JP4201806B2 - 光ディスク駆動装置 - Google Patents

Description

本発明は、角速度一定で回転駆動されてデータの読み書きが行なわれる光ディスクに関し、特に記録面が複数のゾーンに分割され、より外側のゾーンにおいてより高い周波数のクロックを用いて書き込み読み出しを行なうことにより、記録線密度がディスクの内周側と外周側とでほぼ一定となるようにした光ディスクに関する。

本発明はまた、ゾーン毎に異なる種類の記録媒体として用いることができ、また各ゾーンの媒体の種類の設定を変更し得る光ディスクに関する。

本発明はさらに、上記のような光ディスクの書込みおよび読出しに用いる駆動装置および光ディスクの書き込み読み出し方法に関する。

従来のこの種の光ディスクとして、ＥＣＭＡ／ＴＣ３１／９２／３６に提案されたフォーマットを持つ片面１ＧＢの光ディスクがある。この提案によれば、光ディスクの記録面がその径方向位置によって、即ち１または２以上の円周状の境界線によって複数のゾーンに均等に、即ち、各ゾーン内の物理トラックの数が同じになるように、分割されている。ゾーンの数は、セクタサイズに依って異なるが、例えば、５１２バイト／セクタなら５４のゾーンに分割され、１０２４バイト／セクタなら３０のゾーンに分割される。

各物理トラックは整数個のセクタを有する。各ゾーン内においては、各トラック内のセクタの数は同じである。より外側のゾーン程、各トラック内のセクタの数は多い。

また、光ディスクには、書き込みの可否、その態様に応じて、何度でも書き込みが可能なＲ／Ｗタイプ、一度だけ書き込みが可能なＷＯタイプ、ディスク生産時に予めデータが書き込んであり、その後は書き込みができないＯ−ＲＯＭタイプとがある。

従来の光ディスクでは、ゾーンごとに１トラックのセクタ数が異なるため、例えばＳＣＳＩ機器として、上位の装置からリニアな（連続した整数の）論理アドレスを与えられた場合、目的のセクタの物理的位置を割出すアルゴリズムが複雑になる。また、各ゾーンの最も外側または最も内側の物理トラック内のセクタのデータ部は、隣接するゾーンの最も内側または最も外側の物理トラックのセクタのヘッダ部に隣接することがあり、この結果、該ヘッダ部からのクロストークの影響が大となることがあると言う問題があった。これは、データ部の情報は光磁気的に書き込まれているのに対し、ヘッダ部の情報はピットの形態で書き込まれており、ヘッダ部のデータの方が変調度が大きいからである。なお、各ゾーンの内部では、ヘッダ部同士が隣接し、またデータ部同士が隣接しており、ヘッダ部とデータ部が隣接することがないため、このようなクロストークの問題は少ない。

また、上記のように、光ディスクには、Ｒ／Ｗタイプ、ＷＯタイプ、Ｏ−ＲＯＭタイプとがあるが、これらを同一のディスクに混在させて、光ディスクの用途を広げることが望まれる。しかるに従来、一枚のディスク上にＲ／Ｗタイプのメモリ領域とＯ−ＲＯＭタイプのメモリ領域とを備えたＰ−ＲＯＭタイプがあるのみであった。

本発明は、上記のような問題点を解消するためになされたもので、外部から与えられたアドレスに応じて、ディスク上の目的セクタの物理的位置を簡単にかつ迅速に求めることができる光ディスクを提供することを目的とする。

本発明の他の目的は、隣接するゾーンの境界近くに位置するトラックのクロストークによる再生信号の誤りや外乱をなくすことにある。

本発明の他の目的は、１枚の光ディスクに、異なるタイプの記録領域の混在させ、その用途を広げることにある。

本発明の他の目的は、上記のような光ディスクの駆動に用いる駆動装置および光ディスクの書き込み読み出し方法を提供することにある。

本発明の光ディスク駆動装置は、
複数のセクタに格納されるデータを記録するための記録領域を有する光ディスクとともに用いられる光ディスク駆動装置であって、
上記光ディスクは、
上記セクタのデータを記録するための物理トラックを備え、
上記複数のセクタの各々には、２進数を用いた番号順のアドレスが与えられ、
上記物理トラックは、２^ｎ個（ｎは１よりも大きい整数）のセクタによって構成されるアクセス動作の単位としての論理トラックを備え、
当該論理トラックを構成する２^ｎ個のセクタのセクタアドレスは、ｎ桁の２進数を用いて表される連続番号として与えられ、
上記各セクタのアドレスの始まりから予め定めた所定数のビットが、当該セクタを含む上記論理トラックのトラックアドレスを表わし、
上記各セクタのアドレスの終わりから予め定めた所定数のビットが、上記論理トラック内における当該セクタのセクタアドレスを表わし、
上記２^ｎ個のセクタによって構成される上記論理トラックのアドレス情報が、上記物理トラックの複数箇所に保持され、
上記物理トラックの複数箇所に保持される上記論理トラックの同一のアドレス情報に対し、順序を示す識別番号をそれぞれ与え、当該識別番号が上記アドレス情報とともに上記物理トラックに保持され、
上記光ディスク駆動装置は、
アクセスすべき目的セクタのセクタアドレスを指定する指定手段と、
上記指定手段によって指定される上記セクタアドレスから、上記目的セクタが属する上記論理トラックのトラックアドレスを求めるアドレス算出手段と、
上記物理トラックの複数箇所に保持される上記論理トラックのアドレス情報、および上記識別情報に基づいて、ヘッドの現在位置を検出する検出手段と、
上記アドレス算出手段によって求められる上記トラックアドレス、および上記検出手段によって検出される上記ヘッドの現在位置に基づいて、上記目的セクタが属する上記論理トラックへのアクセスを行う手段と、
を備えたものである。

本発明の光ディスク駆動装置は、上記の光ディスクに用いられる光ディスク駆動装置であって、構造管理表に記録領域属性を記録する手段と、上記構造管理表に記録された記録領域属性を変更する手段とを備える。

本発明によれば、ディスクの各記録領域の属性をディスク上に記録したり、変更したりすることができるので、ディスクをそのときどきに必要に応じて柔軟に活用することができる。

本発明によれば、異なる性質のデータを同じディスク上に記録することの可能な光ディスクを実現することができる。

実施例１
まず、本発明の実施例１の光ディスクを図１ないし図５を参照して説明する。図１及び図３は本発明の実施例１の光ディスクの構成を示す図である。案内溝１は、光ディスク２上にあらかじめスパイラル状に形成されている。光スポット３は、図示しない光学系で、図示しない光源からの光を集束させて、案内溝１の間のランド部１２を照射する。ヘッダ部４は、セクタアドレス５及びトラックアドレス６を含んでいる。ヘッダ部４は、ランド部１２にエンボスないしスタンピングにより形成されたピットからなり、ディスクの生産時に形成される。即ち、プリフォーマットされている。これに対し、データ部７はデータが光磁気的に書込まれ、読み出されるものである。ピットの形態で書込まれたヘッダ部４の情報とデータ部７のデータとは同一の光ビームにより読取られる。ヘッダ部４とデータ部７でセクタ８を構成している。

各物理トラック９は、光ディスク２の１回転に相当し、整数個のセクタに分割されている。物理トラックが整数個集まって、ゾーン１０、１０ａ、１０ｂ、１０ｃを構成する。即ち、光ディスク２の記録面のうちの通常の記録領域（ユーザーゾーン)は、光ディスクの中心を中心とする複数の同心円によって複数のゾーンに分割され、記録領域内の物理トラック９の各々は何れかのゾーンに属する。本実施例では、図５に示すように、３１ゾーン（ゾーン＃０から＃３０まで）に分けられている。最外側のゾーン＃０と最内側のゾーン＃３０は７４１本の物理トラックで構成され、他のゾーンは７４０本の物理トラックで構成されている。最外周のゾーン１０ａのセクタ数が最も多く、内周側のゾーンほどセクタが少ない。隣接するゾーン間で物理トラック当たりのセクタ数の差は１以上であり、図示の例では１である。

使用に際し、書き込み／読み出しヘッドがディスクのどのゾーンをアクセスしているかに拘らず、ディスクは定角速度で回転駆動される。

ディスクの記録領域（ユーザー領域）の全体で記録線密度をほぼ一定とするため、どのゾーンにデータを記録するかに応じて、記録に用いられるクロックの周波数が変更ないし切換えられ、より外側のゾーンでより高い周波数が用いられる。

読み出しの際、書き込み／読み出しヘッドが一つのゾーンから他のゾーンに移るとき、クロックの周波数が切換えられる。

ゾーン１０ｂの最も内側のトラック１１ｂ及びゾーン１０ｃの最も外側のトラック１１ｃは、図４に示すように、１物理トラックを構成するセクタ数が異なるためトラック１１ｂのトラックヘッダ部４−１とトラック１１ｃのデータ部７−２の一部、トラック１１ｃのヘッダ部４−２とトラック１１ｂのデータ部７−１の一部が隣接している。

以上のような物理的な構造に、各々整数個のセクタで論理トラックを構成し、各々整数個の論理トラックで回転グループを構成する。図示の例では、各論理トラックは１７セクタで構成される。各セクタは１０２４バイトの長さを有する。各回転グループは各ゾーンに対応し、各回転グループの外周側縁部及び内周側縁部は、それぞれ対応するゾーンの外周側縁部及び内周側縁部に略一致する。
以下、各ゾーンと回転グループの対応関係、各ゾーン内の物理トラック数と各回転グループ内の論理トラック数との関係などを図５を参照して説明する。
図５で、各欄の上部の記号は各々以下のような意味を持つ。

ＺＮ： ゾーン番号
Ｓ／Ｒ： １回転（１物理トラック）当たりのセクタ数
ＰＴ／Ｚ： 該当ゾーンの物理トラック数
Ｓ／Ｚ： 該当ゾーンのセクタ数：Ｓ／Ｒ×ＰＴ／Ｚ
ΣＳ／Ｚ： 各ゾーンのセクタ数（Ｓ／Ｚ）の累計
ＬＴ／Ｇ： 該当回転グループの論理トラック数
ΔＬＴ／Ｇ： 隣接する回転グループ間の論理トラック数（ＬＴ／Ｇ）の差
Ｓ／Ｇ： 該当回転グループのセクタ数：ＬＴ／Ｇ×１７
ΣＳ／Ｇ： 各回転グループのセクタ数（Ｓ／Ｇ）の累計
ＤΣＳ： 各ゾーンのセクタ数の累計と各回転グループのセクタ数の累計の差： ΣＳ／Ｇ−ΣＳ／Ｚ
複数の論理トラックが集って、１回転グループを構成する。各回転グループは、各ゾーンに対応する。各回転グループに属するセクタの数が対応するゾーンに属するセクタの数にほぼ等しくなるように、各回転グループを構成する論理トラックの数が定められる。この結果、各回転グループの始点および終点(ΣＳ／Ｇの値で表わされる)は対応するゾーンの始点、終点(ΣＳ／Ｚの値で表わされる)と必ずしも一致せず、数セクタのずれが生じる。最初の回転グループの始端と最初のゾーンの始端とは一致している。図５の累計の差（右端の欄：ＤΣＳの値で表わされ）は上記の始点、終点のずれを表わし、各回転グループの最後の部分のセクタであって、対応するゾーンではなく、その次のゾーン内に位置するものの数を示す。最後の回転グループのセクタのうち、最後のゾーンからはみ出すもの（図示の例では１２セクタ）は記録面の予備の領域（最も内側のゾーンの内側に設けられている）内に形成される。

このように論理トラックを配置したディスクにおいては、ディスクのヘッダ部に書き込まれたトラックアドレスおよびセクタアドレスがそのまま、上位装置からのリニアな（一次元の連続した整数で表わされる）論理アドレスに対応するので、簡単な整数演算で実際のセクタアドレスやトラックアドレスが計算できるという利点がある。また、ゾーンが異なれば、１回転のセクタ数が異なるが、１論理トラック当たりのセクタ数が一定（図５に示す例ではどの回転グループでも「１７」）であるので、上記の計算においてそれを考慮しないで済むという利点がある。

さらに、セクタのディスク上の物理的位置を示す物理トラックアドレス及びセクタアドレスも、論理トラックアドレスおよびセクタアドレスから、簡単な計算で求めることができる。

実施例２
次に、図６および図７を参照して、実施例２の光ディスクについて説明する。図６は、実施例２の光ディスクの一部を示す概念図、図７は実施例２の論理的トラック構造を示す表である。図６に示すように、隣り合うゾーンの境界１３の近傍においては、各ゾーンの少なくとも一本の物理トラック１４、１５がガードトラックとして指定され、ここにはユーザによるデータが記録が行なわれない。また、各ゾーンのうちの少なくとも一方の物理トラック１６がテストトラックとして指定され、ここにもユーザによるデータの記録が行なわれない。図示の例では、各ゾーンの最も内側の物理トラック１４がガードトラックとして指定され、各ゾーンの最も外側の物理トラック１６が、テストトラックとして指定され、各ゾーンの外側から２番目の物理トラック１５がガードトラックとして指定されている。

ガードトラック１４、１５はゾーンの境界付近におけるクロストークを避けるためのものである。ガードトラックには、データを記録するトラックとは独立したアドレス（トラックアドレスおよびセクタアドレス）が与えられる。ガードトラックのアドレスは、データの記録に用いられるセクタに与えられるアドレスの範囲外のものである。この結果、データの記録および読み出しの際に、ガードトラックがアクセスされることがない。このように、ガードトラックはデータの記録には用いられない。

テストトラック１６は、記録パワーの調整に用いられるものであり、例えば駆動装置の電源が投入されたときに、記録パワーを変えながら、テストトラックにテストデータを記録して再生し、各記録パワーにおける誤り率を検出することにより最適の記録パワーを求める。

図示のように、テストトラック１６として、ガードトラック１４、１５の間のトラックを指定すると、仮に過大なパワーでテストデータの記録が行なわれても、通常のデータの記録に用いられるトラックは影響を受けないと言う利点がある。しかし、他の物理トラックをテストトラックと指定することも可能である。

テストトラックにも、データ記録用のセクタとは独立にアドレスが与えられる。テストトラックのアドレスは、データの記録に用いられるセクタに与えられるアドレスの範囲外のものである。この結果、データの記録および読み出しの際に、テストラックがアクセスされることがない。このように、テストトラックはデータの記録には用いられない。

ガードトラックおよびテストトラック以外のトラックをデータ記録用のトラックとし、１７セクタを１論理トラックとして、論理トラックを構成する。この時隣接する回転グループ相互間で、論理トラック本数が一定の値、図示の例では４３本、の差がつくように論理トラック本数を決定する。こうすれば、論理トラック本数が簡単な整数演算で計算できるため、テーブルなどによる管理が不要である。

図７は、実施例２の論理トラック構造を示す。この論理的トラック構造は図５のものと概して同じである。しかし、ゾーン＃０と＃３０が他のゾーン＃１〜＃２９と同一の７４０物理トラックからなっている。

図７において、各欄の上部の記号のうち図５と同じものは図５と同じ意味を持つ。Ｇ＋Ｔは各ゾーンのガードトラックおよびテストトラックのセクタ数を表わす。

本実施例２は、上記の実施例１に対し、以下の点で優れている。すなわち、実施例１では、各回転グループの最後の論理トラックの後端が対応するゾーンの後端と一致せず、幾分はみ出しており、そのはみ出すセクタ数も図５でもわかるように一定ではない。この場合、クロックの切り替わりを論理トラック内で制御する必要がある。従って、交代処理（欠陥のあるセクタの代りに同じ回転グループ内の予備のセクタにアクセスするための処理）と実際の物理的な配置による制御（クロックの切換え等）の二重の管理をしなくてはならないないという欠点がある。また、ゾーンの境界付近で、隣接する物理トラック相互間でクロストークが発生するおそれがあるという問題がある。さらに、各回転グループ用のテストトラックもなく、十分な記録パワーの調整ができない。また、各回転グループの論理トラック数の間に規則性がなく、各回転グループ内の論理トラック数を記憶したテーブルを備え、アクセス時にこのテーブルを参照して論理アドレスから物理アドレスへの変換を行なう必要がある。

図７に示す実施例２の論理トラック構造は、上記のような実施例１での問題点を解決するものであり、各回転グループの論理トラックが対応するゾーンからはみ出すことがない。また、ガードトラックを設けたことにより、ゾーンの境界付近でのクロストークをなくすことができる。さらにテストトラックを設けたので、記録パワーの調整にこれを利用することができる。さらに、隣り合う回転グループのトラック数相互間の差が一定であり、論理アドレスから物理アドレスへの変換を簡単な演算で行なうことができ、変換のためのテーブルを設ける必要がない。

実施例３
以下、図８を参照して実施例３について説明する。実施例３は、概して実施例２と同一であるが、以下の点で異なる。

実施例２の論理トラックのフォーマットには、各回転グループ内で規定の論理トラックを確保した余りのセクタ（記録には用いられない）の数が一定ではない。このため物理的な位置を計算する際に、この余りのセクタ数を、テーブルに記憶しておく必要があるという問題点がある。

図８に実施例２での問題点を解決する論理トラック構造を示す。各欄の上部の記号のうち図５および図７と同じものは同じ意味を持つ。ＤＵＭは、各ゾーン内で、論理トラックを確保した残りのセクタ数、ΔＤＵＭは、隣接するゾーン間での、この残りのセクタ数ＤＵＭの差である。また、ＲＥＳは、ＤＵＭとＧ＋Ｔの和である。

図８において、論理トラック数ＬＴ／Ｇが隣接する回転グループ相互間で所定数、例えば４３異なるようにした上で、さらに３物理トラックのガードトラックとテストトラックを確保し、残ったセクタ数ＤＵＭが、隣接する回転グループ相互間で所定数、図示の例では６、異なるようにした。このようにすれば、物理的な位置を計算する際に、この余りのセクタ数ＤＵＭの差が一定であるので、これをテーブルに記憶して置かなくとも、一定の定数として計算式に組込めばよく、計算が簡単である。

実施例４
以下、図９および図１０を参照して、実施例４について説明する。この実施例は、実施例２と１回転グループあたりの物理トラック数と、ディスク全体の回転グループ数が異なることを除いて同一である。

実施例３の論理トラックのフォーマットは、実施例１及び実施例２の問題点を解決し、論理トラック確保後の残りのセクタ数は正数であることから、論理トラックがゾーンの境界をまたぐこともない。また、論理アドレスから、実際の物理的な位置を計算する際は、テーブルによらず整数演算で計算することが可能となる。しかし、残りのセクタが常にデータの記録をしない無駄なセクタとして存在することになり、ディスクの容量を十分に活用していないという問題点がある。 図９及び図１０に実施例３での問題点を解決する論理トラック構造を示す。図９が１０２４バイト／セクタ、図１０が５１２バイト／セクタの場合である。図９及び図１０において、各ゾーンあたりの全セクタ数が、丁度論理トラックを整数本分に相当し、かつ、論理トラック本数が隣合うゾーン相互間の論理トラック数の差が一定（図９の場合には、１７６、図１０の場合には５４）となるように、配置されている。

なお、図示の例では、ガードトラック及びテストトラックを設けていないが、実施例３と同様に確保することも可能である。

実施例５
以下、図１１および図１２を参照して、実施例５について説明する。この実施例では、１セクタは１０２４バイトから成る。ディスクの構成は、図１〜図３に示すものと概して同じであるが、各セクタのヘッダ部が図１のものとは異なる。即ち、図１１に示すように、二つのアドレス部４ａおよび４ｂを有する。アドレス部４ａおよび４ｂの各々は、トラックアドレス部６、セクタアドレス部５およびＩＤ部２１を有する。二つのアドレス部４ａおよび４ｂのトラックアドレス部６およびセクタアドレス部５には同じアドレスが書き込まれている。このアドレスはそのセクタのアドレスを表わす。同じアドレスが二重に書き込んであるのは、信頼度を増すためである。ＩＤ部２１は一番目のアドレス部４ａと二番目のアドレス部４ｂのアドレスを識別するためのもので、例えば、アドレス部４ａのＩＤ部２１には「０」が、アドレス部４ｂのＩＤ部２１には「１」が書き込んである。

図１２は論理トラックの配置を示す。この図において、各欄の上部の記号のうち、図５、図７および図８と同じものは同じ意味を持つ。Ｓ／ＬＴは論理トラック一本当たりのセクタ数を表わす。図示のトラックの配置は概して図５のものと同じであるが、以下の点で異なる。まず、ゾーンの数が図５のごとく３１ではなく、３０である。そして、各ゾーンは７５２本の物理トラックを有する。さらに、各論理トラックは２の４乗即ち１６個のセクタを有する。

図１１に示すように、トラックアドレス６は、１６ビットで構成され、０から２２５６０までの値を示すのに用いられている。セクタアドレス５は、４ビットで構成され、０から１５までの値を示すのに用いられている。

以上のように、上記実施例では、トラックアドレスを１６ビットに設定したため、トラックアドレスの計算が容易である。

実施例６
次に図１３および図１４を参照して、実施例６を説明する。この実施例でも、１セクタは１０２４バイトから成る。この実施例では、図１３に示すように、ゾーン０から２９まで各々７６８本の物理トラック１０から構成されており、その中に、１２８セクタで１論理トラックを構成する。また、アドレスは２重書きとする。図１４にその場合のヘッダ部４ａ、４ｂのフォーマットを示す。トラックアドレス６は、１６ビットで構成され、０から２３０４０までの値を表わすのに用いられ、セクタアドレス５は、７ビットで構成され、０から１２７までの値を表わすのに用いられている。ＩＤアドレス７は「０」または「１」をとる。

このような論理トラックの配置は、ディスクから読み出したトラックアドレスとセクタアドレスがそのまま、上位装置からのリニアな論理アドレスに対応して、簡単な整数演算で実際のトラックアドレスおよびセクタアドレスが計算できるという利点がある。また、実際の１回転のセクタ数（１物理トラックのセクタ数）が異なっても、それを考慮しないで済むという利点がある。
なお、図１１及び図１４に示す例では、アドレスが２重書きされているが、２回以外であっても、２のｍ乗（ｍは整数）回多重に記録することとしても良い。この場合、ＩＤは、何回目のアドレスであるかを示すものとする。

実施例７
次に、図１５および図１６を参照して、上記のような光ディスクを駆動装置にローディングして、目的セクタをアクセスする際の動作を説明する。図１５は、光ディスク２の書き込み、読み出しに用いられる光ディスク駆動装置３１と上位装置３２とを示す。光ディスク２は実際には、光ディスク駆動装置３１内にローディングされるが、便宜上光ディスク駆動装置３１の外に図示してある。光ディスク駆動装置３１は上位装置３２から、光ディスク２に対する書き込み、読み出しの指令を書き込み、読み出しを行なうべきアドレスとともに受取る。このアドレスはリニアなものである。

以下、このような指令を受けた駆動装置が、与えられたアドレスに基づいて対応するセクタが属するトラックをシークする動作を説明する。書き込みおよび読み出しの動作自体は周知であるので省略する。

図１６は、上記のようなシークのための動作を示す。まず、駆動装置３１は、ディスク２上の、ヘッダ部の現在位置（現に書き込み／読み出しヘッドが対向している位置）の論理トラックのアドレスを読み込む（１０２）。次に、この読み込まれた論理トラックのアドレスから、その論理トラックが属するゾーンの番号を計算する（１０４）。次に、アドレスが読み込まれた論理トラックの物理的位置を計算する（１０６）。次に、上位装置３２からのリニアな論理アドレスを論理トラックアドレスに変換する（１０８）。次に、目的論理トラックアドレスのゾーン番号を計算する（１１０）。次に、目的セクタの物理的位置を計算する（１１２）。次にゾーン番号を考慮して、現在位置と目的位置との間の物理トラック数を計算する（１１４）。求められた物理トラック数を利用してシーク動作を開始する（１１６）。以上の動作を目的トラックに達するまで繰返す（１１８）。

目的トラックに達したら、各セクタのヘッダ部のアドレスを読み取って、目的のセクタを探す。

先に述べた実施例の光ディスクを用いると、以上のようなシーク動作において、下記のような利点がある。例えば、光ディスクが実施例１、２、３の光ディスクである場合には、ステップ１０８における変換が簡単な計算によって行ない得る。即ち、論理トラックアドレスＡｔおよび論理セクタアドレスＡｓは割算における整商、剰余として求められる。
即ち、

Ａ_L／（Ｓ／ＬＴ）

ここで、Ｓ／ＬＴは論理トラック当たりのセクタ数、Ａ_Lは上位装置からのリニアな論理アドレスである。従って、アドレスの変換のためのテーブルが不要であり、装置の構成あるいはシークのためのソフトウエアに簡単となる。

また、実施例２の光ディスクを用いた場合には、ステップ１０４および１１０におけるゾーン番号の算出（ゾーンの特定）が以下の関係式を用いて行ないうる。即ち、与えられたＡｔに対して

１７×（ＺＮ＋１）×｛ＬＴ／ＧZ_N=0＋（ＬＴ／ＧZ_N=0
−ΔＬＴ／Ｇ×ＺＮ）｝／２
＞ １７ × Ａｔ ＋ （テーブルに記憶されている残りのセクタ数）

を満足する最小のＺＮが求めるゾーン番号になる。
ここでＬＴ／ＧZ_N=0
はゾーン＃０内の論理トラックの数である。従って、テーブルには、比較的小さな数値である、残りセクタ数を記憶させれば良い。従って、装置の構成あるいはシークのためのソフトウエアが簡単となる。

さらに、実施例４の光ディスクを用いた場合には、ステップ１０４および１１０におけるゾーン番号の算出（ゾーンの特定）を以下の関係式を用いて行ない得る。即ち、与えられたＡｔに対して

１７×（ＺＮ＋１）×｛ＬＴ／ＧZ_N=0＋（ＬＴ／ＧZ_N=0
−ΔＬＴ／Ｇ×ＺＮ）｝／２
＞ １７ × Ａｔ

を満足する最小のＺＮが求めるゾーン番号になる。従って、残りセクタ数を用いての修正が不要である。従って、ステップ１０４やステップ１１０あるいはシークのためのソフトウエアが簡単となる。

実施例８
次に図１７および図１８を参照して、本発明の実施例８を説明する。この実施例は、実施例２で説明したテストトラックを有する光ディスクに書き込みを行なうに先立ち、書き込みに使うレーザービームのパワーの調整を行なうためのものである。このようなパワーの調整の機能は、図１５に示した光ディスク駆動装置に設けられる。図１７は、そのような機能を持つ光ディスク駆動装置３１の機能を示すブロック図である。図示のように、この光ディスク駆動装置３１は、ＣＰＵ、ＲＯＭおよびＲＡＭを備えた制御回路３３と、記録回路３４と、レーザ制御回路３５と、半導体レーザを内蔵した書き込み／読み出しヘッド３６と、再生回路３７と、再生品質評価回路３８とを備えている。制御回路３３は、上位装置３２からの指令を受取って、パワー調整の実施のための制御信号を装置３１内の各部に送る。このとき、書き込みに用いるレーザのパワーの初期値を出力する。記録回路３４は、制御回路３３からの制御信号に基づきテストデータの記録を行なう。即ち、所定の内容のデータを提供する。レーザ制御回路３５は、記録回路３４から供給されたデータを変調して書き込み／読み出しヘッドに送る。この際、半導体レーザのパワーを制御回路３３からの出力された初期値に設定する。書き込み／読み出しヘッド３６は、与えられたデータを設定されたパワーで記録する。そして、記録したデータを読み取る。再生回路３７は、書き込み／読み出しヘッド３６で読み取られたデータを復調する。再生品質評価回路３８は、再生回路３７からのデータが記録回路３４から与えられたデータに対しどの程度の忠実であるか、即ち誤り率がどの程度であるかを計算し、これにより再生品質を評価する。この評価結果に基づき、制御回路３３は、パワーの設定値を変更する。これを繰返してパワーの最適値を求める。

図１８は、上記のパワーの設定値の変更を繰返して、パワーの最適値を求める過程を示す。まず、パワーを初期値に設定して（２０２）、書き込みを行なう（２０４）。次に書き込んだデータを再生する（２０６）。そして、品質を評価する（２０８）。品質が良ければ終了する。良くなければ、パワーが大き過ぎるどうかの判断をする（２１０）。大き過ぎる場合にはパワーの設定値を下げる（２１２）。逆に小さ過ぎる場合にはパワーの設定値を上げる（２１４）。そして、ステップ２０４に戻る。以上の動作を、再生品質が良好となるまで繰返す。

実施例９
次に、図１９を参照して、実施例９の光ディスクを説明する。この実施例のディスクの構造は、実施例１のディスクと概して同じである。しかし、以下に詳しく説明するように、ゾーンごとに異なるタイプの記録領域として設定可能である点で異なる。

図１９に示すような論理トラック構造を配置する。図１９は１０２４バイト／セクタで１７セクタ／論理トラックの場合である。各欄の上部の記号のうち、図５、図７、図８および図１２と同じものは同じ意味を持つ。ＦＬＴは各ゾーンの最初の論理トラックのアドレスである。ＬＴは各ゾーンのうち、データ論理トラック、予備トラックまたはパリティトラックのトラック番号を示す。ＴＥＳＴは各ゾーン内のテストトラックのトラック番号を示す。ＰＡＲは各ゾーン内のパリティトラックの数を示す。パリティトラックは対応するゾーンがＯ−ＲＯＭ（fully embossed）に設定された時にパリティシンボルを記録するために用いられる。

図１９に示すように、記録領域は、ゾーン番号で０から２９までの３０ゾーンに分けられおり、各ゾーンは７４８本の物理トラックからなっている。各ゾーンの論理トラック数は各ゾーンのセクタ数を１７で除することにより得られる。パリティトラックは、各ゾーン内の所定の位置に設けられ、パリティトラック数はゾーン番号の増加にともない１４４から８６まで順に２ずつ減少するよう設定される。この結果、各ゾーンのパリティトラックアドレスを求める際に、パリティトラック数を所定数（２）ずつ減少させればよく、簡単な整数計算で算出する事ができ、アドレスを記憶したテーブル等が不要である。

図２０は１０２４バイト／セクタの本発明実施例９のディスク構造管理表の説明図である。ディスク構造管理表は欠陥管理領域（ユーザーゾーンの先頭の部分：最初のゾーンの先頭の部分）の最初のセクタに設けるものである。

図２０において第０バイトから第２１バイトまでは欠陥処理に関する情報であり、本発明と直接に関係がないためここでは省略する。第２２バイトから第５１バイトまではゾーン＃０からゾーン＃２９までの各ゾーンのタイプを特定するものである。ここでタイプとはＲ／Ｗ、ＷＯ、Ｏ−ＲＯＭの３種であり、図中の各バイトＮｏ．の行の「０１」は対応するゾーンがＲ／Ｗタイプであることを表わし、「０２」は対応するゾーンがＯ−ＲＯＭタイプであることを表わし、「０３」は対応するゾーンがＷＯであることを表わす。図２０の表で、「（０１）」、「（０２）」、「（０３）」の間の「／」は「または」を意味する。

ディスクがＲ／Ｗタイプのときはディスク構造管理表の第２２〜５１バイトをすべて「０１」にし、ＷＯタイプのときは第２２〜５１バイトをすべて「０３」に、Ｏ−ＲＯＭタイプのときは第２２〜５１バイト「０２」に設定する。また、Ｐ−ＲＯＭ（即ちＲ／ＷタイプのゾーンとＯ−ＲＯＭタイプのゾーンの混在したもの）のときは、Ｒ／Ｗタイプのゾーンに対応するバイトは「０１」となり、ＷＯタイプのゾーンに対応するバイトは「０２」となる。

ディスクが（Ｒ／Ｗ＋ＷＯ）タイプ即ち、Ｒ／ＷタイプのゾーンとＷＯタイプのゾーンの混在したものである場合には、Ｒ／Ｗタイプのゾーンに対応するバイトは「０１」に、ＷＯタイプのゾーンに対応するバイトは「０３」に設定される。

ディスクが（ＷＯ＋Ｏ−ＲＯＭ）タイプ即ち、Ｗ／ＯタイプのゾーンとＯ−ＲＯＭタイプのゾーンの混在したものである場合には、Ｗ／Ｏタイプのゾーンに対応するバイトは「０３」に、Ｏ−ＲＯＭタイプのゾーンに対応するバイトは「０２」に設定される。

ディスクが（Ｒ／Ｗ＋ＷＯ＋Ｏ−ＲＯＭ）タイプ即ち、Ｒ／ＷタイプのゾーンとＷＯタイプのゾーンとＯ−ＲＯＭタイプのゾーンの混在したものである場合には、Ｒ／Ｗタイプのゾーンに対応するバイトは「０１」に、ＷＯタイプのゾーンに対応するバイトは「０３」に、Ｏ−ＲＯＭタイプのゾーンに対応するバイトは「０２」に設定される。

各ゾーンのタイプは他のゾーンとは独立に設定可能である。

このように、従来の光ディスクとしては、Ｒ／Ｗタイプ、ＷＯタイプ、Ｏ−ＲＯＭタイプ、Ｒ／Ｗタイプの部分とＯ−ＲＯＭタイプの部分が混在するＰ−ＲＯＭタイプの４種類しかなかったが、本実施例では、上記の４種類に加えて、Ｒ／Ｗタイプの部分とＷＯタイプの部分の混在したタイプ、Ｗ／Ｏタイプの部分とＯ−ＲＯＭタイプの部分とが混在したタイプ、Ｒ／Ｗタイプの部分と、Ｗ／Ｏタイプの部分とＯ−ＲＯＭタイプの部分とが混在したタイプの３種類が可能であり、全部で７種類のディスクが得られる。

また、従来のＰ−ＲＯＭタイプでは、ディスクの最初のゾーンからあるゾーンまではＲ／Ｗタイプで、その次のゾーンからは最後のゾーンまではＯ−ＲＯＭタイプのゾーンとなっている、即ち、ディスクを径方向に即ちディスクの中心を中心とする円周状の境界線により２分割したもののみであった。これに対し、本実施例では、１つのディスク上の各ゾーンのタイプを自由に設定することが可能である。

実施例１０
以下、図２１を参照して実施例１０について説明する。既に述べたように、ディスクは一定の角速度で回転駆動され、記録および読み出しに用いられるクロックの周波数はゾーンによって切換えられる。ディスクに、Ｒ／Ｗタイプ、ＷＯタイプ、Ｏ−ＲＯＭタイプを混在させる場合、Ｒ／Ｗタイプのゾーンを最も外周側に、ＷＯタイプのゾーンを次に、Ｏ−ＲＯＭタイプのゾーンを最も内側に配置する。これは、外周側ほど、データ転送レートが高いことを考慮し、最も頻繁にアクセスが行なわれるタイプのゾーンを外周側に配置することとしているのである。即ち、Ｒ／Ｗタイプがリード、ライト、イレーズの３動作を実行するために３つのタイプのうちもっとも頻繁にアクセスされるので、最も外周側に配置し、またＷＯタイプとＯ−ＲＯＭタイプとでは、前者が後者に対して１回ではあるが書き込み動作がよけいにあることを考慮して、ＷＯタイプの方をより外周側に配置している。

実施例１１
次に、図２２を参照して実施例１１について説明する。実施例１０と同様の光ディスクにおいて、図２１に示すように、Ｒ／Ｗタイプ、ＷＯタイプを混在させる場合、Ｒ／Ｗタイプのゾーンを最も外側に、ＷＯタイプのゾーンを内側に配置する。これは、外周側ほど、データ転送レートが高いことを考慮し、最も頻繁にアクセスが行なわれるタイプのゾーンを外周側に配置している。

実施例１２
次に、図２３を参照して実施例１２について説明する。実施例１０と同様の光ディスクにおいて、図２１に示すように、ＷＯタイプ、Ｏ−ＲＯＭタイプを混在させる場合、ＷＯタイプのゾーンを外側に、Ｏ−ＲＯＭタイプのゾーンを内側に配置する。これは、外周側ほど、データ転送レートが高いことを考慮し、より頻繁にアクセスが行なわれるタイプのゾーンを外周側に配置している。即ち、ＷＯタイプとＯ−ＲＯＭタイプとでは、前者が後者に対して１回ではあるが書き込み動作がよけいにあることを考慮して、ＷＯタイプの方をより外周側に配置している。

実施例１３
次に図２４を参照して実施例１３について説明する。この実施例は、以下に述べるように、ゾーンの属性を変更する機能を持った光駆動装置３１に関するものである。図示のように、上位装置３２と、駆動装置３１は、たとえばＳＣＳＩのようなインターフェースでつながれている。また、光ディスク２は、実際には光デイスク駆動装置３１内にローディングされる。

この実施例１３では、光ディスクは全面Ｒ／Ｗ領域として作成されている。ただし、「空き」と表示した領域は最初は、アクセス不能になっている。光ディスク駆動装置に、各ゾーンの属性の管理テーブルを書き直すコマンドＡを実行する機能を持たせ上位装置から、コマンドＡを受取るとコマンドに指定されたゾーンの属性を、たとえば図２４のように属性をＷＯに変更し、これとともに、「空き」領域をアクセス可能にする（Ｂ）。属性がＷＯに変更された領域に、データを書き込むと、この書き込まれたデータは、その領域の属性がＷＯ属性に変更されているため、書換えができない。即ち、この部分はＲＯＭとなる。一方、新たにアクセス可能となったＲ／Ｗ領域には、書き込み、読み出しが可能である。従って、これにより、Ｐ−ＲＯＭと等しい機能をもつ光ディスクを得ることができる。

以上の様な、属性の変更はユーザがディスクの使用中に行ない得る。また、一端ＷＯに変更した後、Ｒ／Ｗに戻すことも可能である。

ＲＯＭ部分をエンボスにより形成したＰ−ＲＯＭのディスクは、その制作のためには、原盤を作成する必要があるため、複製する枚数が少ない場合には、１枚あたりのディスクのコストが高くなる。これに対し、上記実施例の如くにディスクを制作すれば、ＲＯＭ部分をエンボスにより形成したＰ−ＲＯＭディスクと等価なディスクが安価に得られる。

実施例１４
次に、図２５を参照して実施例１４について説明する。この実施例も、ゾーンの属性を変更する機能を持った光駆動装置３１に関するものである。図２４に示した実施例では、Ｒ／Ｗ領域のデータのある部分を全面的にＷＯ属性に書き直している。図２５ではコマンドＣで指定されたゾーンのみ、指定された属性（図示の例ではＷＯ）に書き換えられる（Ｄ）。たとえばあるゾーンに書き込まれたデータのみ改ざん防止したい場合などに応用できる。

実施例１５
次に図２６を参照して実施例１５について説明する。この実施例は、ゾーンの属性を変更しバックアップコマンドを実行する機能を持った光駆動装置３１に関するものである。図２６において、図２４と同様の部分は説明を省略する。光ディスク２は、複数のゾーンに分割され、各々のゾーンの属性は、管理テーブル４１で管理されている。図２６において、各ゾーンはＲ／Ｗ領域とＷＯ領域の交互にその属性を定義され、ＷＯ領域とＲ／Ｗ領域とはほぼ同じ総容量を有する。

バックアップコマンドを実行するための具体的な制御の手順を図２７を参照して説明する。図２７において、上位装置からコマンドを受信すると（３０２）コマンドの内容を判断し（３０４）、容量の問い合わせであれば、Ｒ／Ｗ領域の容量を返答する（３０６）。リードまたはライトコマンドであれば（３０８）、書き込み／読み出しヘッドがＲ／Ｗ領域をアクセスしているかをチェックし（３１０）、Ｒ／Ｗ領域であればコマンドを実行する（３１２）。また、バックアップコマンドであれば（３１４）、直ちに上位装置３２に実行完了を返し（３１６）、上位装置３２からのアクセスを監視しながらアクセスのない状態であれば、随時Ｒ／Ｗ領域のデータをＷＯ領域に複写する（３２０）。このとき必要があれば、管理テーブル内の対応するゾーンの属性を、複写に先立って「Ｒ／Ｗ」に書き換え（３１８）、複写後に元の戻す（３２２）。図２６において、バックアップコマンドＥに対して、テーブルの書き換えＦおよびＨ、そしてデータの複写Ｇが実行されることを示している。
なお、ＷＯ領域の総容量をＲ／Ｗ領域の総容量よりも大きくしておいても良い。

実施例１６
次に図２８を参照して、実施例１６について説明する。この実施例も、ゾーンの属性を変更する機能を持った光駆動装置３１に関するものである。図２８において、図２６と同様な部分は説明を省略する。光ディスク２は両面に記録可能なものである。光ディスク駆動装置３１は光ディスク２の両面にディスクをうらがえすことなく、リードライトする機能を持つ。ここでＡ面（表）はＲ／Ｗ領域であり、Ｂ面（裏）はＷＯ領域である。図２７に示したのと同様の手順によって、バックアップコマンド（Ｉ）により、Ｂ面の属性をＲ／Ｗ領域に一端変更し（Ｊ）、Ａ面のデータをＢ面に複写し（Ｋ）、しかる後Ｂ面の属性をＷＯに戻す（Ｌ）。ＷＯ領域にデータ複写するので、領域の属性を変更する機能を持たない光ディスク装置によって、データが破壊されることはない。

実施例１７
次に図２９および図３０を参照して、実施例１７について説明する。この実施例も、ゾーンの属性を変更する機能を持った光駆動装置３１に関するものである。図２９において図２６、図２８と同様な部分は説明を省略する。図３０に示すように、光ディスク駆動装置が上位装置３２から、リストアコマンドＭをうけると（４０２）ただちに上位装置に完了を返し（４０４）、ＷＯ領域のデータをＲ／Ｗ領域に複写する（４０６）。

本発明に係る光ディスクの構造を示す概略斜視図である。 本発明に係る光ディスクの構造を示す概略平面図である。 案内溝およびランド部を一部断面にして示す斜視図である。 本発明に係る光ディスクのゾーンの境界付近のトラックの構造図である。 本発明の実施例１におけるディスクのフォーマットを示す説明図である。 本発明の実施例２におけるガードトラックおよびテストトラックの配置を示す概略部分平面図である。 本発明の実施例２におけるディスクのフォーマットを示す説明図である。 本発明の実施例３におけるディスクのフォーマットを示す説明図である。 本発明の実施例４におけるディスクのフォーマットの一例を示す説明図である。 本発明の実施例４におけるディスクのフォーマットの他の例を示す説明図である。 本発明の実施例５におけるヘッダ部のフォーマットを示す説明図である。 本発明の実施例５におけるディスクのフォーマット例を示す説明図である。 本発明の実施例６におけるフォーマットを示す説明図である。 本発明の実施例６におけるヘッダ部のフォーマットを示す説明図である。 光ディスクの書き込み、読み出しに用いられる光ディスク駆動装置と上位装置３２とを示す概略図である。 光ディスクの目的セクタをアクセスする際の駆動装置の動作を示す流れ図である。 パワー調整をする機能を備えた光ディスク駆動装置を示すブロック図である。 パワー調整のための動作を示す流れ図である。 本発明の実施例９におけるディスクのフォーマットを示す説明図である。 実施例９に係るディスク構造管理説明図である。 実施例１０に係る光ディスクにおける、各タイプの記録領域の配置を示す図である。 実施例１１に係る光ディスクにおける、各タイプの記録領域の配置を示す図である。 実施例１２に係る光ディスクにおける、各タイプの記録領域の配置を示す図である。 実施例１３に係る光ディスク及び光ディスク駆動装置の構造図である。 実施例１４に係る光ディスク及び光ディスク駆動装置の構造図である。 実施例１５に係る光ディスク及び光ディスク駆動装置の構造図である。 実施例１５に係る処理の流れ図である。 実施例１６に係る光ディスク及び光ディスク駆動装置の構造図である。 実施例１７に係る光ディスク及び光ディスク駆動装置の構造図である。 実施例１７に係る処理の流れ図である。

符号の説明

１ 案内溝、 ２ 光ディスク、 ３ 光スポット、 ４、４ａ、４ｂ ヘッダ部、 ５ セクタアドレス部、 ６ トラックアドレス部、 ７ データ部、 ８ セクタ、 ９ 物理トラック、 １０ ゾーン、 １１ トラック、 １２ ランド部、 １３ ゾーンの境界、 １４、１５ ガードトラック、 １６ テストトラック、 ２１ ＩＤアドレス、 ３１ 光ディスク駆動装置、 ３２ 上位装置、 ４１ 管理テーブル。

Claims (4)

1. 複数のセクタに格納されるデータを記録するための記録領域を有する光ディスクとともに用いられる光ディスク駆動装置であって、
   上記光ディスクは、
   上記セクタのデータを記録するための物理トラックを備え、
   上記複数のセクタの各々には、２進数を用いた番号順のアドレスが与えられ、
   上記物理トラックは、２^ｎ個（ｎは１よりも大きい整数）のセクタによって構成されるアクセス動作の単位としての論理トラックを備え、
   当該論理トラックを構成する２^ｎ個のセクタのセクタアドレスは、ｎ桁の２進数を用いて表される連続番号として与えられ、
   上記各セクタのアドレスの始まりから予め定めた所定数のビットが、当該セクタを含む上記論理トラックのトラックアドレスを表わし、
   上記各セクタのアドレスの終わりから予め定めた所定数のビットが、上記論理トラック内における当該セクタのセクタアドレスを表わし、
   上記２^ｎ個のセクタによって構成される上記論理トラックのアドレス情報が、上記物理トラックの複数箇所に保持され、
   上記物理トラックの複数箇所に保持される上記論理トラックの同一のアドレス情報に対し、順序を示す識別番号をそれぞれ与え、当該識別番号が上記アドレス情報とともに上記物理トラックに保持され、
   上記光ディスク駆動装置は、
   アクセスすべき目的セクタのセクタアドレスを指定する指定手段と、
   上記指定手段によって指定される上記セクタアドレスから、上記目的セクタが属する上記論理トラックのトラックアドレスを求めるアドレス算出手段と、
   上記物理トラックの複数箇所に保持される上記論理トラックのアドレス情報、および上記識別情報に基づいて、ヘッドの現在位置を検出する検出手段と、
   上記アドレス算出手段によって求められる上記トラックアドレス、および上記検出手段によって検出される上記ヘッドの現在位置に基づいて、上記目的セクタが属する上記論理トラックへのアクセスを行う手段と、
   を備えたことを特徴とする光ディスク駆動装置。
2. 上記アドレス算出手段によって求められる上記トラックアドレス、および上記検出手段によって検出される上記ヘッドの現在位置に基づいて、上記目的セクタが属する上記論理トラックまでの物理トラック数を算出する手段をさらに備え、
   算出された上記物理トラック数を用いて上記目的セクタが属する上記論理トラックの物理的な位置を算出し、当該論理トラックへのアクセスを行うことを特徴とする請求項１記載の光ディスク駆動装置。
3. 複数のセクタに格納されるデータを記録するための記録領域を有する光ディスクに用いられる光ディスク駆動方法であって、
   上記光ディスクは、
   上記セクタのデータを記録するための物理トラックを備え、
   上記複数のセクタの各々には、２進数を用いた番号順のアドレスが与えられ、
   上記物理トラックは、２^ｎ個（ｎは１よりも大きい整数）のセクタによって構成されるアクセス動作の単位としての論理トラックを備え、
   当該論理トラックを構成する２^ｎ個のセクタのセクタアドレスは、ｎ桁の２進数を用いて表される連続番号として与えられ、
   上記各セクタのアドレスの始まりから予め定めた所定数のビットが、当該セクタを含む上記論理トラックのトラックアドレスを表わし、
   上記各セクタのアドレスの終わりから予め定めた所定数のビットが、上記論理トラック内における当該セクタのセクタアドレスを表わし、
   上記２^ｎ個のセクタによって構成される上記論理トラックのアドレス情報が、上記物理トラックの複数箇所に保持され、
   上記物理トラックの複数箇所に保持される上記論理トラックの同一のアドレス情報に対し、順序を示す識別番号をそれぞれ与え、当該識別番号が上記アドレス情報とともに上記物理トラックに保持され、
   上記光ディスク駆動方法は、
   アクセスすべき目的セクタのセクタアドレスを指定し、
   指定された上記セクタアドレスから、上記目的セクタが属する上記論理トラックのトラックアドレスを求め、
   上記物理トラックの複数箇所に保持される上記論理トラックのアドレス情報、および上記識別情報に基づいて、ヘッドの現在位置を検出し、
   上記目的セクタが属する上記論理トラックのトラックアドレス、および検出された上記ヘッドの現在位置に基づいて、上記目的セクタが属する上記論理トラックへのアクセスを行う、
   ことを特徴とする光ディスク駆動方法。
4. 上記目的セクタが属する上記論理トラックのトラックアドレス、および検出された上記ヘッドの現在位置に基づいて、上記目的セクタが属する上記論理トラックまでの物理トラック数を算出し、
   算出された上記物理トラック数を用いて上記目的セクタが属する上記論理トラックの物理的な位置を算出し、当該論理トラックへのアクセスを行うことを特徴とする請求項３記載の光ディスク駆動方法。

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