JP6589981B2 - 記録装置、記録方法、記録媒体 - Google Patents

Description

本技術は記録装置、記録方法、記録媒体に関し、特にライトワンス型の記録媒体に係るデータ書換についての技術分野に関する。

特開２００６−８５８５９号公報

ＢＤ（ブルーレイディスク：Blu-ray Disc（登録商標））やＤＶＤ（Digital Versatile Disc）等の光記録媒体が知られており、例えばそれらの種別においてＢＤ−Ｒ（Blu-ray Disc Recordable）、ＤＶＤ−Ｒ（Digital Versatile Disc Recordable）といったライトワンス型の光ディスクも広く利用されている。
上記特許文献１にはライトワンス型の記録媒体に対するデータの書換（更新）を行う手法が開示されている。

例えばＢＤの場合、２０４８バイトのデータ単位がセクタと呼ばれ、３２セクタ（６５５３６バイト）でクラスタと呼ばれるデータ単位が構成される。そして１クラスタがデータ書き込みの最小単位となる。
ＢＤ−Ｒのようなライトワンスディスクの場合、ディスク上の既記録位置においてデータ書換を行うことはできない。そこで既に記録されたデータの書換は、更新するデータをディスク上の他の位置に記録し、交替情報で元のアドレスと新たなアドレスを対応づけることにより実現する。この手法をＬＯＷ（Logical Over Write）と呼ぶ。
アドレスの対応は、欠陥交替技術を利用しており、つまり元のクラスタを欠陥と同じように扱って、交替元と交替先を紐付けて管理している。

このＬＯＷでセクタ単位のデータ書換を実行する際には、ＲＭＷ（Read Modify Write）が必要である。
これはセクタライトを実行する前に、そのセクタを含む既記録のクラスタのデータを読み込み、更新したいセクタと読み込んだセクタのデータをマージして新しいクラスタ単位のデータを作り、交替先のアドレスに記録を行う一連の動作である。上述のようにクラスタがデータ書込単位であるため、このようにＲＭＷを行うことで、既記録の有効なセクタデータに更新用のセクタデータを合成した新たなクラスタデータを記録できる。つまりセクタ単位の書換が可能となる。

ところがこの場合に、読出の失敗により既記録データが取得できないと、最適状態で書換ができない。ところが、単に交替元のクラスタから読出が失敗しても、さらに以前に書換が行われていた場合、他のアドレスから有効なセクタデータが取得できる可能性もある。そこで、読出失敗時には、過去にさかのぼって有効なデータを探索することを行う。
しかしながら、過去の有効なデータの探索のために一つずつさかのぼったアドレスでデータ読出を行って、有効なセクタを判定していくということが必要で、アクセス時間を要する。そして最後まで読み出せなかった場合には読出エラーとなる。結局これが記録装置のレスポンス低下につながり、システムによっては書換動作にとって非常に不都合なケースを生じさせるおそれがある。
そこで本技術はライトワンス型の記録媒体の書換動作の効率化を図ることを目的とする。

本技術に係る記録装置は、記録媒体に対して、所定データ量の第１データ単位が複数連続する第２データ単位でのデータ書込及び前記第１データ単位でのデータ読出を行うことができる書込読出部と、前記第１データ単位のデータの書換指示に応じて、該書換指示に係る更新用データと前記記録媒体から読み出した既記録データを用いて、前記第２データ単位の書込データを生成し、書込データを記録媒体上の未記録アドレスに書き込むように前記書込読出部に指示するとともに、前記書込データを書き込んだアドレスを交替先として交替元のアドレスに対応づける交替情報を生成又は更新し、さらに所定条件に応じて、前記書込データにおける前記第１データ単位の各データについての有効／無効情報を含む拡張交替情報を、前記交替情報に紐づけた情報として生成する制御部とを備え、前記制御部は、前記書換指示に応じた記録媒体からの既記録データの読出において、必要な既記録データの読出ができなかった場合、前記拡張交替情報を参照して必要な既記録データが記録されている他のアドレスを確認し、当該他のアドレスからのデータの読出を前記書込読出部に実行させる制御を行い、前記拡張交替情報で確認できる全ての他のアドレスからの読出を行っても前記第２データ単位の書込データの生成に必要な既記録データの読出ができなかった場合に、読出エラーと判定し、前記記録媒体から必要な既記録データの読み出しが成功した場合は、前記書換指示に係る更新用データと読み出した既記録データを合成して、前記第２データ単位の書込データを生成し、前記読出エラーと判定した場合は、前記書換指示に係る更新用データと無効データを合成して、前記第２データ単位の書込データを生成し、前記書換指示に係る更新用データと前記既記録データを合成して生成した書込データの記録媒体への書込が行われた場合、前記既記録データについての前記拡張交替情報が存在していることを条件として、既存の拡張交替情報の前記有効／無効情報を含む拡張交替情報を生成するとともに、当該既存の拡張交替情報を削除する。
更新用データを既記録データとは記録媒体上の異なる位置に記録することでデータ書換を行う方式により、いわゆるライトワンス型の記録媒体でのデータ書換が可能となる。
ここで書込読出部によるデータ書込単位が第２データ単位（クラスタ）とされる場合に、当該記録装置のホスト機器からは、第１データ単位（セクタ）のデータ書換の指示があるとする。記録装置は、第２データ単位の書込データを生成するために、書換の対象となる第１データ単位のデータを含む第２データ単位のデータを記録媒体から読み出す。そして読み出した第２データ単位における書換対象とはなっていない第１データ単位のデータと更新用データをマージして第２データ単位のデータ長の書込データを生成し、該書込データを、交替先のアドレスに書き込むという動作を行う。このような書換動作においては、常に既記録データが、対象のアドレスから読み出せるとは限らないが、書換動作が複数回行われている場合、有効な既記録データが他のアドレスに存在している場合がある。
拡張交替情報を設定しておくことにより、更新データを構成するための有効な既記録データの存在やそのアドレスが、管理情報参照して確認できる。
また拡張交替情報を参照して、必要な既記録データとしての有効データが記録されているアドレスが確認できるため、例えば書換指示の対象となっているアドレスからは必要な既記録データが読み出せない場合が生じても、効率よく、他のアドレスを把握して、既記録データの読出を試みることができる。
また例えば書換指示の対象となっているアドレスからの読出が不成功であった場合、それだけでは読出エラーとはせず、さらに拡張交替情報で確認したアドレスからの読出を試行し、確認できる全てのアドレスからの読出を行っても必要な既記録データが揃わなかった場合に読出エラーとする。
また必要な既記録データが読み出せなかった場合は、少なくとも書換指示に係る書換データが書き込まれるようにする。
また既記録データの読出が成功して適切に書換が実行できても、過去に読出エラーに応じて拡張交替情報が生成されていた場合、過去の読出エラーの分も含めて既記録データが辿れるように、既存の拡張交替情報をマージした拡張交替情報を生成する。この場合、既存の拡張交替情報は不要になるため削除する。

上記した記録装置においては、前記制御部は、前記読出エラーと判定したことを条件として、前記拡張交替情報を生成する。
読出エラーとなった場合でも、書換データの書き込みは行われる。そこで、読出エラーとなったアドレスについては、拡張交替情報を生成して登録することで、その後、過去の既記録データが辿れるようにする。

上記した記録装置においては、前記制御部は、読み出しが不成功となった既記録データについての拡張交替情報が存在している場合は、既存の拡張交替情報と、生成した拡張交替情報の両方を維持する。
新規の拡張交替情報と既存の拡張交替情報を併存させることで、過去の読出エラーの分も含めて、拡張交替情報を用いて既記録データを辿ることができる。

上記した記録装置においては、前記制御部は、前記拡張交替情報を参照してアドレスを確認できる複数の前記第２データ単位が記録媒体上で物理的に連続している場合、当該連続した複数の第２データ単位からのデータの連続読出を前記書込読出部に実行させる制御を行う。
既記録データの読出に溯ることができる第２データ単位が物理的に連続していれば、それらの複数の第２データ単位に対して一度にアクセスして読み出すようにする。

上記した記録装置においては、前記制御部は、前記交替管理情報及び前記拡張交替管理情報を含む管理データを前記記録媒体に書き込むように前記書込読出部に指示する。
交替管理情報及び拡張交替管理情報を含む管理データを記録媒体に書き込むことで、記録媒体のイジェクトや他の記録装置でも対応できるようにする。

上記した記録装置においては、前記制御部は、前記交替情報を、最初の書換動作における交替元のアドレスに対して最新の交替先のアドレスが対応されるように生成又は更新するとともに、前記拡張交替情報として、書換動作において交替先となった第２データ単位のアドレスとその第２データ単位における前記第１データ単位の各データの有効／無効情報を含む第１の拡張交替情報と、書換動作において交替先となった第２データ単位のアドレスと前回以前の書換動作における交替先のアドレスを含む第２の拡張交替情報と、を生成する。
この構造により、交替情報、拡張交替情報としての機能を実現する。

本技術に係る記録方法は、記録媒体に対して、所定データ量の第１データ単位が複数連続する第２データ単位でのデータ書込及び前記第１データ単位でのデータ読出を行うことができる書込読出部を備えた記録装置の記録方法として、前記第１データ単位のデータの書換指示に応じて、該書換指示に係る更新用データと前記記録媒体から読み出した既記録データを用いて、前記第２データ単位の書込データを生成し、書込データを記録媒体上の未記録アドレスに書き込むように前記書込読出部に指示する手順と、前記書込データを書き込んだアドレスを交替先として交替元のアドレスに対応づける交替情報を生成又は更新する手順と、所定条件に応じて、前記書込データにおける前記第１データ単位の各データについての有効／無効情報を含む拡張交替情報を、前記交替情報に紐づけた情報として生成する手順とを備える。
つまり必要に応じて拡張交替情報を設定しておくことにより、更新データを構成するための有効な既記録データの存在やそのアドレスが、管理情報を参照して確認できるようにする。

本技術に係る記録媒体は、ユーザーデータと管理データが記録されるとともに、所定データ量の第１データ単位が複数連続する第２データ単位でのデータ書込が行われ、前記第１データ単位のデータの書換の際には、更新用データと既記録データにより前記第２データ単位の書込データが、未記録アドレスに書き込まれる記録媒体であって、データ書換動作により書込データを書き込んだアドレスを交替先として交替元のアドレスに対応づける交替情報と、前記交替情報に紐づいた情報であって、前記書込データにおける前記第１データ単位の各データについての有効／無効情報を含む拡張交替情報と、を含む管理データを記録する管理情報領域が設けられている。
管理情報領域に拡張交替情報を記録可能な記録媒体とすることで、データ書換の際に記録装置が、更新データを構成するための有効な既記録データの存在やそのアドレスを管理データを参照して確認できるものとなる。

本技術によれば、ライトワンス型の記録媒体の書換動作を効率化でき、レスポンスのよい記録装置を実現できる。
なお、ここに記載された効果は必ずしも限定されるものではなく、本開示中に記載されたいずれかの効果であってもよい。

本技術の実施の形態のディスクのエリア構造の説明図である。 実施の形態の２層ＢＤ−Ｒのインナーゾーンの説明図である。 実施の形態の３層ＢＤ−Ｒのインナーゾーンの説明図である。 実施の形態のディスクのＤＭＡの説明図である。 実施の形態のＤＦＬの説明図である。 実施の形態のＤＦＬエントリの説明図である。 実施の形態の拡張エントリの追加機会の説明図である。 実施の形態の書換動作と拡張エントリのビットマップの説明図である。 実施の形態の書換動作に応じた拡張エントリの内容の説明図である。 実施の形態のディスクドライブ装置のブロック図である。 実施の形態の書換処理のフローチャートである。 比較例のＲＭＷ処理のフローチャートである。 実施の形態のＲＭＷの処理例Ｉのフローチャートである。 実施の形態のＲＭＷの処理例IIのフローチャートである。 実施の形態のＤＦＬ更新処理のフローチャートである。

以下、実施の形態を次の順序で説明する。
＜１．ディスク構造＞
＜２．ＤＭＡ及びＤＦＬエントリ＞
＜３．ディスクドライブ装置の構成＞
＜４．データ書換処理＞
＜５．まとめ及び変形例＞

＜１．ディスク構造＞
実施の形態では、請求項にいう記録媒体の例として、いわゆるブルーレイディスクと呼ばれる高密度光ディスク方式の範疇におけるライトワンス型ディスク（ＢＤ−Ｒ）を挙げる。

本実施の形態の高密度光ディスクの物理パラメータの一例について説明する。
本例の光ディスクは、ディスクサイズとしては、直径が１２０ｍｍ、ディスク厚は１．２ｍｍとなる。
そして記録／再生のためのレーザとして、いわゆる青色レーザが用いられ、また光学系が高ＮＡ（例えばＮＡ＝０．８５）とされる。さらには狭トラックピッチ（例えばトラックピッチ＝０．３２μｍ）、高線密度（例えば記録線密度０．１２μｍ）を実現する。これらにより、直径１２ｃｍのディスクにおいて、ユーザーデータ容量として２３Ｇ〜２５ＧＢ（Giga Byte）程度を実現している。また更なる高密度記録により、３０ＧＢ程度の容量も可能とされる。
また、記録層が複数層とされたいわゆるマルチレイヤーディスクも開発されており、マルチレイヤーディスクの場合、ユーザーデータ容量は、ほぼ層数倍となる。

図１にディスク全体のレイアウト（領域構成）を示す。
ディスク上の領域としては、内周側からインナーゾーン、データゾーン、アウターゾーンが配される。
なお、この図１では記録層が１つの構造（シングルレイヤ）で示しており、その場合、インナーゾーンはリードインエリア、アウターゾーンはリードアウトエリアとなる。説明の便宜上、マルチレイヤーディスクの場合も、各記録層の内周側領域をインナーゾーンと総称し、各記録層の外周側領域をアウターゾーンと総称する。

記録・再生に関する領域構成としてみれば、インナーゾーン（リードインエリア）のうちの最内周側の領域が再生専用領域とされ、インナーゾーンの途中からアウターゾーンまでが、記録可能領域とされる。
再生専用領域にはＢＣＡ（Burst Cutting Area）やＰＩＣ（プリレコーデッド情報領域）が設けられる。但し２層以上のマルチレイヤディスクのインナーゾーン構造については後述するが、ＰＩＣは第１層（レイヤＬ０）のみとなり、第２層（レイヤＬ１）以降の記録層では、ＰＩＣと同一半径部分は記録可能領域となる。
またインナーゾーンにおいて、記録可能領域は、各種の管理／制御情報の記録に用いられる。

再生専用領域及び記録可能領域には、ウォブリンググルーブ（蛇行された溝）による記録トラックがスパイラル状に形成されている。グルーブはレーザスポットによるトレースの際のトラッキングのガイドとされ、かつこのグルーブが記録トラックとされてデータの記録再生が行われる。
なお本例では、グルーブにデータ記録が行われる光ディスクを想定しているが、本発明はこのようなグルーブ記録の光ディスクに限らず、グルーブとグルーブの間のランドにデータを記録するランド記録方式の光ディスクに適用してもよいし、また、グルーブ及びランドにデータを記録するランドグルーブ記録方式の光ディスクにも適用することも可能である。

また記録トラックとされるグルーブは、ウォブル信号に応じた蛇行形状となっている。そのため、光ディスクに対するディスクドライブ装置では、グルーブに照射したレーザスポットの反射光からそのグルーブの両エッジ位置を検出し、レーザスポットを記録トラックに沿って移動させていった際におけるその両エッジ位置のディスク半径方向に対する変動成分を抽出することにより、ウォブル信号を再生することができる。

このウォブル信号には、その記録位置における記録トラックのアドレス情報（物理アドレスやその他の付加情報等）が変調されている。そのため、ディスクドライブ装置では、このウォブル信号からアドレス情報等を復調することによって、データの記録や再生の際のアドレス制御等を行うことができる。

ＢＤの場合、２０４８バイトのデータ単位がセクタと呼ばれ、３２セクタ（６５５３６バイト）が連続してクラスタと呼ばれるデータ単位が構成される。そして１クラスタがデータ書き込みの最小単位となる。
この場合、セクタが請求項でいう第１データ単位に相当し、クラスタが第２データ単位に相当する。
光ディスクに対するディスクドライブ装置では、記録トラックに対してクラスタ単位で書込を行う。データの読出はセクタ単位で可能である。

図１に示すインナーゾーンは、例えば半径２４ｍｍより内側の領域となる。
そしてインナーゾーン内におけるＰＩＣ（プリレコーデッド情報領域）には、あらかじめ、記録再生パワー条件等のディスク情報や、ディスク上の領域情報、コピープロテクションにつかう情報等を、グルーブのウォブリングによって再生専用情報として記録してある。なお、エンボスピット等によりこれらの情報を記録してもよい。

また、ＰＩＣよりさらに内周側にＢＣＡが設けられる。ＢＣＡはディスク記録媒体固有のユニークＩＤを、例えば記録層を焼き切る記録方式で記録したものである。つまり記録マークを同心円状に並べるように形成していくことで、バーコード状の記録データを形成する。

またインナーゾーンにおいては、ＴＤＭＡ（Temporary Defect Management Area）、ＯＰＣ（Optimum Power Control area：テストライトエリア)、ＩＮＦＯ（Information area）、リザーブエリアＲＳＶ、バッファエリアＢＵＦなどを有する所定の領域フォーマットが設定される。

ＯＰＣは、記録／再生時のレーザパワー等、データ記録再生条件を設定する際の試し書きなどに使われる。即ち記録再生条件調整のための領域である。

ＩＮＦＯには、ＤＭＡ（Defect Management Area ）やコントロールデータエリアが含まれる。ＩＮＦＯにおけるコントロールデータエリアには、例えばディスクタイプ、ディスクサイズ、ディスクバージョン、層構造、チャンネルビット長、ＢＣＡ情報、転送レート、データゾーン位置情報、記録線速度、記録／再生レーザパワー情報などが記録される。

ＩＮＦＯ内にはＤＭＡが設けられるが、通常、光ディスクの分野ではＤＭＡは欠陥管理のための交替情報（後述するＤＦＬ）が記録される。しかしながら本例のディスクでは、ＤＭＡは、欠陥箇所の交替管理のみではなく、このライトワンス型ディスクにおけるデータ書換を実現するための管理／制御情報が記録される。
また、交替処理を利用してデータ書換を可能にするためには、データ書換に応じてＤＭＡの内容も更新されていかなければならない。このためＴＤＭＡが設けられる。
交替情報はＴＤＭＡに追加記録されて更新されていく。ＤＭＡには、最終的にＴＤＭＡに記録された最後（最新）の交替情報が記録される。
ＤＭＡ及びＴＤＭＡについては後述する。

インナーゾーンより外周側の例えば半径２４．０〜５８．０ｍｍがデータゾーンとされる。データゾーンは、実際にユーザーデータが記録再生される領域である。データゾーンの開始アドレス、終了アドレスは、上述したコントロールデータエリアのデータゾーン位置情報において示される。
データゾーンはユーザーデータ領域とされ、ユーザーデータの記録再生に用いられる。

データゾーンより外周側、例えば半径５８．０〜５８．５ｍｍはアウターゾーン（例えばリードアウトゾーン）とされる。アウターゾーンも管理／制御情報が記録される。即ちＩＮＦＯ（コントロールデータエリア、ＤＭＡ、バッファエリア）が、所定のフォーマットで形成される。
アウターゾーンのコントロールデータエリアにも、例えばインナーゾーンにおけるコントロールデータエリアと同様に各種の管理／制御情報が記録される。

マルチレイヤーディスクの例として、図２に２層ディスク、図３に３層ディスクのインナーゾーンのレイアウト例を示す。
図２の２層ディスクの場合、各レイヤＬ０，Ｌ１においては、ＢＣＡと、管理情報の記録再生を行う領域との間を離す目的で、プロテクションゾーンＰＺ１が設けられる。

レイヤＬ０においては、上述したようにウォブリンググルーブで再生専用の管理情報が記録されるＰＩＣが形成される。そしてＰＩＣより外周側に向かってプロテクションゾーンＰＺ２、バッファエリアＢＵＦ、ＩＮＦＯ＃２、ＯＰＣ（Ｌ０）、ＴＤＭＡ＃１、ＩＮＦＯ＃１が順次配置されている。
レイヤＬ１においては、バッファエリアＢＵＦ、ＯＰＣ（Ｌ１）、リザーブエリアＲＳＶ、ＩＮＦＯ＃４、ＴＤＭＡ＃２、リザーブエリアＲＳＶ、ＩＮＦＯ＃３が順次配置されている。

なおバッファエリアＢＵＦは、管理情報の記録再生に用いないエリアである。またリザーブエリアＲＳＶは、現状では使用されていないが、将来的に管理情報の記録再生に用いる可能性があるエリアである。
ＴＤＭＡ、ＩＮＦＯについては、＃１〜＃ｎを付して示しているが、配置されるレイヤに関わらず、これらが全体として１つのＴＤＭＡ、１つのＩＮＦＯの領域として用いられる。

図３の３層ディスクの場合、レイヤＬ０において、ＢＣＡ、プロテクションゾーンＰＺ１に続いて外周側にＰＩＣが配置される。ＢＣＡ、プロテクションゾーンＰＺ、ＰＩＣが再生専用領域となる。
そしてＰＩＣに続いて、外周側に向かってプロテクションゾーンＰＺ２，バッファエリアＢＵＦ、ＩＮＦＯ＃２、ＯＰＣ（Ｌ０）、ＴＤＭＡ＃１、ＩＮＦＯ＃１が配置される。

レイヤＬ１では、ＢＣＡ、プロテクションゾーンＰＺ１のみが再生専用領域となる。そしてプロテクションゾーンＰＺ１に続いて外周側に向かって、バッファエリアＢＵＦ、ＯＰＣ（Ｌ１）、リザーブエリアＲＳＶ、ＩＮＦＯ＃４、ＴＤＭＡ＃２、リザーブエリアＲＳＶ、ＩＮＦＯ＃３が配置される。
レイヤＬ２でも、ＢＣＡ、プロテクションゾーンＰＺ１のみが再生専用領域となる。そしてプロテクションゾーンＰＺ１に続いて外周側に向かって、バッファエリアＢＵＦ、ＯＰＣ（Ｌ２）、リザーブエリアＲＳＶ、ＩＮＦＯ＃６、ＴＤＭＡ＃３、バッファエリアＢＵＦ、ＩＮＦＯ＃５が配置される。

なお、以上の図２，図３のレイアウトは一例である。本実施の形態の光ディスクとしては、インナーゾーンのレイアウトが以上の図２，図３と異なったとしても、後述のＤＦＬエントリを記憶できる領域が用意されていればよい。

＜２．ＤＭＡ及びＤＦＬエントリ＞
インナーゾーン、アウターゾーンに記録されるＤＭＡの構造を説明する。図４にＤＭＡの構造を示す。
ここではＤＭＡのサイズは３２クラスタ（３２×６５５３６バイト）とする例を示す。なお、クラスタとはデータ記録の最小単位である。
もちろんＤＭＡサイズが３２クラスタに限定されるものではない。図４では、３２クラスタの各クラスタを、クラスタ番号１〜３２としてＤＭＡにおける各内容のデータ位置を示している。また各内容のサイズをクラスタ数として示している。

ＤＭＡにおいて、クラスタ番号１〜４の４クラスタの区間にはＤＤＳ(disc definition structure)としてディスクの詳細情報が記録される。
ＤＤＳにはユーザーデータ領域の領域管理情報が記録される。ＤＤＳは１クラスタのサイズとされ、当該４クラスタの区間において４回繰り返し記録される。

クラスタナンバ５〜８の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの１番目の記録領域（ＤＦＬ＃１）となる。ディフェクトリストＤＦＬは４クラスタサイズのデータとなり、その中に、個々の交替状況を示す情報（後述のＤＦＬエントリ）をリストアップした構成となる。
クラスタナンバ９〜１２の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの２番目の記録領域（ＤＦＬ＃２）となる。
さらに、４クラスタずつ３番目以降のディフェクトリストＤＦＬ＃３〜ＤＦＬ＃６の記録領域が用意され、クラスタナンバ２９〜３２の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの７番目の記録領域（ＤＦＬ＃７）となる。
つまり、３２クラスタのＤＭＡには、ディフェクトリストＤＦＬ＃１〜ＤＦＬ＃７の７個の記録領域が用意される。

ＢＤ−Ｒ（ライトワンス型光ディスク）の場合、このＤＭＡの内容を記録するためには、クロージングという処理を行う必要がある。その場合、ＤＭＡに書き込む７つのディフェクトリストＤＦＬ＃１〜ＤＦＬ＃７は全て同じ内容とされる。書込内容は最新のＴＤＭＡの内容となる。
ＤＤＳやディフェクトリストＤＦＬの内容は、データ書換などに応じて逐次更新が必要となるが、その場合、当該ＤＭＡ内容とほぼ同様の情報がＴＤＭＡに記録されていくことになる。そしてＴＤＭＡの最新の内容が現時点（或いはクロージング時点）のＤＭＡ内容となる。

図５にディフェクトリストＤＦＬの構造を示す。
図４で説明したようにディフェクトリストＤＦＬは４クラスタの記録領域に記録される。
図５においては、バイト位置として、４クラスタのディフェクトリストＤＦＬにおける各データ内容のデータ位置を示している。なお１クラスタ＝３２セクタ＝６５５３６バイトであり、１セクタ＝２０４８バイトである。
バイト数は各データ内容のサイズとしてのバイト数を示す。

ディフェクトリストＤＦＬの先頭の６４バイトはディフェクトリスト管理情報とされる。
このディフェクトリスト管理情報には、ディフェクトリストのクラスタであることを認識する情報、バージョン、ディフェクトリスト更新回数、ディフェクトリストのエントリー数などの情報が記録される。
またバイト位置６４以降は、ディフェクトリストのエントリ内容、つまり具体的な交替アドレス情報を示すものとして、各８バイトのＤＦＬエントリが記録される。
そして有効な最後のＤＦＬエントリ＃Ｎの直後には、ＤＦＬエントリ終端としてのターミネータ情報が８バイト記録される。
このＤＦＬでは、ＤＦＬエントリ終端以降、そのクラスタの最後までが００ｈで埋められる。

図６にＤＦＬエントリの構造を示す。
本実施の形態では、ＢＤ−Ｒがライトワンスディスクであって、ディスク上の既記録位置においてデータ書換を行うことはできないため、データ書換はＬＯＷと呼ばれる手法で行う。即ち既に記録されたデータの書換は、更新データをディスク上の他の位置に記録し、交替情報で元のアドレスと新たなアドレスを対応づける。
この交替情報の具体例がＤＦＬエントリとなる。

本実施の形態では、このＤＦＬエントリとして、エントリタイプ“０”“１”の２つのタイプを規定している。またエントリタイプ“１”については、さらにサブタイプ“０”“１”を規定している。これにより図６に示す３種類のＤＦＬエントリが規定される。
エントリタイプ“０”のＤＦＬエントリは通常の交替情報としてのエントリである。
一方、エントリタイプ“０”としてのサブタイプ“０”“１”のＤＦＬエントリは拡張交替情報としてのエントリである。
以下、説明上の区別のために、エントリタイプ“０”のＤＦＬエントリを「交替エントリ」、エントリタイプ“０”としてのサブタイプ“０”“１”のＤＦＬエントリを「拡張エントリ」ともいうこととする。またサブタイプ“０”の拡張エントリを「第１の拡張エントリ」、サブタイプ“１”の拡張エントリを「第２の拡張エントリ」という。
１つのＤＦＬエントリは、８バイト（６４ビット）で構成される。各ビットをビットｂ６３〜ｂ０として示す。

まず通常の交替情報としてのエントリタイプ“０”のＤＦＬエントリ（交替エントリ）を説明する。
交替エントリのビットｂ６３にはエントリタイプ“０”が記録される。
ビットｂ６２〜ｂ３９には、交替元クラスタの物理アドレス（ＰＣＮ：Pysical Cluster Number）が示される（交替元ＰＣＮ）。即ち欠陥又は書換により交替されるクラスタを示すものである。
ビットｂ３８にはバリッドデータフラグ（Valid Data Flag）が記録される。これはダミーライトの登録かどうかを示す情報である。
ビットｂ３７にはアンレコーデッドフラグ（Unrecorded Flag）が記録される。これは未記録欠陥の登録かどうかを示す情報である。

ビットｂ３６にはエクステンドフラグ（Extend Flag）が記録される。これは、このエントリに紐付けられた拡張エントリ（エントリタイプ“１”のＤＦＬエントリ）があるかどうかを示す情報である。
通常、エクステンドフラグ＝０とされるが、後述するように書換動作の状況に応じて、その交替エントリに紐づけられた状態で拡張エントリが生成される場合がある。その場合に、その交替エントリのエクステンドフラグ＝１とされる。

ビットｂ３５〜ｂ１２には、交替先クラスタの物理アドレス（ＰＣＮ）が示される（交替先ＰＣＮ）。即ち、欠陥或いは書換によりクラスタが交替される場合に、その交替先のクラスタを示すものとされる。
即ち１つの交替エントリでは、交替元ＰＣＮと交替先ＰＣＮの関係が示される形式で交替アドレス情報が形成されている。

ビットｂ１１〜ｂ０にはエントリサイズ（Entry Size）が示される。１クラスタの交替であればエントリサイズ＝０とされる。もし、２クラスタ以上連続する領域で交替が行われる場合、エントリサイズによって連続されるクラスタの数が示される。
例えばエントリサイズ＝１の場合、交替元クラスタを先頭とする２クラスタが、交替先クラスタを先頭とする２クラスタに交替されたことを示す。エントリサイズ＝２の場合、交替元クラスタを先頭とする３クラスタが、交替先クラスタを先頭とする３クラスタに交替されたことを示す。
このようなエントリサイズが管理されることで、連続する複数クラスタを交替させたときに、１つのクラスタ毎に交替エントリを生成しなくてもよいものとなる。

次に第１の拡張エントリ（エントリタイプ“１”、サブタイプ“０”）について説明する。
第１の拡張エントリのビットｂ６３にはエントリタイプ“１”が記録される。
ビットｂ６２〜ｂ３９には、当該第１の拡張エントリにおいてセクタビットマップを示すクラスタのアドレス（ＰＣＮ）の情報（ビットマップＰＣＮ）が示される。このビットマップＰＣＮとしては、紐付けされた交替エントリにおける交替先ＰＣＮがアサインされる。
ビットｂ３８にはサブタイプ“０”が記録される。
ビットｂ３７〜ｂ３２はリザーブとされている。

ビット３１〜ｂ０の３２ビットはセクタビットマップ（Sector Bitmap）とされる。これは、ビットマップＰＣＮで示されるクラスタを構成する３２セクタのそれぞれについて、各１ビットで、有効セクタか無効セクタかを示す情報とされる。例えば“０”は有効セクタ、“１”は無効セクタとする。
このセクタビットマップを参照することで、ビットマップＰＣＮで示されるクラスタにおいて３２個の各セクタが有効であるか無効であるかを確認できる情報となっている。

次に第２の拡張エントリ（エントリタイプ“１”、サブタイプ“１”）について説明する。
第２の拡張エントリのビットｂ６３にはエントリタイプ“１”が記録される。
ビットｂ６２〜ｂ３９には、上記第１の拡張エントリと同様に、紐付けされた交替エントリにおける交替先ＰＣＮを示すビットマップＰＣＮが示される。
ビットｂ３８にはサブタイプ“１”が記録される。
ビットｂ３７〜ｂ３２はリザーブとされている。

ビットｂ２４にはビットマップスタートフラグ（Bitmap Start Flag）が記録される。これは或る交替エントリに紐づけられた最初の拡張エントリであるか否かの情報である。或るデータ書換動作（ＬＯＷ）にともなって、交替エントリに紐づけられた拡張エントリ（第１及び第２の拡張エントリ）が登録される場合、ビットマップスタートフラグ＝１とされる。これはセクタビットマップの最初の情報（それ以上は拡張エントリは遡れない）であることを示す。
その後のデータ書換動作に伴って、拡張エントリが追加される場合、その拡張エントリにおけるビットマップスタートフラグ＝０となる。これは、それ以前の拡張エントリが存在すること（ＲＭＷの際に遡れること）を示すものとなる。

ビットｂ２３〜ｂ０は前ＬＯＷクラスタナンバ（Previous LOW Cluster Number）が記録される。これはこの第２の拡張エントリが登録されることになった今回のＬＯＷからみて前回以前でＲＭＷが成功したＬＯＷの際における交替先ＰＣＮが示される。これはＲＭＷの際に遡るクラスタを示す情報となる。

以上の第１，第２の拡張エントリによって、ＲＭＷの際に、今回交替元となるＰＣＮからの読出が失敗しても、他のＰＣＮにおける有効なセクタデータの存在を確認できるようにしている。
本実施の形態においてはＬＯＷでセクタ単位のデータ書換を実行する際には、ＲＭＷを行う。上述のようにＲＭＷは、セクタライトを実行する前に、そのセクタを含むクラスタのデータを読み込み、更新したいセクタのデータ（更新用データ）と読み込んだセクタのデータ（既記録データ）をマージして新しいクラスタ単位のデータを作り、交替先のアドレスに記録を行う一連の動作である。

ここで、第１の拡張エントリは、ＲＭＷ失敗時又はそれ以降に交替エントリと一緒に登録される。この場合、セクタビットマップは最適化（マージ）されて登録される。
第２の拡張エントリは、ＲＭＷ失敗時又はそれ以降に交替エントリと一緒に以前の交替先ＰＣＮを含むエントリとして登録される。一番最初の登録の場合は上述のようにビットマップスタートフラグ＝１とされる。

拡張エントリの追加は次の（ａ）（ｂ）（ｃ）のルールで行われる。
（ａ）拡張エントリがない場合
セクタライト対象クラスタについてＲＭＷのリード失敗時に第１，第２の拡張エントリーを登録する。
（ｂ）拡張エントリがある場合でＲＭＷが成功した場合
その時のセクタライト情報と以前のセクタビットマップをマージしたセクタビットマップを有する第１の拡張エントリを登録する。また、以前の前ＬＯＷクラスタナンバとビットマップスタートフラグ＝１で第２の拡張エントリを追加し、以前の拡張エントリを削除する。
（ｃ）拡張エントリがある場合でＲＭＷが失敗した場合
その時のセクタライト情報のみ有効として第１，第２の拡張エントリーを追加し、以前の拡張エントリはそのまま保存する。

このようなルールで追加される拡張エントリにおける第１の拡張エントリのセクタビットマップの例を図７で説明する。
図７Ａはセクタビットマップとしての３２ビットを示している。もし対象のクラスタの全セクタが有効セクタであれば、３２ビットは全て“０”となる。但し、このような状況は、拡張エントリ無しでＲＭＷのリード成功時の状態となり、上記ルールに該当せず、拡張エントリは形成されないので、実際にはこのようなセクタビットマップを有する拡張エントリは存在しない。

図７Ｂは上記（ａ）に該当した場合に形成される拡張エントリのセクタビットマップを示している。
今、図７Ｂの上段の矢印Writeで示すセクタが書換（セクタライト）の対象となったとする。このときにＲＭＷのリードに失敗したとする。書換対象のセクタのデータ、つまりホストから供給された更新用データは、今回のＬＯＷに応じて更新される交替エントリに示される交替先クラスタに記録されるが、ＲＭＷのリード失敗により、当該更新用データのセクタ以外のセクタは無効なデータとなる。そのためセクタビットマップは、下段に示すように、更新用データを記録したセクタのみが有効で、他のセクタについては無効セクタであることを示す情報となる。

図７Ｃは上記（ｂ）に該当した場合に形成される拡張エントリのセクタビットマップを示している。
図７Ｃの上段は、図７Ｂの下段の状態を示している。ここで矢印Writeで示すセクタがセクタライトの対象となったとする。
このときにＲＭＷのリードに成功したとする。すると前回に更新用データを記録したセクタと、今回更新用データを記録したセクタは有効であるため、セクタビットマップは下段に示すようになる。つまり今回の有効セクタの情報と、前回までの有効セクタの情報をマージしたセクタビットマップとする。この場合、前回のセクタビットマップは不要となるため、以前の拡張エントリを削除するとともにビットマップスタートフラグ＝１とする。

図７Ｄは上記（ｃ）に該当した場合に形成される拡張エントリのセクタビットマップを示している。
図７Ｄの上段は図７Ｃの下段の状態を示している。ここで矢印Writeで示すセクタがセクタライトの対象となったとする。
このときにＲＭＷのリードに失敗したとする。書換対象セクタの更新用データは、今回のＬＯＷに応じて更新される交替エントリに示される交替先クラスタに記録されるが、リード失敗により、当該更新用データを記録したセクタ以外のセクタは無効なデータとなる。そのためセクタビットマップは、下段に示すように、更新用データを記録したセクタのみが有効で、他のセクタについては無効セクタとする情報となる。一方、前回の拡張エントリのセクタビットマップは、他の有効セクタの情報を有するものとなっているため、保存して参照できるようにする。

このようなセクタビットマップの変遷を伴う、ＬＯＷに応じたＤＦＬエントリ（交替エントリ、第１の拡張エントリ、第２の拡張エントリ）の変遷を図８，図９で説明する。
図８はクラスタの交替とセクタビットマップの変遷を示し、図９は各時点でのＤＦＬエントリの状態を示している。
図８，図９において、元のクラスタＣＬ−Ａについて数回のデータ書換が繰り返され、その交替先のアドレス（ＰＣＮ）がクラスタＣＬ−Ａ→ＣＬ−Ａ’→ＣＬ−Ｂ→ＣＬ−Ｃ→ＣＬ−Ｄ→ＣＬ−Ｅ→ＣＬ−Ｆと変遷していった場合を例に挙げている。

図８Ａ，図９ＡはクラスタＣＬ−ＡからＣＬ−Ａ’への交替を伴ったＬＯＷ後の状態である。この場合のＬＯＷにおけるＲＭＷは正常に行われたとする。
従ってクラスタＣＬ−Ａ’の全セクタは有効であるので、図８Ａのセクタビットマップは全て“０”である（但し、この時点では拡張エントリは登録されないため、このセクタビットマップは存在しない）。
ＤＦＬエントリとしては、図９Ａのように交替エントリＥ１（エントリタイプ“０”）によって交替元ＰＣＮ（＝ＣＬ−Ａ）と交替先ＰＣＮ（＝ＣＬ−Ａ’）が示される。
上述のルール（ａ）（ｂ）（ｃ）に該当しないため、拡張エントリは生成されず、エクステンドフラグ＝０とされる。

図８Ｂ，図９ＢはクラスタＣＬ−Ａ’からＣＬ−Ｂへの交替を伴ったＬＯＷ後の状態である。図８Ｂに示すセクタＳＣ−ｘが書換対象であったとする。
この場合のＲＭＷは正常に行われたとする。従ってクラスタＣＬ−Ｂの全セクタは有効であるので、図８Ｂのセクタビットマップは全て“０”である（但し、この時点もセクタビットマップは存在しない）。
ＤＦＬエントリとしては、図９Ｂの交替エントリＥ２（エントリタイプ“０”）が生成され、この交替エントリＥ２によって交替元ＰＣＮ（＝ＣＬ−Ａ）と交替先ＰＣＮ（＝ＣＬ−Ｂ）が示される。つまり図９Ａの交替エントリＥ１の交替先ＰＣＮが更新された状態となる。
なお、この時点で交替エントリＥ１は削除される。交替エントリは１つの交替元ＰＣＮに対して１つの交替先ＰＣＮが示される情報でなければならないためである。つまり交替エントリＥ１，Ｅ２が併存すると、正しい最新の交替先が不明となるためである。

図８Ｃ，図９ＣはクラスタＣＬ−ＢからＣＬ−Ｃへの交替を伴ったＬＯＷ後の状態である。セクタＳＣ−ｙが更新対象とする。
この場合のＲＭＷは正常に行われたとする。従ってクラスタＣＬ−Ｃの全セクタは有効であるので、図８Ｃのセクタビットマップは全て“０”である（但し、この時点もセクタビットマップは存在しない）。
ＤＦＬエントリとしては、図９Ｃの交替エントリＥ３（エントリタイプ“０”）が生成され、この交替エントリＥ３によって交替元ＰＣＮ（＝ＣＬ−Ａ）と交替先ＰＣＮ（＝ＣＬ−Ｃ）が示される。つまり交替エントリＥ２の交替先ＰＣＮが更新された状態となる。交替エントリＥ２は削除される。

図８Ｄ，図９ＤはクラスタＣＬ−ＣからＣＬ−Ｄへの交替を伴ったＬＯＷ後の状態である。セクタＳＣ−ｚが更新対象であったとする。
この場合、ＲＭＷのリードに失敗したとする。クラスタＣＬ−Ｄのセクタは、書換対象のセクタＳＣ−ｚのみ有効であるので、図８Ｄのように、セクタビットマップはセクタＳＣ−ｚのみ“０”で、他は無効を示す“１”とされる。
ＤＦＬエントリとしては、図９Ｄの交替エントリＥ４（エントリタイプ“０”）が生成され、この交替エントリＥ４によって交替元ＰＣＮ（＝ＣＬ−Ａ）と交替先ＰＣＮ（＝ＣＬ−Ｄ）が示される。交替エントリＥ３は削除される。
そして上述のルール（ａ）に該当するため、交替エントリＥ４に紐づけられる状態で第１の拡張エントリＥ５、第２の拡張エントリＥ６が登録される。これに伴って、交替エントリＥ４におけるエクステンドフラグ＝１とされる。
第１の拡張エントリＥ５の内容は、エントリタイプ“１”、ビットマップＰＣＮ＝ＣＬ−Ｄ、サブタイプ“０”、及び図８Ｄの状態のセクタビットマップとなる。
第２の拡張エントリＥ６の内容は、エントリタイプ“１”、ビットマップＰＣＮ＝ＣＬ−Ｄ、サブタイプ“１”、スタートフラグ＝１、及び前ＬＯＷクラスタナンバ＝ＣＬ−Ｃとなる。スタートフラグ＝１により、交替エントリＥ４に紐付いた最初の拡張エントリであることが示される。また前ＬＯＷクラスタナンバ＝ＣＬ−Ｃにより、有効なセクタデータを収集するための遡り先（前回以前でＲＭＷの成功したＬＯＷの際における交替先ＰＣＮ）がクラスタＣＬ−Ｃであることが示される。
ＤＦＬエントリが、この図９Ｄの状態となった後の時点では、第１の拡張エントリＥ５を参照して、クラスタＣＬ−Ｄにおける有効セクタを判別できる。また第２の拡張エントリＥ６を参照して、クラスタＣＬ−Ｃに遡って有効セクタのデータを収集することが可能なことが判別できる。
拡張エントリＥ５，Ｅ６は、ビットマップＰＣＮ＝ＣＬ−Ｄとされることで、最新の交替エントリＥ４に紐づけられた状態となる。つまり最新の交替エントリＥ４の交替先ＰＣＮから検索可能となる。

図８Ｅ，図９ＥはクラスタＣＬ−ＤからＣＬ−Ｅへの交替を伴ったＬＯＷ後の状態である。セクタＳＣ−ｗが更新対象であったとする。
この場合、ＲＭＷのリードに成功したとする。例えばクラスタＣＬ−ＤやクラスタＣＬ−Ｃから必要なセクタデータ、即ちセクタＳＣ−ｗ以外のセクタデータが読み出すことができ、それらをマージしてデータ書換ができたとする。
ＤＦＬエントリとしては、図９Ｅの交替エントリＥ７（エントリタイプ“０”）が生成され、この交替エントリＥ７によって交替元ＰＣＮ（＝ＣＬ−Ａ）と交替先ＰＣＮ（＝ＣＬ−Ｅ）が示される。交替エントリＥ４は削除される。
そして上述のルール（ｂ）に該当するため、交替エントリＥ７に紐づけられる状態で第１の拡張エントリＥ８、第２の拡張エントリＥ９が登録される。これに伴って、交替エントリＥ７におけるエクステンドフラグ＝１とされる。
第１の拡張エントリＥ８の内容は、エントリタイプ“１”、ビットマップＰＣＮ＝ＣＬ−Ｅ、サブタイプ“０”、及び図８Ｅの状態のセクタビットマップとなる。
ルール（ｂ）に該当するため、セクタビットマップとしては、図８ＥのようにセクタＳＣ−ｚ、ＳＣ−ｗが“０”で、他は無効を示す“１”とされる。
第２の拡張エントリＥ９の内容は、エントリタイプ“１”、ビットマップＰＣＮ＝ＣＬ−Ｅ、サブタイプ“１”、スタートフラグ＝１、及び前ＬＯＷクラスタナンバ＝ＣＬ−Ｃとなる。
スタートフラグ＝１により、交替エントリＥ７に紐付いた最初の拡張エントリであることが示される。これは前回の拡張エントリＥ５，Ｅ６が削除され、拡張エントリＥ８，Ｅ９が最初の拡張エントリとなるためである。また前ＬＯＷクラスタナンバ＝ＣＬ−Ｃにより、有効なセクタデータを収集するための遡り先がクラスタＣＬ−Ｃであることが示される。
ＤＦＬエントリが、この図９Ｅの状態となった後の時点では、第１の拡張エントリＥ８を参照して、クラスタＣＬ−Ｅにおける有効セクタを判別できる。また第２の拡張エントリＥ９を参照して、クラスタＣＬ−Ｃに遡って有効セクタのデータを収集することが可能と判別できる。
なお拡張エントリＥ８，Ｅ９は、ビットマップＰＣＮ＝ＣＬ−Ｅとされることで、最新の交替エントリＥ７に紐づけられた状態となる。つまり最新の交替エントリＥ７の交替先ＰＣＮから検索可能となる。

図８Ｆ，図９ＦはクラスタＣＬ−ＥからＣＬ−Ｆへの交替を伴ったＬＯＷ後の状態である。セクタＳＣ−ｖが更新対象であったとする。
この場合、ＲＭＷのリードに失敗したとする。
ＤＦＬエントリとしては、図９Ｆの交替エントリＥ１０（エントリタイプ“０”）が生成され、この交替エントリＥ１０によって交替元ＰＣＮ（＝ＣＬ−Ａ）と交替先ＰＣＮ（＝ＣＬ−Ｆ）が示される。交替エントリＥ７は削除される。
そして上述のルール（ｃ）に該当するため、交替エントリＥ１０に紐づけられる状態で第１の拡張エントリＥ１１、第２の拡張エントリＥ１２が登録される。これに伴って、交替エントリＥ１０におけるエクステンドフラグ＝１とされる。なお、ルール（ｃ）の場合であるため、既存の拡張エントリＥ８，Ｅ９は削除せずにそのまま維持される。
第１の拡張エントリＥ１１の内容は、エントリタイプ“１”、ビットマップＰＣＮ＝ＣＬ−Ｆ、サブタイプ“０”、及び図８Ｆの状態のセクタビットマップとなる。
ルール（ｃ）に該当するため、セクタビットマップとしては、図８ＦのようにセクタＳＣ−ｖが“０”で、他は無効を示す“１”とされる。
第２の拡張エントリＥ１２の内容は、エントリタイプ“１”、ビットマップＰＣＮ＝ＣＬ−Ｆ、サブタイプ“１”、スタートフラグ＝０、及び前ＬＯＷクラスタナンバ＝ＣＬ−Ｅとなる。
第２の拡張エントリＥ１２のスタートフラグ＝０となるのは、既存の拡張エントリＥ８，Ｅ９が維持されるためである。
また前ＬＯＷクラスタナンバ＝ＣＬ−Ｅにより、有効なセクタデータを収集するための遡り先がクラスタＣＬ−Ｅであることが示される。
ＤＦＬエントリが、この図９Ｆの状態となった後の時点では、第１の拡張エントリＥ１１を参照して、クラスタＣＬ−Ｆにおける有効セクタを判別できる。また第２の拡張エントリＥ１２を参照して、クラスタＣＬ−Ｅの拡張エントリＥ８，Ｅ９に遡ることが判別でき、そのクラスタＣＬ−Ｅについてのセクタビットマップを有する第１の拡張エントリＥ８を参照して、クラスタＣＬ−Ｅにおける有効セクタを判別できる。さらに第２の拡張エントリＥ９を参照して、クラスタＣＬ−Ｃに遡って有効セクタのデータを収集することが可能と判別できる。
なお拡張エントリＥ１１，Ｅ１２は、ビットマップＰＣＮ＝ＣＬ−Ｆとされることで、最新の交替エントリＥ１０に紐づけられた状態となる。つまり最新の交替エントリＥ１０の交替先ＰＣＮから検索可能となる。さらに拡張エントリＥ１２の前ＬＯＷクラスタナンバ＝ＣＬ−Ｅとされることで、最新の交替エントリＥ１０からの紐付け状態が維持される。

以上のように、ＤＦＬエントリにおいてルール（ａ）（ｂ）（ｃ）という所定条件下で拡張エントリが登録されることで、ＤＦＬエントリを参照して、有効なセクタデータの存在及び位置を確認できる状態とされる。

ところで以上の交替エントリ、第１の拡張エントリ、第２の拡張エントリは、ソートした際に並び順が処理に適したようにビットアサインが工夫されている。
例えば図５の各８ビットのＤＦＬエントリとして、以上の交替エントリ、第１の拡張エントリ、第２の拡張エントリが登録されるのであるが、ディスクドライブ装置側ではこれのＤＦＬエントリを昇順又は降順でソートして処理する。例えば昇順でソートすると、通常の交替エントリが並び、その後に第１、第２の拡張エントリがＰＣＮ順に並ぶことになる。
これは図６のように８ビットのＤＦＬエントリを、ＭＳＢ側から、エントリタイプ、ＰＣＮ、サブタイプの順にアサインしたことによる。
このようにすることで、拡張エントリを追加しても、ディスクドライブ装置側の処理が煩雑にならないようにしている。

＜３．ディスクドライブ装置の構成＞
続いて、本開示の記録装置の例として、以上のような光ディスクに対して記録再生を行うディスクドライブ装置について説明する。

図１０はディスクドライブ装置の構成を示す。
ディスク１は上述した実施の形態のディスクである。ディスク１は、図示しないターンテーブルに積載され、記録／再生動作時においてスピンドルモータ５２によって一定線速度（ＣＬＶ：Constant Linear Velocity）又は一定角速度（ＣＡＶ：Constant Angular Velocity）で回転駆動される。
そして光学ピックアップ（光学ヘッド）５１によってディスク１上のグルーブトラックのウォブリングとして埋め込まれたＡＤＩＰアドレスやプリレコーデッド情報としての管理／制御情報の読み出しがおこなわれる。
また初期化フォーマット時や、ユーザーデータ記録時には光学ピックアップ５１によって記録可能領域におけるトラックに、管理／制御情報やユーザーデータが記録され、再生時には光学ピックアップ５１によって記録されたデータの読出が行われる。

光学ピックアップ５１内には、レーザ光源となるレーザダイオードや、反射光を検出するためのフォトディテクタ、レーザ光の出力端となる対物レンズ、レーザ光を対物レンズを介してディスク記録面に照射し、またその反射光をフォトディテクタに導く光学系（図示せず）が形成される。

光学ピックアップ５１内において対物レンズは二軸機構によってトラッキング方向及びフォーカス方向に移動可能に保持されている。
また光学ピックアップ５１全体はスレッド機構５３によりディスク半径方向に移動可能とされている。
また光学ピックアップ５１におけるレーザダイオードはレーザドライバ６３からのドライブ信号（ドライブ電流）によってレーザ発光駆動される。

ディスク１からの反射光情報は光学ピックアップ５１内のフォトディテクタによって検出され、受光光量に応じた電気信号とされてマトリクス回路５４に供給される。
マトリクス回路５４には、フォトディテクタとしての複数の受光素子からの出力電流に対応して電流電圧変換回路、マトリクス演算／増幅回路等を備え、マトリクス演算処理により必要な信号を生成する。
例えば再生データに相当する高周波信号（再生データ信号）、サーボ制御のためのフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号などを生成する。
さらに、グルーブのウォブリングに係る信号、即ちウォブリングを検出する信号としてプッシュプル信号を生成する。
なお、マトリクス回路５４は、光学ピックアップ５１内に一体的に構成される場合もある。

マトリクス回路５４から出力される再生データ信号はリーダ／ライタ回路５５へ、フォーカスエラー信号及びトラッキングエラー信号はサーボ回路６１へ、プッシュプル信号はウォブル回路５８へ、それぞれ供給される。

リーダ／ライタ回路５５は、再生データ信号に対して２値化処理、ＰＬＬによる再生クロック生成処理等を行い、光学ピックアップ５１により読み出されたデータを再生して、変復調回路５６に供給する。
変復調回路５６は、再生時のデコーダとしての機能部位と、記録時のエンコーダとしての機能部位を備える。
再生時にはデコード処理として、再生クロックに基づいてランレングスリミテッドコードの復調処理を行う。
またＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７は、記録時にエラー訂正コードを付加するＥＣＣエンコード処理と、再生時にエラー訂正を行うＥＣＣデコード処理を行う。
再生時には、変復調回路５６で復調されたデータを内部メモリに取り込んで、エラー検出／訂正処理及びデインターリーブ等の処理を行い、再生データを得る。
ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７で再生データにまでデコードされたデータは、システムコントローラ６０の指示に基づいて、読み出され、接続されたホスト機器１２０に転送される。ホスト機器１２０は、例えばコンピュータ機器やＡＶ（Audio-Visual）システム機器等である。

グルーブのウォブリングに係る信号としてマトリクス回路５４から出力されるプッシュプル信号は、ウォブル回路５８において処理される。ＡＤＩＰ情報としてのプッシュプル信号は、ウォブル回路５８においてＡＤＩＰアドレスを構成するデータストリームに復調されてアドレスデコーダ５９に供給される。
アドレスデコーダ５９は、供給されるデータについてのデコードを行い、アドレス値を得て、システムコントローラ６０に供給する。
またアドレスデコーダ５９はウォブル回路５８から供給されるウォブル信号を用いたＰＬＬ処理でクロックを生成し、例えば記録時のエンコードクロックとして各部に供給する。

また、グルーブのウォブリングに係る信号としてマトリクス回路５４から出力されるプッシュプル信号として、プリレコーデッド情報（ＰＩＣ）としてのプッシュプル信号は、ウォブル回路５８においてバンドパスフィルタ処理が行われてリーダ／ライタ回路５５に供給される。そして２値化され、データビットストリームとされた後、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７でＥＣＣデコード、デインターリーブされて、プリレコーデッド情報としてのデータが抽出される。抽出されたプリレコーデッド情報はシステムコントローラ６０に供給される。
システムコントローラ６０は、読み出されたプリレコーデッド情報に基づいて、各種動作設定処理やコピープロテクト処理等を行うことができる。

記録時には、ホスト機器１２０から記録データ（新規の記録データや、既記録データの更新用データ）が転送されてくるが、その記録データはＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７におけるメモリに送られてバッファリングされる。
この場合ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７は、バファリングされた記録データのエンコード処理として、エラー訂正コード付加やインターリーブ、サブコード等の付加を行う。
またＥＣＣエンコードされたデータは、変復調回路５６において例えばＲＬＬ（１−７）ＰＰ方式（ＲＬＬ；Run Length Limited、ＰＰ：Parity preserve/Prohibit rmtr(repeated minimum transition runlength)）の変調が施され、リーダ／ライタ回路５５に供給される。
記録時においてこれらのエンコード処理のための基準クロックとなるエンコードクロックは上述したようにウォブル信号から生成したクロックを用いる。

エンコード処理により生成された記録データは、リーダ／ライタ回路５５で記録補償処理として、記録層の特性、レーザ光のスポット形状、記録線速度等に対する最適記録パワーの微調整やレーザドライブパルス波形の調整などが行われた後、レーザドライブパルスとしてレーザドライバ６３に送られる。
レーザドライバ６３では供給されたレーザドライブパルスを光学ピックアップ５１内のレーザダイオードに与え、レーザ発光駆動を行う。これによりディスク１に記録データに応じたピットが形成されることになる。

なお、レーザドライバ６３は、いわゆるＡＰＣ回路（Auto Power Control）を備え、光学ピックアップ５１内に設けられたレーザパワーのモニタ用ディテクタの出力によりレーザ出力パワーをモニターしながらレーザの出力が温度などによらず一定になるように制御する。記録時及び再生時のレーザ出力の目標値はシステムコントローラ６０から与えられ、記録時及び再生時にはそれぞれレーザ出力レベルが、その目標値になるように制御する。

サーボ回路６１は、マトリクス回路５４からのフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号から、フォーカス、トラッキング、スレッドの各種サーボドライブ信号を生成しサーボ動作を実行させる。
即ちフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号に応じてフォーカスドライブ信号、トラッキングドライブ信号を生成し、光学ピックアップ５１内の二軸機構のフォーカスコイル、トラッキングコイルを駆動することになる。これによって光学ピックアップ５１、マトリクス回路５４、サーボ回路６１、二軸機構によるトラッキングサーボループ及びフォーカスサーボループが形成される。

またサーボ回路６１は、システムコントローラ６０からのトラックジャンプ指令に応じて、トラッキングサーボループをオフとし、ジャンプドライブ信号を出力することで、トラックジャンプ動作を実行させる。

またサーボ回路６１は、トラッキングエラー信号の低域成分として得られるスレッドエラー信号や、システムコントローラ６０からのアクセス実行制御などに基づいてスレッドドライブ信号を生成し、スレッド機構５３を駆動する。スレッド機構５３には、図示しないが、光学ピックアップ５１を保持するメインシャフト、スレッドモータ、伝達ギア等による機構を有し、スレッドドライブ信号に応じてスレッドモータを駆動することで、光学ピックアップ５１の所要のスライド移動が行なわれる。

スピンドルサーボ回路６２はスピンドルモータ５２をＣＬＶ又はＣＡＶ回転させる制御を行う。
スピンドルサーボ回路６２は、ウォブル信号に対するＰＬＬ処理で生成されるクロックを、現在のスピンドルモータ５２の回転速度情報として得、これを所定のＣＬＶまたはＣＡＶの基準速度情報と比較することで、スピンドルエラー信号を生成する。
またデータ再生時においては、リーダ／ライタ回路５５内のＰＬＬによって生成される再生クロック（デコード処理の基準となるクロック）が、現在のスピンドルモータ５２の回転速度情報となるため、これを所定のＣＬＶ基準速度情報と比較することでスピンドルエラー信号を生成することもできる。
そしてスピンドルサーボ回路６２は、スピンドルエラー信号に応じて生成したスピンドルドライブ信号を出力し、スピンドルモータ５２の回転を実行させる。
またスピンドルサーボ回路６２は、システムコントローラ６０からのスピンドルキック／ブレーキ制御信号に応じてスピンドルドライブ信号を発生させ、スピンドルモータ５２の起動、停止、加速、減速などの動作も実行させる。

以上のようなサーボ系及び記録再生系の各種動作はマイクロコンピュータによって形成されたシステムコントローラ６０により制御される。
システムコントローラ６０は、ホスト機器１２０からのコマンドに応じて各種処理を実行する。

例えばホスト機器１２０から書込命令（ライトコマンド）が出されると、システムコントローラ６０は、まず書き込むべきアドレスに光学ピックアップ５１を移動させる。そしてＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７、変復調回路５６により、ホスト機器１２０から転送されてきたデータについて上述したようにエンコード処理を実行させる。そして上記のようにリーダ／ライタ回路５５からのレーザドライブパルスがレーザドライバ６３に供給されることで、記録が実行される。

また例えばホスト機器１２０から、ディスク１に記録されている或るデータの転送を求めるリードコマンドが供給された場合は、まず指示されたアドレスを目的としてアクセス動作制御を行う。即ちサーボ回路６１に指令を出し、リードコマンドにより指定されたアドレスをターゲットとする光学ピックアップ５１のアクセス動作を実行させる。
その後、その指示されたデータ区間のデータをホスト機器１２０に転送するために必要な動作制御を行う。即ちディスク１からのデータ読出を行い、リーダ／ライタ回路５５、変復調回路５６、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７におけるデコード／バファリング等を実行させ、要求されたデータを転送する。
またホスト機器１２０からのライトコマンドの際には、上述のＲＭＷとしてデータ読出を行うが、その場合もシステムコントローラ６０は、書換対象のセクタを含むクラスタを対象として同様の読出制御を行う。

なお、これらのデータの記録再生時には、システムコントローラ６０は、ウォブル回路５８及びアドレスデコーダ５９によって検出されるＡＤＩＰアドレスを用いてアクセスや記録再生動作の制御を行うことができる。

また、ディスク１が装填された際など所定の時点で、システムコントローラ６０は、ディスク１のＢＣＡにおいて記録されたユニークＩＤや、再生専用領域にウォブリンググルーブとして記録されているプリレコーデッド情報（ＰＩＣ）の読出を実行させる。
その場合、まずＢＣＡ、ＰＩＣを目的としてシーク動作制御を行う。即ちサーボ回路６１に指令を出し、ディスク最内周側への光学ピックアップ５１のアクセス動作を実行させる。
その後、光学ピックアップ５１による再生トレースを実行させ、反射光情報としてのプッシュプル信号を得、ウォブル回路５８、リーダ／ライタ回路５５、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７によるデコード処理を実行させる。これによりＢＣＡ情報やプリレコーデッド情報としての再生データを得る。
システムコントローラ６０はこのようにして読み出されたＢＣＡ情報やプリレコーデッド情報に基づいて、レーザパワー設定やコピープロテクト処理等を行う。

図ではシステムコントローラ６０内にキャッシュメモリ６０ａを示している。このキャッシュメモリ６０ａは、例えばディスク１のＴＤＭＡから読み出した情報や、その更新に利用される。
システムコントローラ６０は、例えばディスク１が装填された際に各部を制御してＴＤＭＡに記録された各種の管理情報の読出を実行させ、読み出された管理情報をキャッシュメモリ６０ａに保持する。上述のＤＦＬエントリの情報も含まれる。
その後、データ書換や欠陥による交替処理が行われた際には、キャッシュメモリ６０ａ内の管理情報を更新していく。
例えばＬＯＷにより交替処理が行われる、ＤＦＬエントリを含む管理情報の更新を行う際に、その都度ディスク１のＴＤＭＡにおいて管理情報を追加記録しても良い。しかし、そのようにすると、ディスク１のＴＤＭＡの消費が早まってしまう。
そこで、例えばディスク１がディスクドライブ装置からイジェクト（排出）されるまでの間は、キャッシュメモリ６０ａ内で管理情報の更新を行っておく。そしてイジェクト時などにおいて、キャッシュメモリ６０ａ内の最終的な（最新の）管理情報を、ディスク１のＴＤＭＡに書き込むようにする。すると、多数回の管理情報の更新がまとめられてディスク１上で更新されることになり、ディスク１のＴＤＭＡの消費を低減できることになる。

ところで、この図１０のディスクドライブ装置の構成例は、ホスト機器１２０に接続されるディスクドライブ装置の例としたが、他の機器に接続されない形態もあり得る。その場合は、操作部や表示部が設けられたり、データ入出力のインターフェース部位の構成が、図１０とは異なるものとなる。つまり、ユーザーの操作に応じて記録や再生が行われるとともに、各種データの入出力のための端子部が形成されればよい。
もちろん構成例としては他にも多様に考えられ、例えば記録専用装置、再生専用装置としての例も考えられる。

＜４．データ書換処理＞
以上のディスクドライブ装置におけるデータ書換（ＬＯＷ）の際のシステムコントローラ６０の制御処理例を説明する。
図１１はＬＯＷとしてのデータ書換の際のシステムコントローラ６０の処理を示している。

システムコントローラ６０は、ホスト機器１２０からの或るセクタを対象とするライトコマンド及び更新用データとしてのセクタデータを受信すると、図１１の処理をステップＳ１０からＳ１１に進めリード制御を行う。これはＲＭＷとしてのデータ読出の制御である。具体的にはシステムコントローラ６０は書換対象のセクタを含むクラスタのデータを読み出すように各部を制御する。そして、書換対象のセクタの更新用データと、他のセクタの既記録データとをマージして、クラスタ単位の書込データを生成する。
そしてステップＳ１２でシステムコントローラ６０は、ステップＳ１１で生成したクラスタ単位の書込データのディスク１への書込制御を行う。システムコントローラ６０は上述のように各部を制御してデータ書き込みを実行させる。この場合、指定する書込位置はディスク１上の未記録状態のＰＣＮとなる。このＰＣＮが交替先ＰＣＮとなる。
ステップＳ１３でシステムコントローラ６０は、今回のデータ書換に応じた管理情報更新を行う。具体的には次回の書き込み可能位置の情報の更新や、上述のＤＦＬエントリの更新等を行う。なお、ここでの管理情報の更新は、キャッシュメモリ６０ａ内に読み込んでいるＴＤＭＡの情報に対して行えばよいが、ディスク１に書き込むようにしてもよい。或いは、ディスク１が装填されている期間はキャッシュメモリ６０ａ内で更新し、ディスクイジェクト、電源オフなどの所定のタイミングで、ディスク１に書き込むようにすると良い。

このようなデータ書換処理において、本実施の形態では、特にステップＳ１１でのリード制御の際に、上述のＤＦＬエントリを利用した効率的な処理を実現している。

ここで実施の形態の処理の理解のため、比較例を図１２で説明する。
図１２は、図１１のステップＳ１１のリード制御において、拡張エントリを用いない場合の処理例としている。
ＲＭＷのためのリード処理として、まずシステムコントローラ６０はステップＳ１０１で書換対象セクタを含むクラスタのデータの読出制御を行う。即ちホスト機器１２０から書換を指示されたセクタを含むクラスタである。
この読出制御に応じた読出動作で、当該クラスタのデータが適正に読み出せた場合、システムコントローラ６０はステップＳ１０２からＳ１０３に進み、書換対象のセクタについての更新用データと、読み出したクラスタのセクタデータとをマージし、クラスタ単位の書込データを生成して、データライト制御（図１１のステップＳ１２）に進む。以上が読出が正常に完了できた場合である。

一方、何らかの原因で当該クラスタのデータ読出が成功しなかった場合、システムコントローラ６０はステップＳ１０２からＳ１５０に進む。
まずステップＳ１５０では、当該読出エラーが発生したクラスタに含まれるセクタ情報を読み出す。ＢＤ方式のディスクの場合、クラスタには付加情報としてセクタステータスとＰＬＡ（Previous Location Address）が記録されている。セクタステータスは、そのクラスタ内の各セクタについて有効／無効等を示す情報である。ＰＬＡは前回の書換で交替先となったクラスタのアドレスである。

読出に失敗したクラスタの場合、セクタ情報が読み出せる場合と読み出せない場合がある。セクタ情報が読み出せなかった場合、システムコントローラ６０はステップＳ１５１からＳ１５８に進み、リードエラーと判定する。そして今回の書換対象のセクタ以外の有効なセクタデータは収集できないことになるため、ステップＳ１５９で無効データを用いてマージし、クラスタ単位の書込データを生成する。即ち、今回の更新データを配置するセクタ以外の各セクタは、全て無効データ（例えば“０”データ）としたクラスタ単位の書込データを生成し、データライト制御（図１１のステップＳ１２）に進む。

セクタ情報が読み出せた場合はシステムコントローラ６０はステップＳ１５１からＳ１５２に進み、他のクラスタに遡れるか否かを判断する。即ちＰＬＡとして他のクラスタが示されているか否かである。遡れないのであれば、ステップＳ１５８でリードエラーとし、ステップＳ１５９でダミーデータを用いたマージを行う。

他のクラスタに遡れる場合は、システムコントローラ６０はステップＳ１５３に進み、ＰＬＡに示されるクラスタ、即ち以前にデータが記録されていた場所のデータの読出制御を行う。
そしてその他のクラスタの読出に成功した場合、システムコントローラ６０はステップＳ１５４からＳ１５６に進み、当該読み出したクラスタの有効なセクタのデータをマージする。
但し、必ずしも１回遡ったクラスタの読出で、全ての必要な有効セクタのデータが揃うとは限らない。ここでいう必要な有効セクタとは、例えば、今回更新するセクタ以外の全セクタという意味である。
そこでステップＳ１５７で必要なセクタのデータがそろったか否かを判断する。つまり、今回更新するセクタデータ以外の全セクタのデータが読み出せて、それらをマージできたか否かである。
今回の更新対象のセクタ以外の全セクタとして有効なセクタデータが揃った場合は、システムコントローラ６０はステップＳ１５７からＳ１０３に進み、読み出した有効なセクタデータと更新用データとをマージする。これによってダミーデータを含まないクラスタ単位の書込データが形成できたことになるためデータライト制御（図１１のステップＳ１２）に進む。
つまり、記録対象のセクタを有するクラスタの読出に失敗したときでも、過去に記録したクラスタに遡ってセクタデータを収集できたため、リードエラーとはならない場合となる。

一方、ステップＳ１５７で必要なセクタデータが揃っていないと判断した場合は、システムコントローラ６０はステップＳ１５２に戻り、遡って読み出したクラスタのセクタ情報を参照し、さらに遡れるか（ＰＬＡが示されているか）を確認する。
そして遡れるのであればステップＳ１５３〜Ｓ１５６を行い、或いは遡れない場合はステップＳ１５８でリードエラーとする。

また遡ったクラスタが読み出せない場合がある。そのときはシステムコントローラ６０はステップＳ１５４からＳ１５０に戻り、読出に失敗したクラスタのセクタ情報を読み出す。そしてセクタ情報が読み出せるか否かにより、上述の処理を行う。

以上のように処理を行うことで、最初に書換対象のセクタを含むクラスタの読出に失敗したとしても、過去に交替したクラスタに遡って有効なセクタデータを探し出し、リードエラーとはせずに、有効なセクタデータのみによるクラスタ単位の書込データを生成できる場合が生ずる。
ところが以下の点で不利となる。
まず、ステップＳ１５０として読出失敗が発生したクラスタのセクタ情報を読み出すことができなければ、そもそも遡りができず、またどのセクタが有効セクタであるかを判断できない。そもそも読出失敗したクラスタでは、セクタ情報の読出もできないことも多い。そのため、有効なセクタデータを探索して回復できる可能性は比較的低い。
また、遡りのためにＰＬＡで示されるクラスタを１つずつ読み出していくため、必要な情報の場所へのアクセス時間が増加する。従って有効なセクタデータを回復させたクラスタ単位の書込データを生成するまでに時間を要する。また最後まで遡って読み出せなかった場合に最終的にリードエラーとなるためリードエラーとなる場合も時間を要する。またそのような事情で図１１のステップＳ１１の処理に長時間を要し、最終的にライトコマンドに対するホスト機器１２０へのレスポンスが低下する。

これらの不都合を解消するために本実施の形態の場合、ディスク１には上述の拡張エントリが記録されるようにするとともに、ディスクドライブ装置は、ＬＯＷの際の読出に失敗しても、拡張エントリを利用して効率的なセクタデータの回復又はリードエラー判定を行うようにしている。

図１３に実施の形態のディスクドライブ装置による図１１のステップＳ１１のリード制御（処理例Ｉ）を示す。
ＲＭＷのためのリード処理として、まずシステムコントローラ６０はステップＳ１０１で記録するクラスタのデータの読出制御を行う。即ちホスト機器１２０から書換を指示されたセクタを含むクラスタである。なお、ホスト機器１２０が指定するセクタを有するクラスタについて、すでに一度以上ＬＯＷがおこなわれ、交替エントリが登録されている場合は、その交替エントリの交替先クラスタが読出対象となる。
この読出制御に応じた読出動作で、当該クラスタのデータが適正に読み出せた場合、システムコントローラ６０はステップＳ１０２からＳ１０３に進み、書換対象のセクタについての更新データと、読み出したクラスタのセクタデータとをマージし、クラスタ単位の書込データを生成して、データライト制御（図１１のステップＳ１２）に進む。以上が読出が正常に完了できた場合であり、ここまでは図１２の比較例と同様である。

何らかの原因で当該クラスタのデータ読出が成功しなかった場合、システムコントローラ６０はステップＳ１０２からＳ１１０に進む。
ステップＳ１１０でシステムコントローラ６０は、当該読出エラーが発生したクラスタのセクタ情報をＤＦＬエントリから取得する。つまり、ＤＦＬエントリのうちで、今回データ読出に失敗したクラスタが交替先クラスタとして登録されている交替エントリを検索する。
そしてステップＳ１１１でシステムコントローラ６０は、当該クラスタが交替先クラスタとされている交替エントリに紐付けされた拡張エントリが登録済みであるか否かを確認する。

そもそも読出に失敗した対象のクラスタが、過去にＬＯＷが行われて記録されたものでない場合は、当該クラスタが交替先クラスタとされている交替エントリは存在しない。また、該当の交替エントリが検索できても、その交替エントリのエクステンドフラグ＝０であれば、拡張エントリは存在しない。これらの場合は有効セクタデータの回復はできないため、システムコントローラ６０はステップＳ１１１からＳ１１７に進み、リードエラーと判定する。そして今回の書換対象のセクタ以外の有効なセクタデータは収集できないことになるため、ステップＳ１１８で無効データを用いてマージし、クラスタ単位の書込データを生成する。即ち、今回の更新データを配置するセクタ以外の各セクタは、全て無効データ（例えば“０”データ）としたクラスタ単位の書込データを生成し、データライト制御（図１１のステップＳ１２）に進む。

読出失敗したクラスタについての拡張エントリが存在する場合、システムコントローラ６０はステップＳ１１１からＳ１１２に進み、まだ有効なセクタデータを読み出せるか否かを確認する。即ち第１の拡張エントリのセクタビットマップや第２の拡張エントリの前ＬＯＷクラスタナンバ、ビットマップスタートフラグを確認し、セクタデータ回復のためにまだ遡った読出が可能であるか否かを確認する。
有効なセクタデータを読み出せる可能性がある場合、つまり遡りきっていない場合は、ステップＳ１１３に進んで、拡張エントリの情報に基づいて、補完が必要なセクタデータが記録されている場所（アドレス：ＰＣＮ及びセクタナンバ）を特定し、当該アドレスに対するデータ読出制御を行う。
そして必要なセクタデータが読み出せた場合は、システムコントローラ６０はステップＳ１１４からＳ１１５に進み、当該読み出したクラスタの有効なセクタのデータをマージする。この場合も、必ずしも１回の補完データの読出で、全ての必要な有効セクタのデータが揃うとは限らない。この場合も必要なセクタとは、例えば、今回のライトコマンドで更新するセクタ以外の全セクタという意味である。
そこでステップＳ１１６で必要なセクタのデータがそろったか否かを判断する。つまり、今回更新するセクタ以外の各セクタのデータが読み出せて、それらをマージできたか否かである。

今回の更新対象のセクタ以外の全セクタとして有効なセクタデータが揃った場合は、システムコントローラ６０はステップＳ１１６からＳ１０３に進み、読み出した有効なセクタデータと更新用データとをマージする。これによってダミーデータを含まないセクタデータによるクラスタ単位の書込データが形成できたことになるためデータライト制御（図１１のステップＳ１２）に進む。
つまり、記録対象のセクタを有するクラスタの読出に失敗したときでも、ＤＦＬエントリを参照して過去に記録したクラスタに遡ってセクタデータを収集できたため、リードエラーとはならない場合となる。

システムコントローラ６０はステップＳ１１４で読出に失敗したと判断した場合、ステップＳ１１２に戻る。またステップＳ１１６で、まだ必要なセクタのデータが揃っていないと判断した場合もステップＳ１１２に戻る。
これらの場合、まだ遡りが可能であればＤＦＬエントリの情報に基づいて、ステップＳ１１３で補完が必要なデータが記録されている場所のデータ読出制御を行う。
一方、必要なセクタのデータが揃わない状態で、ステップＳ１１２で遡りができない状態、つまりそれ以上遡るための情報がＤＦＬエントリに存在しないとされた場合は、ステップＳ１１７でリードエラー判定とし、ステップＳ１１８で無効データを用いたマージを行い、データライト制御（図１１のステップＳ１２）に進む。

以上の処理、特にステップＳ１１３の処理の具体例を図９を用いて説明する。
例えば現在、ＤＦＬエントリが図９Ｄの状態であったとする。ホスト機器１２０からはクラスタＣＬ−Ａ内の或るセクタの書換を指示するライトコマンド及び更新用データが供給されたとする。
この場合、ＲＭＷ動作ではライトコマンドに応じて、まず現時点の交替エントリＥ４の交替先ＰＣＮで示されるクラスタＣＬ−Ｄが読出対象となるわけであるが、その読出に失敗しステップＳ１１２に進んだとすると、このクラスタＣＬ−Ｄについて交替エントリＥ４，拡張エントリＥ５，Ｅ６が検索される。
第１の拡張エントリＥ５のセクタビットマップより、クラスタＣＬ−Ｄの有効なセクタが確認できるため、ステップＳ１１３では、当該有効なセクタの読出をトライできることになる。
また、この段階で、必要なセクタデータが揃わなくても、第２の拡張エントリＥ６の前ＬＯＷクラスタナンバから、クラスタＣＬ−Ｃを確認し、クラスタＣＬ−Ｃにアクセスして必要なセクタデータを収集できる。この処理によりマージのための必要なセクタデータを収集できる場合が生ずる。

またＤＦＬエントリが図９Ｆの状態であったとする。上記同様に、ホスト機器１２０からはクラスタＣＬ−Ａ内の或るセクタの書換を指示するライトコマンド及び更新用データが供給されたとする。
この場合、ＲＭＷ動作ではライトコマンドに応じて、まず現時点の交替エントリＥ１０の交替先ＰＣＮで示されるクラスタＣＬ−Ｆが読出対象となるわけであるが、その読出に失敗しステップＳ１１２に進んだとすると、このクラスタＣＬ−Ｆについて交替エントリＥ１０，拡張エントリＥ８，Ｅ９，Ｅ１１，Ｅ１２が検索される。
第１の拡張エントリＥ１１のセクタビットマップより、クラスタＣＬ−Ｆの有効なセクタが確認できるため、ステップＳ１１３では、当該有効なセクタの読出をトライできることになる。
また、この段階で、必要なセクタデータが揃わなくても、第２の拡張エントリＥ１２の前ＬＯＷクラスタナンバから、クラスタＣＬ−Ｅを確認し、クラスタＣＬ−Ｅの第１の拡張エントリＥ８から、クラスタＣＬ−Ｅにおける有効なセクタが確認できるため、ステップＳ１１３では、当該有効なセクタの読出をトライできることになる。
さらにこの段階で必要なセクタデータが揃わなくても、第２の拡張エントリＥ９の前ＬＯＷクラスタナンバから、クラスタＣＬ−Ｃを確認し、クラスタＣＬ−Ｃにアクセスして必要なセクタデータを収集できる。以上の処理によりセクタデータを回復できる場合が生ずる。
なお、第２の拡張エントリＥ９はビットマップスタートフラグ＝１であるため、これ以上は遡れない。この状態でセクタデータが揃っていなければリードエラーとなる。

このような実施の形態の処理例Ｉでは、最初に書換対象のセクタを含むクラスタの読出に失敗したとしても、ＤＦＬエントリを参照して過去に交替したクラスタに遡って有効なセクタデータを探し出し、リードエラーとはせずに、有効なセクタデータのみによるクラスタ単位の書込データを生成できる場合が生ずる。
これは比較例に対して、次のように有利となる。
まず、読出失敗となったクラスタとは別の場所（管理領域）におけるＤＦＬエントリとして、セクタ情報が記録されているため、セクタ情報（特にセクタビットマップや前ＬＯＷクラスタナンバ）の読出可能性は比較例の場合に対して非常に高い。セクタ情報がなければ遡っての有効なセクタデータの復元はできないため、復元強度は大きく向上されることになる。
また、クラスタ単位の書込データを生成するマージ処理のために補完が必要なセクタデータの記録位置（アドレス）が、ＤＦＬエントリから直接判別できる。これは、一々クラスタを読み出して、有効なセクタが存在するか否かを確認する比較例に対して、アクセス効率が非常に向上されるものとなる。従ってセクタデータ回復に要する時間もかなり短縮できる。
特にＤＦＬエントリはキャッシュメモリ６０ａ内で確認でき、セクタビットマップや前ＬＯＷクラスタナンバの確認にディスクアクセスが不要であることも、処理の効率化やアックセス効率の向上につながる。
また、ＤＦＬエントリで溯りが可能かどうかを確認して、不可能と判定される時点でリードエラー判定ができるため、リードエラーとなる場合も時間を短縮できる。
これらのことから、図１１のステップＳ１１の処理時間は短縮され、ホスト機器１２０に対するレスポンスも向上する。

続いて図１４で、図１１のステップＳ１１のリード制御（処理例II）を示す。なお図１３と同一の処理は同一のステップ番号を付して詳細説明は省く。
図１４の処理例IIでは、システムコントローラ６０はステップＳ１０２でホスト機器１２０から書換を指示されたセクタを含むクラスタの読出に失敗した場合、図１３と同様にステップＳ１１０，Ｓ１１１に進むが、特に拡張エントリが存在する場合、ステップＳ１２１で交替クラスタが連続で読み出せるか否かをＤＦＬエントリの情報から判断する。
ここで交替クラスタが連続で読み出せるというのは、過去の複数回のＬＯＷにおいてデータ書込を行ったクラスタ、つまりセクタデータを収集するために遡っていくことになる全てのクラスタがディスク１上で物理的に連続している場合を指す。
例えば図９Ｆの場合、クラスタＣＬ−Ｆ、ＣＬ−Ｅ、ＣＬ−Ｃが物理的に連続したクラスタであるか否かを、そのＰＣＮにより判断する。

実際の使用態様では、ＬＯＷのときにデータ書込を行う交替クラスタは、管理情報として例えばＴＤＭＡ内に記録されているＮＷＡ（Next Writable Address）によって指定される。このＮＷＡは、次に書込を行うことができるＰＣＮを示す情報である。そしてＮＷＡはデータ書換動作が行われる毎に、書込を行った次のＰＣＮが指定されるように更新される。従って、或るクラスタのセクタデータの更新が繰り返し行われる場合、交替クラスタは物理的に連続することになる可能性は高い。
そのような状況がある場合、過去の複数のクラスタの読出は、当該複数クラスタを連続読み出しすることが効率的である。
そこで交替クラスタが連続で読み出せる場合、システムコントローラ６０はステップＳ１２１からＳ１２２に進み、当該複数のクラスタを連続して読み出すように制御する。
そして読出に成功した場合、システムコントローラ６０はステップＳ１２３からＳ１２４に進み、当該読み出したクラスタの有効なセクタのデータをマージする。そしてステップＳ１２５で今回更新するセクタデータ以外の必要なセクタのデータがそろったか否かを判断し、揃っていればステップＳ１０３に進む。

一方、ステップＳ１２３で読出に失敗と判断した場合や、ステップＳ１２５で必要なセクタが揃っていないと判断した場合は、ステップＳ１１７でリードエラーとし、ステップＳ１１８で無効データを用いたマージを行い、データライト制御（図１１のステップＳ１２）に進む。

ステップＳ１２１で交替クラスタが連続で読み出せる状態ではないと判断した場合は、システムコントローラ６０はステップＳ１１２、Ｓ１１３，Ｓ１１４，Ｓ１１５，Ｓ１１６の処理を行う。これは図１３の処理と同様となる。

以上のように図１４の処理例IIでは、溯っていく複数のクラスタが物理的に連続して読み出せる状態であれば、連続してそれらのクラスタの読出を行う。これによりクラスタアクセスが効率化でき、図１１のリード処理を迅速に完了できる機会を得ることができる。
なお、図１４の例では、遡りができる複数のクラスタの全部が物理的に連続している場合にステップＳ１２２の処理を行うとしたが、一部の連続クラスタに適用してもよい。即ち、ＤＦＬエントリによって遡ることのできると認識できる複数のクラスタのうちの、一部の複数のクラスタが物理的に連続する場合に、その連続するクラスタを一度連続して読み出すようにすることも当然可能である。これによってもリード効率を向上させることができる。

続いて図１１のステップＳ１３の管理情報更新のうち、ＤＦＬエントリの更新処理について図１５で説明する。
ＬＯＷを行うことに応じてシステムコントローラ６０は、ＤＦＬエントリの更新が必要となる。つまり図８、図９で説明したように書込状況に応じて交替エントリを生成／更新したり、拡張エントリを生成したりする処理を行う。

システムコントローラ６０はステップＳ３０で交替エントリ（エントリタイプ“０”のＤＦＬエントリ）を更新する。即ち図９で説明したように、新たな交替先クラスタを示す交替先ＰＣＮを交替元のクラスタ（交替元ＰＣＮ）に対応させる交替エントリを生成する。
なおエクステンドフラグについては、この時点で既存の交替エントリ（以下「旧交替エントリ」）が“１”であれば、更新のために生成する交替エントリも“１”とする。旧交替エントリが“０”であっても、今回リードエラーが発生しており、上述の拡張エントリの追加のルール（ａ）に相当する場合は、拡張エントリを生成するため、生成する交替エントリにおいてエクステンドフラグ＝１とする。
旧交替エントリのエクステンドフラグ＝０で、今回リードエラーが発生していなければ、更新のために生成する交替エントリにおいてもエクステンドフラグ＝０とする。

ステップＳ３１では、今回のＲＭＷでリードエラーが発生したか否かにより処理を分岐する。リードエラーが発生していない場合は、ステップＳ３２で対応する拡張エントリが存在するか否かで処理を分岐する。
なお、この場合の拡張エントリの存在有無は、ステップＳ３０で生成する交替エントリではなく、旧交替エントリのエクステンドフラグを参照する。
リードエラーが発生せず、かつ拡張エントリが存在しない場合、上述の拡張エントリの追加のルール（ａ）（ｂ）（ｃ）のいずれにも該当しないため、拡張エントリは生成しない。そしてシステムコントローラ６０はステップＳ４０で旧交替エントリを削除してＤＦＬ更新処理を終える。
これは図９Ａ、図９Ｂ、図９Ｃで説明した場合のＤＦＬ更新処理となる。

リードエラーが発生していないが拡張エントリが存在する場合、ルール（ｂ）に該当する。そこでシステムコントローラ６０はステップＳ３３で該当の拡張エントリを検索し、ステップＳ３４でセクタビットマップをマージしたうえで第１，第２の拡張エントリを追加する。ステップＳ３５では、既存の拡張エントリを削除する。そしてシステムコントローラ６０はステップＳ４０で旧交替エントリを削除してＤＦＬ更新処理を終える。
これは図９Ｅで説明した場合のＤＦＬ更新処理となる。

リードエラーが発生した場合、即ち図１３又は図１４のステップＳ１５８，Ｓ１５９の処理が行われた場合は、システムコントローラ６０はステップＳ３６で対応する拡張エントリが存在するか否かで処理を分岐する。
拡張エントリが存在しない場合、ルール（ａ）に該当する。そこでシステムコントローラ６０はステップＳ３９で拡張エントリを生成して登録する。
具体的にはシステムコントローラ６０はエントリタイプ“１”、サブタイプ“０”、交替先ＰＣＮをビットマップＰＣＮとし、該ビットマップＰＣＮに対応させたセクタビットマップを有する第１の拡張エントリを生成する。
またシステムコントローラ６０はエントリタイプ“１”、サブタイプ“１”、交替先ＰＣＮをビットマップＰＣＮとし、さらにビットマップスタートフラグ＝１とし、前回のＬＯＷの交替先ＰＣＮを前ＬＯＷクラスタナンバとした第２の拡張エントリを生成する。そしてステップＳ４０で旧交替エントリを削除する。
これは図９Ｄで説明した場合のＤＦＬ更新処理となる。

リードエラーが発生し、かつ拡張エントリが存在する場合、ルール（ｃ）に該当する。そこでシステムコントローラ６０はステップＳ３７で該当の拡張エントリを検索し、ステップＳ３８で第１，第２の拡張エントリを追加する。
具体的にはシステムコントローラ６０はエントリタイプ“１”、サブタイプ“０”、交替先ＰＣＮをビットマップＰＣＮとし、該ビットマップＰＣＮに対応させたセクタビットマップを有する第１の拡張エントリを生成する。
またシステムコントローラ６０はエントリタイプ“１”、サブタイプ“１”、交替先ＰＣＮをビットマップＰＣＮとし、さらにビットマップスタートフラグ＝０とし、検索した既存の拡張エントリのうちで最新の拡張エントリのビットマップＰＣＮを前ＬＯＷクラスタナンバとした第２の拡張エントリを生成する。なお、この場合は既存の拡張エントリは削除しない。
そしてシステムコントローラ６０はステップＳ４０で旧交替エントリを削除してＤＦＬ更新処理を終える。
これは図９Ｆで説明した場合のＤＦＬ更新処理となる。

以上のようにＤＦＬエントリの更新を行うことで、上述の図１３，図１４のようなＤＦＬエントリを利用したセクタデータの回復が可能となる。

＜５．まとめ及び変形例＞
以上説明した本実施の形態では、次のような効果が得られる。
実施の形態のディスクドライブ装置は、ディスク１（記録媒体）に対して、セクタ（所定データ量の第１データ単位）が複数連続するクラスタ（第２データ単位）でのデータ書込及びセクタ単位でのデータ読出を行うことができる書込読出部を備える。書込読出部とは、光学ピックアップ５１、スピンドルモータ５２、スレッド機構５３、マトリクス回路５４、リーダ／ライタ回路５５、変復調回路５６、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７、ウォブル回路５８、サーボ回路６１、スピンドルサーボ回路６２、レーザドライバ６３による構成部位である。またディスクドライブ装置は、制御部としてのシステムコントローラ６０を備える。システムコントローラ６０はホスト機器１２０からのセクタデータの書換指示に応じて、該書換指示に係る更新用データとディスク１から読み出した既記録データを用いて、クラスタ単位の書込データを生成し、書込データをディスク１上の未記録アドレスに書き込むように書込読出部に指示する（ＲＭＷを実施するＬＯＷ）。またシステムコントローラ６０は書込データを書き込んだアドレスを交替先として交替元のアドレスに対応づける交替情報（交替エントリ）を生成又は更新し、さらにルール（ａ）（ｂ）（ｃ）として示した所定条件に応じて、書込データにおける各セクタについての有効／無効情報（セクタビットマップ）を含む拡張交替情報（第１，第２の拡張エントリ）を、交替エントリに紐づけた情報として生成する。
更新用データを含む書込データを、既記録データとはディスク１上の異なる位置に記録するとともに、その交替情報を管理することでライトワンスディスクでのデータ書換が可能となる。
ここで書込読出部によるデータ書込がクラスタ単位であるが、ホスト機器１２０からは、セクタ単位のデータ書換の指示がある場合、既記録のクラスタを読み出して、有効なセクタデータと更新するセクタデータをマージしてクラスタ単位のデータを生成し、ディスク１に書き込みを行う。いわゆるＲＭＷである。このときに一旦クラスタの読出に失敗しても、過去の交替クラスタをアクセスすることで、有効なセクタデータが読み出せる場合がある。このようなセクタデータの回復の際に、本実施の形態ではＤＦＬエントリを参照している。ＤＦＬエントリにより有効なセクタを判断できるためである。
これにより、わざわざ過去のクラスタを読み出して有効なセクタを判断する必要はなく、セクタデータの回復のためのアクセス効率が格段に向上する。また従って、ＲＭＷにおけるリード処理時間が短縮でき、ホスト機器１２０に対するレスポンスも向上される。

またシステムコントローラ６０は、書換指示に応じた既記録データの読出（ＲＭＷの際のリード）として、クラスタ単位のデータ生成のための必要な既記録データの読出ができなかった場合、拡張エントリを参照して必要な既記録データが記録されている他のアドレスを確認し、当該他のアドレスからのデータの読出を書込読出部に実行させる制御を行う（Ｓ１１０〜Ｓ１１３）。
拡張交替情報を参照して、必要な既記録データとしての有効データが記録されているアドレスが確認できるため、書換指示の対象アドレスからは必要な既記録データが読み出せない場合が生じても、効率よく、他のアドレスを把握して、既記録データの読出を試みることができる。

またシステムコントローラ６０は、拡張交替情報で確認できる全ての他のアドレスからの読出を行ってもクラスタ単位の書込データの生成に必要な既記録データの読出ができなかった場合に読出エラーと判定している（Ｓ１１７）。
つまり、書換指示の対象となっているアドレスからの読出が不成功であった場合、それだけでは読出エラーとはせず、さらに拡張エントリで確認したアドレスからの読出を試行し、それによっても必要な既記録データが得られなかった場合に読出エラーとする。これによってなるべく読出エラーを回避し、本来のＲＭＷ動作によるデータ書換ができる可能性を高めることができる。

またシステムコントローラ６０はディスク１から必要な既記録データの読み出しが成功した場合は、書換指示に係る更新用データと読み出した既記録データを合成して、書込データを生成する（Ｓ１０３）。一方、読出エラーと判定した場合は、書換指示に係る更新用データと無効データを合成して、クラスタ単位の書込データを生成する（Ｓ１１８）
これにより必要な既記録データが読み出せなかった場合でも、少なくとも書換指示に係る更新用データがディスク１に書き込まれる。つまりＲＭＷのリードに失敗してもホストから指示された更新用データの書き込みは実行されることで、記録信頼性を向上できる。

またシステムコントローラ６０は、読出エラーと判定したことを条件として、拡張エントリを生成する（Ｓ３８，Ｓ３９）。上記したルール（ａ）（ｃ）の場合である。
読出エラーとなった場合でも、書換データの書き込みは行われるとすると、ＲＭＷの読出エラーとなったアドレスについては、拡張エントリを生成して登録することで、その後、過去の既記録データが辿れるようになる。即ち最も必要な場合に、拡張エントリが生成される。

またシステムコントローラ６０は、読み出しが不成功となった既記録データについての拡張エントリが存在している場合は、既存の拡張交替情報と、生成した拡張交替情報の両方を維持する（Ｓ３８）
新規の拡張交替情報と既存の拡張交替情報を併存させることで、過去の読出エラーの分も含めて、既記録データを溯って読み出すことを可能にできる。

またシステムコントローラ６０は、書換指示に係る更新用データと既記録データを合成して生成した書込データのディスク１への書込が行われた場合、既記録データについての拡張エントリが存在していることを条件として、既存の拡張エントリの有効／無効情報（セクタビットマップ）を含む拡張エントリを生成するとともに、当該既存の拡張エントリを削除する（Ｓ３４，Ｓ３５）。上記したルール（ｂ）の場合の処理である。
これは、既記録データの読出が成功して適切に書換が実行できても、過去に読出エラーに応じて拡張交替情報が生成されていた場合、過去の読出エラーの分も含めて既記録データが辿れるように、既存の拡張交替情報をマージした拡張交替情報を生成するものである。この場合、既存の拡張交替情報は不要になるため削除することで、ＤＦＬエントリの効率化、容量削減を図ることができる。

またシステムコントローラ６０は、拡張エントリを参照してアドレスを確認できる複数のクラスタがディスク１上で物理的に連続している場合、当該連続した複数のクラスタからのデータの連続読出を書込読出部に実行させる制御を行う（Ｓ１２１，Ｓ１２２）。
既記録データの読出に溯ることができるクラスタが物理的に連続していれば、それらの複数のクラスタに対して一度にアクセスして読み出すことで、アクセスを効率化できる。

またシステムコントローラ６０は、交替エントリ及び拡張エントリを含む管理データをディスク１に書き込むように書込読出部に指示する。
例えば上述のように、ＤＦＬエントリを含む管理情報の更新は、キャッシュメモリ６０ａ上で行っていればよいが、ディスクイジェクトや電源オフの際などの所定タイミングで、ディスク１に書き込むようにする。
交替エントリ及び拡張エントリを含む管理データをディスク１に書き込むことで、ディスク１がイジェクトされ、再度装填された際や、或いは他のディスクドライブ装置に装填された場合でも、図１３，図１４のようなＤＦＬエントリを参照したセクタデータの回復処理が可能となる。

またシステムコントローラ６０は交替エントリを、最初の書換動作における交替元のアドレスに対して最新の交替先のアドレスが対応されるように生成又は更新する。また拡張エントリとしては、書換動作において交替先となったクラスタのＰＣＮと、そのＰＣＮにおけるセクタビットマップを含む第１の拡張エントリと、書換動作において交替先となったクラスタのＰＣＮと、今回のＬＯＷからみて前回以前でＲＭＷが成功したＬＯＷの際における交替先ＰＣＮを含む第２の拡張エントリとを生成する。
この構造により、交替エントリ、拡張エントリとしての機能、特にはセクタデータの回復のために参照する情報として必要最小限の情報保存機能を実現する。

本実施の形態の記録媒体としてのディスク１は、データ書換動作により更新用データを含む書込データを書き込んだアドレスを交替先として交替元のアドレスに対応づける交替エントリと、交替エントリに紐づいた情報であって、書込データとしてのクラスタにおけるセクタの有効／無効情報を含む拡張エントリとを含む管理データを記録する管理情報領域（例えばＴＤＭＡを含むインナーゾーン）が設けられている。
管理情報領域に拡張エントリを記録可能な記録媒体とすることで、データ書換の際に記録装置が、更新データを構成するための有効な既記録データの存在やそのアドレスを、管理データを参照して確認できるものとなる。

なお、実施の形態のディスク１における管理情報構造、例えばＤＦＬエントリのフォーマットや、交替エントリ、拡張エントリとしての種別は一例にすぎない。ＲＭＷの際に少なくとも管理情報として有効なセクタデータの判別やそのアドレスが確認できる情報形式であればよい。
また図１１，図１３，図１４，図１５で説明した各処理も一例であり、多様な変形例は当然想定される。

本発明の記録媒体は、ＢＤ以外の次世代光ディスク、カードメディア、ホログラムメディア、体積型記録メディア等、各種記録方式、形状の記録媒体であって、ライトワンス型の記録媒体として適用できる。
本発明の記録装置、記録方法は、これらの各種の記録媒体に対応する記録装置及びその記録方法として適用できる。
なお、本明細書に記載された効果はあくまでも例示であって限定されるものではなく、また他の効果があってもよい。

なお本技術は以下のような構成も採ることができる。
（１）記録媒体に対して、所定データ量の第１データ単位が複数連続する第２データ単位でのデータ書込及び前記第１データ単位でのデータ読出を行うことができる書込読出部と、
前記第１データ単位のデータの書換指示に応じて、該書換指示に係る更新用データと前記記録媒体から読み出した既記録データを用いて、前記第２データ単位の書込データを生成し、書込データを記録媒体上の未記録アドレスに書き込むように前記書込読出部に指示するとともに、前記書込データを書き込んだアドレスを交替先として交替元のアドレスに対応づける交替情報を生成又は更新し、さらに所定条件に応じて、前記書込データにおける前記第１データ単位の各データについての有効／無効情報を含む拡張交替情報を、前記交替情報に紐づけた情報として生成する制御部と、を備えた
記録装置。
（２）前記制御部は、
前記書換指示に応じた記録媒体からの既記録データの読出において、必要な既記録データの読出ができなかった場合、前記拡張交替情報を参照して必要な既記録データが記録されている他のアドレスを確認し、当該他のアドレスからのデータの読出を前記書込読出部に実行させる制御を行う
上記（１）に記載の記録装置。
（３）前記制御部は、前記拡張交替情報で確認できる全ての他のアドレスからの読出を行っても前記第２データ単位の書込データの生成に必要な既記録データの読出ができなかった場合に、読出エラーと判定する
上記（２）に記載の記録装置。
（４）前記制御部は、
前記記録媒体から必要な既記録データの読み出しが成功した場合は、前記書換指示に係る更新用データと読み出した既記録データを合成して、前記第２データ単位の書込データを生成し、
前記読出エラーと判定した場合は、前記書換指示に係る更新用データと無効データを合成して、前記第２データ単位の書込データを生成する
上記（３）に記載の記録装置。
（５）前記制御部は、
前記読出エラーと判定したことを条件として、前記拡張交替情報を生成する
上記（４）に記載の記録装置。
（６）前記制御部は、
読み出しが不成功となった既記録データについての拡張交替情報が存在している場合は、既存の拡張交替情報と、生成した拡張交替情報の両方を維持する
上記（５）に記載の記録装置。
（７）前記制御部は、
前記書換指示に係る更新用データと前記既記録データを合成して生成した書込データの記録媒体への書込が行われた場合、前記既記録データについての前記拡張交替情報が存在していることを条件として、既存の拡張交替情報の前記有効／無効情報を含む拡張交替情報を生成するとともに、当該既存の拡張交替情報を削除する
上記（４）乃至（６）のいずれかに記載の記録装置。
（８）前記制御部は、
前記拡張交替情報を参照してアドレスを確認できる複数の前記第２データ単位が記録媒体上で物理的に連続している場合、当該連続した複数の第２データ単位からのデータの連続読出を前記書込読出部に実行させる制御を行う
上記（２）乃至（７）のいずれかに記載の記録装置。
（９）前記制御部は、前記交替管理情報及び前記拡張交替管理情報を含む管理データを前記記録媒体に書き込むように前記書込読出部に指示する
上記（１）乃至（８）のいずれかに記載の記録装置。
（１０）前記制御部は、
前記交替情報を、最初の書換動作における交替元のアドレスに対して最新の交替先のアドレスが対応されるように生成又は更新するとともに、
前記拡張交替情報として、
書換動作において交替先となった第２データ単位のアドレスと、その第２データ単位における前記第１データ単位の各データの有効／無効情報を含む第１の拡張交替情報と、
書換動作において交替先となった第２データ単位のアドレスと、前回以前の書換動作における交替先のアドレスを含む第２の拡張交替情報と、を生成する
上記（１）乃至（９）のいずれかに記載の記録装置。
（１１）記録媒体に対して、所定データ量の第１データ単位が複数連続する第２データ単位でのデータ書込及び前記第１データ単位でのデータ読出を行うことができる書込読出部を備えた記録装置の記録方法として、
前記第１データ単位のデータの書換指示に応じて、該書換指示に係る更新用データと前記記録媒体から読み出した既記録データを用いて、前記第２データ単位の書込データを生成し、書込データを記録媒体上の未記録アドレスに書き込むように前記書込読出部に指示する手順と、
前記書込データを書き込んだアドレスを交替先として交替元のアドレスに対応づける交替情報を生成又は更新する手順と、
所定条件に応じて、前記書込データにおける前記第１データ単位の各データについての有効／無効情報を含む拡張交替情報を、前記交替情報に紐づけた情報として生成する手順と、を備えた
記録方法。
（１２）ユーザーデータと管理データが記録されるとともに、所定データ量の第１データ単位が複数連続する第２データ単位でのデータ書込が行われ、前記第１データ単位のデータの書換の際には、更新用データと既記録データにより前記第２データ単位の書込データが、未記録アドレスに書き込まれる記録媒体であって、
データ書換動作により書込データを書き込んだアドレスを交替先として交替元のアドレスに対応づける交替情報と、
前記交替情報に紐づいた情報であって、前記書込データにおける前記第１データ単位の各データについての有効／無効情報を含む拡張交替情報と、
を含む管理データを記録する管理情報領域が設けられている
記録媒体。

１…ディスク、５１…光学ピックアップ、５２…スピンドルモータ、５３…スレッド機構、５４…マトリクス回路、５５…リーダ／ライタ回路、５６…変復調回路、５７…ＥＣＣエンコーダ／デコーダ、５８…ウォブル回路、６０…システムコントローラ、６１…サーボ回路、６２…スピンドルサーボ回路、６３…レーザドライバ

Claims (7)

1. 記録媒体に対して、所定データ量の第１データ単位が複数連続する第２データ単位でのデータ書込及び前記第１データ単位でのデータ読出を行うことができる書込読出部と、
   前記第１データ単位のデータの書換指示に応じて、該書換指示に係る更新用データと前記記録媒体から読み出した既記録データを用いて、前記第２データ単位の書込データを生成し、書込データを記録媒体上の未記録アドレスに書き込むように前記書込読出部に指示するとともに、前記書込データを書き込んだアドレスを交替先として交替元のアドレスに対応づける交替情報を生成又は更新し、さらに所定条件に応じて、前記書込データにおける前記第１データ単位の各データについての有効／無効情報を含む拡張交替情報を、前記交替情報に紐づけた情報として生成する制御部とを備え、
   前記制御部は、
   前記書換指示に応じた記録媒体からの既記録データの読出において、必要な既記録データの読出ができなかった場合、前記拡張交替情報を参照して必要な既記録データが記録されている他のアドレスを確認し、当該他のアドレスからのデータの読出を前記書込読出部に実行させる制御を行い、
   前記拡張交替情報で確認できる全ての他のアドレスからの読出を行っても前記第２データ単位の書込データの生成に必要な既記録データの読出ができなかった場合に、読出エラーと判定し、
   前記記録媒体から必要な既記録データの読み出しが成功した場合は、前記書換指示に係る更新用データと読み出した既記録データを合成して、前記第２データ単位の書込データを生成し、
   前記読出エラーと判定した場合は、前記書換指示に係る更新用データと無効データを合成して、前記第２データ単位の書込データを生成し、
   前記書換指示に係る更新用データと前記既記録データを合成して生成した書込データの記録媒体への書込が行われた場合、前記既記録データについての前記拡張交替情報が存在していることを条件として、既存の拡張交替情報の前記有効／無効情報を含む拡張交替情報を生成するとともに、当該既存の拡張交替情報を削除する
   記録装置。
2. 前記制御部は、
   前記読出エラーと判定したことを条件として、前記拡張交替情報を生成する
   請求項１に記載の記録装置。
3. 前記制御部は、
   読み出しが不成功となった既記録データについての拡張交替情報が存在している場合は、既存の拡張交替情報と、生成した拡張交替情報の両方を維持する
   請求項２に記載の記録装置。
4. 前記制御部は、
   前記拡張交替情報を参照してアドレスを確認できる複数の前記第２データ単位が記録媒体上で物理的に連続している場合、当該連続した複数の第２データ単位からのデータの連続読出を前記書込読出部に実行させる制御を行う
   請求項１に記載の記録装置。
5. 前記制御部は、前記交替情報及び前記拡張交替情報を含む管理データを前記記録媒体に書き込むように前記書込読出部に指示する
   請求項１に記載の記録装置。
6. 前記制御部は、
   前記交替情報を、最初の書換動作における交替元のアドレスに対して最新の交替先のアドレスが対応されるように生成又は更新するとともに、
   前記拡張交替情報として、
   書換動作において交替先となった第２データ単位のアドレスと、その第２データ単位における前記第１データ単位の各データの有効／無効情報を含む第１の拡張交替情報と、
   書換動作において交替先となった第２データ単位のアドレスと、前回以前の書換動作における交替先のアドレスを含む第２の拡張交替情報と、を生成する
   請求項１に記載の記録装置。
7. 記録媒体に対して、所定データ量の第１データ単位が複数連続する第２データ単位でのデータ書込及び前記第１データ単位でのデータ読出を行うことができる書込読出部を備えた記録装置の記録方法として、
   前記第１データ単位のデータの書換指示に応じて、該書換指示に係る更新用データと前記記録媒体から読み出した既記録データを用いて、前記第２データ単位の書込データを生成し、書込データを記録媒体上の未記録アドレスに書き込むように前記書込読出部に指示する手順と、
   前記書込データを書き込んだアドレスを交替先として交替元のアドレスに対応づける交替情報を生成又は更新する手順と、
   所定条件に応じて、前記書込データにおける前記第１データ単位の各データについての有効／無効情報を含む拡張交替情報を、前記交替情報に紐づけた情報として生成する手順と、
   前記書換指示に応じた記録媒体からの既記録データの読出において、必要な既記録データの読出ができなかった場合、前記拡張交替情報を参照して必要な既記録データが記録されている他のアドレスを確認し、当該他のアドレスからのデータの読出を前記書込読出部に実行させる手順と、
   前記拡張交替情報で確認できる全ての他のアドレスからの読出を行っても前記第２データ単位の書込データの生成に必要な既記録データの読出ができなかった場合に、読出エラーと判定する手順と、
   前記記録媒体から必要な既記録データの読み出しが成功した場合は、前記書換指示に係る更新用データと読み出した既記録データを合成して、前記第２データ単位の書込データを生成する手順と、
   前記読出エラーと判定した場合は、前記書換指示に係る更新用データと無効データを合成して、前記第２データ単位の書込データを生成する手順と、
   前記書換指示に係る更新用データと前記既記録データを合成して生成した書込データの記録媒体への書込が行われた場合、前記既記録データについての前記拡張交替情報が存在していることを条件として、既存の拡張交替情報の前記有効／無効情報を含む拡張交替情報を生成するとともに、当該既存の拡張交替情報を削除する手順と、を備えた
   記録方法。

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