JPH01128266A - 書込み可能型ディスク用ドライブ装置の制御方法 - Google Patents

書込み可能型ディスク用ドライブ装置の制御方法

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JPH01128266A
JPH01128266A JP62286765A JP28676587A JPH01128266A JP H01128266 A JPH01128266 A JP H01128266A JP 62286765 A JP62286765 A JP 62286765A JP 28676587 A JP28676587 A JP 28676587A JP H01128266 A JPH01128266 A JP H01128266A
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band
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Ryuichi Naito
隆一 内藤
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    • G11B2220/65—Solid state media wherein solid state memory is used for storing indexing information or metadata

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 技術分野 本発明は、書込み可能型ディスク用ドライブ装置の制御
方法に関するものである。
背景技術 第１図に、書込み可能型ディスク用ドライブ装置の構成
の一例を示す。図において、書込み可能型ディスクとし
ての追記型光ディスク１は１枚当り数百メガパイトル数
ギガバイトの容量を持つ大容量ディスク媒体である。光
ディスク１の所定の領域には、その光デイスク内の欠陥
セクタのアドレスおよびその欠陥セクタに対する代替セ
クタのアドレスを示す欠陥管理情報が記録されている。
ローディング機構３はドライブ装置２に挿入された光デ
ィスクを記録／読取装置４に装着したり、記録／読取装
置４から光ディスクを自動的に取り外してドライブ装置
２から排出したりする。記録／読取装置４はローディン
グ機構３によって装着された光ディスクに情報を記録し
たり、或いは光ディスクの記録情報を読み取ったりする
。
コントローラ５はマイクロコンピュータによって構成さ
れ、ホストコンピュータ６からインターフェイス（ＳＣ
８Ｉ等）７を通して与えられるコマンドに応じて、ホス
トコンピュータ６から送られてくる情報を光ディスクに
記録するように記録／読取装置４を制御したり、逆に光
ディスクから記録情報を読み取るように記録／読取装置
４を制御し、読み取られた情報をホストコンピュータ６
に転送すべく制御したりする。また、コントローラ５は
ローディング機構３の制御も行なう。なお、コントロー
ラ５内には、光ディスクの欠陥管理情報を記憶するため
のＲＡＭ　（ランダム・アクセス・メモリ）８が含まれ
ている。
かかる構成において、ドライブ装置２に挿入された光デ
ィスクを記録／読取装置４に装着し終わると、コントロ
ーラ５は記録／読取装置４に対して光ディスクの所定の
領域に記録されている欠陥管理情報を読み取るように指
示し、読み取られた欠陥管理情報をコントローラ５内の
ＲＡＭ８に書き込む。その後、ホストコンピュータ６か
ら光デイスク内の記録情報の読出しコマンドを受けると
、コントローラ５は指定されたセクタが欠陥によって他
のセクタに代替されていないかをＲＡＭｇ内の欠陥管理
情報によって判断し、適切なセクタの読出し指示を記録
／読取装置４に与える。また、情報の書込みコマンドが
与えられて書込みを行なった際に、欠陥セクタが発生す
ると、ＲＡＭｇ内の欠陥管理情報をもとに適切な代替セ
クタに書直しを行ない、新たな欠陥管理情報を適切なセ
クタに書き込むと同時に、ＲＡＭｇ内のデータも最新の
欠陥管理情報に更新する。
このように、記録／読取装置４に光ディスクを装着して
から欠陥管理情報の全てを読み取り、その後、ホストコ
ンピュータ６からの読出し、書込みコマンドを実行する
ようにすると、光ディスクをドライブ装置２に挿入して
から最初のコマンドが実行可能になるまでの実質的なデ
ィスク装着時間が欠陥管理情報の読出しに要する時間分
だけ余計にかかるという欠点があった。その理由につい
て、以下に詳しく説明する。
第２図は、直径１３０ｍｍの追記型光ディスクにおける
欠陥管理方式の一例を説明するための図である。ディス
ク内には、マツプエリア、ユーザーエリア、代替エリア
のいずれかに使用できるトラツクが２００００　）ラッ
ク（トラックナンバー１〜２００００）ある。１トラツ
クは３２セクタで構成され、ｌセクタは５１２バイトの
容量を有する。
ユーザーエリアは、ユーザーがデータの書込み、読出し
を行なうための本来のエリアである。代替エリアは、ユ
ーザーエリアにデータを書き込んだ直後のベリファイリ
ード時に欠陥セクタであると判定されたセクタのデータ
を書き直すために用意されているエリアである。なお、
欠陥セクタとは、−船釣にディスクに存在する微細な欠
陥のために、書き込んだデータを読み出すときに所定の
信号品質が得られないセクタのことである。マツプエリ
アは、ユーザーエリアのどのセクタが代替エリアのどの
セクタに代替されているかを示す欠陥管理情報を書き込
むためのエリアである。
なお、ディスク内は最大６３個からなる複数のバンドに
分割することができる。各バンドはそれぞれマツプエリ
ア、代替エリア、ユーザーエリアを有する。ただし、後
で説明するように、ユーザ−エリアを持たないバンドも
ある。各バンド毎のマツプエリアおよび代替エリアは、
それぞれ４トラツク（１２８セクタ）と決っているが、
ユーザーエリアのトラック数は決っていない。また、各
バンドの各エリアがどのトラックから始まるかも決って
いない。これらは、ユーザーが指定する場合もあり、コ
ントローラが自動的に設定する場合もある。なお、これ
らの値を記憶しておくために、ディスク内にはある固定
のトラックナンバー（１〜２００００以外）のところに
コントロールＩ・ラックが用意されている。
第２図には、ディスク内のバンド分割および各エリアの
トラックナンバーのフォーマットの一例が示されており
、ディスク内は＃１〜＃６３のバンドに分割されている
。このうち、バンド＃１〜＃６２はユーザーエリアを有
し、バンド＃６３はユーザーエリアを持たない。また、
＃１〜＃６１のユーザーエリアは３］４トラツクの大き
さであるが、バンド＃６２のユーザーエリアは端数を調
整するために３４２トラツクとなっている。
今、ユーザーエリア＃］のあるセクタにデータを書き込
み、その直後のベリファイリード時にそのセクタが欠陥
セクタであると判定された場合、同じデータを代替エリ
ア＃１の未書込みセクタのうち最も若いアドレスのセク
タに再度書き込む。
この代替セクタも勿論ベリファイリードされ、やはり欠
陥セクタとなった場合は直ぐ次のセクタに再度書き込ま
れる。このようにして、ベリファイリードが合格になる
まで代替エリア＃１に同じデータを書き込む。この結果
、ユーザーエリア＃１の欠陥セクタに対して代替エリア
＃１のセクタが１つ与えられたことになる。これら２つ
のセクタのアドレスは１組で１つの欠陥管理情報となり
、この情報はマツプエリア＃１の未書込みセクタのうち
最も若いアドレスのセクタに書き込マレル。
このセクタも勿論ベリファイリードされ、欠陥セクタと
なった場合は直ぐ次のセクタに再度書き込まれる。この
ようにして、ベリファイリードが合格になるまでマツプ
エリア＃１に同じデータを書き込む。
バンド＃２〜＃６２についても全く同様である。
なお、バンド＃６３は、バンド＃１〜＃６２の代替エリ
ア又はマツプエリアがオーバーフローしたときのために
用意されており、よってユーザーエリアを持たない。
次に、マツプエリア内について説明する。マツプエリア
の１つのセクタ（５１２バイト）の中は、４バイトから
なる１２８個のフィールドに分かれている。１つのフィ
ールドのうち３バイトは、ユーザーエリア内の欠陥セク
タのアドレスを示しており、残りの１バイトは、その欠
陥セクタが代替エリア内の１２８のセクタのうちのどの
セクタに代替されたかを示している。よって、マツプエ
リアの１つのセクタのデータは、最大１２８個の欠陥管
理情報を表わせることになり、１つのバンドに用意され
ている代替エリアのセクタ数１２８と等しいから、結局
マツプエリアの１つのセクタの情報のみてそのバンドの
欠陥管理情報を表わすことができる。勿論、あるバンド
についての情報がオーバーフローした場合は、各バンド
についての共通オーバーフローエリアであるバンド＃６
３が用いられる。
さて、追記型光ディスクは言うまでもなくデータの書換
えは出来ない。よって、あるバンド内で１つの欠陥管理
情報が発生した場合は、その情報を書き込むためにどう
してもマツプエリアの１つのセクタを消費する。今、あ
るバンド内で初めて欠陥セクタが発生した場合は、その
欠陥管理情報を第１フイールドの４バイトに記述したデ
ータを、そのバンドのマツプエリアの先頭セクタに書き
込む。そして、次に欠陥セクタが発生した場合は、第１
フイールドの４バイトには前と同じ欠陥管理情報を、第
２フイールドの４バイトには今回発生した欠陥管理情報
を記述したデータをマツプエリアの２番目のセクタに書
き込む。何となれば、マツプエリアの先頭セクタのデー
タを書き換えることが出来ないからである。
以上の説明から明らかなように、あるバンドについての
最新の欠陥管理情報は、そのバンドのマツプエリア１２
８セクタ中の最も後方の書込み済セクタに存在する。ユ
ーザーエリアからデータを読み出そうとする場合、最新
の欠陥管理情報が必要なことは言うまでもない。また、
ユーザエリアにデータを書き込む場合でも、新たな欠陥
セクタが発生した場合には、最新の欠陥管理情報がない
と代替エリア内のどのセクタに書き直せば良いかがわか
らないし、また最新の欠陥管理情報が書かれているマツ
プエリアのセクタがわからないと、次に欠陥管理情報を
書き込むべきセクタのアドレスもわからないことになる
。
よって、あるディスクが記録／再生装置に装着されると
、先ずコントロールトラックを読むことによって各バン
ドのマツプエリアがどのトラックにあるかを知り、次に
すべてのマツプエリアについて最も後方の書込み済セク
タを見つけ出して各バンド毎の最新の欠陥管理情報を読
み出し、それらをＲＡＭに書き込むという作業が必要と
なる。
次に、欠陥管理情報を読み出すために必要な時間につい
て述べる。今、ディスクの回転数が１８０　Ｏｒ、ｐ、
ｍ、とすると、１回転に要する時間は約３３ｍ５ｅｃと
なる。各バンドのマツプエリアがかなり消費されている
ような状態を考えると、あるバンドのマツプエリアの最
終書込み済セクタを見つけたら直ぐに次のバンドのマツ
プエリアをアクセスするというような手法で時間を短縮
するような効果はあまり期待できない。よって、結局は
、マツプエリアをすべて回転に応じて読んで行くことに
なってしまう。マツプエリアの総トラック数は２５２ト
ラツクであるから、これらを全て読んでしまうためには
８．４秒かかることになる。
ところで、光デイスク装置は媒体が交換可能であるとい
う大きな特徴を有しているのだが、上述のように、欠陥
管理情報を読み出すために８秒以上の時間がかかると、
光ディスクの実質的な装着時間がそれだけ余計にかかる
ことになり、大きな欠点となる。
発明の概要 本発明は、上記のような従来のものの欠点を除去すべく
なされたもので、光ディスクの実質的な装着時間の大幅
な短縮を可能とした書込み可能型ディスク用ドライブ装
置の制御方法を提供することを目的とする。
本発明による制御方法は、情報記録領域が複数のバンド
に分割されかつ各バンド毎に欠陥管理情報記録領域を備
えたディスクに対して、この欠陥管理情報記録領域内の
セクタを順に用いることによってそのディスク内の欠陥
セクタのアドレスおよびその欠陥セクタに対する代替セ
クタのアドレスを示す最新欠陥管理情報を記録し、この
最新欠陥管理情報を参照しつつ指定アドレスにアクセス
して情報の記録又は記録情報の読取りを行なうべく駆動
する書込み可能型ディス゛り用ドライブ装置において、
情報の記録又は記録情報の読取りに際し、指定アドレス
へのアクセスの指令を受けた後にその指定アドレスが属
するバンドの最新欠陥管理情報を読み取ってドライブ装
置内に設けたメモリに書き込むことを特徴としている。
実施例 以下、本発明の実施例を図に基づいて詳細に説明する。
本発明による制御方法は、第１図に示す書込み可能型デ
ィスク用ドライブ装置に適用し得るものであり、光ディ
スク１がローディング機構３によって記録／読取装置４
に装着された後、全てのバンドの最新欠陥管理情報を読
み取るのではなく、指定アドレスへのアクセスの指令を
受けた後にその指定アドレスが属するバンドの最新欠陥
管理情報を読み取ってＲＡＭ８に書き込むようになって
いる。最新欠陥管理情報を保持するためのＲＡＭ８は、
６３バンド分すなわち、６．３　Ｘ　５１２　＝　３２
．２５６バイト分用意されている。
次に、第１図の構成においてコントローラ５のプロセッ
サによって実行される本発明による制御方法の処理手順
について第３図および第４図のフローチャートに従って
説明する。
第３図は、ドライブ装置２に光ディスク１が挿入されて
から、ホストコンピュータ６がらのアクセスコマンドが
実行可能となるまでのフローチャートである。プロセッ
サは、マイクロスイッチ等の検知手段（図示せず）によ
って光ディスクがドライブ装置２に挿入されたことを検
知すると（ステップＳ］）、挿入された光ディスク］を
記録／読取装置４に装着ずべくローディング機構３を制
御しくステップＳ２）、しかる後その光ディスクのコン
トロールトラックの情報を読み出すべく記録／読取装置
４を制御し、読み出した情報をＲＡＭ８に書き込む（ス
テップＳ３）。これにより、この光デイスク内の全ての
バンドについて、各エリアがどのトラックから始まるか
という情報かＲＡ　Ｍ　８　ｒＩｑ　ｌこ書き込まれた
ことになる。ここで、プロセッサはホストコンピュータ
６からのコマンド待ちモード（ステップＳ４）に入る。
次に、ホストコンピュータ６からアクセスコマンドが来
たときの処理手順について、第４図のフローチャートに
従って説明する。プロセッサは先ず、第３図のステップ
Ｓ３において読み取ったコントロールトラック情報に基
づいて、ホストコンピュータ６から指定されたアドレス
がどのバンドに属するかを調べ（ステップ５１１）、そ
のバンドの欠陥管理情報が既に読み取られてＲＡＭｇ内
ノニ保持されているか否かを判断する（ステップ５１２
）。最初は当然、欠陥管理情報がＲＡＭｇ内に保持され
ていない訳であるから、プロセッサは次に、そのバンド
のマツプエリア１２８セクタを順番に読み出すべく記録
／読取装置４を制御し、この処理により最終書込み済セ
クタを検出する（ステップ８１３）。そして、この最終
書込み済セクタに書かれている最新の欠陥管理情報を読
み取り（ステップ５１４）、その情報をＲＡＭ８に書き
込む（ステップ５１５）。以上の処理により、このバン
ドのユーザーエリアのどのセクタが代替エリアのどのセ
クタに書き直されているかという情報がＲＡＭｇ内に保
持されたことになるので、通常の記録／読取モードへの
移行か可能となる。
ここで、ステップ３１３〜Ｓ１５の処理動作に要する時
間について述べる。光デイスクドライブでは、目的のセ
クタをアクセスするのに要する時間を、一般に、目的の
トラックへ到達するまでのシーク時間と、その後の回転
待ち時間の和と考える。このうち、シーク時間は一般的
に１００ｍ５ｅｃ１；Ｊ下程度であり、また平均回転待
ち時間は１８００　ｒ、ｐ、Ｉｌ＋、の場合は約１６．
　７１Ｔｌｓｅｃである。また、マツプエリアの最終書
込み済セクタを検出し、その情報を読み取るためには、
４回転時間すなわち約１３３．　３ｍ５ｅｃを要する。
よって、ステップ８１３〜Ｓ１５の処理動作に要する時
間は、１００ｍ５ｅｃ＋１．８．７ｍ５ｅｃ＋１３３．
３ｍ５ｅｃ＝　　２５０ｍ５ｅｃ程度となる。
これまでの説明から明らかなように、ディスク装着後全
てのバンドの欠陥管理情報を読み取ってから、ホストコ
ンピュータ６からのアクセスコマンドを実行する場合、
８秒以上の待ち時間が必要であったのに対し、本発明に
よれば、あるバンドについて初めてのアクセスコマンド
の場合のみ２５０ＩＩｌｓｅｃの待ち時間が必要となる
のみである。すなわち、−度アクセス済みのハンドの欠
陥管理情報はＲＡＭ５内に保持されているので、ステッ
プ３１３〜Ｓ１５の処理を行なわず、ステップＳ１２か
ら直接記録／読取モードへ移行するからである。
なお、上記実施例の場合、あるバンドについて初めての
アクセスコマンドの場合に２５０　ｍ５ｅｃ程度余分に
時間を要するが、この点をより改善する方法として、第
５図のフローチャートに沿った処理方法も可能である。
第５図のステップ８１〜Ｓ４は第３図と同様であるが、
第５図においては、ステップＳ４でアクセスコマンドが
来ていないと判定した場合には、欠陥管理情報をまだ読
み取っていないバンドがあるか否かを判断しくステップ
５２１）、ある場合には未読取りのバンドのうち１つの
バンドの欠陥管理情報を読み取ってＲＡＭ８へ書き込む
（ステップ５２２）。このステップＳ２２における処理
は第４図のステップ８１３〜Ｓ１５の処理と同様である
。また、ステップＳ４てアクセスコマンドが来たと判定
した場合は、第４図の処理を実行した後記録／読取モー
ドへ移行するが、この記録／読取モードの処理が終了し
た場合も第５図のステップＳ４に戻って上述した処理を
実行する。
このようにして、ホストコンピュータ６からアクセスコ
マンドが来ていない空き時間を利用することにより、欠
陥管理情報をまだ読み取っていないバンドの数を減らし
ておくことができる。
これまで説明してきた実施例においては、最新欠陥管理
情報を保持するためのＲＡＭ８は、６３バンド分すなわ
ち３２，２５６バイト分用意されているのであるが、光
ディスクは常に６３バンドあるとは限らないし、又たと
えあったとしても、ホストコンピュータ６がその全てを
アクセスするとは限らない。それにも拘らず、約３２キ
ロバイト分のＲＡＭをコントローラ５内に持つことはコ
ストアップとなる恐れがある。
よって、ＲＡＭ８の容量をもっと少なくすると同時に、
各バンド毎のアクセス回数を集計し、もしＲＡＭ８の容
量が不足する場合には、アクセス回数の最も少ないバン
ドの最新欠陥管理情報をＲＡＭ８から放棄することによ
り、新たにアクセス指示されたバンドの最新欠陥管理情
報をＲＡＭ８に書き込めるようにすることが出来る。
同様に、各ハンドについてのアクセスの順序を記憶し、
もしＲＡＭ８の容量が不足する場合には、最先にアクセ
スされたバンドの最新欠陥管理情報をＲＡＭ８から放棄
することにより、新たにアクセス指示されたバンドの最
新欠陥管理情報を書き込めるようにして、ＲＡＭの容量
を少なくすることも可能である。
発明の詳細 な説明したように、本発明による制御方法によれば、書
込み可能型ディスク用ドライブ装置において、情報の記
録又は記録情報の読取りに際し、指定アドレスへのアク
セスの指令を受けた後にその指定アドレスが属するバン
ドの最新欠陥管理情報を読み取ってメモリに書き込むこ
とにより、ディスクの実質的な装着時間を大幅に短縮す
ることができる。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明による制御方法が適用される書込み可能
型ディスク用ドライブ装置の構成の一例を示すブロック
図、第２図はディスク内のバンド分割および各エリアの
トラックナンバーのフォーマットの一例を示す図、第３
図および第４図は本発明による制御方法の一実施例の処
理手順を示すフローチャート、第５図は本発明による制
御方法の他の実施例の処理手順を示すフローチャートで
ある。 主要部分の符号の説明 １・・・・・・光ディスク　　　　２・・・・・・ドラ
イブ装置３・・・・・・ローディング機構 ４・・・・・・記録／読取装置　　５・・・・・・コン
トローラ６・・・・・・ホストコンピュータ 出願人　　　パイオニア株式会社

Claims (3)

    【特許請求の範囲】
  1. （１）情報記録領域が複数のバンドに分割されかつ各バ
    ンド毎に欠陥管理情報記録領域を備えたディスクに対し
    て、前記欠陥管理情報記録領域内のセクタを順に用いる
    ことによってそのディスク内の欠陥セクタのアドレスお
    よびその欠陥セクタに対する代替セクタのアドレスを示
    す最新欠陥管理情報を記録し、この最新欠陥管理情報を
    参照しつつ指定アドレスにアクセスして情報の記録又は
    記録情報の読取りを行なうべく駆動する書込み可能型デ
    ィスク用ドライブ装置の制御方法であって、情報の記録
    又は記録情報の読取りに際し、指定アドレスへのアクセ
    スの指令を受けた後にその指定アドレスが属するバンド
    の最新欠陥管理情報を読み取って前記ドライブ装置内に
    設けたメモリに書き込むことを特徴とする書込み可能型
    ディスク用ドライブ装置の制御方法。
  2. （２）各バンド毎のアクセス回数を集計し、前記メモリ
    の容量が不足する場合に、アクセス回数の最も少ないバ
    ンドの最新欠陥管理情報を前記メモリから放棄し、新た
    なバンドの最新欠陥管理情報を前記メモリに書き込むこ
    とを特徴とする特許請求の範囲第１項記載の書込み可能
    型ディスク用ドライブ装置の制御方法。
  3. （３）各バンドについてのアクセスの順序を記憶し、前
    記メモリの容量が不足する場合に、最先にアクセスされ
    たバンドの最新欠陥管理情報を前記メモリから放棄し、
    新たなバンドの最新欠陥管理情報を前記メモリに書き込
    むことを特徴とする特許請求の範囲第１項記載の書込み
    可能型ディスク用ドライブ装置の制御方法。
JP62286765A 1987-11-13 1987-11-13 書込み可能型ディスク用ドライブ装置の制御方法 Pending JPH01128266A (ja)

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