。図９は、図７のフローチャートのＳＴ５４０のアクセス処理２を説明するフローチャートである。図１０は、図７のフローチャートのＳＴ５４０のアクセス処理３を説明するフローチャートである。
【００１７】
以下、図２〜図１０を参照して、ケース１〜ケース３に分けて、アクセス処理の一例を説明する。なお、上記説明した光ディスク装置１のアクセス制御部４は、論理アドレスＸ（Ｘ１、Ｘ２など）に対するアクセスの要求を受けて、物理アドレスＹ（Ｙ１、Ｙ２など）に対するアクセスの指示を出力するものである。そして、メイン制御部２は、光ディスクＯＤに対する光学ヘッド８の位置を制御して、物理アドレスＹに光学ヘッド８から出射される光ビームを集光させる。
【００１８】
＜＜ケース１／図２、図５、図６、図７、図８＞＞
ケース１では、論理アドレスＸ１（＝１２）のセクタ領域にアクセスした後（ＳＴ２００〜ＳＴ３００（ＳＴ３１０〜ＳＴ３６０））、論理アドレスＸ１の値より大きい値の論理アドレスＸ２（＝１６）のセクタ領域にアクセスする（ＳＴ４００〜ＳＴ５００（ＳＴ５１０〜ＳＴ５２０））場合について説明する。
【００１９】
＜ＳＴ１００＞
再生処理によりディフェクトリスト情報を再生する。
＜ＳＴ２００〜ＳＴ３００（ＳＴ３１０〜ＳＴ３５０）＞
ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス１〜物理アドレスＸ１（＝１２）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１１（＝３）を算出する。
【００２０】
Ｄ１１＝０の場合（このケース１ではＤ１１≠０）には、物理アドレスＸ１を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１として設定する。つまり、論理アドレスＸ１＝物理アドレスＹ１＝物理アドレスＸ１となる。
【００２１】
Ｄ１１≠０の場合（このケース１ではＤ１１≠０）には、ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス（Ｘ１＋１）（＝１２＋１＝１３）〜物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１）（＝１２＋３＝１５）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１２（＝１）を算出する。
【００２２】
Ｄ１２＝０の場合（このケース１ではＤ１２≠０）には、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１）を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１として設定する。つまり、論理アドレスＸ１＝物理アドレスＹ１＝物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１）となる。
【００２３】
Ｄ１２≠０の場合（このケース１ではＤ１２≠０）には、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋１）（＝１２＋３＋１＝１６）〜物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２）（＝１２＋３＋１＝１６）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１３（＝０）を算出する。
【００２４】
Ｄ１３＝０の場合（このケース１ではＤ１３＝０）には、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２）（＝１２＋３＋１＝１６）を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１として設定する。つまり、論理アドレスＸ１＝物理アドレスＹ１＝物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２）（＝１２＋３＋１＝１６）となる。
【００２５】
Ｄ１２≠０の場合（このケース１ではＤ１３＝０）には、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋１）〜物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋Ｄ１３）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１４を算出する。
【００２６】
このように、Ｄ１ｎ＝０になるまでＤ１ｎの算出が継続され、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋Ｄ１３・・・Ｄ１（ｎ−１））が論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１として設定される。つまり、アクセス制御部は、論理アドレスＸ１に対するアクセスの要求を受けて、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋・・・Ｄ１（ｎ−１））を算出する。
【００２７】
＜ＳＴ３６０＞
物理アドレス１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ１（Ｙ１＝１６）のセクタ領域にアクセスする（論理アドレスＸ１（＝１２）のセクタ領域へのアクセス完了）。
【００２８】
＜ＳＴ５１０〜ＳＴ５２０＞
論理アドレスＸ１（＝１２）の値と論理アドレスＸ２（＝１６）の値を比較する。因みに、このケース１の場合、論理アドレスＸ１＜論理アドレスＸ２である（論理アドレスＸ１＜論理アドレスＸ２の場合、以下の処理に移る）。
【００２９】
＜ＳＴ５２１〜ＳＴ５２５＞
ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１＋１）（＝１６＋１＝１７）〜物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１））（＝１６＋（１６−１２）＝２０）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２１（＝２）を算出する。
【００３０】
Ｄ２１＝０の場合（このケース１ではＤ２１＝２である）には、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１））を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する。
【００３１】
Ｄ２１≠０の場合（このケース１ではＤ２１＝２である）には、ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋１）（＝１６＋（１６−１２）＋１＝２１）〜物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１）（＝１６＋（１６−１２）＋２＝２２）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２２（Ｄ２２＝１）を算出する。
【００３２】
Ｄ２２＝０の場合（このケース１ではＤ２２≠０である）には、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する。
【００３３】
Ｄ２２≠０の場合（このケース１ではＤ２２≠０である）には、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋１）（＝１６＋（１６−１２）＋２＋１＝２３）〜物理アドレス（Ｙ２＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２）（＝１６＋（１６−１２）＋２＋１＝２３）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２３（＝０）を算出する。
【００３４】
Ｄ２３＝０の場合（このケース１ではＤ２３＝０である）には、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２）（＝１６＋（１６−１２）＋２＋１＝２３）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２（＝２３）として設定する。
【００３５】
Ｄ２２≠０の場合（このケース１ではＤ２３＝０である）には、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋１）〜物理アドレス（Ｙ２＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋Ｄ２３）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２４を算出する。
【００３６】
このように、Ｄ２ｎ＝０になるまでＤ２ｎの算出が継続され、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋Ｄ２３・・・Ｄ２（ｎ−１））が論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定される。つまり、アクセス制御部は、論理アドレスＸ２に対するアクセスの要求を受けて、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋Ｄ２３・・・Ｄ２（ｎ−１））を算出する。
【００３７】
＜ＳＴ５２６＞
物理アドレスＹ１（＝１６）のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ２（＝２３）のセクタ領域にアクセスする（論理アドレスＸ２（＝１６）のセクタ領域へのアクセス完了）。
【００３８】
以上説明したように、このケース１では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、欠陥セクタ領域の数Ｄ１１、Ｄ１２、Ｄ１３・・・Ｄ１ｎを算出して、物理アドレスＹ１＝物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋Ｄ１３・・・＋Ｄ１ｎ）を算出する。そして、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ１にアクセスする。このため、従来のアクセス方法に比べて、高速なアクセスが可能となる。
【００３９】
さらに、このケース１では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、この論理アドレスＸ１の値より大きい値の論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするとき、欠陥セクタ領域の数Ｄ２１、Ｄ２２、Ｄ２３・・・Ｄ２ｎを算出して、物理アドレスＹ２＝物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋Ｄ２３・・・＋Ｄ２ｎ）を算出する。そして、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ２にアクセスする。このため、先頭のセクタ領域（物理セクタ１）を起点としてアクセスする方法に比べて、高速なアクセスが可能となる。
【００４０】
＜＜ケース２／図３、図５、図６、図７、図９＞＞
ケース２では、論理アドレスＸ１（＝１２）のセクタ領域にアクセスした後（ＳＴ２００〜ＳＴ３００（ＳＴ３１０〜ＳＴ３６０））、論理アドレスＸ１の値より小さい値の論理アドレスＸ２（＝８）のセクタ領域にアクセスする場合であって、且つ論理アドレスＸ１（＝１２）の値と論理アドレスＸ２（＝８）の値との差分値（＝４）が論理アドレスＸ２（＝８）の値以下の場合（ＳＴ４００〜ＳＴ５００（ＳＴ５３０〜ＳＴ５４０））について説明する。
【００４１】
なお、ＳＴ１００〜ＳＴ３００（ＳＴ３１０〜ＳＴ３６０）は、ケース１の場合と同様であるため、ここでは説明を省略する。
＜ＳＴ５３０〜ＳＴ５４０＞
論理アドレスＸ１（＝１２）の値と論理アドレスＸ２（＝８）の値を比較する。因みに、このケース２の場合、論理アドレスＸ１＞論理アドレスＸ２であり、且つ論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値以下の場合である（論理アドレスＸ１＞論理アドレスＸ２、且つ差分値≦論理アドレスＸ２の場合、以下の処理に移る）。
【００４２】
＜ＳＴ５４１〜ＳＴ５４５＞
ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１−１）（＝１６−１＝１５）〜物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２））（＝１６−（１２−８）＝１２）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２１（＝１）を算出する。
【００４３】
Ｄ２１＝０の場合（このケース２ではＤ２１＝１である）には、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２））を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する。
【００４４】
Ｄ２１≠０の場合（このケース２ではＤ２１＝１である）には、ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−１）（＝１６−（１２−８）−１＝１１）〜物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１）（＝１６−（１２−８）−１＝１１）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２２（Ｄ２２＝１）を算出する。
【００４５】
Ｄ２２＝０の場合（このケース２ではＤ２２≠０である）には、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する。
【００４６】
Ｄ２２≠０の場合（このケース２ではＤ２２≠０である）には、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−１）（＝１６−（１２−８）−１−１＝１０）〜物理アドレス（Ｙ２−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−Ｄ２２）（＝１６−（１２−８）−１−１＝１０）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２３（＝０）を算出する。
【００４７】
Ｄ２３＝０の場合（このケース２ではＤ２３＝０である）には、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−Ｄ２２）（＝１６−（１２−８）−１−１＝１０）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２（＝１０）として設定する。
【００４８】
Ｄ２３≠０の場合（このケース２ではＤ２３＝０である）には、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−Ｄ２２−１）〜物理アドレス（Ｙ２−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−Ｄ２２−Ｄ２３）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２４を算出する。
【００４９】
このように、Ｄ２ｎ＝０になるまでＤ２ｎの算出が継続され、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−Ｄ２２−Ｄ２３・・・Ｄ２（ｎ−１））が論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定される。つまり、アクセス制御部は、論理アドレスＸ２に対するアクセスの要求を受けて、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−Ｄ２２−Ｄ２３・・・Ｄ２（ｎ−１））を算出する。
【００５０】
＜ＳＴ５４６＞
物理アドレスＹ１（＝１６）のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ２（＝１０）のセクタ領域にアクセスする（論理アドレスＸ２（＝８）のセクタ領域へのアクセス完了）。
【００５１】
以上説明したように、このケース２では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、欠陥セクタ領域の数Ｄ１１、Ｄ１２、Ｄ１３・・・Ｄ１ｎを算出して、物理アドレスＹ１＝物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋Ｄ１３・・・＋Ｄ１ｎ）を算出する。そして、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ１にアクセスする。このため、従来のアクセス方法に比べて、高速なアクセスが可能となる。
【００５２】
さらに、このケース２では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、この論理アドレスＸ１の値より小さい値の論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスする場合であって、且つ論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値以下の場合、欠陥セクタ領域の数Ｄ２１、Ｄ２２、Ｄ２３・・・Ｄ２ｎを算出して、物理アドレスＹ２＝物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ２−Ｘ１）−Ｄ２１−Ｄ２２−Ｄ２３・・・−Ｄ２ｎ）を算出する。そして、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ２にアクセスする。このため、先頭のセクタ領域（物理セクタ１）を起点としてアクセスする方法に比べて、高速なアクセスが可能となる。
【００５３】
＜＜ケース３／図４、図５、図６、図７、図１０＞＞
ケース３では、論理アドレスＸ１（＝１２）のセクタ領域にアクセスした後（ＳＴ２００〜ＳＴ３００（ＳＴ３１０〜ＳＴ３６０））、論理アドレスＸ１の値より小さい値の論理アドレスＸ２（＝２）のセクタ領域にアクセスする場合であって、且つ論理アドレスＸ１（＝１２）の値と論理アドレスＸ２（＝２）の値との差分値（＝１０）が論理アドレスＸ２（＝２）の値より大きい場合（ＳＴ４００〜ＳＴ５００（ＳＴ５５０〜ＳＴ５６０））について説明する。
【００５４】
なお、ＳＴ１００〜ＳＴ３００（ＳＴ３１０〜ＳＴ３６０）は、ケース１の場合と同様であるため、ここでは説明を省略する。
＜ＳＴ５５０〜ＳＴ５６０＞
論理アドレスＸ１（＝１２）の値と論理アドレスＸ２（＝２）の値を比較する。因みに、このケース３の場合、論理アドレスＸ１＞論理アドレスＸ２であり、且つ論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値より大きい場合である（論理アドレスＸ１＞論理アドレスＸ２、且つ差分値＞論理アドレスＸ２の場合、以下の処理に移る）。
【００５５】
＜ＳＴ５６１〜ＳＴ５６５＞
ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス１〜物理アドレスＸ２（＝２）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２１（＝１）を算出する。
【００５６】
Ｄ２１＝０の場合（このケース３ではＤ２１≠０）には、物理アドレスＸ２を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する。つまり、論理アドレスＸ２＝物理アドレスＹ２＝物理アドレスＸ２となる。
【００５７】
Ｄ２１≠０の場合（このケース３ではＤ２１≠０）には、ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス（Ｘ２＋１）（＝２＋１＝３）〜物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１）（＝２＋１＝３）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２２（＝０）を算出する。
【００５８】
Ｄ２２＝０の場合（このケース３ではＤ１２＝０）には、物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１）（＝２＋１＝３）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２（＝３）として設定する。つまり、論理アドレスＸ２＝物理アドレスＹ２＝物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１）（＝２＋１＝３）となる。
【００５９】
Ｄ２２≠０の場合（このケース３ではＤ２２＝０）には、物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１＋１）〜物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１＋Ｄ２２）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２３を算出する。
【００６０】
このように、Ｄ２ｎ＝０になるまでＤ２ｎの算出が継続され、物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋Ｄ２３・・・Ｄ２（ｎ−１））が論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定される。つまり、アクセス制御部は、論理アドレスＸ２に対するアクセスの要求を受けて、物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋・・・Ｄ２（ｎ−１））を算出する。
【００６１】
＜ＳＴ５６６＞
物理アドレス１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ２（Ｙ２＝３）のセクタ領域にアクセスする（論理アドレスＸ２（＝２）のセクタ領域へのアクセス完了）。
【００６２】
以上説明したように、このケース３では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、欠陥セクタ領域の数Ｄ１１、Ｄ１２、Ｄ１３・・・Ｄ１ｎを算出して、物理アドレスＹ１＝物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋Ｄ１３・・・＋Ｄ１ｎ）を算出する。そして、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ１にアクセスする。このため、従来のアクセス方法に比べて、高速なアクセスが可能となる。
【００６３】
さらに、このケース３では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、この論理アドレスＸ１の値より小さい値の論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスする場合であって、且つ論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値より大きい場合、欠陥セクタ領域の数Ｄ２１、Ｄ２２、Ｄ２３・・・Ｄ２ｎを算出して、物理アドレスＹ２＝物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋Ｄ２３・・・＋Ｄ２ｎ）を算出する。そして、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ２にアクセスする。このため、あえて物理アドレスＹ１を起点としてアクセスする方法に比べて、高速なアクセスが可能となる。
【００６４】
ケース１、ケース２、ケース３では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスする場合について説明したが、この発明は、これだけに限定されるものではない。例えば、論理アドレスＸ１のセクタ領域、論理アドレスＸ２のセクタ領域、論理アドレスＸ３のセクタ領域、・・・、論理アドレスＸｎのセクタ領域に、順番にアクセスする場合にも適用することができる。つまり、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスする場合と同様に、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ３のセクタ領域にアクセスすることができる。
【００６５】
次に、図１１を参照して、上記説明したアクセス処理をさらに説明する。図１１は、アクセス処理を実行するアクセス制御部４の概略構成を示すブロック図である。
【００６６】
図１１に示す指定アドレスレジスタ１２は、第１の要求セクタアドレス（論理アドレスＸ１）の値を受け取り保持して、この第１の要求セクタアドレスの値を比較器１６に出力する。また、この指定アドレスレジスタ１２は、第１の要求セクタアドレスの後、第２の要求セクタアドレス（論理アドレスＸ２）の値を受け取る際に、第１の要求セクタアドレスの値を前指定アドレスレジスタ１４に出力して、第２の要求セクタアドレスの値を保持して、この第２の要求セクタアドレスの値を比較器１６に出力する。前指定アドレスレジスタ１４は、第１の要求セクタアドレスの値を受け取り保持して、この第１の要求セクタアドレスの値を比較器１６に出力する。
【００６７】
比較器１６は、指定アドレスレジスタ１２から出力された値（論理アドレスＸ２の値）と、前指定アドレスレジスタ１４から出力された値（論理アドレスＸ１の値）とを比較して、差分値ｄ１と比較判定値ＤＴとを出力する。出力先は、アドレスデータ加減算ブロック１８である。指定アドレスレジスタ１２の出力値が前指定アドレスレジスタ１４の出力値よりも大きい場合は、比較判定値ＤＴとして“１”が出力される。逆に、指定アドレスレジスタ１２の出力値が前指定アドレスレジスタ１４の出力値よりも小さい場合は、比較判定値ＤＴとして“０”が出力される。
【００６８】
アドレスデータ加減算ブロック１８は、比較判定値ＤＴ＝０のときに加算処理を実行し、比較判定値ＤＴ＝１のときに減算処理を実行する。加減算処理の結果値は、到達アドレス保持レジスタ２２に出力される。このアドレスデータ加減算ブロック１８において加算処理対象及び減算処理対象となるのは、差分値ｄ１と、アドレスデータ比較ブロック２０からの加減フラグ（＝１）である。
【００６９】
到達アドレス保持レジスタ２２は、アドレスデータ加減算ブロック１８から出力された加減算処理の結果値を保持し、この加減算処理の結果値をアドレスデータ比較ブロック２０とアドレスデータ加減算ブロック１８に出力する。つまり、アドレスデータ加減算ブロック１８の加減算処理の結果値は、到達アドレス保持レジスタ２２に保持されることになる。
【００７０】
識別コードレジスタ２４には、ディフェクトリスト情報中の欠陥セクタアドレス（欠陥セクタ領域の物理アドレス）とリンクされた欠陥の種類がコード化された識別コード（要求識別コード）が入力される。識別コードレジスタ２４は、入力された識別コードを保持するとともに、識別コード一致ブロック２６に出力する。
【００７１】
識別コード一致ブロック２６には、予め、ディフェクトリスト情報内の識別コードが保持されている。一方で、識別コード一致ブロック２６には、識別コードレジスタ２４から出力される識別コードが入力される。識別コード一致ブロック２６は、予め保持されている識別コードと、識別コードレジスタ２４から出力される識別コードとを比較して、両者が一致した場合には、一致フラグを出力する。
【００７２】
アドレスデータ比較ブロック２０は、ディフェクトリスト情報内に含まれる欠陥セクタアドレス（欠陥セクタ領域の物理アドレス）の中から識別コード一致ブロック２６で一致するものとして判定された欠陥セクタアドレスと、アドレスデータ加減算ブロック１８からの到達アドレスとの大小の比較をする。比較は、各欠陥セクタアドレスについて行い、レジスタ比較器１６からのＤＴ信号が“１”の場合には、比較毎に欠陥セクタアドレスが到達アドレスより小さい、又は同じ値の場合のみ加減フラグを出力する。比較毎に欠陥セクタアドレスが到達アドレスより大きい場合は加算フラグを出力せず、到達フラグ１を到達フラグ加算ブロック２８に出力する。レジスタ比較器１６からのＤＴ信号が“０”の場合には比較毎に欠陥セクタアドレスが到達アドレスより大きい、又は同じ値の場合のみ加減フラグを出力する。比較毎に欠陥セクタアドレスが到達アドレスより小さい場合は加算フラグを出力せず、到達フラグ１を到達フラグ加算ブロック２８に出力する。
【００７３】
ディフェクトリストロケーションアドレス加減算ブロック３０は、レジスタ比較器１６からのＤＴ信号が“１”の場合にはアドレスデータ比較ブロック２０からの加減フラグを加算処理し、ＤＴ信号が“０”の場合にはアドレスデータ比較ブロック２０からの加減フラグを減算処理する。この処理により得たロケーションアドレス出力は、ディフェクトリスト情報内の次に読み込む識別コードのロケーションアドレスとなる。
【００７４】
上記説明した各ブロックは、サーチスタートにより動作を開始し、検出クロック入力を基準に各ブロックは比較、加減算処理を行う。
アドレスデータ確認ブロック３２は、サーチスタートにより動作を開始し、ディフェクトリストリードアドレスから得られたディフェクトリスト情報内の欠陥セクタアドレスの値が、ディフェクト情報内の欠陥セクタアドレスの終わりに存在するエンドデータ値である場合に、到達アドレスの値がこのディフェクトリスト情報の該当するゾーンのディスク上に存在するセクタ数（エンドアドレス）以上ではＮＧフラグを発生する。ＮＧフラグを発生した場合には、要求セクタアドレスが存在するディスク内のセクタアドレスが該当するゾーン内に存在しないことになる。ここでエンドアドレス未満の場合には、到達フラグ２を出力する。その時、要求セクタアドレスが存在するディスク内のセクタアドレスは到達アドレスの値となる。
【００７５】
到達フラグ加算ブロック２８は、到達フラグ１又は到達フラグ２を入力すると、到達フラグ出力を発行する。この到達フラグ出力が発行された時の到達アドレスが要求セクタアドレス（論理アドレスＸ）が存在するディスク内の目的のセクタアドレス（論理アドレスＸに対応する物理アドレス）になる。
【００７６】
指定ＳＴＤ比較器３４は、プリセットデータ入力によりアドレスデータ値ＳＤと差分値ｄ２を設定して、指定アドレスレジスタ１２の値がアドレスデータ値ＳＤより小さく、かつレジスタ比較器１６からの差分値ｄ１が差分値ｄ２より大きい場合にプリセット信号Ａを出力する。プリセット信号Ａは、任意に入力されるサーチ継続入力と加算された信号をプリセット信号Ｂとして、前指定アドレスレジスタ１４、ディフェクトリストロケーションアドレス加減算ブロック３０、到達アドレス保持レジスタ２２に保持されているデータ値が、予め指定された値にプリセットされる（一般的にはアドレス“０”に設定される）。
【００７７】
図１２に示す取り込みディフェクトリスト情報は、並び替えられ、同じく図１２に示す並び替えディフェクトリスト情報となる。つまり、セクタアドレス（物理アドレス）の小さい順番に並び替えられる。そして識別コードもセクタアドレスに付いて移動される。
【００７８】
並び替えディフェクトリスト情報は、セクタアドレスの小さい側から順番に識別コードと合わせて、図１１に示すディフェクトリストリードアドレス、ディフェクトリストリード識別コードに入力される。
【００７９】
続いて、要求セクタアドレス（論理アドレスＸ）に対応したセクタアドレス（物理アドレスＹ）を探す処理について説明する。
指定アドレスレジスタ１２に要求セクタアドレスを格納し、識別コードレジスタ２４に再生されたディフェクトリスト情報に含まれた識別コードを格納する。そして、サーチスタートからアドレスを導き出す処理を開始する信号を入力する。開始すると、ディフェクトリスト情報からセクタアドレスと識別コードがアドレスデータ比較ブロック２０と識別コード一致ブロック２６に取り込まれる。もし、ディフェクトリスト情報内に欠陥セクタアドレスが存在しない場合は、ディフェクトリスト情報内のセクタアドレスとして存在しない固定アドレスをアドレスデータ比較ブロック２０に取り込み、判定の結果、要求セクタアドレスと同じ値が到達アドレスに現れ、到達フラグを発行する。
【００８０】
次に、ディフェクトリスト情報に欠陥セクタアドレスが存在しても要求セクタアドレスが存在する欠陥セクタアドレスより小さい値の場合には、欠陥セクタアドレスが存在しない場合と同じ要求セクタアドレスと同じ値が到達アドレスとなり到達フラグ出力を発行する。要求セクタアドレスのデータが存在するディスク上のセクタアドレスの値より小さい値の欠陥セクタアドレスが存在する場合には、アドレスデータ比較ブロック２０で欠陥アドレスの値と要求セクタアドレスの値を比較し、欠陥アドレスの値が小さいとアドレスデータ加算ブロックで加算して、その値を到達アドレスとしてアドレスデータ比較ブロック２０に入力して、欠陥アドレスの次の第２番目の欠陥アドレスとデータ比較を行う。このデータ比較を行う毎に、到達アドレスの値に１ステップ単位の加算をし、到達アドレスの値がディフェクトリスト情報の第３番目、第４番目と順番に比較して欠陥セクタの値より小さくなるまでアドレスデータ比較ブロック２０とアドレスデータ加減算ブロック１８で繰り返し加算を行った後、この加算後の到達アドレス出力の値が上記欠陥セクタアドレスの存在するゾーン内のセクタアドレス以内の場合は、アドレスデータ確認ブロック３２より到達フラグ２を出力し、到達フラグ加算ブロック２８を介して到達フラグ出力を発行する。
【００８１】
ここで、ゾーン内のセクタアドレスを超える値に到達アドレスがなかった場合はアドレスデータ確認ブロック３２よりＮＧフラグを発行する。ＮＧフラグが発行されると、ゾーン内には要求セクタアドレスは存在しないことになる（到達アドレスと同じセクタアドレスが上記ゾーンに存在しないことになる）。
【００８２】
上記動作により、到達フラグが発行された時点の到達アドレス出力の値が上記ゾーン内に存在する要求セクタアドレス（論理アドレスＸ）に対応するセクタアドレス（物理アドレスＹ）になり、その到達アドレスの値のセクタアドレス（物理アドレスＹ）にアクセスすることにより、目的のセクタに到達する。
【００８３】
以上のように要求セクタアドレスとディフェクトリスト情報により要求セクタアドレスが存在するディスク上のセクタアドレスを探し出すことで、ディスク上のセクタにアクセスする必要がなく、高速処理が可能になり、１回のアクセスで目的の要求セクタアドレスの存在するセクタに到達することができる。かつ、前アクセスと次アクセスが接近している場合に、ディフェクトリスト情報から得る回数が最小で済むため、目的のセクタアドレス（到達アドレス）を得る処理が短時間で行うことができ、高速アクセスを実現することができる。
【００８４】
【発明の効果】
この発明によれば、目的セクタ領域へのアクセス時間を短縮することが可能な光ディスク装置を提供できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】この発明の実施の一形態に係る光ディスク装置の概略構成を示す図である。
【図２】ケース１のアクセス処理を説明するため物理アドレスと論理アドレスとの関係を示す図である。
【図３】ケース２のアクセス処理を説明するため物理アドレスと論理アドレスとの関係を示す図である。
【図４】ケース３のアクセス処理を説明するため物理アドレスと論理アドレスとの関係を示す図である。
【図５】アクセス処理全体を示すフローチャートである。
【図６】図５に示すフローチャートの論理アドレスＸ１に対するアクセス処理を説明するフローチャートである。
【図７】図５に示すフローチャートの論理アドレスＸ２に対するアクセス処理を説明するフローチャートである。
【図８】図７に示すフローチャートのアクセス処理１を説明するフローチャートである。
【図９】図７に示すフローチャートのアクセス処理２を説明するフローチャートである。
【図１０】図７に示すフローチャートのアクセス処理３を説明するフローチャートである。
【図１１】図１に示すアクセス制御部の概略構成を示す図である。
【図１２】取り込みディフェクトリスト情報、及び並び替えディフェクトリスト情報の一例を示す図である。
【符号の説明】
１…光ディスク装置
２…メイン制御部
４…アクセス制御部
６…モータ
８…光学ヘッド
１０…信号処理部
ＯＤ…光ディスク
【発明の属する技術分野】
この発明は、複数のセクタ領域から成る情報記録領域を備えた光ディスクに対して情報を記録したり、光ディスクから情報を再生したりする光ディスク装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】
近年、大容量情報記憶媒体としてＤＶＤ（Digital Video Disk）−ＲＡＭ（random access memory）等の光ディスクが注目を浴びている。このような光ディスクにはスパイラル状のトラックが形成されており、このスパイラル状のトラックには連続するセクタ領域が複数設けられている。
【０００３】
また、これら複数のセクタ領域の中には、様々な理由により欠陥を含むものがある。このような欠陥を含むセクタ領域を欠陥セクタ領域と称する。逆に、欠陥を含まないセクタ領域を正常セクタ領域と称する。光ディスク装置により光ディスクに対して情報を記録する際には、欠陥セクタ領域は情報記録の対象外となる。つまり、光ディスク装置により光ディスクに対して情報を記録する際には、欠陥セクタ領域が抜かされて、正常セクタ領域だけに情報が記録される。このような、情報記録処理を、スリップ交替処理と称する。
【０００４】
ここで、従来のスリップ交替処理について、さらに詳しく説明する。光ディスクには、欠陥セクタ領域の物理アドレス及び欠陥の種類がコード化された識別コードがリンクされたディフェクトリスト情報が記録されるようになっている。例えば、光ディスクに、物理アドレス１〜Ｎが順に付与された複数のセクタ領域が存在するとする。また、物理アドレス１〜Ｎのセクタ領域の中で、物理アドレスＤ（Ｎ≧Ｄ）のセクタ領域が欠陥セクタ領域に該当するとする。つまり、ディフェクトリスト情報には、物理アドレスＤ及びこの物理アドレスＤの欠陥セクタ領域の欠陥の種類がコード化された識別コードがリンクされた情報が含まれていることになる。従って、実在するセクタ領域は物理アドレス１〜Ｎのセクタ領域であり、実際に使用可能なセクタ領域（記録再生対象となるセクタ領域）は物理アドレスＸのセクタ領域を除く物理アドレス１〜Ｎのセクタ領域である。なお、光ディスクの回転方向が一定であることから、アクセスされる順序は、物理アドレス１のセクタ領域、物理アドレス２のセクタ領域、…、物理アドレスＮのセクタ領域となる。
【０００５】
このような前提の下、光ディスク装置からの指示により、物理アドレス１のセクタ領域から欠陥セクタ領域を除いて数えた第Ｘ番目のセクタ領域が要求されるとする。つまり、論理アドレスＸのセクタ領域（＝目的セクタ領域）にアクセスしなければならないとする。この場合、まず、物理アドレス１のセクタ領域にアクセスして、この物理アドレス１のセクタが欠陥セクタ領域でないかどうか確認される。この確認は、ディフェクトリスト情報（欠陥セクタ領域の物理アドレス）の参照により行われる。この場合、物理アドレス１のセクタは正常セクタ領域であるため、正常セクタ領域のカウント値が「１」となる。続いて、物理アドレス２のセクタ領域にアクセスして、この物理アドレス２のセクタ領域が欠陥セクタ領域でないかどうか確認される。この場合、物理アドレス２のセクタ領域は正常セクタ領域であるため、正常セクタ領域のカウント値が「２」となる。以下同様にして、正常セクタ領域のカウント値が「Ｘ」になるまで、正常セクタ領域のカウントが続けられる。つまり、正常セクタ領域のカウント値を「Ｘ」にするセクタ領域が、目的セクタ領域である。
【０００６】
物理アドレスＸのセクタ領域にアクセスしたとき、この物理アドレスＸのセクタ領域は欠陥セクタ領域であるため、正常セクタ領域のカウント値は「Ｘ−１」のままとなる。従って、正常セクタ領域のカウントはさらに続けられる。物理アドレス（Ｘ＋１）のセクタ領域にアクセスしたとき、この物理アドレス（Ｘ＋１）のセクタ領域は正常セクタ領域であるため、正常セクタ領域のカウント値は「Ｘ」となる。つまり、光ディスク装置の指示により要求された論理アドレスＸのセクタ領域は、物理アドレス（Ｘ＋１）のセクタ領域となる。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】
ところが、上記したような目的セクタ領域へのアクセスでは、アクセス時間が比較的長くなるという問題があった。また、目的セクタ領域の位置が、先頭セクタ領域より遠くなればなるほど、この問題が顕著に現れる。
この発明の目的は、目的セクタ領域へのアクセス時間を短縮することが可能な光ディスク装置を提供することにある。
【０００８】
【課題を解決するための手段】
上記課題を解決し目的を達成するために、この発明の光ディスク装置は、以下のように構成されている。
この発明の光ディスク装置は、光ディスクが情報記録領域及び欠陥管理領域を有し、この情報記録領域が連続する複数のセクタ領域を含み、これら複数のセクタ領域には物理アドレスとして前記情報記録領域上の絶対位置を示すシリアルナンバーが順に付与されており、且つこれら複数のセクタ領域のうちの欠陥セクタ領域を除くセクタ領域には論理アドレスとしてのシリアルナンバーが順に付与されており、前記欠陥管理領域には欠陥セクタ領域の物理アドレスが記録されており、このような光ディスクに対して、光ビームを照射し、この光ビームの光ディスクからの反射光を検出して、光ディスクに記録されている情報を再生する再生手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、アクセスの起点となる物理アドレス１のセクタ領域から物理アドレスＸ１のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１を算出し、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１）を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１として設定する第１の設定手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、前記第１の設定手段により設定された物理アドレスＹ１のセクタ領域にアクセスする第１のアクセス手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするとき、論理アドレスＸ１及び論理アドレスＸ２の大小を比較する比較手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が大きいことが判明した場合には、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１＋１）のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２を算出し、物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第２の設定手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が大きいことが判明した場合には、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、前記第２の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第２のアクセス手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明した場合には、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１−１）のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ３を算出し、物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）＋Ｄ３｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第３の設定手段と、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明した場合には、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、前記第３の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第３のアクセス手段とを備えている。
【０００９】
【発明の実施の形態】
以下、この発明の実施の形態について図面を参照して説明する。
図１は、この発明の実施の一形態に係る光ディスク装置の概略構成を示す図でる。
【００１０】
図１に示すように、光ディスク装置１には、メイン制御部２、アクセス制御部４、モータ６、光学ヘッド８、及び信号処理部１０が設けられている。
まず、この光ディスク装置１により、外部装置１１（パーソナルコンピュータなど）で生成されたデータを光ディスクＯＤに対して記録する記録処理について説明する。モータ６が、メイン制御部２の制御に従い、光ディスクＯＤを所定の速度で回転駆動させる。外部装置１１で生成されたデータは、信号処理部１０に送信される。信号処理部１０は、外部装置１１から送信されたデータを変調して、記録用のデータを生成する。光学ヘッド８には、図示しない半導体レーザが設けられており、この半導体レーザから記録用のデータが反映された記録用の光ビームが出射される。また、この光学ヘッド８は、メイン制御部２によりトラッキング制御及びフォーカス制御を受ける。これにより、半導体レーザから出射される記録用の光ビームが、光ディスクＯＤの所定位置に集光される。その結果、光ディスクＯＤの所定位置に、記録用のデータが記録される。
【００１１】
続いて、光ディスク装置１により、光ディスクＯＤに記録されたデータを再生して外部装置１１に出力する再生処理について説明する。モータ６が、メイン制御部２の制御に従い、光ディスクＯＤを所定の速度で回転駆動させる。光学ヘッド８に設けられた半導体レーザから再生用の光ビームが出射される。また、この光学ヘッド８は、メイン制御部２によりトラッキング制御及びフォーカス制御を受ける。これにより、半導体レーザから出射される再生用の光ビームが、光ディスクＯＤの所定位置に集光される。この光ディスクに集光された再生用の光ビームの反射光には、光ディスクに記録されたデータが反映されている。そして、この反射光は、光学ヘッド８に設けられた図示しないフォトディテクタにより検出される。フォトディテクタにより検出された反射光の検出結果は、反射光検出信号として信号処理部１０に提供される。信号処理部１０は、反射光検出信号に基づき、光ディスクＯＤに記録されていたデータを生成する。さらに、この信号処理部１０は、生成されたデータを復調して再生データを生成し、外部装置１１に出力する。
【００１２】
ここで、光ディスクＯＤについて簡単に説明する。光ディスクＯＤには、情報記録領域及び欠陥管理領域が設けられている。情報記録領域は複数のゾーンで形成されており、各ゾーンには連続する複数のセクタ領域が含まれている。これら複数のセクタ領域には、物理アドレスとして情報記録領域上の絶対位置を示すシリアルナンバーが順に付与されている。さらに、これら複数のセクタ領域のうちの欠陥セクタ領域を除くセクタ領域には論理アドレスとしてのシリアルナンバーが順に付与されている。前記欠陥管理領域には、欠陥セクタ領域の物理アドレスを含むディフェクトリスト情報が記録されている。
【００１３】
また、上記説明した記録処理により、目的セクタ領域に対してデータが記録され、上記説明した再生処理により、目的セクタ領域に記録されたデータが再生される。さらに、上記説明した再生処理により、欠陥管理領域に記録されたディフェクトリスト情報が再生される。
【００１４】
次に、図２〜図１０を参照して、アクセス制御部４による目的セクタ領域へのアクセス処理について説明する。この目的セクタ領域へのアクセス処理は、目的セクタ領域に対してデータを記録する場合、及び目的セクタ領域に記録されたデータを再生する場合に実行される。
【００１５】
図２〜図４は、セクタ領域に付与された物理アドレスと論理アドレスとの関係を示す図である。例えば、物理アドレス１、２、…、２４、２５、…のセクタ領域の存在を仮定する。このとき、物理アドレス３、５、１１、１４、１８、１９、２１のセクタ領域が欠陥セクタ領域に該当するものと仮定する。つまり、ディフェクトリスト情報には、物理アドレス３、５、１１、１４、１８、１９、２１が含まれていることになる。また、物理アドレス１には論理アドレス１が対応し、物理アドレス２には論理アドレス２が対応し、物理アドレス３には対応する論値アドレスはなく、物理アドレス４には論理アドレス３が対応している。他の物理アドレスと論理アドレスの対応関係は、図２〜図４に示す通りである（説明省略）。
【００１６】
図５〜図１０は、アクセス処理を説明するフローチャートである。図５は、アクセス処理全体を示すフローチャートである。図６は、図５のフローチャートのＳＴ３００の論理アドレスＸ１に対するアクセス処理を説明するフローチャートである。図７は、図５のフローチャートのＳＴ５００の論理アドレスＸ２に対するアクセス処理を説明するフローチャートである。図８は、図７のフローチャートのＳＴ５２０のアクセス処理１を説明するフローチャートである。図９は、図７のフローチャートのＳＴ５４０のアクセス処理２を説明するフローチャートである。図１０は、図７のフローチャートのＳＴ５４０のアクセス処理３を説明するフローチャートである。
【００１７】
以下、図２〜図１０を参照して、ケース１〜ケース３に分けて、アクセス処理の一例を説明する。なお、上記説明した光ディスク装置１のアクセス制御部４は、論理アドレスＸ（Ｘ１、Ｘ２など）に対するアクセスの要求を受けて、物理アドレスＹ（Ｙ１、Ｙ２など）に対するアクセスの指示を出力するものである。そして、メイン制御部２は、光ディスクＯＤに対する光学ヘッド８の位置を制御して、物理アドレスＹに光学ヘッド８から出射される光ビームを集光させる。
【００１８】
＜＜ケース１／図２、図５、図６、図７、図８＞＞
ケース１では、論理アドレスＸ１（＝１２）のセクタ領域にアクセスした後（ＳＴ２００〜ＳＴ３００（ＳＴ３１０〜ＳＴ３６０））、論理アドレスＸ１の値より大きい値の論理アドレスＸ２（＝１６）のセクタ領域にアクセスする（ＳＴ４００〜ＳＴ５００（ＳＴ５１０〜ＳＴ５２０））場合について説明する。
【００１９】
＜ＳＴ１００＞
再生処理によりディフェクトリスト情報を再生する。
＜ＳＴ２００〜ＳＴ３００（ＳＴ３１０〜ＳＴ３５０）＞
ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス１〜物理アドレスＸ１（＝１２）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１１（＝３）を算出する。
【００２０】
Ｄ１１＝０の場合（このケース１ではＤ１１≠０）には、物理アドレスＸ１を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１として設定する。つまり、論理アドレスＸ１＝物理アドレスＹ１＝物理アドレスＸ１となる。
【００２１】
Ｄ１１≠０の場合（このケース１ではＤ１１≠０）には、ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス（Ｘ１＋１）（＝１２＋１＝１３）〜物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１）（＝１２＋３＝１５）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１２（＝１）を算出する。
【００２２】
Ｄ１２＝０の場合（このケース１ではＤ１２≠０）には、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１）を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１として設定する。つまり、論理アドレスＸ１＝物理アドレスＹ１＝物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１）となる。
【００２３】
Ｄ１２≠０の場合（このケース１ではＤ１２≠０）には、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋１）（＝１２＋３＋１＝１６）〜物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２）（＝１２＋３＋１＝１６）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１３（＝０）を算出する。
【００２４】
Ｄ１３＝０の場合（このケース１ではＤ１３＝０）には、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２）（＝１２＋３＋１＝１６）を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１として設定する。つまり、論理アドレスＸ１＝物理アドレスＹ１＝物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２）（＝１２＋３＋１＝１６）となる。
【００２５】
Ｄ１２≠０の場合（このケース１ではＤ１３＝０）には、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋１）〜物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋Ｄ１３）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１４を算出する。
【００２６】
このように、Ｄ１ｎ＝０になるまでＤ１ｎの算出が継続され、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋Ｄ１３・・・Ｄ１（ｎ−１））が論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１として設定される。つまり、アクセス制御部は、論理アドレスＸ１に対するアクセスの要求を受けて、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋・・・Ｄ１（ｎ−１））を算出する。
【００２７】
＜ＳＴ３６０＞
物理アドレス１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ１（Ｙ１＝１６）のセクタ領域にアクセスする（論理アドレスＸ１（＝１２）のセクタ領域へのアクセス完了）。
【００２８】
＜ＳＴ５１０〜ＳＴ５２０＞
論理アドレスＸ１（＝１２）の値と論理アドレスＸ２（＝１６）の値を比較する。因みに、このケース１の場合、論理アドレスＸ１＜論理アドレスＸ２である（論理アドレスＸ１＜論理アドレスＸ２の場合、以下の処理に移る）。
【００２９】
＜ＳＴ５２１〜ＳＴ５２５＞
ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１＋１）（＝１６＋１＝１７）〜物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１））（＝１６＋（１６−１２）＝２０）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２１（＝２）を算出する。
【００３０】
Ｄ２１＝０の場合（このケース１ではＤ２１＝２である）には、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１））を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する。
【００３１】
Ｄ２１≠０の場合（このケース１ではＤ２１＝２である）には、ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋１）（＝１６＋（１６−１２）＋１＝２１）〜物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１）（＝１６＋（１６−１２）＋２＝２２）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２２（Ｄ２２＝１）を算出する。
【００３２】
Ｄ２２＝０の場合（このケース１ではＤ２２≠０である）には、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する。
【００３３】
Ｄ２２≠０の場合（このケース１ではＤ２２≠０である）には、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋１）（＝１６＋（１６−１２）＋２＋１＝２３）〜物理アドレス（Ｙ２＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２）（＝１６＋（１６−１２）＋２＋１＝２３）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２３（＝０）を算出する。
【００３４】
Ｄ２３＝０の場合（このケース１ではＤ２３＝０である）には、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２）（＝１６＋（１６−１２）＋２＋１＝２３）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２（＝２３）として設定する。
【００３５】
Ｄ２２≠０の場合（このケース１ではＤ２３＝０である）には、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋１）〜物理アドレス（Ｙ２＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋Ｄ２３）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２４を算出する。
【００３６】
このように、Ｄ２ｎ＝０になるまでＤ２ｎの算出が継続され、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋Ｄ２３・・・Ｄ２（ｎ−１））が論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定される。つまり、アクセス制御部は、論理アドレスＸ２に対するアクセスの要求を受けて、物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋Ｄ２３・・・Ｄ２（ｎ−１））を算出する。
【００３７】
＜ＳＴ５２６＞
物理アドレスＹ１（＝１６）のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ２（＝２３）のセクタ領域にアクセスする（論理アドレスＸ２（＝１６）のセクタ領域へのアクセス完了）。
【００３８】
以上説明したように、このケース１では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、欠陥セクタ領域の数Ｄ１１、Ｄ１２、Ｄ１３・・・Ｄ１ｎを算出して、物理アドレスＹ１＝物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋Ｄ１３・・・＋Ｄ１ｎ）を算出する。そして、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ１にアクセスする。このため、従来のアクセス方法に比べて、高速なアクセスが可能となる。
【００３９】
さらに、このケース１では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、この論理アドレスＸ１の値より大きい値の論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするとき、欠陥セクタ領域の数Ｄ２１、Ｄ２２、Ｄ２３・・・Ｄ２ｎを算出して、物理アドレスＹ２＝物理アドレス（Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋Ｄ２３・・・＋Ｄ２ｎ）を算出する。そして、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ２にアクセスする。このため、先頭のセクタ領域（物理セクタ１）を起点としてアクセスする方法に比べて、高速なアクセスが可能となる。
【００４０】
＜＜ケース２／図３、図５、図６、図７、図９＞＞
ケース２では、論理アドレスＸ１（＝１２）のセクタ領域にアクセスした後（ＳＴ２００〜ＳＴ３００（ＳＴ３１０〜ＳＴ３６０））、論理アドレスＸ１の値より小さい値の論理アドレスＸ２（＝８）のセクタ領域にアクセスする場合であって、且つ論理アドレスＸ１（＝１２）の値と論理アドレスＸ２（＝８）の値との差分値（＝４）が論理アドレスＸ２（＝８）の値以下の場合（ＳＴ４００〜ＳＴ５００（ＳＴ５３０〜ＳＴ５４０））について説明する。
【００４１】
なお、ＳＴ１００〜ＳＴ３００（ＳＴ３１０〜ＳＴ３６０）は、ケース１の場合と同様であるため、ここでは説明を省略する。
＜ＳＴ５３０〜ＳＴ５４０＞
論理アドレスＸ１（＝１２）の値と論理アドレスＸ２（＝８）の値を比較する。因みに、このケース２の場合、論理アドレスＸ１＞論理アドレスＸ２であり、且つ論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値以下の場合である（論理アドレスＸ１＞論理アドレスＸ２、且つ差分値≦論理アドレスＸ２の場合、以下の処理に移る）。
【００４２】
＜ＳＴ５４１〜ＳＴ５４５＞
ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１−１）（＝１６−１＝１５）〜物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２））（＝１６−（１２−８）＝１２）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２１（＝１）を算出する。
【００４３】
Ｄ２１＝０の場合（このケース２ではＤ２１＝１である）には、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２））を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する。
【００４４】
Ｄ２１≠０の場合（このケース２ではＤ２１＝１である）には、ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−１）（＝１６−（１２−８）−１＝１１）〜物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１）（＝１６−（１２−８）−１＝１１）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２２（Ｄ２２＝１）を算出する。
【００４５】
Ｄ２２＝０の場合（このケース２ではＤ２２≠０である）には、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する。
【００４６】
Ｄ２２≠０の場合（このケース２ではＤ２２≠０である）には、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−１）（＝１６−（１２−８）−１−１＝１０）〜物理アドレス（Ｙ２−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−Ｄ２２）（＝１６−（１２−８）−１−１＝１０）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２３（＝０）を算出する。
【００４７】
Ｄ２３＝０の場合（このケース２ではＤ２３＝０である）には、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−Ｄ２２）（＝１６−（１２−８）−１−１＝１０）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２（＝１０）として設定する。
【００４８】
Ｄ２３≠０の場合（このケース２ではＤ２３＝０である）には、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−Ｄ２２−１）〜物理アドレス（Ｙ２−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−Ｄ２２−Ｄ２３）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２４を算出する。
【００４９】
このように、Ｄ２ｎ＝０になるまでＤ２ｎの算出が継続され、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−Ｄ２２−Ｄ２３・・・Ｄ２（ｎ−１））が論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定される。つまり、アクセス制御部は、論理アドレスＸ２に対するアクセスの要求を受けて、物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ２１−Ｄ２２−Ｄ２３・・・Ｄ２（ｎ−１））を算出する。
【００５０】
＜ＳＴ５４６＞
物理アドレスＹ１（＝１６）のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ２（＝１０）のセクタ領域にアクセスする（論理アドレスＸ２（＝８）のセクタ領域へのアクセス完了）。
【００５１】
以上説明したように、このケース２では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、欠陥セクタ領域の数Ｄ１１、Ｄ１２、Ｄ１３・・・Ｄ１ｎを算出して、物理アドレスＹ１＝物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋Ｄ１３・・・＋Ｄ１ｎ）を算出する。そして、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ１にアクセスする。このため、従来のアクセス方法に比べて、高速なアクセスが可能となる。
【００５２】
さらに、このケース２では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、この論理アドレスＸ１の値より小さい値の論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスする場合であって、且つ論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値以下の場合、欠陥セクタ領域の数Ｄ２１、Ｄ２２、Ｄ２３・・・Ｄ２ｎを算出して、物理アドレスＹ２＝物理アドレス（Ｙ１−（Ｘ２−Ｘ１）−Ｄ２１−Ｄ２２−Ｄ２３・・・−Ｄ２ｎ）を算出する。そして、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ２にアクセスする。このため、先頭のセクタ領域（物理セクタ１）を起点としてアクセスする方法に比べて、高速なアクセスが可能となる。
【００５３】
＜＜ケース３／図４、図５、図６、図７、図１０＞＞
ケース３では、論理アドレスＸ１（＝１２）のセクタ領域にアクセスした後（ＳＴ２００〜ＳＴ３００（ＳＴ３１０〜ＳＴ３６０））、論理アドレスＸ１の値より小さい値の論理アドレスＸ２（＝２）のセクタ領域にアクセスする場合であって、且つ論理アドレスＸ１（＝１２）の値と論理アドレスＸ２（＝２）の値との差分値（＝１０）が論理アドレスＸ２（＝２）の値より大きい場合（ＳＴ４００〜ＳＴ５００（ＳＴ５５０〜ＳＴ５６０））について説明する。
【００５４】
なお、ＳＴ１００〜ＳＴ３００（ＳＴ３１０〜ＳＴ３６０）は、ケース１の場合と同様であるため、ここでは説明を省略する。
＜ＳＴ５５０〜ＳＴ５６０＞
論理アドレスＸ１（＝１２）の値と論理アドレスＸ２（＝２）の値を比較する。因みに、このケース３の場合、論理アドレスＸ１＞論理アドレスＸ２であり、且つ論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値より大きい場合である（論理アドレスＸ１＞論理アドレスＸ２、且つ差分値＞論理アドレスＸ２の場合、以下の処理に移る）。
【００５５】
＜ＳＴ５６１〜ＳＴ５６５＞
ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス１〜物理アドレスＸ２（＝２）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２１（＝１）を算出する。
【００５６】
Ｄ２１＝０の場合（このケース３ではＤ２１≠０）には、物理アドレスＸ２を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する。つまり、論理アドレスＸ２＝物理アドレスＹ２＝物理アドレスＸ２となる。
【００５７】
Ｄ２１≠０の場合（このケース３ではＤ２１≠０）には、ディフェクトリスト情報に基づき、物理アドレス（Ｘ２＋１）（＝２＋１＝３）〜物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１）（＝２＋１＝３）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２２（＝０）を算出する。
【００５８】
Ｄ２２＝０の場合（このケース３ではＤ１２＝０）には、物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１）（＝２＋１＝３）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２（＝３）として設定する。つまり、論理アドレスＸ２＝物理アドレスＹ２＝物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１）（＝２＋１＝３）となる。
【００５９】
Ｄ２２≠０の場合（このケース３ではＤ２２＝０）には、物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１＋１）〜物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１＋Ｄ２２）のセクタ領域に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２３を算出する。
【００６０】
このように、Ｄ２ｎ＝０になるまでＤ２ｎの算出が継続され、物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋Ｄ２３・・・Ｄ２（ｎ−１））が論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定される。つまり、アクセス制御部は、論理アドレスＸ２に対するアクセスの要求を受けて、物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋・・・Ｄ２（ｎ−１））を算出する。
【００６１】
＜ＳＴ５６６＞
物理アドレス１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ２（Ｙ２＝３）のセクタ領域にアクセスする（論理アドレスＸ２（＝２）のセクタ領域へのアクセス完了）。
【００６２】
以上説明したように、このケース３では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、欠陥セクタ領域の数Ｄ１１、Ｄ１２、Ｄ１３・・・Ｄ１ｎを算出して、物理アドレスＹ１＝物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１１＋Ｄ１２＋Ｄ１３・・・＋Ｄ１ｎ）を算出する。そして、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ１にアクセスする。このため、従来のアクセス方法に比べて、高速なアクセスが可能となる。
【００６３】
さらに、このケース３では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、この論理アドレスＸ１の値より小さい値の論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスする場合であって、且つ論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値より大きい場合、欠陥セクタ領域の数Ｄ２１、Ｄ２２、Ｄ２３・・・Ｄ２ｎを算出して、物理アドレスＹ２＝物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ２１＋Ｄ２２＋Ｄ２３・・・＋Ｄ２ｎ）を算出する。そして、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、物理アドレスＹ２にアクセスする。このため、あえて物理アドレスＹ１を起点としてアクセスする方法に比べて、高速なアクセスが可能となる。
【００６４】
ケース１、ケース２、ケース３では、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスする場合について説明したが、この発明は、これだけに限定されるものではない。例えば、論理アドレスＸ１のセクタ領域、論理アドレスＸ２のセクタ領域、論理アドレスＸ３のセクタ領域、・・・、論理アドレスＸｎのセクタ領域に、順番にアクセスする場合にも適用することができる。つまり、論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスする場合と同様に、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ３のセクタ領域にアクセスすることができる。
【００６５】
次に、図１１を参照して、上記説明したアクセス処理をさらに説明する。図１１は、アクセス処理を実行するアクセス制御部４の概略構成を示すブロック図である。
【００６６】
図１１に示す指定アドレスレジスタ１２は、第１の要求セクタアドレス（論理アドレスＸ１）の値を受け取り保持して、この第１の要求セクタアドレスの値を比較器１６に出力する。また、この指定アドレスレジスタ１２は、第１の要求セクタアドレスの後、第２の要求セクタアドレス（論理アドレスＸ２）の値を受け取る際に、第１の要求セクタアドレスの値を前指定アドレスレジスタ１４に出力して、第２の要求セクタアドレスの値を保持して、この第２の要求セクタアドレスの値を比較器１６に出力する。前指定アドレスレジスタ１４は、第１の要求セクタアドレスの値を受け取り保持して、この第１の要求セクタアドレスの値を比較器１６に出力する。
【００６７】
比較器１６は、指定アドレスレジスタ１２から出力された値（論理アドレスＸ２の値）と、前指定アドレスレジスタ１４から出力された値（論理アドレスＸ１の値）とを比較して、差分値ｄ１と比較判定値ＤＴとを出力する。出力先は、アドレスデータ加減算ブロック１８である。指定アドレスレジスタ１２の出力値が前指定アドレスレジスタ１４の出力値よりも大きい場合は、比較判定値ＤＴとして“１”が出力される。逆に、指定アドレスレジスタ１２の出力値が前指定アドレスレジスタ１４の出力値よりも小さい場合は、比較判定値ＤＴとして“０”が出力される。
【００６８】
アドレスデータ加減算ブロック１８は、比較判定値ＤＴ＝０のときに加算処理を実行し、比較判定値ＤＴ＝１のときに減算処理を実行する。加減算処理の結果値は、到達アドレス保持レジスタ２２に出力される。このアドレスデータ加減算ブロック１８において加算処理対象及び減算処理対象となるのは、差分値ｄ１と、アドレスデータ比較ブロック２０からの加減フラグ（＝１）である。
【００６９】
到達アドレス保持レジスタ２２は、アドレスデータ加減算ブロック１８から出力された加減算処理の結果値を保持し、この加減算処理の結果値をアドレスデータ比較ブロック２０とアドレスデータ加減算ブロック１８に出力する。つまり、アドレスデータ加減算ブロック１８の加減算処理の結果値は、到達アドレス保持レジスタ２２に保持されることになる。
【００７０】
識別コードレジスタ２４には、ディフェクトリスト情報中の欠陥セクタアドレス（欠陥セクタ領域の物理アドレス）とリンクされた欠陥の種類がコード化された識別コード（要求識別コード）が入力される。識別コードレジスタ２４は、入力された識別コードを保持するとともに、識別コード一致ブロック２６に出力する。
【００７１】
識別コード一致ブロック２６には、予め、ディフェクトリスト情報内の識別コードが保持されている。一方で、識別コード一致ブロック２６には、識別コードレジスタ２４から出力される識別コードが入力される。識別コード一致ブロック２６は、予め保持されている識別コードと、識別コードレジスタ２４から出力される識別コードとを比較して、両者が一致した場合には、一致フラグを出力する。
【００７２】
アドレスデータ比較ブロック２０は、ディフェクトリスト情報内に含まれる欠陥セクタアドレス（欠陥セクタ領域の物理アドレス）の中から識別コード一致ブロック２６で一致するものとして判定された欠陥セクタアドレスと、アドレスデータ加減算ブロック１８からの到達アドレスとの大小の比較をする。比較は、各欠陥セクタアドレスについて行い、レジスタ比較器１６からのＤＴ信号が“１”の場合には、比較毎に欠陥セクタアドレスが到達アドレスより小さい、又は同じ値の場合のみ加減フラグを出力する。比較毎に欠陥セクタアドレスが到達アドレスより大きい場合は加算フラグを出力せず、到達フラグ１を到達フラグ加算ブロック２８に出力する。レジスタ比較器１６からのＤＴ信号が“０”の場合には比較毎に欠陥セクタアドレスが到達アドレスより大きい、又は同じ値の場合のみ加減フラグを出力する。比較毎に欠陥セクタアドレスが到達アドレスより小さい場合は加算フラグを出力せず、到達フラグ１を到達フラグ加算ブロック２８に出力する。
【００７３】
ディフェクトリストロケーションアドレス加減算ブロック３０は、レジスタ比較器１６からのＤＴ信号が“１”の場合にはアドレスデータ比較ブロック２０からの加減フラグを加算処理し、ＤＴ信号が“０”の場合にはアドレスデータ比較ブロック２０からの加減フラグを減算処理する。この処理により得たロケーションアドレス出力は、ディフェクトリスト情報内の次に読み込む識別コードのロケーションアドレスとなる。
【００７４】
上記説明した各ブロックは、サーチスタートにより動作を開始し、検出クロック入力を基準に各ブロックは比較、加減算処理を行う。
アドレスデータ確認ブロック３２は、サーチスタートにより動作を開始し、ディフェクトリストリードアドレスから得られたディフェクトリスト情報内の欠陥セクタアドレスの値が、ディフェクト情報内の欠陥セクタアドレスの終わりに存在するエンドデータ値である場合に、到達アドレスの値がこのディフェクトリスト情報の該当するゾーンのディスク上に存在するセクタ数（エンドアドレス）以上ではＮＧフラグを発生する。ＮＧフラグを発生した場合には、要求セクタアドレスが存在するディスク内のセクタアドレスが該当するゾーン内に存在しないことになる。ここでエンドアドレス未満の場合には、到達フラグ２を出力する。その時、要求セクタアドレスが存在するディスク内のセクタアドレスは到達アドレスの値となる。
【００７５】
到達フラグ加算ブロック２８は、到達フラグ１又は到達フラグ２を入力すると、到達フラグ出力を発行する。この到達フラグ出力が発行された時の到達アドレスが要求セクタアドレス（論理アドレスＸ）が存在するディスク内の目的のセクタアドレス（論理アドレスＸに対応する物理アドレス）になる。
【００７６】
指定ＳＴＤ比較器３４は、プリセットデータ入力によりアドレスデータ値ＳＤと差分値ｄ２を設定して、指定アドレスレジスタ１２の値がアドレスデータ値ＳＤより小さく、かつレジスタ比較器１６からの差分値ｄ１が差分値ｄ２より大きい場合にプリセット信号Ａを出力する。プリセット信号Ａは、任意に入力されるサーチ継続入力と加算された信号をプリセット信号Ｂとして、前指定アドレスレジスタ１４、ディフェクトリストロケーションアドレス加減算ブロック３０、到達アドレス保持レジスタ２２に保持されているデータ値が、予め指定された値にプリセットされる（一般的にはアドレス“０”に設定される）。
【００７７】
図１２に示す取り込みディフェクトリスト情報は、並び替えられ、同じく図１２に示す並び替えディフェクトリスト情報となる。つまり、セクタアドレス（物理アドレス）の小さい順番に並び替えられる。そして識別コードもセクタアドレスに付いて移動される。
【００７８】
並び替えディフェクトリスト情報は、セクタアドレスの小さい側から順番に識別コードと合わせて、図１１に示すディフェクトリストリードアドレス、ディフェクトリストリード識別コードに入力される。
【００７９】
続いて、要求セクタアドレス（論理アドレスＸ）に対応したセクタアドレス（物理アドレスＹ）を探す処理について説明する。
指定アドレスレジスタ１２に要求セクタアドレスを格納し、識別コードレジスタ２４に再生されたディフェクトリスト情報に含まれた識別コードを格納する。そして、サーチスタートからアドレスを導き出す処理を開始する信号を入力する。開始すると、ディフェクトリスト情報からセクタアドレスと識別コードがアドレスデータ比較ブロック２０と識別コード一致ブロック２６に取り込まれる。もし、ディフェクトリスト情報内に欠陥セクタアドレスが存在しない場合は、ディフェクトリスト情報内のセクタアドレスとして存在しない固定アドレスをアドレスデータ比較ブロック２０に取り込み、判定の結果、要求セクタアドレスと同じ値が到達アドレスに現れ、到達フラグを発行する。
【００８０】
次に、ディフェクトリスト情報に欠陥セクタアドレスが存在しても要求セクタアドレスが存在する欠陥セクタアドレスより小さい値の場合には、欠陥セクタアドレスが存在しない場合と同じ要求セクタアドレスと同じ値が到達アドレスとなり到達フラグ出力を発行する。要求セクタアドレスのデータが存在するディスク上のセクタアドレスの値より小さい値の欠陥セクタアドレスが存在する場合には、アドレスデータ比較ブロック２０で欠陥アドレスの値と要求セクタアドレスの値を比較し、欠陥アドレスの値が小さいとアドレスデータ加算ブロックで加算して、その値を到達アドレスとしてアドレスデータ比較ブロック２０に入力して、欠陥アドレスの次の第２番目の欠陥アドレスとデータ比較を行う。このデータ比較を行う毎に、到達アドレスの値に１ステップ単位の加算をし、到達アドレスの値がディフェクトリスト情報の第３番目、第４番目と順番に比較して欠陥セクタの値より小さくなるまでアドレスデータ比較ブロック２０とアドレスデータ加減算ブロック１８で繰り返し加算を行った後、この加算後の到達アドレス出力の値が上記欠陥セクタアドレスの存在するゾーン内のセクタアドレス以内の場合は、アドレスデータ確認ブロック３２より到達フラグ２を出力し、到達フラグ加算ブロック２８を介して到達フラグ出力を発行する。
【００８１】
ここで、ゾーン内のセクタアドレスを超える値に到達アドレスがなかった場合はアドレスデータ確認ブロック３２よりＮＧフラグを発行する。ＮＧフラグが発行されると、ゾーン内には要求セクタアドレスは存在しないことになる（到達アドレスと同じセクタアドレスが上記ゾーンに存在しないことになる）。
【００８２】
上記動作により、到達フラグが発行された時点の到達アドレス出力の値が上記ゾーン内に存在する要求セクタアドレス（論理アドレスＸ）に対応するセクタアドレス（物理アドレスＹ）になり、その到達アドレスの値のセクタアドレス（物理アドレスＹ）にアクセスすることにより、目的のセクタに到達する。
【００８３】
以上のように要求セクタアドレスとディフェクトリスト情報により要求セクタアドレスが存在するディスク上のセクタアドレスを探し出すことで、ディスク上のセクタにアクセスする必要がなく、高速処理が可能になり、１回のアクセスで目的の要求セクタアドレスの存在するセクタに到達することができる。かつ、前アクセスと次アクセスが接近している場合に、ディフェクトリスト情報から得る回数が最小で済むため、目的のセクタアドレス（到達アドレス）を得る処理が短時間で行うことができ、高速アクセスを実現することができる。
【００８４】
【発明の効果】
この発明によれば、目的セクタ領域へのアクセス時間を短縮することが可能な光ディスク装置を提供できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】この発明の実施の一形態に係る光ディスク装置の概略構成を示す図である。
【図２】ケース１のアクセス処理を説明するため物理アドレスと論理アドレスとの関係を示す図である。
【図３】ケース２のアクセス処理を説明するため物理アドレスと論理アドレスとの関係を示す図である。
【図４】ケース３のアクセス処理を説明するため物理アドレスと論理アドレスとの関係を示す図である。
【図５】アクセス処理全体を示すフローチャートである。
【図６】図５に示すフローチャートの論理アドレスＸ１に対するアクセス処理を説明するフローチャートである。
【図７】図５に示すフローチャートの論理アドレスＸ２に対するアクセス処理を説明するフローチャートである。
【図８】図７に示すフローチャートのアクセス処理１を説明するフローチャートである。
【図９】図７に示すフローチャートのアクセス処理２を説明するフローチャートである。
【図１０】図７に示すフローチャートのアクセス処理３を説明するフローチャートである。
【図１１】図１に示すアクセス制御部の概略構成を示す図である。
【図１２】取り込みディフェクトリスト情報、及び並び替えディフェクトリスト情報の一例を示す図である。
【符号の説明】
１…光ディスク装置
２…メイン制御部
４…アクセス制御部
６…モータ
８…光学ヘッド
１０…信号処理部
ＯＤ…光ディスク
Claims (4)
- 光ディスクが情報記録領域及び欠陥管理領域を有し、この情報記録領域が連続する複数のセクタ領域を含み、これら複数のセクタ領域には物理アドレスとして前記情報記録領域上の絶対位置を示すシリアルナンバーが順に付与されており、前記欠陥管理領域には欠陥セクタ領域の物理アドレスが記録されており、このような光ディスクに対して、光ビームを照射し、この光ビームの光ディスクからの反射光を検出して、光ディスクに記録されている情報を再生する再生手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、アクセスの起点となる物理アドレス１のセクタ領域から物理アドレスＸ１のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１を算出し、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１）を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１として設定する第１の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、前記第１の設定手段により設定された物理アドレスＹ１のセクタ領域にアクセスする第１のアクセス手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするとき、論理アドレスＸ１及び論理アドレスＸ２の大小を比較する比較手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が大きいことが判明した場合には、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１＋１）のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２を算出し、物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第２の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が大きいことが判明した場合には、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、前記第２の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第２のアクセス手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明した場合には、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１−１）のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ３を算出し、物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）＋Ｄ３｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第３の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明した場合には、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、前記第３の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第３のアクセス手段と、
を備えたことを特徴とする光ディスク装置。 - 光ディスクが情報記録領域及び欠陥管理領域を有し、この情報記録領域が連続する複数のセクタ領域を含み、これら複数のセクタ領域には物理アドレスとして前記情報記録領域上の絶対位置を示すシリアルナンバーが順に付与されており、前記欠陥管理領域には欠陥セクタ領域の物理アドレスが記録されており、このような光ディスクに対して、光ビームを照射し、この光ビームの光ディスクからの反射光を検出して、光ディスクに記録されている情報を再生する再生手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、アクセスの起点となる物理アドレス１のセクタ領域から物理アドレスＸ１のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１を算出し、Ｄ１＝０のときには物理アドレスＸ１を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１に設定し、Ｄ１≠０のときには物理アドレス（Ｘ１＋１）のセクタ領域から物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１）のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２を算出し、Ｄ２＝０のときには物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１）を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１に設定し、Ｄ２≠０のときには物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１＋１）のセクタ領域から物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１＋Ｄ２）の間に含まれる欠陥セクタの数Ｄ３を算出し、Ｄ３＝０のときには物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１＋Ｄ２）を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１に設定する第１の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、前記第１の設定手段により設定された物理アドレスＹ１のセクタ領域にアクセスする第１のアクセス手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするとき、論理アドレスＸ１及び論理アドレスＸ２の大小を比較する比較手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が大きいことが判明した場合には、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１＋１）のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ４を算出し、Ｄ４＝０のときには物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定し、Ｄ４≠０のときには物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋１｝のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ４｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ５を算出し、Ｄ５＝０のときには物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ４｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定し、Ｄ５≠０のときには物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ４＋１｝のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ４＋Ｄ５｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ６を算出し、Ｄ６＝０のときには物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ４＋Ｄ５｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第２の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が大きいことが判明した場合には、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、前記第２の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第２のアクセス手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明した場合には、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１−１）のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ７を算出し、Ｄ７＝０のときには物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定し、Ｄ７≠０のときには物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−１｝のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ７｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ８を算出し、Ｄ８＝０のときには物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ７｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定し、Ｄ８≠０のときには物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ４−１｝のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ７−Ｄ８｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ９を算出し、Ｄ９＝０のときには物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ７−Ｄ８｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第３の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明した場合には、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、前記第３の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第３のアクセス手段と、
を備えたことを特徴とする光ディスク装置。 - 光ディスクが情報記録領域及び欠陥管理領域を有し、この情報記録領域が連続する複数のセクタ領域を含み、これら複数のセクタ領域には物理アドレスとして前記情報記録領域上の絶対位置を示すシリアルナンバーが順に付与されており、前記欠陥管理領域には欠陥セクタ領域の物理アドレスが記録されており、このような光ディスクに対して、光ビームを照射し、この光ビームの光ディスクからの反射光を検出して、光ディスクに記録されている情報を再生する再生手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、アクセスの起点となる物理アドレス１のセクタ領域から物理アドレスＸ１のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１を算出し、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１）を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１として設定する第１の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、前記第１の設定手段により設定された物理アドレスＹ１のセクタ領域にアクセスする第１のアクセス手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするとき、論理アドレスＸ１及び論理アドレスＸ２の大小を比較する比較手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が大きいことが判明した場合には、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１＋１）のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２を算出し、物理アドレス｛Ｐ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ２｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第２の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が大きいことが判明した場合には、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、前記第２の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第２のアクセス手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明し、論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値以下の場合には、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、物理アドレス（Ｐ１−１）のセクタ領域から物理アドレス｛Ｐ１−（Ｘ１−Ｘ２）｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ３を算出し、物理アドレス｛Ｐ１−（Ｘ１−Ｘ２）＋Ｄ３｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第３の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明し、論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値以下の場合には、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、前記第３の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第３のアクセス手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明し、論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値より大きいの場合には、アクセスの起点となる物理アドレス１のセクタ領域から物理アドレスＸ２のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ４を算出し、物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ４）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第４の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明し、論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値より大きい場合には、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、前記第４の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第４のアクセス手段と、
を備えたことを特徴とする光ディスク装置。 - 光ディスクが情報記録領域及び欠陥管理領域を有し、この情報記録領域が連続する複数のセクタ領域を含み、これら複数のセクタ領域には物理アドレスとして前記情報記録領域上の絶対位置を示すシリアルナンバーが順に付与されており、前記欠陥管理領域には欠陥セクタ領域の物理アドレスが記録されており、このような光ディスクに対して、光ビームを照射し、この光ビームの光ディスクからの反射光を検出して、光ディスクに記録されている情報を再生する再生手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、アクセスの起点となる物理アドレス１のセクタ領域から物理アドレスＸ１のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１を算出し、Ｄ１＝０のときには物理アドレスＸ１を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１に設定し、Ｄ１≠０のときには物理アドレス（Ｘ１＋１）のセクタ領域から物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１）のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ２を算出し、Ｄ２＝０のときには物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１）を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１に設定し、Ｄ２≠０のときには物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１＋１）のセクタ領域から物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１＋Ｄ２）の間に含まれる欠陥セクタの数Ｄ３を算出し、Ｄ３＝０のときには物理アドレス（Ｘ１＋Ｄ１＋Ｄ２）を論理アドレスＸ１に対応する物理アドレスＹ１に設定する第１の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスするとき、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、前記第１の設定手段により設定された物理アドレスＹ１のセクタ領域にアクセスする第１のアクセス手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするとき、論理アドレスＸ１及び論理アドレスＸ２の大小を比較する比較手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が大きいことが判明した場合には、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１＋１）のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ４を算出し、Ｄ４＝０のときには物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定し、Ｄ４≠０のときには物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋１｝のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ４｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ５を算出し、Ｄ５＝０のときには物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ４｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定し、Ｄ５≠０のときには物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ４＋１｝のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ４＋Ｄ５｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ６を算出し、Ｄ６＝０のときには物理アドレス｛Ｙ１＋（Ｘ２−Ｘ１）＋Ｄ４＋Ｄ５｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第２の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が大きいことが判明した場合には、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、前記第２の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第２のアクセス手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明し、論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値以下の場合には、前記再生手段により再生された前記欠陥管理領域の情報に基づき、物理アドレス（Ｙ１−１）のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ７を算出し、Ｄ７＝０のときには物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定し、Ｄ７≠０のときには物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−１｝のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ７｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ８を算出し、Ｄ８＝０のときには物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ７｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定し、Ｄ８≠０のときには物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ４−１｝のセクタ領域から物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ７−Ｄ８｝のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ９を算出し、Ｄ９＝０のときには物理アドレス｛Ｙ１−（Ｘ１−Ｘ２）−Ｄ７−Ｄ８｝を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２として設定する第３の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明し、論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値以下の場合には、物理アドレスＹ１のセクタ領域を起点として、前記第３の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第３のアクセス手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明し、論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値より大きいの場合には、アクセスの起点となる物理アドレス１のセクタ領域から物理アドレスＸ２のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１０を算出し、Ｄ１０＝０のときには物理アドレスＸ２を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２に設定し、Ｄ１０≠０のときには物理アドレス（Ｘ２＋１）のセクタ領域から物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ１０）のセクタ領域の間に含まれる欠陥セクタ領域の数Ｄ１１を算出し、Ｄ１１＝０のときには物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ１０）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２に設定し、Ｄ１１≠０のときには物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ１０＋１）のセクタ領域から物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ１０＋Ｄ１１）の間に含まれる欠陥セクタの数Ｄ１２を算出し、Ｄ１２＝０のときには物理アドレス（Ｘ２＋Ｄ１０＋Ｄ１１）を論理アドレスＸ２に対応する物理アドレスＹ２に設定する第４の設定手段と、
論理アドレスＸ１のセクタ領域にアクセスした後、論理アドレスＸ２のセクタ領域にアクセスするときであって、且つ前記比較手段により論理アドレスＸ１の値より論理アドレスＸ２の値が小さいことが判明し、論理アドレスＸ１の値と論理アドレスＸ２の値との差分値が論理アドレスＸ２の値より大きい場合には、物理アドレス１のセクタ領域を起点として、前記第４の設定手段により設定された物理アドレスＹ２のセクタ領域にアクセスする第４のアクセス手段と、
を備えたことを特徴とする光ディスク装置。
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| JP20194098A JP3847963B2 (ja) | 1998-07-16 | 1998-07-16 | 光ディスク装置 |
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