JP4769881B2 - デジタルデータ記録方法、記録装置及び再生装置 - Google Patents

Description

本発明は記録媒体、特に追記型光ディスクにデジタルデータを記録するための記録再生技術に関するものである。

記録媒体にデジタルデータを記録、再生する装置の一例として、非特許文献１などに規定されたＤＶＤ−ＲＡＭの記録再生装置（ドライブ）が挙げられる。

このＤＶＤ−ＲＡＭドライブは、ディスクが挿入されたり、電源が投入されたりすると、先ずリードイン及びリードアウトに配置される欠陥管理情報エリア（ＤＭＡ）等のドライブ管理情報データが記録された内容を検査して、ＤＶＤ−ＲＡＭが物理フォーマット済みであるかどうか調べる。物理フォーマットされていない場合には、ホストからの物理フォーマット指示があるまで待機する。

ＤＶＤ−ＲＡＭが物理フォーマット済み場合、ＤＶＤ−ＲＡＭドライブは、較正処理や論理整合性検証などの記録準備処理を行った後、ホストからの指示待ち状態となる。ＤＶＤ−ＲＡＭドライブはホストから何らかの“命令”を受け取ると、その意味を調べ、それが記録命令である場合には、ユーザデータの記録処理を行い、再生命令である場合には、ＤＶＤ−ＲＡＭ上の記録データからユーザデータへの再生処理を行う。またディスク取り出しなどの命令の場合はそれぞれ対応した処理を行う。通常これらの処理は正常に終了するが、極稀に予期できない理由で処理が通常通りに終了できない場合がある。例えば、記録命令に対し、光ディスクがユーザエリア内に欠陥を含み、ユーザデータの記録に失敗した場合には、リトライ処理や交替処理などのエラーリカバリー処理を行う。

通常ＤＶＤ−ＲＡＭドライブでは、ユーザデータの記録処理の際、記録後に正常に記録できたかどうかを判断するために実際にＤＶＤ−ＲＡＭ上から記録データを再生して記録品質を確認する。この結果、必要に応じてユーザエリアの替わりにスペアエリアにユーザデータを配置する交替処理を行うことで光ディスクの信頼性を高めている。一般にリードアウト隣に配置されるスペアエリアはリードアウト側からリードイン側の方向に向かい、連続的に使用される。これは上書きを繰り返すことで起こる光ディスク記録層の特性劣化によって増大する欠陥数に応じて、スペアエリアのサイズを拡張可能とするためである。

この交替処理の結果を示すユーザエリアとスペアエリアのアドレスの対応情報は、ＤＭＡに欠陥リスト（ＤＬ）として記録するように非特許文献１では規格化されている。

ＤＶＤ−Ｒ等の追記型光ディスクでは通常ユーザエリアの数箇所を起点にホストが管理する論理アドレス空間内をアドレス昇順方向で連続的にデータ記録が行われる。この記録方式に対応するため、ＤＶＤ−ＲではＲゾーンと呼ばれるユーザエリアの論理分割を行い、記録データの始点となるＲゾーンの先頭アドレスと、Ｒゾーン内の先頭アドレスからの連続記録済エリアの最終記録アドレス（ＬＲＡ）の２種類のアドレス情報は、記録領域管理情報エリア（ＲＭＡ）内の記録領域管理データ（ＲＭＤ）に記録される。

このＲゾーンを用いてデータエリア内の記録済エリアを管理する方法が非特許文献２で規格化されている。

また特許文献１、及び特許文献２にＤＶＤ−ＲＡＭの欠陥管理で用いられる交替処理を拡張して、ＤＶＤ−Ｒ等の物理的に上書き不可能な記録層を持つ追記型光ディスクで論理上書きを実現する方法に関する記載がある。

光ディスク上でファイル管理するためのファイルシステムにＵＤＦ（Universal Disc Format）がある。光ディスクをドライブに挿入しホストが光ディスクからファイルデータを読み出す場合、数種のファイルシステム管理情報を用いて「ＡＶＤＰ（Anchor Volume Descriptor）→ＶＤＳ（ＬＶＤ（Logical Volume Descriptor））→ＭＤ（Meta Data）ファイルのＦＥ（File Entry）→ＦＳＤ（File Set Descriptor）→ルートディレクトリのＩＣＢ（Information Control Block）→ルートディレクトリ内のＦＩＤ（File Identifier Descriptor）→…→ファイルのＩＣＢ→データ」という手順でファイル検索が行なわれ、この検索結果を用いてファイルデータの読み出しが行なわれる
ＡＶＤＰはホストが最初に読み出すポイントであり、ここから光ディスク上の全てのファイルに辿り着けるようになっている。ＡＶＤＰは論理ブロック番号（ＬＢＮ）２５６のセクタ、最後のセクタ（Ｚ）、Ｚ−２５６のセクタのうち、２箇所以上に記録されている。このＵＤＦに関する詳細は非特許文献３に記載されている。

特開２００４−１７１７１４号公報（[００４７]） 特開２００４−３０３３８１号公報（[００３６]） 「Standard ECMA-272: 120mm DVD Rewritable Disc (DVD-RAM)」ＥＣＭＡ １９９９年（第４３−５５頁） 「Standard ECMA-279: 80 mm (1,23 Gbytes per side) and 120 mm (3,95 Gbytes per side) DVD-Recordable Disk (DVD-R)」ＥＣＭＡ １９９８年（第６０−６１頁） 「Universal Disc Format Specification Revision 2.50」ＯＳＴＡ ２００３年

特許文献１や特許文献２で述べられている追記型光ディスクの論理上書き技術は、ファイルシステム管理情報データ、特に光ディスクからのデータ読み出し開始時に参照される固定アドレスに記録されるアンカーデータ、例えばＵＤＦでのＡＶＤＰの書き換えに有効である。

しかしながら上記文献には論理上書き処理を適用したデータ記録方式におけるアクシデント発生時のファイルシステムのリカバリー方法や上書き処理を取り消すための手段に関する記載はない。

上記課題は、その一例として、特許請求の範囲に記載の発明により解決される。

論理上書きを用いた追記型光ディスクのデータ記録方式においてもアクシデント発生時のファイルシステムのリカバリー、上書き処理の取り消し処理を実現可能とする。

発明を実施するための形態の１つとして光ディスクドライブが挙げられる。

追記型光ディスクドライブの構成の一例は、光ディスク、レーザダイオード及び光検出器を搭載する光ヘッド、記録のための符号化処理と再生のための復号化処理を行う記録再生信号処理回路、各部品、回路の動作管理を行う制御マイコン、サーボ回路、ＲＡＭを含むホストとのインターフェース回路、ホストと接続される入出力端子である。

本発明の実施形態について図を用いて説明する。

先ず始めに本発明の説明で用いる記録データのフォーマット及びドライブの基本構造について図２から図４を用いて説明する。

図４に光ディスクドライブの構成の一例を示す。図４中、４０１は光ディスク、４０２はレーザダイオード及び光検出器を搭載する光ヘッド、４０３は記録のための符号化処理と再生のための復号化処理を行う記録再生信号処理回路、４０４は各部品、回路の動作管理を行う制御マイコン、４０５はサーボ回路、４０６はＲＡＭを含むホストとのインターフェース回路、４０７はホストとケーブルで接続される入出力端子である。

再生時、光ディスク４０１に記録されているデータは、光ヘッド４０２から読み出され、記録再生信号処理回路４０３内で復号化処理が行われる。この復号化処理には、復調処理、誤り訂正処理、デ・スクランブル処理が含まれる。復号化処理が行われた後に得られたユーザデータはインターフェース回路４０６内のＲＡＭに蓄えられた後、入出力端子 ４０７を介して外部のパソコンやＭＰＥＧボード等のホスト（図示せず）などへ出力される。制御マイコン４０４はホストなどからの指令を受け、サーボ回路４０５を用いて光ディスク４０１の回転制御、光ヘッド４０３のフォーカス、トラッキング制御を行いながら指定された光ディスク４０１上の目的位置にアクセスし、ドライブ全体の再生制御を行う。記録時は、入出力端子４０７を介して、外部ホストからユーザデータが入力される。入力されたユーザデータは、インターフェース回路４０６内のＲＡＭに蓄えられた後、記録再生信号処理回路４０３により、スクランブル処理、誤り訂正符号化処理、変調処理などの符号化処理が行われた後、光ヘッド４０２を介して、光ディスク４０１に書き込まれる。制御マイコン４０４は、ホストなどからの指令を受け、サーボ回路４０５を用いて指定された光ディスク４０１上の記録位置にアクセスし、ドライブ全体の記録制御を行う。

ここで取り扱われる記録時におけるユーザデータから記録データへの符号化過程の詳細を図２及び図３を用いて説明する。

図２にデータフレームの構成方法の一例を示す。データフレームとはユーザデータとこのユーザデータを管理するための情報データを組にしたデータ列である。入出力端子４０７から入力される２０４８バイトのユーザデータには、データ識別のための４バイトのデータ識別コード（ＩＤ）と、ＩＤの誤り検出符号である２バイトのＩＥＤ、予備データエリアである６バイトのＲＳＶが付加される。またこのデータ列の最後部には、データに含まれる誤りを検出する４バイトの誤り検出符号ＥＤＣが付加され、結果２０６４バイトのデータフレームを構成する。各データフレームは、１７２バイト１２行の形状で扱われる。

図３にＥＣＣブロックの構成方法を示す。通常このＥＣＣブロックがドライブの記録再生のデータ単位となる。図２が示すように構成された１７２バイト１２行のデータフレームは、スクランブル処理が施された後、１６データフレーム単位でＥＣＣブロックを構成する。縦方向の各列には１６バイトの外符号（ＰＯ）が付けられ、２０８行になる。拡張された各行のデータに対して、１０バイトの内符号（ＰＩ）を付加し、１８２バイトのデータとする。このようにＥＣＣブックは１８２バイト２０８行、２０４８バイト×１６のユーザデータから形成される。

記録再生信号処理回路４０３内ではこのＥＣＣブロックを生成した後、図示していないが符号化の最終処理としてデータに含まれる周波数成分を制限するための周波数変調が行われる。

ＤＶＤ−ＲＡＭドライブのように交替処理を行う記録再生装置では、ユーザデータの記録処理の際、データを記録した後、すぐにディスク上のデータを再生し、この再生データとＲＡＭに残るユーザデータを比較、又は誤り訂正処理を行いて再生データに含まれるエラー数を検出することで正常にデータが光ディスク上に記録されたかどうか確認作業を行う。結果正常に記録されていないと判断される場合には、同位置（アドレス）への記録を繰り返し行い、それでもデータをこの位置に正常に記録できない、つまりこの位置は欠陥であると判断された場合にはインターフェース回路４０６内のＲＡＭに残されたユーザデータをスペアエリア内に記録する交替処理を行う。

通常、これらの交替処理は図３を用いて示したような記録再生の単位であるＥＣＣブロックで行われる。図２及び図３を用いて説明したデータのフォーマットではデータ識別コード（ＩＤ）はデータフレーム単位で付加されているため、ＥＣＣブロックの先頭は１６の倍数となり、論理アドレスとの対応はデータフレーム単位となる。しかし本発明の説明を簡易化するためにデータ識別コード（ＩＤ）の下位４ビットは無視し、ＥＣＣブロックに１つの物理アドレスを割り当て、この物理アドレスに対して論理アドレスを１つ対応付けて説明する。そのため本説明ではホストからの記録再生命令のデータ単位もＥＣＣブロック単位であるとする。

次に追記型光ディスクにおける論理上書き方法の一例について説明する。

説明は段階的に行う。先ず図５を用いてホストが使用する論理アドレス空間と光ディスク上の物理アドレスとの関係を示し、次に図６及び図７を用いてＤＶＤ−ＲＡＭ等で行なわれている欠陥管理で必要となるエリアに関する概要と欠陥管理方法、図８を用いてＤＶＤ−Ｒ等で行なわれる記録方式、記録領域管理方法について説明する。その後、図９を用いて追記型光ディスクにおける論理上書き方法について述べる。

図５は目的別にエリア分割された光ディスクの物理アドレスとホストからの記録再生命令に含まれる論理アドレスの関係を示す図である。光ディスクはリードイン、データエリア、リードアウトに論理分割されているものとする。またここでは更に欠陥管理のためにデータエリアはユーザエリアとスペアエリアに論理分割されている場合を例に挙げている。リードイン、データエリアの開始物理アドレスはそれぞれＡ及びＢであり、リードアウトの終了物理アドレスはＣである。また光ディスクの物理アドレス規格によってはＡ＞Ｂ＞Ｃとなる場合もあるが、本説明ではＡ＜Ｂ＜Ｃの関係が成立していると仮定して説明を行う。この場合、初期状態としてユーザエリアにのみ論理アドレスは割り当てられ、交替が無い場合には論理アドレスｎに対し、物理アドレスＢ＋ｎが対応付けられる。ただし、Ｂ＋ｎが交替対象として他アドレスに割り付けられている場合には論理アドレスｎには、交替先の物理アドレスが対応する。従ってユーザエリアの最終アドレスがＢ＋ａである場合には、論理アドレス空間として最大０からａが使用可能となる。

図６は記録型光ディスクで一般的に行われる交替処理（Linear Replacement method）による欠陥管理を概略的に説明するためのディスクの図であり、光ディスクは目的に応じて各エリアに論理分割されていることを示す図である。簡易的に光ディスクはリードイン、データエリア、リードアウトに論理分割されているものとし、更にデータエリアは目的に応じてユーザエリアとスペアエリアに論理分割される。リードイン内の欠陥管理情報エリア（ＤＭＡ）には、データエリアの分割情報、スペアエリア内の次に使用される候補アドレス等に関する論理構造に関する情報が含まれるディスク構造定義情報（Disc Definition Structure、ＤＤＳ）、ユーザエリア内の欠陥アドレスとその交替先として使用されるスペアエリアの交替アドレスとの対応を示す複数のＤＬを含む欠陥リストテーブル（ＤＬＴ）が記録される。またユーザエリア外周側に配置されるスペアエリアはリードアウトからリードインの方向に連続的に使用されていく。

図７を用いて欠陥管理で使用されるＤＬ構成の詳細を示す。各ＤＬはユーザエリア内の欠陥アドレス、交替処理によって割り当てられたスペアエリア内の交替アドレス、またこの２つのアドレスの関係を示すステータス情報から構成される。図中、光ディスク上の黒く塗りつぶされた場所は記録済エリアを示す。ＤＤＳに含まれる次候補アドレスは交替処理で次に使用されるスペアエリア内のアドレスＭを示す。この状態からユーザエリアのアドレスＮが欠陥と判断された場合、ホストによりアドレスＮに記録されたはずのユーザデータはスペアエリアのアドレスＭに交替記録される。ＤＬはこの情報を示すために“アドレスＮ”、“アドレスＭ”とその２つのアドレス関係を示す“交替”から構成される。

図８は追記型光ディスクで一般的に用いられる記録処理とそのＲＭＤを概略的に説明するためのディスクの図であり、光ディスクのデータエリアはＲゾーンに論理分割されていることを示す図である。簡易的に光ディスクはリードイン、データエリア（図８ではユーザエリアと同一）、リードアウトに論理分割されているものとし、更にデータエリアは記録位置に応じて複数のＲゾーンに論理分割される。リードイン内のＲＭＡには、論理分割されたＲゾーンの先頭アドレスとユーザデータが記録されたＬＲＡの２種類のアドレスが含まれるＲＭＤが記録される。またＲＭＡ、及び各Ｒゾーンにおいてデータ記録はリードインからリードアウトの方向に連続的に行われ、新規Ｒゾーンの追加は、ディスク外周に位置するＲゾーン（この図ではＲゾーン３）を分割することでのみ行われる。

図９は追記型光ディスクで行われる交替処理による論理上書きを概略的に説明するためのディスクの図、及び論理上書きによる交替処理のＤＬを示す図である。本図において追記型光ディスクはリードイン、リードアウト及びデータエリアに使用目的に応じて分割され、データエリアは２つのＲゾーン、ＬＲＡとしてＬＲＡ１を持ったＲゾーン１とＬＲＡ２を持ったＲゾーン２に分割されている。Ｒゾーン内の黒く塗りつぶされた場所は記録済エリアを表し、白抜き部分は未記録エリア、縦線部分はホストからの記録済エリア内のホストからの記録命令が記録要求しているエリア、そして横線部分は記録済エリア内に対する記録命令に対し、ドライブが実際にデータを記録したユーザエリア内の交替エリアを表している。

図中、上ディスク図は論理上書きのための交替処理前のディスク状態を示す。この状態ではＲゾーン１のＬＲＡ１は物理アドレスＮ−１となっている。ここでＬＲＡ１よりも小さいアドレス、つまりＲゾーン１内の記録済み領域に対する記録命令を受け取ると、論理上書きに対応するドライブは下ディスク図が示すようにＬＲＡ１から求められる次の記録位置である物理アドレスＮからＮ＋（Ｍ―Ｌ）にデータ記録を行う。次にドライブは記録命令に含まれる論理アドレスに対応するディスク上の物理アドレスＬからＭに記録されるべきデータを物理アドレスＮからＮ＋（Ｍ―Ｌ）に記録したことを示すために、交替の先頭と末尾を示す２つのＤＬ、ステータス＝交替（先頭）、欠陥アドレス＝論理上書き開始アドレス、その交替アドレスから構成されるＤＬとステータス＝交替（末尾）、欠陥アドレス＝論理上書き終了アドレス、その交替アドレスから構成されるＤＬとを組にしてＤＬＴに追加することで、従来の欠陥管理の仕組みをそのまま利用した論理上書きが実現される。ただしステータス＝交替（先頭）、ステータス＝交替（末尾）を持つ２つのＤＬに挟まれる欠陥アドレス数と交替アドレス数は一致し、その各々は図７で示したステータス＝交替を持つＤＬと同一、例えばアドレスＬ＋１とＮ＋１の関係は、アドレスＬ＋１を欠陥アドレス、アドレスＮ＋１を交替アドレスとし、ステータス＝交替としたＤＬと同一と見なすことができる。つまり追記型光ディスクにおいて欠陥管理を拡張することで論理上書きは容易に実現される。ただしこの場合においてもスペアエリアは欠陥管理における交替先として用いられるため必要となる。

次に論理上書き処理を適用したデータ記録方式におけるアクシデントからのリカバリー実現方法、論理上書き取り消し方法について説明する。

図１０は図９を用いて説明した記録領域管理と図６、図７及び図８を用いて説明した論理上書きを含む欠陥管理が同時に行われる場合のＲＭＡ内のＲＭＤ及びＤＬＴの更新方法を示している。ここでは説明を容易にするためにＤＤＳ、ＤＬＴ、ＲＭＤはそれぞれ１ＥＣＣブロックで構成されていると仮定する。またＤＤＳは最新の、つまり有効なＤＬＴ及びＲＭＤの記録位置を示すアドレス情報を含むため、ＤＬＴ又はＲＭＤが更新される場合にはＤＤＳも合わせて更新される。またドライブが光ディスク挿入時に有効なＤＤＳを簡単に検出可能とするため、更新の際にはＲＭＡ内の記録済エリアの端（最外位置）にＤＤＳを配置する。これによりＲＭＡの最後尾に記録されたＤＤＳを検索・再生し、ＤＤＳが含む有効なＲＭＤ、ＤＬＴの記録位置を示すアドレス情報を用いてＲＭＤ、ＤＬＴを読み出すことでドライブは光ディスクから最新の記録領域管理及び欠陥管理に関する情報を復元することが可能となる。

図１１は主にリカバリーのための論理上書き取り消しを実現するためのＲＭＡに配置されるＤＤＳのデータ構造の一例である。バイト０−１にはＤＤＳを識別するための識別子“ＤＳ”が配置され、バイト２−３にはディスクフォーマット時に作成される最初のＤＤＳでは０、その後ＤＤＳが更新される度に１づつ増加するＤＤＳアップデートカウンタ、バイト４−７には復元ＤＬＴアドレス、バイト８−１１には有効なＤＬＴが記録されているアドレスを示す有効ＤＬＴアドレス、バイト１２−１５には有効なＲＭＤが記録されているアドレスを示す有効ＲＭＤアドレス、バイト１６−１９にはユーザエリア内に確保されるスペアエリアサイズをＥＣＣブロック数で指定するスペアエリアサイズ、そしてバイト２０−２３には欠陥に対するスペアエリア内の次に使用される交替先のアドレスを指し示す次候補アドレスが配置される。バイト４−７に配置される復元ＤＬＴアドレスはホストが光ディスク上に記録されたファイル管理情報やファイルに矛盾が無いと判断した状態のＤＬＴが記録されたＲＭＡ内のアドレスを示す。

図１は図１１のような復元ＤＬＴアドレスを管理するＤＤＳの更新方法とアクシデントが発生した場合にディスク上に配置されたファイルの状態を矛盾の無い状態に復元するリカバリー処理の手順を示すフロチャートである。ドライブはホストからの命令を受け付け、その命令が、ドライブがＲＡＭ上で管理している最新のＤＬＴを光ディスク上に記録することを指示するＤＬＴ記録命令であった場合にはＤＤＳのバイト４−７の復元ＤＬＴアドレスにバイト８−１１の有効ＤＬＴアドレスと同じ値をセットした後、ＲＡＭ上のＤＬＴ、ＤＤＳを光ディスクのＲＭＡに記録する。ただし、ＲＡＭ上の有効なＤＬＴがＲＭＡに記録された最後のＤＬＴと同一である場合には再度ＤＬＴを光ディスク上に記録する必要はない。また通常ドライブは追記されたデータ量や欠陥、論理上書きにより必要に応じて独自タイミングでＤＬＴ、ＲＭＤのＲＭＡへの記録更新を行うが、この場合においてはＤＤＳ内の復元ＤＬＴアドレスは前ＤＤＳの復元ＤＬＴアドレスの値を保持しながら記録更新は行われる。このようにホストがＤＤＳの復元ＤＬＴアドレスの更新を制御することでホストが記録作業中にドライブ電源が切れる等のアクシデントが発生した場合においても、ホストが記録命令したＤＬＴへの復元を指示するＤＬＴ復元命令に応じてドライブはＲＡＭ上の有効なＤＬＴを復元ＤＬＴアドレスが指定するＤＬＴに戻すことで光ディスクを論理ヴォリュームの内容の整合性が取れた状態に再び復元することが可能になる。また本文中、ホストからのＤＬＴ記録命令に対して復元ＤＬＴアドレスはＤＬＴを記録する前に更新すると説明しているが、ＤＬＴを光ディスク上に記録した後にＤＤＳ内の復元ＤＬＴアドレスを更新し、ＤＤＳを記録する順番を用いても同じ効果を得ることができる。実際のドライブでＤＬＴを記録し、ＤＬＴが正しく記録できたかどうかを調べた後に、ＤＤＳの有効ＤＬＴアドレスを更新する場合にはＤＬＴを記録した後、有効ＤＬＴアドレスの更新に併せ、復元ＤＬＴアドレスの更新を行う方がより一般的と思われる。

図１５及び図１６は図１同様に復元ＤＬＴアドレスを管理するＤＤＳの更新方法とアクシデントが発生した場合にディスク上に配置されたファイルシステムの論理ヴォリューム内容を整合性が取れた状態に再び復元するリカバリー処理の手順を示すフロチャートである。図１との違いは記録されるＤＤＳの復元ＤＬＴアドレス更新タイミング、つまりホストがドライブにＤＬＴを記録させる指示方法の違いである。図１５は記録命令の中にＤＬＴ記録要求を指示するフラグを追加し、本フラグがＤＬＴ記録要求を示している場合にはユーザデータの記録処理終了後、復元ＤＬＴアドレスの値を更新した後、ＤＬＴ、ＤＤＳが記録される例を示している。ただしホストによる本ＤＬＴ記録制御方法は記録命令に限ったことではなく、他の命令にＤＬＴ記録要求を指示するフラグを追加する場合にも同様の制御が可能となる。図１６はディスク取り出し命令で復元ＤＬＴアドレスを更新、ＤＤＳ，ＤＬＴを光ディスクに記録する例を示している。ただし本ＤＬＴ記録制御方法はディスク取り出し命令に限ったことではなく、他命令の中にも同様に復元ＤＬＴアドレスを制御するのに適したものがある。

図１２は主にリカバリーのための論理上書き取り消しを実現するためのＲＭＡに配置されるＤＤＳのデータ構造の図１１とは別の一例である。バイト０−１にはＤＤＳを識別するための識別子“ＤＳ”が配置され、バイト２−３にはディスクフォーマット時に作成される最初のＤＤＳでは０、その後ＤＤＳが更新される度に１づつ増加するＤＤＳアップデートカウンタ、バイト４−７には復元ＤＤＳアドレス、バイト８−１１には有効なＤＬＴが記録されているアドレスを示す有効ＤＬＴアドレス、バイト１２−１５には有効なＲＭＤが記録されているアドレスを示す有効ＲＭＤアドレス、バイト１６−１９にはユーザエリア内に確保されるスペアエリアサイズをＥＣＣブロック数で指定するスペアエリアサイズ、そしてバイト２０−２３には欠陥に対するスペアエリア内の次に使用される交替先のアドレスを指し示す次候補アドレスが配置される。バイト４−７に配置される復元ＤＤＳアドレスはホストが光ディスク上に記録されたファイル管理情報やファイルに矛盾が無いと判断した状態のＤＬＴを有効ＤＬＴアドレスに含むＤＤＳが記録されたＲＭＡのアドレスを示す。

図１７は図１２のような復元ＤＤＳアドレスを管理するＤＤＳの更新方法とアクシデントが発生した場合にディスク上に配置されたファイルの状態を矛盾の無い状態に復元するリカバリー処理の手順を示すフロチャートである。ドライブはホストからの命令を受け付け、その命令が、ドライブがＲＡＭ上で管理している最新のＤＬＴを光ディスク上に記録することを指示するＤＬＴ記録命令であった場合にはバイト４−７の復元ＤＤＳアドレスに本ＤＤＳが記録されるＲＭＡのアドレスをセットした後、ＤＬＴ、ＤＤＳを記録する。また通常ドライブは追記されたデータ量や欠陥、論理上書きにより必要に応じて独自タイミングでＤＬＴ、ＲＭＤのＲＭＡへの記録更新を行うが、この場合においてはＤＤＳ内の復元ＤＬＴアドレスは前ＤＤＳの復元ＤＤＳアドレスの値を保持しながら記録更新は行われる。このようにホストがＤＤＳ内の復元ＤＤＳアドレスの更新を制御することでアクシデントが発生した場合、ＤＬ復元することを指示する命令に応じてドライブはデータ再生に使用するＤＬを復元ＤＤＳアドレスが指し示す過去のＤＤＳの有効ＤＬＴアドレスに記録されたＤＬＴに戻すことでディスク上に配置されたファイル管理情報やファイルの状態を再び矛盾の無い状態に復元することが可能になる。また本文中、ホストからのＤＬ更新命令に対して復元ＤＤＳアドレスはＤＬＴを記録する前に更新すると説明しているが、ＤＤＳを記録する直前に復元ＤＤＳアドレスを更新し、ＤＤＳを記録する順番でも同様の効果が得られる。実際にＤＬＴを記録し、ＤＬＴが正しく記録できたかどうかを調べ、上手く記録できない場合には再度ＤＬＴを記録するため、ＤＤＳの記録位置が変化する。そのためＤＤＳを記録する直前に復元ＤＤＳアドレスを更新する方がより一般的と考えることもできる。

また図１７の場合においても図１同様に図１５及び図１６で説明した方式をＤＤＳの復元ＤＤＳアドレス更新タイミングとして使用することも可能である。この場合、図１５及び図１６のＤＬＴ復元命令に対してドライブは、データ再生に使用するＲＡＭ上のＤＬＴを復元ＤＤＳアドレスが指し示すＤＤＳの有効ＤＬＴアドレスに記録されたＤＬＴへの更新処理を行う。

図１３は主にリカバリーのための論理上書き取り消しを実現するためのＲＭＡに配置されるＤＤＳのデータ構造の図１１、図１２とは別の一例である。バイト０−１にはＤＤＳを識別するための識別子“ＤＳ”が配置され、バイト２−３にはディスクフォーマット時に作成される最初のＤＤＳでは０、その後ＤＤＳが更新される度に１づつ増加するＤＤＳアップデートカウンタ、バイト４には復元ＤＤＳフラグ、バイト８−１１には有効なＤＬＴが記録されているアドレスを示す有効ＤＬＴアドレス、バイト１２−１５には有効なＲＭＤが記録されているアドレスを示す有効ＲＭＤアドレス、バイト１６−１９にはユーザエリア内に確保されるスペアエリアサイズをＥＣＣブロック数で指定するスペアエリアサイズ、そしてバイト２０−２３には欠陥に対するスペアエリア内の次に使用される交替先のアドレスを指し示す次候補アドレスが配置される。バイト４に配置される復元ＤＤＳフラグはホストによって光ディスク上に記録されたファイル管理情報やファイルに矛盾が無いと判断できる状態にあるか否かを示す。

図１８は図１３のような復元ＤＤＳフラグを管理するＤＤＳの更新方法とアクシデントが発生した場合にディスク上に配置されたファイルの状態を矛盾の無い状態に復元するリカバリー処理の手順を示すフロチャートである。ドライブはホストからの命令を受け付け、その命令がドライブ内の光ディスクを排出することを指示するディスク取り出し命令であった場合には、バイト４の復元ＤＤＳフラグを付加した後、ＤＬＴ、ＤＤＳを記録、ディスクをディスク取り出しする。また通常ドライブは追記されたデータ量や欠陥、論理上書きにより必要に応じて独自タイミングでＤＬＴ、ＲＭＤのＲＭＡへの記録更新を行うが、この場合にはＤＤＳ内の復元ＤＤＳフラグは付加されない。このように正常終了時にドライブがＤＤＳ内の復元ＤＤＳフラグを付加することでアクシデントが発生した場合、ＤＬＴ復元することを指示する命令に応じてドライブはデータ再生に使用するＤＬをＲＭＡ内の復元ＤＤＳフラグがセットされた最後のＤＤＳに含まれる有効ＤＬＴアドレスに記録されたＤＬＴに戻すことでディスク上に配置されたファイル管理情報やファイルの状態を再び矛盾の無い状態に復元することが可能になる。

また図１８の場合においても図１及び図１５で説明したホストからのＤＬＴ記録命令を導入し、ＤＬＴ及びＤＤＳの復元ＤＤＳフラグが付加されたＤＤＳを記録するとしても問題は生じない。この場合には、図１及び図１５のＤＬＴ復元命令に対するドライブ動作としては、ドライブはデータ再生に使用するＲＡＭ内のＤＬＴを復元ＤＤＳフラグが付加された以前のＤＤＳに含まれる有効ＤＬＴアドレスに記録されたＤＬＴに更新処理するといった動作になる。

図２３は光ディスクの代表的なファイルシステムであるＵＤＦのＲｅｖｉｓｉｏｎ２．５０のファイル管理情報及びファイルのディスク上での配置を示したものである。ＡＶＤＰはＬＢＮ＝２５６のセクタ、最後のセクタ（ＬＢＮ＝Ｚ）、ＬＢＮ＝Ｚ−２５６のセクタ中の２箇所以上に記録されている。このＡＶＤＳには２つのヴォリューム情報を含むＶＤＳ（メインＶＤＳ及びサブＶＤＳ）が記録されたアドレス情報が含まれている。ＶＤＳには論理ヴォリュームの内容は整合性のある状態か否かを示す情報や論理ヴォリューム中の論理ブロック総数、また各ファイルのＦＳＤ、ＩＣＢを含むＭｅｔａ Ｄａｔａ及びＭｅｔａ ＤａｔａのコピーであるＭｅｔａ Ｄａｔａ Ｍｉｒｒｏｒの記録位置等が示してある。従って論理上書きが適用されるデータは主にＭｅｔａ Ｄａｔａ、ＶＤＳ、ＡＶＤＳのいずれかであると考えられる。ここでＶＤＳを論理上書きで更新するシステムを想定する。この場合にはＶＤＳ内の論理ヴォリュームの内容は整合性のある状態か否かを示す情報を用いて、ホスト自身がリカバリーを実現することが可能となる。しかしながら論理上書きが行なわれた際、過去に記録されたデータはホストからは読み出し不可能なデータ、つまり復元不可能な状態として考えられるため、ホストは論理ヴォリュームが整合性のある状態になるまでドライブにＤＬＴを過去に一つづつ遡らせる仕組みが必要となる。

図１４は主にリカバリーのための論理上書き取り消しを実現するためのＲＭＡに配置されるＤＴＬのデータ構造の一例である。バイト０−１にはＤＬＴを識別するための識別子“ＤＬ”が配置され、バイト２−３にはディスクフォーマット時に作成される最初のＤＬでは０、その後ＤＬＴが更新される度に１づつ増加するＤＬＴアップデートカウンタ、バイト４−７には復元ＤＬＴアドレス、バイト８−１１にはＤＬＴを構成する交替ステータスを持つＤＬの数、バイト１６以降の８バイトはステータス、欠陥アドレス、交替アドレスからなるＤＬが配置される。ＤＬＴアップデートカウンタ＝ＮであるＤＬＴのバイト４−７に配置される復元ＤＬＴアドレスはＤＬＴアップデートカウンタをＮ−１とするＤＬＴが記録されているＲＭＡ内のアドレスを示す。

図２１は図１４のような復元ＤＬＴアドレスを管理するＤＬＴの更新方法とアクシデントが発生した場合にディスク上の状態を前に戻すリカバリー処理の手順を示すフロチャートの別の例である。ドライブはＲＭＡ内のＤＬＴを記録更新する場合にはバイト４−７の復元ＤＬＴアドレスにＤＤＳのバイト８−１１の有効ＤＬＴアドレスをセットした後、ＤＬＴを記録、そしてＤＤＳのバイト８−１１の有効ＤＬＴアドレスを更新した後、ＤＤＳを記録する。このようにＤＬＴ内の復元ＤＬＴアドレスに一つ前のＤＬＴのアドレスを記録しておく場合、ＤＬＴ復元することを指示する命令に応じてドライブはデータ再生に使用するＤＬＴを復元ＤＬＴアドレスが指し示す以前のＤＬＴに戻すことでディスク上に配置されたファイル管理情報やファイルの状態を再び過去の状態に戻すことが可能になる。これによりホストからのＤＬＴを更新しながらデータ再生を行い、光ディスク上に配置されたファイル管理情報やファイルが再び矛盾の無い状態になるまでＤＬＴを遡る要求に対し、この復元ＤＬＴアドレスを辿ることでドライブは迅速に対応できるようになる。

図２２はＤＤＳやＤＬＴにＤＬＴ復元のための特別なデータを用いない場合におけるアクシデント時のリカバリー処理、上書き処理を取り消す手順を示すフロチャートの例である。ドライブはＤＬＴ復元することを指示するＤＬＴ復元命令に応じて、データ再生に使用するＤＬＴを「現ＤＬＴアップデートカウンタ−１」のＤＬＴアップデートカウンタを持つＤＬＴに戻すことでディスク上に配置されたファイル管理情報やファイルの状態を再び過去の状態に復元する。この場合、ドライブはＲＭＡ内の中から該当ＤＬＴを探し出す検索時間が必要となるが、時間が問題にならない場合にはリカバリーを実現する手段として有効な方法の一つであると考えられる。しかしこの場合においてはＤＬＴを１つだけ遡ることが可能、若しくは遡るとＤＬＴのＤＬＴアップデートカウンタを１づつ減少させていき、復元処理の取り消しのための仕組みが別途必要になってしまう。そのためＤＬＴ復元命令に過去のＤＬＴを選択させる情報を追加することでこの問題を回避する。

図２０は図２２同様ＤＤＳやＤＬにＤＬＴ復元機能のための特別なデータを用いずにアクシデントが発生した場合にディスク上の状態を前に戻すリカバリー処理の手順を示すフロチャートの例である。ドライブは復元ＤＬＴアップデートカウンタ情報を含むＤＬＴ復元することを指示するＤＬＴ復元命令に応じて、データ再生に使用するＤＬＴをＤＬＴ復元命令に含まれるＤＬＴアップデートカウンタを持つＤＬＴに戻すことでディスク上に配置されたファイル管理情報やファイルの状態を再び過去の状態に復元する。またこれと同様の手段としてＤＬＴアップデートカウンタを指示する方法以外にもＤＬＴアップデートカウンタを遡る数を指定する方法もある。つまりＤＬＴアップデートカウンタ遡り数＝１のとき、データ再生に使用するＤＬＴを「現ＤＬＴのＤＬＴアップデートカウンタ１」のＤＬＴアップデートカウンタを持つＤＬＴに戻すことでディスク上に配置されたファイル管理情報やファイルの状態を再び過去の状態に復元し、ＤＬＴアップデートカウンタ遡り数＝２のとき、データ再生に使用するＤＬを「現ＤＬのＤＬＴアップデートカウンタ２」のＤＬＴアップデートカウンタを持つＤＬＴに戻すことでディスク上に配置されたファイル管理情報やファイルの状態を再び過去の状態に復元する。

図１９も図２０同様ＤＤＳやＤＬＴにＤＬＴ復元機能のための特別なデータを用いずにアクシデントが発生した場合にディスク上の状態を前に戻すリカバリー処理の手順を示すフロチャートの別の例である。ドライブはアドレス情報を含むＤＬＴ復元することを指示するＤＬＴ復元命令に応じて、データ再生に使用するＤＬＴをＤＬＴ復元命令に含まれるアドレスの交替先が変化した前のＤＬＴに戻すことでディスク上に配置されたファイル管理情報やファイルの状態を再び過去の状態に復元する。例えばアドレス２５６のＡＶＤＰの交替先が２５７、２５８、２５９と変化しており、ＤＬＴアップデートカウンタ＝Ｎの最新のＤＬが（ステータス、欠陥アドレス、交替アドレス）＝（交替、２５６、２５９）であった場合、ＤＬＴアップデートカウンタ＝Ｍで（ステータス、欠陥アドレス、交替アドレス）＝（交替、２５６、２５９）、ＤＬＴアップデートカウンタ＝Ｍ−１で（ステータス、欠陥アドレス、交替アドレス）＝（交替、２５６、２５８）という情況である場合にはＤＬＴアップデートカウンタ＝Ｍ−１のＤＬＴに復元する。またこのアドレス情報を含むＤＬＴ復元命令を拡張してアップデート回数情報を含め、アップデート回数＝１でアドレス２５６としたＤＬＴ復元命令に対しては、ＤＬＴアップデートカウンタ＝Ｍ−１のＤＬＴに復元を行い、アップデート回数＝２でアドレス２５６としたＤＬＴ復元命令に対しては、（ステータス、欠陥アドレス、交替アドレス）＝（交替、２５６、２５７）とした最後のＤＬＴへ復元することでより自由度を持たせることも可能である。

最後に追記型光ディスクの論理上書き処理に対応した光ディスク記録再生装置におけるアクシデントからのリカバリー実現方法を示す。

光ディスク記録装置の構成は図４に示した光ディスク記録再生装置の構成同様である。図４中、４０１は光ディスク、４０２はレーザダイオード及び光検出器を搭載する光ヘッド、４０３は記録のための符号化処理と再生のための復号化処理を行う記録再生信号処理回路、４０４は各ブロックの動作管理を行う制御マイコン、４０５はサーボ回路、４０６はＲＡＭを含むホストとのインターフェース回路、４０７は入出力端子である。

起動時、光ディスク記録再生装置は光ディスク４０１上のＲＭＡの記録領域の最後尾に記録された最新のＤＤＳ情報を読み出し、制御用マイコン４０４からアクセス可能なインターフェース４０６に内蔵されるＲＡＭ等の一時記憶回路に転送する。次にこのＤＤＳに含まれる有効ＤＬＴアドレス及び有効ＲＭＤアドレスからＤＬ、ＲＭＤを読み出し、ＤＤＳ同様にインターフェース４０６内蔵の一時記憶回路に転送する作業を行う。

記録時、入出力端子４０７を介して、ホストからドライブ動作を指示する命令及び必要に応じてユーザデータ等が入力される。従来同様に通常のドライブ動作で記録命令が入力された場合、制御マイコン４０５は記録命令に含まれる論理アドレスに対応する物理アドレスを計算して求めだし、ＲＭＤからその物理アドレス領域は記録済か未記録かの判断を行う。その物理アドレスが未記録であった場合には、ホストにデータ転送の指示が送られ、ホストから転送されるユーザデータは制御マイコン４０５の指示に応じて、インターフェース回路４０６内のＲＡＭに蓄えられる。それと同時に制御マイコン４０５は求められた物理アドレスへのシーク処理をサーボ回路４０５を用いて行い、記録再生信号処理回路４０３により、スクランブル処理、誤り訂正符号化処理、変調処理などの符号化処理が行われた後、光ヘッド４０２を介して、光ディスク４０１上の対象となる物理アドレス領域へ書き込み処理を行う。記録命令に含まれる論理アドレスに対応する物理アドレスがすでに記録済であった場合にはＤＬＴに新たなＤＬ追加する修正して新たな物理アドレスの割り当てを行った後、ホストにデータ転送の指示が送られ、ホストから転送されるユーザデータは制御マイコン４０５の指示に応じて、インターフェース回路４０６内のＲＡＭに蓄えられる。それと同時に制御マイコン４０５は新たに交替アドレスとして割り当てられた物理アドレスへのシーク処理をサーボ回路４０５を用いて行い、記録再生信号処理回路４０３により、スクランブル処理、誤り訂正符号化処理、変調処理などの符号化処理が行われた後、光ヘッド４０２を介して、光ディスク４０１上の対象となる新たに割り当てられた物理アドレス領域へ書き込み処理を行う。

また同様にホストから入出力端子４０７を介して入力される各種命令に対する制御は制御マイコン４０５にて適切に判断され、実行される。

図１、図１５、図１６、図１７、図１８及び図２１を用いて説明したＤＬ更新時におけるＤＬＴ復元のためのＤＤＳやＤＬへの復元ＤＬＴアドレス等の一部情報書き込みのために、制御マイコン４０５は更新時にインターフェース回路４０６内のＲＡＭに蓄えられたＤＤＳ又はＤＬのバイト４−７の必要位置を更新した後、ユーザデータの記録処理同様にＲＭＡの次の記録アドレスへのシーク処理をサーボ回路４０５を用いて行い、記録再生信号処理回路４０３により、スクランブル処理、誤り訂正符号化処理、変調処理などの符号化処理が行われた後に光ヘッド４０２を介して、光ディスク４０１上の対象となる物理アドレス領域へ書き込み処理される。またＤＬＴ復元命令に対して制御マイコン４０５はインターフェース回路４０６内のＲＡＭに蓄えられたＤＤＳ又はＤＬＴに含まれる復元ＤＬＴアドレス等の情報から目的のＤＬＴが記録された物理アドレスを見つけ出し、この物理アドレスへのシーク処理をサーボ回路４０５を用いて行い、光ヘッド４０２を介して対象となる物理アドレス領域から読み出された再生信号は記録再生信号処理回路４０３において復調処理、誤り訂正処理、デ・スクランブル処理を行なった後、インターフェース４０６に内蔵される一時記憶回路に転送される。このように読み出されたＤＬＴを同様に一時記憶回路に保存された最新ＤＬＴと交換し、続くホストからの命令に備える動作を行う。

図１９、図２０及び図２３を用いて説明したＤＬＴ復元命令に対して制御マイコン４０５はインターフェース回路４０６内のＲＡＭに蓄えられたＤＤＳが記録されていたアドレス又はＤＤＳに含まれる有効ＤＬＴアドレス近傍へのシーク処理をサーボ回路４０５を用いて行い、光ヘッド４０２を介して読み出された再生信号を記録再生信号処理回路４０３において復調処理、誤り訂正処理、デ・スクランブル処理を行なった後、インターフェース４０６に内蔵される一時記憶回路に転送し、識別子やＤＤＳ、ＤＬＴアップデートカウンタ、又はＤＬＴの所定アドレスを含むＤＬを参考にしながらＲＭＡ内から目的のＤＬＴを原則的に遡りながら探し出し、一時記憶回路に保存されていた最新のＤＬＴと交換した後、続くホストからの命令に備える動作を行うことで実現される。

物理的なデータ改ざん不可能、データの復元を保証とするファイル配置と言った従来の追記型光ディスクの機能を維持しつつ、追記型光ディスクにデータの上書きや欠陥管理等の書き換え型光ディスク同様の使用環境を与えることが可能となるため、将来の追記型光ディスクの一般的な使い方として期待できる。

追記型光ディスクドライブのＤＬＴ記録及び復元命令に対する動作を示すのフロチャート図である。 データフレームの構成を示した説明図である。 ＥＣＣブロックの構成を示した説明図である。 光ディスクドライブの構成を示した説明図である。 論理アドレス空間と光ディスクの物理アドレスの対応を示した説明図である。 欠陥管理機能を有する記録型光ディスクを示した説明図である。 記録型光ディスクの交替処理とＤＬを示した説明図である。 追記型光ディスクの記録領域管理方法を示した説明図である。 論理上書き機能を有する追記型光ディスクの構成を示した説明図である。 論理上書き機能を有する追記型光ディスクのドライブ管理情報の配置を示した説明図である。 復元ＤＬＴアドレスを有するＤＤＳの構成を示した説明図である。 復元ＤＤＳアドレスを有するＤＤＳの構成を示した説明図である。 復元ＤＤＳフラグを有するＤＤＳの構成を示した説明図である。 復元ＤＬＴアドレスを有するＤＬの構成を示した説明図である。 追記型光ディスクドライブの記録命令及びＤＬＴ復元命令に対する動作を示すのフロチャート図である。 追記型光ディスクドライブのディスク取り出し命令及びＤＬＴ復元命令に対する動作を示すのフロチャート図である。 追記型光ディスクドライブのＤＬＴ記録及び復元命令に対する動作を示すのフロチャート図である。 追記型光ディスクドライブのディスク取り出し命令及びＤＬＴ復元命令に対する動作を示すのフロチャート図である。 追記型光ディスクドライブのＤＬＴ記録及び復元命令に対する動作を示すのフロチャート図である。 追記型光ディスクドライブのＤＬＴ復元命令に対する動作を示すのフロチャート図である。 追記型光ディスクドライブのＤＬＴ復元命令に対する動作を示すのフロチャート図である。 追記型光ディスクドライブのＤＬＴ復元命令に対する動作を示すのフロチャート図である。 ファイルシステム管理情報とファイルが記録されたユーザエリアの構成を示した説明図である。

４０１…光ディスク、４０２…光ヘッド、４０３…記録再生信号処理回路、４０４…制御マイコン、４０５…サーボ回路、４０６…インターフェース回路、４０７…入出力端子。

Claims (6)

1. リードイン、ユーザエリア、リードアウトを有し、該リードインに記録されるディスク構造定義情報と欠陥リストテーブルを用いて論理上書き処理が行われる追記型光ディスクの記録方法において、
   Ｎ（Ｎは２以上の正の整数）番目に作成されたディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ）は、Ｎ番目に作成された欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｎ）のディスク上の位置情報を含み、
   上記ディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ）は、論理上書きにより発生した置換情報を無効化して論理上書きを取り消す論理上書き取り消し処理に参照される、Ｍ（ＭはＮよりも小さい正の整数）番目に作成されたディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含み、
   論理上書き処理により、前記ディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ）から更新されたディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ＋１）は、欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｎ＋１）と、論理上書き取り消し処理に参照されるディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含むことを特徴とする記録方法。
2. リードイン、ユーザエリア、リードアウトを有し、該リードインに記録されるディスク構造定義情報と欠陥リストテーブルを用いて論理上書き処理が行われる追記型光ディスクの記録方法において、
   Ｎ（Ｎは２以上の正の整数）番目に作成されたディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ）は、Ｎ番目に作成された欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｎ）のディスク上の位置情報を含み、
   前記ディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ）は、論理上書きにより発生した置換情報を無効化して論理上書きを取り消す論理上書き取り消し処理に参照される、Ｍ（ＭはＮよりも小さい正の整数）番目に作成された欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含むディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含み、
   論理上書き処理により、前記ディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ）から更新されたディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ＋１）は、欠陥管理リストテーブルＤＴＬ（Ｎ＋１）と、論理上書き取り消し処理に参照されるディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含むことを特徴とする記録方法。
3. リードイン、ユーザエリア、リードアウトを有し、該リードインに記録されるディスク構造定義情報と欠陥リストテーブルを用いて論理上書き処理が行われる追記型光ディスクの記録方法において、
   Ｎ（Ｎは２以上の正の整数）番目に作成された欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｎ）は、論理上書きにより発生した置換情報を無効化して論理上書きを取り消す論理上書き取り消し処理に参照される、Ｍ（ＭはＮよりも小さい正の整数）番目に作成された欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含み、
   論理上書き処理により、前記欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｎ）から更新された欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｎ＋１）は、論理上書き取り消し処理に参照される欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含むことを特徴とする記録方法。
4. リードイン、ユーザエリア、リードアウトを有し、該リードインに記録されるディスク構造定義情報と欠陥リストテーブルを用いて論理上書き処理を行う光ディスク記録装置であって、
   Ｎ（Ｎは２以上の正の整数）番目に作成されたディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ）は、Ｎ番目に作成された欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｎ）のディスク上の位置情報を含み、
   上記ディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ）は、論理上書きにより発生した置換情報を無効化して論理上書きを取り消す論理上書き取り消し処理に参照される、Ｍ（ＭはＮよりも小さい正の整数）番目に作成されたディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含み、
   論理上書き処理により、前記ディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ）から更新されたディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ＋１）は、欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｎ＋１）と、論理上書き取り消し処理に参照されるディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含むことを特徴とする光ディスク記録装置。
5. リードイン、ユーザエリア、リードアウトを有し、該リードインに記録されるディスク構造定義情報と欠陥リストテーブルを用いて論理上書き処理を行う光ディスク記録装置であって、
   Ｎ（Ｎは２以上の正の整数）番目に作成されたディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ）は、Ｎ番目に作成された欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｎ）のディスク上の位置情報を含み、
   上記ディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ）は、論理上書きにより発生した置換情報を無効化して論理上書きを取り消す論理上書き取り消し処理に参照される、Ｍ（ＭはＮよりも小さい正の整数）番目に作成された欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含むディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含み、
   論理上書き処理により、前記ディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ）から更新されたディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｎ＋１）は、欠陥管理リストテーブルＤＴＬ（Ｎ＋１）と、論理上書き取り消し処理に参照されるディスク構造定義情報ＤＤＳ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含むことを特徴とする光ディスク記録装置。
6. リードイン、ユーザエリア、リードアウトを有し、該リードインに記録されるディスク構造定義情報と欠陥リストテーブルを用いて論理上書き処理を行う光ディスク記録装置であって、
   Ｎ（Ｎは２以上の正の整数）番目に作成された欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｎ）は、論理上書きにより発生した置換情報を無効化して論理上書きを取り消す論理上書き取り消し処理に参照される、Ｍ（ＭはＮよりも小さい正の整数）番目に作成された欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含み、
   論理上書き処理により、前記欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｎ）から更新された欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｎ＋１）は、論理上書き取り消し処理に参照される欠陥リストテーブルＤＴＬ（Ｍ）のディスク上の位置情報を含むことを特徴とする光ディスク記録装置。

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