JP5049518B2 - 記録方法及び光ディスク記録装置 - Google Patents

Description

本発明は、光ディスクの記録方法及び記録装置に関し、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方法及び記録装置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。

関連する技術として、下記特許文献１及び２並びに非特許文献２及び３が挙げられる。

特開２００４−１７１７１４号公報 特開２００４−３０３３８１号公報 「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 2.60」ＯＳＴＡ ２００５年（第１４７−１５０頁）

ＤＶＤ−ＲＡＭドライブは、ＤＶＤ−ＲＡＭが物理フォーマット済み場合、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ＥＣＭＡ−２７２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。また、最新のＵＤＦでは上記で示した論理上書き技術を用いて追記型光ディスクでも書き換え型光ディスク同様のファイルシステム構成を持たせることを可能とする記録技術に関する記載がある。本技術を使用することで記録途中の追記型光ディスクにおいても、ＡＶＤＰを論理ブロック番号（ＬＢＮ）２５６のセクタ、最後のセクタ（Ｚ）、Ｚ−２５６のセクタに配置することが可能となる。また最新のＵＤＦではメタデータと呼ばれる光ディスク上に記録されるファイルの管理情報やディレクトリに関する情報をメタデータファイルとして１つのファイルとして管理し、ファイルシステムで特に重要であるメタデータのロバストネスの観点から光ディスク上に纏めて配置することを推奨している。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、非特許文献３で述べられているようにファイルシステム管理情報データ、例えば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、ＵＤＦにおけるＡＶＤＰ、またファイルの追加、削除、修正処理で書き換えが必要になるファイル管理情報やディレクトリ情報等のメタデータの書き換えに有効である。

しかしながら上記特許文献には論理上書き処理を適用した追記型光ディスクの記録領域管理データとして非特許文献２に記載の追記型光ディスク等とは異なるスペースビットマップを適用している。

そのため従来のシーケンシャルにユーザデータを記録し、Ｒゾーンとその中のＬＲＡで記録領域を管理する方式では具体的に論理上書きの交替先をどのように決定すれば良いのかといった課題がある。非特許文献３の中で本記録方式を用いており、交替先として、欠陥管理用のスペアエリアと、任意のＲゾーンのＮＷＡ（ＬＲＡを物理的に最小記録単位となるアドレス境界に修正した値）のどちらかを用いると迄の記載がある。

本発明は、かかる実情に鑑みてなされたものであり、本発明の目的は、追記型光ディスクに最適にデータを配置することができる記録方法及び記録装置を提供することにある。

上記課題は、一例として特許請求の範囲に記載の発明によって解決することができる。

本発明によれば、データを追記型光ディスクに最適配置することができるので、高速にデータを再生することができる。

以下、本発明に従う記録方法の実施形態について図面を用いて詳細に説明するが、本発明は、以下の実施形態に限定されるものではない。

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に示すように、光ディスクドライブは、レーザダイオード及び光検出器を搭載する光ヘッド４０２と、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４０３と、回路の動作管理を行う制御マイコン４０４と、サーボ回路４０５と、符号化又は復号化の処理過程において一時的にデータを保管するＲＡＭを含むホストとのインターフェース回路４０６と、ホストとケーブルで接続される入出力端子４０７とを有する。

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、スクランブル解除処理が含まれる。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のフォーカス制御及び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３０１の構成の一例を示す。データフレーム３０１とはユーザデータ２０１とこのユーザデータ２０１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。上位装置９から入力される２０４８バイトのユーザデータ２０１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）２０２と、ＩＤの誤り検出符号である２バイトのＩＥＤ２０３、予備データエリアである６バイトのＲＳＶ２０４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ＥＤＣ２０５が付加され、結果２０６４バイトのデータフレーム３０１を構成する。各データフレーム３０１は、１７２バイト１２行の形状で扱われる。

図３にＥＣＣブロック３０２の構成方法を示す。通常、このＥＣＣブロック３０２が光ディスク記録再生装置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３０１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３０２を構成する。縦方向の各列には１６バイトの外符号（ＰＯ）３０３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）３０４を付加し、１８２バイトのデータとする。結果ＥＣＣブック３０２は１８２バイト２０８行、２０４８バイト×１６のユーザデータ２０１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、ここでは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、以下の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を説明し、図８を用いてＤＶＤ−Ｒ等で行なわれる記録方法と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−１）である場合には、論理アドレス空間として最大０からａ−１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。リードイン内の記録管理情報を記録するための記録管理情報エリア（ＲＭＡ）が設けられ、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（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（欠陥リスト）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インからリードアウト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（欠陥リスト）の構成の詳細を示す。各ＤＬは、ユーザエリア内の欠陥アドレスと、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と、またこの２つのアドレスの関係を示すステータス情報とから構成される。図中、光ディスク上の黒く塗りつぶされた領域は記録済エリアであることを示す。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”と、“アドレスＭ”と、その２つのアドレス関係を示す“交替”とから構成される。

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が、３つの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。各Ｒゾーン、及びＲＭＡ内では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、任意のＲゾーンを分割することで行われる。追記可能な未記録領域を残すＲゾーンをＯｐｅｎ状態のＲゾーンと表し、記録可能な領域を含まないＲゾーンをＣｌｏｓｅ状態のＲゾーンと表す。本実施例においては、状態を示す“記録可能か否か”は“記録命令を受付可能か否か”の意味とは異なり、“Ｒゾーン内に物理的に新たなデータを追記することが許可されているか、全領域が記録済み領域となっているか否か”を示す。

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、斜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９中、上方の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Ｍ−１となっている。ここでＬＲＡ１よりも小さいアドレスでサイズｎ、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ＭからＭ＋（ｎ―１）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Ｌ＋（ｎ―１）に記録されるべきデータを物理アドレスＭからＭ＋（ｎ―１）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＋３とＮ＋３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。

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。ＤＤＳ、ＤＬＴ、ＲＭＤはそれぞれ１ＥＣＣブロックで構成される。またＤＤＳに最新の、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記録し、ＤＬＴ又はＲＭＤが更新される場合にはＤＤＳも合わせて更新する。ＲＭＡは物理アドレスの昇順に連続的に使用され、記録済エリアの端（最外位置）に常に有効なＤＤＳが配置される。これより光ディスク記録再生装置に光ディスクが挿入された場合には先ず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情報を復元する。

図１１は追記型光ディスクを論理フォーマットした直後のユーザエリア内のＲゾーンとファイル管理情報の配置を示した図である。本図において黒く塗りつぶされた場所は記録済みエリアを示し、白抜きの場所は未記録のエリアを示す。論理フォーマット後、ファイルシステムによって管理が必要となるディレクトリ又はファイルはルートディレクトリのみであるため、記録が必要となるファイル管理情報は、情報読み出しのためのアンカー情報、ヴォリューム空間、パーティションを定義、認識するための情報と、ルートディレクトリが空であることを示すディレクトリ情報のみである。そのため、光ディスクのユーザエリアは、アンカー情報と、アンカー情報から導出されるヴォリューム管理情報と、ヴォリューム内のパーティション管理情報とを含むＲゾーン１と、１つのパーティションであり、メタデータと呼ばれるファイル管理情報を１つのメタデータファイルとして纏めて一箇所に記録するために用意されるＲゾーン２と、ファイル管理情報によって管理されるファイルが配置される予定のＲゾーン３と、予備のヴォリューム管理情報やアンカー情報を含むＲゾーン４との４つのＲゾーンに区切られる。

Ｒゾーン２にはルートディレクトリが空であることを示すファイル管理情報が記録され、残り部分はファイルやディレクトリが新規に追加、削除されたときの管理情報更新用に未記録領域として残される。Ｒゾーン３は新規にファイルを追加、またファイルを更新するために全領域、未記録領域となっている。一方、Ｒゾーン１及びＲゾーン４は追記型光ディスクを一度フォーマットした後にはほとんど更新の必要が無いアンカー情報やヴォリューム管理情報等で記録されているため、冗長となる未記録領域を含ませず、Ｃｌｏｓｅ状態となる。

図１２は、図１１で論理フォーマットした後にディレクトリやファイルを新規に追記、論理上書きを繰り返しながら追加、変更、削除していった結果、ファイル管理情報から構成されるメタデータファイルのために確保していたＲゾーン２の未記録領域が全て記録済みとなり、Ｒゾーン２がＣｌｏｓｅ状態になってしまった場合の例を示してある。Ｒゾーン２の記録可能領域が無くなってしまうと新規にディレクトリやファイルの管理情報を記録する領域が必要となるため、ファイルシステムを管理するファイルシステムドライバやアプリケーションはファイルを記録するために設けられていた、残る唯一のＯｐｅｎ状態であるＲゾーン３をＬＲＡで分割する。分割されたＲゾーン３は新たにＲゾーン３及びＲゾーン４となり、Ｒゾーン３はＬＲＡで区切られたためＣｌｏｓｅ状態となるが、領域全部が未記録である残りのＲゾーン４は、図１１でのＲゾーン２とＲゾーン３同様の目的で２つのＲゾーン４及びＲゾーン５に再分割される。結果、Ｏｐｅｎ状態のディレクトリやファイルの管理情報をメタデータファイルとして纏めて記録するためのＲゾーンとファイルを記録するためのＲゾーンが再度形成される。

図１２は、その状態からさらに新規ファイルが追記された状態を示しており、Ｒゾーン５内の横線領域は新規ファイルが追記されたことで記録済領域となったエリアを表し、Ｒゾーン４内の横線領域は本ファイルを管理するために追記されたファイル管理情報と、本ファイルが追加された既存のディレクトリの管理情報とが更新されたことで記録済領域となったエリアを表す。新規に追加されたファイル及びファイル管理情報は新規に追加記録されるが、Ｒゾーン４に記録された既存のディレクトリの管理情報は既にＲゾーン２に存在していたため、図９で示した論理上書きを用いて更新記録されたものである。本図では分割をＬＲＡで行っているが、ＤＶＤ−Ｒではデータの物理的な最小記録単位がＥＣＣブロックであり、またアドレスの単位は２Ｋバイトであるため、分割の位置はアドレス境界で管理できるＬＲＡをＥＣＣブロック境界に補正した次にデータ記録が可能となるアドレス（ＮＷＡ）になる。このように論理上書きを利用したファイルシステムの追記型光ディスクへのファイル記録方法として、論理フォーマット後にファイル用とディレクトリ、ファイル管理情報用の２つのＯｐｅｎ状態であるＲゾーンを使用しながらファイルを追加、修正、削除していく方法がある。この記録方法の長所の１つとして、ファイル、ディレクトリの管理情報を隣接させながら纏めて記録することが可能となることが挙げられる。結果、複数のファイル、ディレクトリ管理情報を連続的に読み出して行われるファイル検索が高速に処理でき、また新規ファイルの追加、一部ファイルの修正、削除に伴うファイル、ディレクトリ管理情報の論理上書きに伴う更新も連続したアドレスで行われる可能性が高いため、ＤＬ数や管理情報の記録にかかる時間も少なく抑えられることが期待できる。

図１は、図１２に関する説明中のディスクの一状態、つまりＲゾーン３をＬＲＡで分割した後にファイル、ディレクトリ管理情報を配置するためのＲゾーン４、及びファイルを配置するためのＲゾーン５の２種類のＯｐｅｎ状態であるＲゾーンを作成した後にファイルシステムドライバやアプリケーションによって制御されるホストからの記録命令に対して、追記型光ディスク記録装置がどのように論理上書きの交替先を決定すれば理想的にＲゾーンを使用できるかを示した図である。

ホストからの任意の論理上書き処理を伴う記録処理において、以下の１から３の規則に従って交替先を割り当てる。

１．記録命令に含まれる物理アドレスを含む同一のＲゾーン。

２．条件１に該当するＲゾーンがＣｌｏｓｅ状態である場合にはその隣接Ｒゾーンを除き、記録命令のアドレスよりも大きく、なるべく交替前と交替先のアドレス差が小さくなるような未記録領域を有するＲゾーン。

３．条件１，２に該当するＲゾーンが全てＣｌｏｓｅ状態、又は、条件１、２に該当するＲゾーンが存在しない場合、残Ｒゾーンの中で最大のアドレスを持つ未記録領域を有するＲゾーン。

ここで、図１は本交替先の割り当て規則に基づいた制御を表しているが、一連の記録命令を繋ぎ合わせた記録処理をひとつの記録として捉えており、本交替先の割り当て規則に基づいた交替先の決定は本記録処理の先頭に位置する記録命令受け取り時に行われる。つまり、ホストからの前命令群から切り離されていると考えられる記録命令を光ディスク記録装置が受け取ると、光ディスク記録装置は本記録命令に論理的に連続する記録命令郡がホストから送られてくることを予測して各論理アドレスに対応した物理アドレスを前もって割り当てる。ホストから連続転送されると予想する記録命令に含まれる記録範囲は、光ディスク上の未記録領域の合計サイズに一致し、光ディスク記録装置は一連の記録処理ではホストは同種類のユーザデータを記録すると考える。つまり本図においてＲゾーン２又はＲゾーン４から開始される記録処理は、ファイル及びディレクトリを管理する情報の追加、更新処理に関する一連の処理であり、Ｒゾーン３又はＲゾーン５から開始される記録処理は新規ファイルの追記や既存ファイルの修正に関する一連の処理である。図１では記録命令はＲゾーン３から開始されているため、ファイルの一部が修正され、論理上書きによって書き換えられている処理と考えることができる。

上記交替規則に従ってユーザデータを記録する、本発明に従う光ディスク記録装置では、この論理上書き処理により、最初の記録命令を含む第１番目の連続する記録命令群に対する交替処理は、交替先割り当て規則２からＲゾーン５の先頭（図では交替先１に該当）に記録される。Ｒゾーン４に対応する第２番目の記録命令群は論理上書き処理を必要とせず、Ｒゾーン４に記録される。そして残りの第３番目の記録命令群は交替先割り当て規則１に従って、同一のＲゾーン内の第１記録命令群に対する記録処理を行った後にＬＲＡとなるアドレスの次から残りの未記録領域の分だけ割り当てられる。

その結果、ファイルやディレクトリの管理情報を纏めて配置するために設けられたＲゾーン２の交替先は同様の目的で設けられたＲゾーン４となり、各種ファイルを配置するために設けられたＲゾーン３の交替先は同様にファイルを配置するために設けられたＲゾーン５となり、Ｒゾーン２、Ｒゾーン４に記録するファイル、ディレクトリの管理情報からなるメタデータファイルをディスク上でフラグメンテーション無く配置することが可能となる。

ただし、図１２の状態からさらにファイルの記録を継続し、Ｒゾーン４の未記録領域が無くなり、Ｃｌｏｓｅ状態になった場合には、Ｒゾーン４及びＲゾーン５生成時同様の処理に従って、ファイルとディレクトリ管理情報を配置するためのＲゾーン６及びファイルを配置するためのＲゾーン７を新規に生成し、本交替先の割り当て規則に基づいて交替先を決定して、Ｒゾーン３に記録されたファイルの論理上書き処理に対して、Ｒゾーン６を選択してもよいが、上記交替先の割り当て規則の２を次のように改良して処理することもできる。

２（改）．前述の条件１に該当するＲゾーンがＣｌｏｓｅ状態である場合にはＲゾーン番号の差が奇数となるＲゾーンを除き、記録命令のアドレスよりも大きく、なるべく交替前と交替先のアドレス差が小さくなるような未記録領域を有するＲゾーン。

本条件を用いるとＲゾーン６とRゾーン３のRゾーン番号は３となるため、Rゾーン３の交替先をＲゾーン６とすることを回避することが可能となる。

また図１の下部に交替先の割り当てを管理するＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストの一例を示す。

本リストは論理上書き時を含むＲゾーンを用いた連続記録時に使用するもので通常は光ディスク記録装置内の内部ＲＡＭで管理されるリストである。上の一連の記録処理に対するＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストは図に示されるように記録が開始されるＬＳＮ、原則的にＯｐｅｎ状態のＲゾーン内未記録領域の先頭アドレスに一致する記録が開始されるＰＳＮ、そしてそのＲゾーン内の未記録領域のアドレス数から構成される。つまり本リストで管理される記録開始ＬＳＮと記録開始ＰＳＮが対応し、記録開始ＬＳＮからアドレス数の範囲内のＬＳＮ範囲が本記録開始ＰＳＮから開始する未記録領域に記録される対象となる。図１では上図のＲゾーン４はＰＳＮ Ｃから開始するＮ２個のアドレスからなる未記録領域で、Ｒゾーン５はＰＳＮ Ｂから開始する（Ｎ１＋Ｎ３）個のアドレスからなる未記録領域であるとする。すると本ＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストは最初の記録命令に含まれるＬＳＮ ＡからＬＳＮ Ａ＋Ｎ１−１までをＲゾーン５内の先頭のＰＳＮであるＢからＰＳＮ Ｂ＋Ｎ１−１まで、続くＬＳＮ Ａ＋Ｎ１からＬＳＮ Ａ+Ｎ１＋Ｎ２−１までをＲゾーン４内の先頭のＰＳＮであるＣからＰＳＮ Ｃ＋Ｎ２−１まで、そしてＬＳＮ Ａ＋Ｎ１＋Ｎ２からＬＳＮ Ａ＋Ｎ１＋Ｎ２＋Ｎ３−１までを先頭のリストに続くＲゾーン５内のＰＳＮであるＢ＋Ｎ１からＢ＋Ｎ１＋Ｎ３−１までを記録することを意味している。

図１３、図１４及び図１５は本交替先の割り当て規則を実現するためのアルゴリズムを光ディスク記録装置で容易に実現するための示したものである。

図１３はファイルシステムドライバやアプリケーションからの記録命令が受け付けられた際の光ディスク記録装置の動作を表したフロチャートである。ホストからの何らかの処理命令に対し、光ディスク記録装置はその命令の種類を解釈し、その命令に応じた動作を行う。本命令が記録命令である場合には、記録命令に含まれる論理アドレスを参照し、その命令が前の命令に連続するものか否かを判断して動作を切り替える。その記録命令が一連の記録処理の最初となるものである場合には光ディスク装置は本記録命令に含まれる論理アドレスを起点とした記録処理用の論理アドレス（ＬＳＮ）から物理アドレス（ＰＳＮ）への変換テーブルを作成する。その後、本ＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストを元に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求めながら光ディスク上へのデータ記録を行っていく。また記録命令が前の記録命令に続くものである場合、記録処理開始時に作成した本ＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストを元に各記録命令に含まれる論理アドレスに対応した光ディスク上の物理アドレス位置にデータ記録を行っていく。

図１４は図１３のフロチャートにおける本ＬＳＮ→ＰＳＮ変換リスト作成の第一段階のアルゴリズムの一例を示すフロチャートである。

必要とする変数パラメータは、検索の方向を示す情報、検索が開始されるＲゾーン番号、検索が行われているＲゾーン番号の３つである。

検索開始時、検索方向を昇順に設定し、ホストからの記録命令に含まれるＬＳＮに対応するＰＳＮを含むＲゾーンを求める。次にこのように求められたＲゾーンがＯｐｅｎ状態かＣｌｏｓｅ状態かを判定し、Ｏｐｅｎ状態であれば検索開始Ｒゾーンを本Ｒゾーンに設定し、Ｃｌｏｓｅ状態であれば検索開始Ｒゾーンを本Ｒゾーン番号に＋２したＲゾーン番号を持つＲゾーンを設定する。このとき該当するＲゾーンが存在しなければ、最大のＲゾーン番号を持つ最終のＲゾーンを検索開始Ｒゾーンに設定する。また本交替先の割り当て規則２（改）を利用する場合には本処理過程において検索開始Ｒゾーンを本Ｒゾーン番号に＋２づつしていったＲゾーンでＯｐｅｎ状態のＲゾーンを探す処理を繰り返し、最初に見つけだされたＲゾーンを検索開始Ｒゾーンに設定する。

このように検索開始Ｒゾーンを設定した後、検索開始Ｒゾーンを検索が行われている検索対象Ｒゾーンとして初期設定し、以降検索対象ＲゾーンがＯｐｅｎ状態であれば検索対象ＲゾーンをＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストの交替先対象に加えてはその後に続くＲゾーンを検索対象Ｒゾーンに設定、更新していく。本検索を対象Ｒゾーンが最終のＲゾーンになるまで継続し、対象Ｒゾーンが最終のＲゾーンになると検索方向を降順に設定し、続く検索対象Ｒゾーンに検索開始Ｒゾーンの１つ前のＲゾーンを設定する。その後、昇順の検索時同様に検索対象ＲゾーンがＯｐｅｎ状態であれば検索対象ＲゾーンをＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストの交替先対象に加えてはその１つ前のＲゾーンを検索対象Ｒゾーンに設定、更新していく。本検索は対象ＲゾーンがＲゾーン１になるまで継続し、最終的に対象Ｒゾーンが１になり、必要に応じてＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストを変更した後に本ＬＳＮ→ＰＳＮ変換リスト作成の第一段階処理を終了する。

図１５は図１３のフロチャートにおける本ＬＳＮ→ＰＳＮ変換リスト作成の第二段階のアルゴリズムの一例を示すフロチャートである。本アルゴリズムに記載の処理目的はＬＳＮ→ＰＳＮ変換リスト作成の第一段階処理で考慮しなかった隣接ＲゾーンのＬＳＮ→ＰＳＮ変換リスト内の位置を必要に応じて修正することである。はじめにホストからの記録命令に含まれるＬＳＮに対応するＰＳＮを含むＲゾーンｎの隣接Ｒゾーンｎ＋１がＯｐｅｎ状態かＣｌｏｓｅ状態かを調べ、Ｃｌｏｓｅ状態であれば隣接Ｒゾーンｎ＋１はＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストに含まれていないとして処理を終了する。隣接Ｒゾーンｎ＋１がＯｐｅｎ状態であれば、隣接Ｒゾーンｎ＋１の先頭ＰＳＮが本来対応していたＬＳＮとＬＳＮ→ＰＳＮ変換リスト作成の第一段階で隣接Ｒゾーンｎ＋１に割り当てられたＬＳＮの開始アドレスとを比較し、本来対応していたＬＳＮよりもＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストから求められるＬＳＮが小さい場合には変更無しで終了し、大きい場合にはＬＳＮ→ＰＳＮ変換リスト内の隣接Ｒゾーンｎ＋１の位置を隣接Ｒゾーンｎ＋１の先頭ＰＳＮが本来対応していたＬＳＮに合わせ、交替先の割り当て規則１に準拠するように修正を行う。尚、本隣接Ｒゾーンｎ＋１の修正に応じて、図１が示すＲゾーン５のように１つのＲゾーンが分割される必要が生じる場合がある。この場合には分割されるＲゾーンをＬＳＮ→ＰＳＮ変換リスト内で仮想的にＲゾーンを分けて取り扱うことでＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストの修正に対応可能となる。

本フロチャートで示されたアルゴリズムは図４で示した光ディスク記録装置で容易に実現可能である。ホストからの記録命令が一連の記録処理の開始に相当する記録命令であると制御マイコン４０４が判断した場合にはホストから転送されたユーザデータをインターフェース４０６内のＲＡＭに一時記憶しながら制御マイコン４０４で上記フロチャートに従ってＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストの作成を行い、その後、ホストから転送されたユーザデータが一定の量に達成、ある一定時間が経過、またホストからのキャッシュ内データ強制記録命令によりＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストを用いながら光ディスク４０１上の記録位置を決定しながらデータを実際に記録するだけである。

追記型光ディスクの論理上書き処理に本発明で示した本交替先の割り当て規則を適用することで目的別に応じて設けられたＲゾーンの内、適切なＲゾーンが選択されるため、論理上書きによって発生する可能性がある光ディスク上のフラグメンテーションを抑えることが可能となる。

結果、光ディスクへのデータ記録及び光ディスクからのデータ再生を高速に行うことが可能となり、また実質的に光ディスクにデータを記録するファイルシステムドライバやアプリケーションが意図的にファイル、ディレクトリ管理情報を記録するＲゾーンをディスク内周に設けることで光ディスクの再生エラーの原因になりやすい、指紋や傷から管理情報を守ることが可能となり、より高性能で安全な光ディスク記録、再生環境を提供することが可能となる。

以上、本発明に従う記録方法及び光ディスク記録装置の実施形態を詳細に説明したが、本発明は、これら実施形態に限定されるものではなく、本発明の主旨を逸脱しない範囲において、種々の改良や変更を行うことができる。

追記型光ディスクの使用方法を示した説明図である。 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。 論理フォーマット直後の追記型光ディスクの状態を示した説明図である。 ファイル追記中の追記型光ディスクの一状態を示した説明図である。 光ディスク記録装置の記録命令に対する動作を示すのフロチャートである。 ＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストを生成する第一段階のアルゴリズムを示すのフロチャートである。 ＬＳＮ→ＰＳＮ変換リストを生成する第二段階のアルゴリズムを示すのフロチャートである。

符号の説明

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 (2)

1. リードイン、ユーザエリア、リードアウトを有し、前記リードインに記録される欠陥管理情報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、
   前記ユーザエリアが複数のＲゾーンに分割され、記録可能領域を有する少なくとも２つ以上のＲゾーンが存在し、
   前記ユーザエリア内の任意の領域に対する論理上書き処理の交替先を決定する際に、前記任意の領域を含む第１Ｒゾーンが記録可能領域を有するかの判別をし、
   記録可能領域を有する場合には当該第１Ｒゾーンを前記交替先として決定し、
   前記第１Ｒゾーンが記録可能領域を有しない場合には、前記第１Ｒゾーンに隣接する第２Ｒゾーンを除き、前記任意の領域よりもリードアウト側に配置される最も近い位置に存在する未記録領域を有する第３Ｒゾーンを交替先として決定し、
   前記任意の領域よりもリードアウト側に配置される最も近い位置に存在する未記録領域を有する第３Ｒゾーンが存在しない場合は、残りのＲゾーンの中で最もリードアウト側に配置される未記録領域を有するＲゾーンを交替先として決定
   する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欠陥管理情報を用いて論理上書き処理を行なう追記型光ディスクの記録装置において、
   該ユーザエリアが複数のＲゾーンに分割され、少なくても２つ以上の記録可能領域を持つＲゾーンが存在するとき、記録済の任意の領域への記録処理受付時に、該領域を先頭とした記録受付可能領域全体の記録位置を
   １．該領域を含む同一のＲゾーン、
   ２．１に該当するＲゾーンが記録可能領域を持たない場合には該Ｒゾーンのリードアウト側に隣接するＲゾーンを除き、該領域よりもリードアウト側に配置される最寄りの未記録領域を有するＲゾーン、
   ３．１，２に該当するＲゾーンが全て記録可能領域を持たない、又は１，２に該当するＲゾーンが存在しない場合、残Ｒゾーンの中で最もリードアウト側に配置される未記録領域を有するＲゾーン、
   の順で割り当てることを特徴とする光ディスク記録装置。

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