JPH01211386A - １回書き込み・多数読み出し形光学的データ蓄積装置 - Google Patents

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】 （産業上の利用分野） この発明は、一般的にはコンピュータ・データ蓄積装置
の分野に関し、特に、光ディスク・データ蓄積装置の分
野に間する。

（従来の技術） データ蓄積装置は当該分野では周知であり、発生され操
作されるデータを蓄積し、任意に取り出されなければな
らないコンピュータ・システムで普通に用いられている
。大きなデータ・ブロックを蓄積し取り出すのに通常使
用されているデータ蓄積装置の２つの主要なカテゴリは
、磁気ディスり蓄積装置と光ディスク蓄積装置とを含ん
でいる。

それぞれのカテゴリには利点と欠点とがある。

保 （発明が解決しようとする問題り） 通常、磁気ディスク蓄積装置は、蓄積されたデータを頻
繁に消去し、最新のデータで置き換えるのが必要とされ
る応用分野に用いられる。多くのこうした装置の利点は
、磁気蓄積媒体が例えばフロッピーディスク装置におい
て取りはずし可能だということである。しかしながら、
この装置のうち、容量が小さくアクセス時間が遅いもの
は、−般的にこの取りはずし可能なタイプである。磁気
ディスクの主要な欠点は、機械的損傷や不注意な消去を
受は易いということである。

典型的には、光ディスク装置は、きわめて大量のデータ
（例えば１００メガバイト又はそれ以上）を蓄積する場
合に使用される。一般的には光ディスクは取りはずし可
能ではあるけれども、多くのものは読み出し専用蓄積媒
体であるという欠点を持っている。正確に焦点を合わせ
られたレーザー・ビームが感受性記録層又はディスク表
面の凹部即ちビットを焼く除去可能ビット法を用いるよ
うな在来の方法で、光ディスクに予しめ記録が行われる
。

光ディスク読み取り器では、読み取りモードで光ビーム
の下をディスク表面が通過するとき、光検知器が凹部の
存在、不在を怒知して電気信号を出力する。この電気信
号はディジタル・データ・ビットに変換される。

１回書き込み形光ディスク蓄積装置が現在利用可能であ
り、取りはずし可能Ｎ積媒体においてきわめて大きいデ
ータ書き込み・読み出し容量を提供する。しかしながら
、こうした装置は、光ディスクの区間にデータが１度書
き込まれると、当該セクタに再書き込みを行うことによ
ってこのデータを更新することは不可能だという欠点を
有する。

所与の区間のデータを任意に更新することができる磁気
ディスク蓄積装置と同じやりかたで、１回書き込み形光
ディスク・メモリの大きい蓄積容量を有効に利用できる
ようにするための多くの試みが当該分野で行われてきて
いる。こうした試みの全ては固有の問題点を含んでいた
。

主要な問題は、光ディスクに蓄積されたデータのディレ
クトリ（ｄｉｒｅｃｔｏｒｙ）又は索引をどのように維
持するかということに関係している。こうしたディレク
トリ情報がなければ、光ディスクのデータを選択的にア
クセスして取り出すことは不可能である。１つの試みで
は、データを光ディスクに蓄積するとき、そのロケーシ
ョンが、コンパニオン磁気フロッピー又は磁気ハード・
ディスクに蓄積される一種のディレクトリ又は索引に維
持される。この試みには、磁気ディスクの消去又は機械
的損傷によってディレクトリが失われ、光ディスクに蓄
積されたデータを選択的に取り出す能力を完全且つ回復
不可能に失なってしまうことになりかねないという決定
的な欠点がある。これに、光ディスクとそのディレクト
リを蓄積している各磁気ディレクトリ・ディスクとの物
理的関連を維持する必要性が加わる。

別の試みは、光ディスク・ディレクトリを光ディスクに
蓄積するというものであり、ディスクがディスク格納装
置にまず挿入されると、関連の磁気メモリを初期設定し
てこのディレクトリに対応させる。新しいデータがディ
スクに書き込まれると、磁気メモリのみが更新される。

ディスクの取りはずし又はシステムの電源断の直前に、
磁気メモリ上の全ディレクトリは光ディスクに再書き込
みされる。この試みの欠点は、全ディレクトリがディス
クに多数回書き込まれるので多くのディスク・スペース
を使用すること、及び、ディレクトリが光ディスクに再
書き込みされないうちに電力の中断によってディレクト
リが失われ易いということである。

さらに別の代替方法は、ディスクに書き込まれる各デー
タ・セグメントと関連したアドレス・ポインタ・フィー
ルドに依拠する。データが光ディスクの特定のセグメン
トに書き込まれるとき、それに関連するポインタ・フィ
ールドは空きを維持する。データの更新が望まれるとき
、そのデータは別のセグメントに書き込まれ、更新され
るデータが書き込まれていたディスク上の実際の物理的
ロケーションである物理的アドレスが元のデータ・セグ
メントのポインタ・フィールドに書き込まれる。データ
が読み出されるとき、元のデータ・セグメントのポイン
タ・フィールドが、更新される情報のアドレスを決定す
るために読み出される。

こうしたポインタ・フィールド方式では一連の更新が行
われるので、所望のデータ・セグメントの最も最近の更
新を読み出すことは、現在のデータを見つける前に、一
連の更新されるデータ・セグメントを次々と時間をかけ
て検査しなければならないことになる。この方式固有の
遅さには、光ディスクで多くのデータ更新が行なわれる
につれてますます悪くなるという重大な欠点が付加され
る。

当該技術分野で求められているのは、種々のデータ・セ
グメントが光ディスクのどこに書き込まれるかのマツプ
を光ディスク上で容易に維持・更新でき、しかも、ディ
スク・マツプのどこかの部分が失われた場合に、光ディ
スクに永久的に書き込まれたデータを使って、全ての以
前に書き込まれたデータ・セグメントの監査の跡を作り
上げることができる装置である。こうした装置は取り出
し速度を高め、実際、疑似消去可能光ディスク蓄積装置
、即ち、高密度蓄積の利点と光ディスクのデータ永久性
とを備え、消去可能磁気蓄積媒体に匹敵する装置を提供
することになる。

光蓄積装置の設計は別の固有の問題を提起する。

光ディスクの記録面は欠陥を有し、欠陥のある面に取り
出し可能にデータを書き込むことはできないので、光学
的装置がこうした欠陥を除去してこうした領域に書き込
みを行わないようにする必要がある。これは、典型的に
は、各書き込み操作期間にディスク面の領域上に２つの
バスを作ることによって達成される。即ち、まずデータ
を書き込み、次に実際の書き込みを検証するのである。

これでは、装置の動作がかなり遅くなってしまう。

したがって、この発明の一般的目的は、１回書き込み形
光ディスクがホスト装置のユーザーには読み出し／＠き
込みディスクであるように見える改良された光ディスク
・データ蓄積装置を提供することである。

この発明の他の目的は、光ディスクにデータをＷＩＷし
、そこからデータを取り出すための改良された方法を提
供することである。

この発明の別の目的は、選択されたホスト装置の論理ア
ドレスに対応する光ディスク上の最も新たに書き込まれ
た物理的アドレスでのデータを急速に識別し取り出すこ
とができる改良された光データＭ覆装置を提供すること
である。

この発明の更に他の目的は、この発明に係るやりかたで
書き込まれた光ディスクのための失われたディレクトリ
情報を回復する手段を提供することである。

この発明の更に別の目的は、光ディスク記録面上の欠陥
を自動的に検出して、光ディスクへのデータの書き込み
又はそこからのデータの記録時にバイパスする改良され
た光学的データ蓄積装置を提供することである。

この発明のこうした目的及び他の目的は、以下この発明
は１回書き込み・多数読み出し形光学的データ蓄積装置
であって、該装置はデータが書き込まれる光ディスクを
含む、このデータの書き込みは、光学的データ蓄積装置
へのアクセスを有するホスト・データ装置が、所定数の
論理アドレスのうちの任意の１つにアクセスして、デー
タがその論理アドレスに以前に蓄積されたか否かに拘わ
らず、データを選択された論理アドレスに蓄積するよう
にして行われる。この発明によれば、１回書き込み形光
ディスクは、複数の蓄積セグメントに分割された少なく
とも１つの記録面を含む。

該蓄積セグメントは複数の順次のデータ蓄積セグメント
と複数の順次のマッピング・セグメントとを含む、各々
の順次のデータ蓄積セグメントはホスト・データ部と論
理アドレスとを有し、該ディスク上の任意の他のデータ
蓄積セグメントの物理的アドレスとは異なる物理的アド
レスによって表わされる該光ディスク上の各データ蓄積
セグメントの物理的ロケーションを有する。各々の順次
のマッピング・セグメントは論理アドレス部を有する。

更に、光学的データ蓄積装置は、ホスト装置から受信さ
れた各々の連続的ホスト・データを、以前に書き込みが
なされていない次の順次のデータ蓄積セグメントのホス
ト・データ部に書き込む手段と、前記ホスト・データの
ための前記ホスト装置によって特定される論理アドレス
を、前記次の順次のデータ蓄積セグメントの論理アドレ
ス部に書き込む手段とを含む。

また、前記ホスト・データのための前記ホスト・データ
装置によって特定される論理アドレスを、次の書き込ま
れていない順次のマッピング・セグメントの論理アドレ
ス部に書き込む手段も含まれる。

ホスト装置がデータを選択された論理アドレスから読み
出すことを要求した場合、特定された論理アドレスを有
するホスト・データが書き込まれる前記光ディスク上の
最後の物理的アドレスを決定するための手段、及び、前
記最後の物理的アドレスでデータ蓄積セグメントに蓄積
されたホスト・データを読み出すと共にこのデータをホ
スト装置へ伝送する手段が含まれる。

この発明の好ましい実施例は、全ての利用可能なデータ
論理アドレスと、ホスト・データが書き込まれた関連し
た１回書き込み形光ディスク上のデータ蓄積セグメント
の最も新しい物理的アドレスへの対応とのマツプを蓄積
するランダム・アクセス磁気ポインタ・マップ・メモリ
を含む、このポインタ・マップは装置への電力供給時に
、及び、新しい光ディスクがデータ蓄積装置に挿入され
る度に発生される。ディスク上の全ての書き込まれた順
次のマッピング・セグメントはこの初期設定プロセスの
一部として読み出される。

ディスク書き込みプロセスを速め、無駄なディスク・ス
ペースを最小とするために、磁気的なマッピング・セグ
メント・バッファが設けられ、ディスク・マッピング・
セグメントが更新された最後の時以降に書き込まれた光
ディスク上の全ての最近の物理アドレス・ロケーション
の記録ばかりでなく、各物理アドレスに蓄積された最後
のデータの論理アドレス間の対応も一時的に蓄積される
。

データで満たされると、該バッファは、光ディスク上の
書き込まれていないマッピング・セグメントの次の順次
の列へこの記録を転送する。

また、この発明の好ましい実施例は、光ディスクの記録
面の欠陥のロケーションを検出して前記光ディスクの所
定のセグメントにこれらの欠陥のロケーションを蓄積す
る手段を含む。この情報により、ホスト・データをディ
スクに書き込んでいるとき、ディスクの欠陥のある領域
をバイパスすることが可能になる０元の欠陥検出プロセ
スがなされた後に発生する欠陥を監視するために、別の
磁気的な欠陥マツプ・メモリが含まれる。

この発明は、大きなデータ蓄積容量と蓄積されたデータ
の永久性という特質を含む光学的データ綺 蓄積装置の法徴の全てを保持しながら、消去可能な磁気
メモリに匹敵するという利点を有する。また、本発明は
、ディレクトリが失なわれ又は破壊された場合にもディ
スク・ディレクトリ情報の取り出しを可能とするという
利点を有する。

（実施例） ・本発明に係る疑似消去可能な１回書き込み・多数読み
出し形光学的データ蓄積装置１０がブロックダイヤグラ
ムの形で第１図に示されている。蓄頂装ＭｌＯはコンピ
ュータのようなホスト・データ装置１２によってアクセ
スされる。ホスト・データ装置１２から書き込み指令又
は読み出し指令が発生されるかどうかに従って、ホスト
・データ装置１２は、データを蓄積装ｒａｌＯへ結合し
て、ホスト・データ装置が特定したアドレス（「論理ア
ドレス」と定義される）に蓄積させ、又は、該アドレス
に蓄積されたデータを受は取る。これらの指令はシステ
ム・インターフェース１６を介して蓄積装置１０内のコ
ントローラ手段１４に結合される。好ましい実施例では
、システム・インターフェース１６は、他の周辺機器と
共用するバスを介してホスト・データ装置１２が標準の
やりかたで蓄積装置１０をアクセスできるようにする０
通常、システム・インターフェース１６は「論理」アド
レス指定よりも「物理的」アドレス指定を用いる。たと
えホスト・データ装置が物理的アドレスをアドレス指定
していると考えていても、本発明は後述のやりかたで論
理アドレスとして取り扱う、全てのデータは、利用可能
な最大数の論理ブロックまで、論理ブロックとしてホス
ト・データ装置１２によってアドレスされる。蓄積装置
１０の任意のホスト装置データの実際の物理的アドレス
は、ホスト・データ装置１２にはわからない。システム
・インターフェース１６の例は公知のスモール・コンピ
ュータ・システムズ・インターフェース（ＳＣ８Ｉ）で
ある。

コントローラ１４は光学ヘッド１８（レーザー２０を含
む書き込み手段を有する）を制攬して１回書き込み形光
ディスク２４の記録面２２にデータを書き込ませる。こ
うして書き込まれたデータは記録面２２に永久的に記録
される。即ち、データは消去可能であること又は二重書
き込みされることを意図されていない、レーザー２０は
、コントローラ１４の制御の下での光ヘッド１８の通常
の動きを介して、また、スピンドル駆動部２５による光
ディスク２４の回転を介して、記録面２２上の選択され
た書き込み位置へ向けられる。また、蓄積装置１０は好
ましくは、光ディスク２４の記録面２２での欠陥を検出
し、これら欠陥の位置を欠陥マツプ・メモリ２７に保持
させる手段を含む、欠陥マツプ・メモリ２７は記録面２
２の所定の蓄積ロケーションに欠陥の位置をＮＭする。

コントローラ１４は、欠陥マツプ・メモリ２フによって
特定されるような欠陥が検出された記録面２２の領域へ
のデータの書き込みを防止する手段を含む。

また、本発明は磁気的ポインタ・マップ・メモリ手段３
０を含む、該手段３０は通常のランダム・アクセス・メ
モリ（ＲＡＭ）である、ポインタ・マップ・メモリ３０
は、各論理アドレスでのホスト・データが実際には光デ
ィスクのどこに書き込まれるかを監視するためのルック
アップ・テーブルとして動作する。ホスト・データ装置
１２が特定の論理アドレスのホスト・データを書き直し
たいと思うとき、新しいホスト・データは実際は光ディ
スクのその次に続く書き込まれていない領域に書き込ま
れ、ポインタ・マップ・メモリ３０は更新されて、特定
の論理アドレスのホスト・データを見つけるためのこの
新しい物理的ロケーションを表わす。

本発明の動作の主な特徴は、光ディスク２４が磁気テー
プであるかのようにホスト・データが光ディスク２４に
常時書き込まれるということである。Ｎち、光ディスク
２４に書き込まれた最後のデータ蓄積セグメントの終了
時に始まって、光ディスク２４へ新たなホスト・データ
が常に順次に書き込まれる。後に詳述するように、所与
のホスト・データ・ブロックの論理アドレスも、光ディ
スク２４へ書き込まれる各々のデータ・セグメントの部
分として光ディスク２４に蓄積される。好ましくは、こ
れらの論理アドレスも、逐次マッピング・セグメントと
して光ディスク２４の別の領域に蓄積されて、新しい光
ディスク２４が蓄積装置２４へ挿入されるたびに、ポイ
ンタ・マップ・メモリ３０の迅速な初期設定を可能とす
る。後にわかるように、これによってポインタ・マップ
・メモリ３０の初期設定は大いに簡単化される。

詳述すると、ポインタ・マップ・メモリ３０はホスト・
データ装？！！１２によってデータＮ積のために利用可
能な全てのデータ論理アドレスのリストを収容する。さ
らに、ポインタ・マップ・メモリ３０は、ホスト・デー
タの最新の更新が各論理アドレスに書き込丈れているｒ
ＩＩＪ連した光ディスク２４にデータ蓄積セグメントの
＊Ｆｌ！的アドレアドレスプを蓄積する。ホスト・デー
タ装置１２がまだデータを記録していない任意の論理ア
ドレスに対して、ポインタ・マップ・メモリ３０にはま
だ物理的アドレスは蓄積されない。任意の論理アドレス
でのポインタ・マップ・メモリ３０への０の入力は、こ
の論理アドレスを持つデータが光ディスクに書き込まれ
ていないことを示す０Ｍ積装Ｗ１１０の電力供給時に、
また、蓄積装置１０へ新しい光ディスク２４が挿入され
るたびに、コントローラ１４は光ディスク２４に書き込
まれた全ての逐次マッピング・セグメントをまず読み出
してポインタ・マップ・メモリ３０を再初期設定する。

これら順次のマッピング・セグメントの組織及びこの初
期設定を行うやりかたは後に詳述する。

光ディスクは所定数のデータ・バイト（例えば５１２バ
イト）をそれぞれ蓄積す葛能力を備える複数のセグメン
ト又はセクタに組織される０通常、各セクタは単一の書
き込みシーケンスの部分として書き込みにのみ利用され
る。ホスト・データ・ブロックが光ディスクに書き込ま
れるたびに論理アドレスを個別のロケーションに蓄積す
ることは効率的でないので、光ディスク面での最新の書
き込み処理の履歴を蓄積装置１０のランダム・アクセス
・メモリに一時的に蓄積するのが好ましい、マッピング
・セグメント・バッファ３２がこのメモリ蓄積手段とな
る。マッピング・セグメント・バッファ３２は、各々の
蓄積されたデータ・セグメントに対するデータ対応の論
理アドレスにホスト・データが書き込まれる順次の物理
的アドレスを監視する。

好ましくは、マッピング・セグメント・バッファ３２は
セクタ分のデータが収容されると満杯になる。

その時点で、マッピング・セグメント・バッファ３２は
コントローラ１４によって読み出しが行われ、このデー
タを光ディスク２４の次の順次の書き込まれていないマ
ッピング・セグメントへ転送する。

このマツピング・データをホスト・データが書き込まれ
るのと同じ光ディスクに書き込むことが重要である。

電源断のとき、またはユーザーが光ディスク２４を蓄積
装置ｌＯから取りはずしたときにマッピング・セグメン
ト・バッファ３２が満杯にされていないとしても、マツ
ピング・データが失われることはないし、光ディスク２
４に蓄積された最新のホスト・データを選択的にアクセ
スする能力が失われることもない、これは、上述したよ
うに、各ポスト・データを所与のデータ蓄積セグメント
へ書き込んでいる間に、個別の監査層（ａｕｄｉｔ　ｔ
ｒａｉｌ）が光ディスク２４に書き込まれるからである
。ホスト・データ・ブロックがデータ蓄積セグメントに
蓄積されるとき、データ蓄積セグメントの一部分はこの
ホスト・データの論理アドレスの蓄積のために取ってお
かれる。つまり、磁気的なマッピング・セグメント・バ
ッファ３２のデータが失われても、コントローラ１４は
バッファ３２の最後の内容が光ディスクに書き込まれた
以後に光ディスク２４に書き込まれた、順次に書き込ま
れたデータ蓄預セグメントを読み出して、失われたマツ
ピング・データを再生することができる。

第２図には、データ書き込みのための３０個のセグメン
トを含む光ディスク２４の記録面２２の例が示されてい
る。後述するように、実際には光ディスクはデータ蓄積
のための数十万のセグメントを有する。図かられかると
おり、第２図に示された記録面２２はらせん状に配列さ
れたマッピング・セグメント又はセクション３４とデー
タ蓄積セグメント又はセクション３６と１個以上の欠陥
マッピング・セグメント３８とに分割される。つまり、
例えば、セグメント１−２はディスク欠陥データを蓄積
し、セグメント３−１０はマッピング・セグメント３４
の蓄積に利用でき、残りのセグメント１１−３０はデー
タ蓄積セグメント３６に利用できる。このセグメント編
成によれば、全てのセグメントは同一の長さを有し、記
録面２２の長い方の外側のトラックは光ディスク２４の
中心に近い方のトラックよりも多くのセグメントを含む
ことになる。この一定の直線性速度（ＣＬＶ）編成は、
データが光ディスク２４から読み出される相対速度が光
ディスク２４の外端から内方へ読み出しが行われても同
一に維持されることを意味する。この配列により、デー
タを内側のトラックと同じような密度で外側のトラック
に記録することが可能となり、蓄積装置１０の蓄積容量
を大巾に増加させることになる。

光ディスク２４のマッピング・セグメント３４とデータ
蓄積セグメント３６とを交互に配列することは、本発明
の範囲内で可能である０例えば、外側のトラックのセグ
メントを内側のトラックのセグメントよりも物理的に大
きくすることによって一定の角速度（ＣＡＶ）を達成す
ることができる。これにより、セグメントの連続的なら
せんとしてではなく同心円として編成された光ディスク
ができる。

別の代讐的配列は、マッピング・セグメントがディスク
の記録面２２の若干の個々の領域に位置するものである
。この配列により、ホスト・データの一層迅速な書き込
みが可能となり、マッピング・セグメント・データは初
めはバッファ（例えばマッピング・セグメント・バッフ
ァ３２）にバッファされない、なぜなら、所与のマッピ
ング・セグメントはデータが書き込まれているセグメン
トの方へ近いからである。しかし、ポインタ・マップ・
メモリ３０の初期設定の間、マッピング・セグメントの
付加的な追求（ｓｅｐｋｉｎｇ）を必要とする６本発明
に従って更に先に進み、各ホスト・データが所与のデー
タ蓄積セグメントに書き込まれた後、個別のマッピング
・セグメントを完全に除去して、論理アドレスの記録に
依拠することができるけれども、このやりかたでは、大
ていの応用において重大な２つの欠点が付は加わる。ま
ず、ポインタ・マップ・メモリ３０の初期設定を完了す
るために、どの単一のセグメント又はセクタも読み出さ
れる必要がある。この初期設定プロセスは標準サイズの
光ディスクでは４５分間もかかる。第２の欠点は、この
やりかたでは、光ディスクに書き込まれたマツピング・
データの消失に抗する蓄積装置１０の能力を失わせてし
まう、好ましい実施例によれば、論理アドレスをそれぞ
れのホスト・データ・ブロックと共に個別のマッピング
・セグメントに蓄積するので、所与のマッピング・セグ
メントやその中のデータが例えば光ディスクの損傷によ
って消失されても、対応するデータ・セグメントに蓄積
された論理アドレスを読み出すことによって取り戻すこ
とができる。

上述したように、本発明では、光ディスク２４の面で起
こった全ての書き込み処理の順次の履歴として用いるた
めに、若干のディスク・スペースを収っておくことが必
要である。このディスク・スペースはマッピング・セグ
メント３４を含む、この書き込み処理の履歴に必要とさ
れるスペース量は、書き込むことができるディスク面の
セクタ数に依存する。下で述べるように、この履歴を蓄
積するのに必要なセクタ・スペースの量を減らすために
、１つ以上の技術が利用可能である。好ましくは、書き
込み処理のｆｆ歴は、複数のマッピング・セグメントを
含むホスト・データ・システム・ユーザー・データ・ス
ペースに先行する１つの所定の連続領域で光ディスク２
４上に保持される。

マッピング・セグメント３４に蓄積される情報は、光デ
ィスク２４に書き込まれるホスト・データ・ブロックの
各々の論理アドレスの順次のテーブルを含む、第１のデ
ータ蓄積セグメント３６の光ディスク２４上の物理的ア
ドレスはわかっており、全ての引き続くデータ蓄積セグ
メントは光ディスク上で第１のデータ蓄積セグメントの
後に順次書き込まれるのが好ましいので、蓄積される所
与の論理アドレスに対応する光ディスク２４上の物理的
アドレスは、マッピング・セグメント３４に蓄積される
必要はない。即ち、マッピング・セグメントでの各論理
アドレスの位置は、対応する物理的アドレスを識別する
。上述したように、蓄積装置１０の初期設定の間、マッ
ピング・セグメント３４に蓄積されたロケーション情報
は、ホスト・データ装置のユーザーにより書き込み又は
読み出しのために利用できる光ディスク２４に先立って
ポインタ・マップ・メモリ３０へ読み込まれる。

マッピング・セグメント３４にロケーション情報がどの
ように蓄積されるかを一層明瞭に理解するために表■に
言及する。表Ｉは、最初に使用されている光ディスク２
４へのホスト・データと論理アドレスとの情報の書き込
みの一例である。この例では、最初のマッピング・セグ
メント３４、例えばセグメント１０は満杯であり、セク
タ１０−９９はマッピング・セグメント３４のために取
っておかれており、ホスト・データはディスクの残りの
セクタ、例えば１００−１００，０００に蓄積されるこ
とが仮定されている。最後に、この例では、蓄積装置１
０によって対抗される論理メモリは論理アドレスＱ　−
９９９のホスト・データ装置１２への書き込み／読み出
しアクセスを与えることが仮定されている。したがって
、論理的にアドレスできる領域の１０００個のセクタに
対してｉｏｏ、ｏｏｏ個の物理的セクタが利用可能であ
るから、論理アドレスのそれぞれが同じ回数たけ書き込
まれると仮定すると、光ディスクを満杯にするまでに各
々の論理アドレスはホスト・データ装置】２によって１
００回書き直しされる。また示されているように、光デ
ィスク上でマツプされ　　　　　゛る各々の物理的セク
タに対して１データ・ビットを含む欠陥マツプのために
１個以上のセクタが保持される。このマツプでは、０は
セクタが書き込み可能であることを示し、１はセクタに
欠陥があり書き込み不可能であることを示す、欠陥マツ
プは同じ順序で光ディスク２４上に各々の順次のセクタ
のための欠陥データを蓄積するので、欠陥マツプではア
ドレス・データは不要である。

表■ ホスト・データ装置による決定 ディスク物理的　　　論理セグメント蓄　積　マツピン
グ　欠陥セグメント・アドレス　アドレス　　　データ
セグメント３４７．プ１００　　　　　　　０００　　
　　　　データ１００００１０１　　　　　　　　００
５　　　　　　データ２００５０１０２　　　　　　　
　００６　　　　　　データ３００６０１０３　　　　
　　　　欠陥　　　　　−ＦＦＦＦＦＦ　　　１１０４
　　　　　　　欠陥　　　　　−ＦＦＦＦＦＦ　　　１
１０５　　　　　　　５００　　　　　　データ４５０
００１０６　　　　　　　　５０１　　　　　　データ
５５０１０１０７　　　　　　　　００６　　　　　　
データ６００６０ｉｏｓ　　　　　　　　ｏｏｏ　　　
　　　データ７００００表１かられかるように、ホスト
・データ装置ユーザーのデータを書き込むことができる
最初の物理的セグメントは、この例では、物理的セグメ
ント１００である。その最初の書き込み操作として、ホ
スト・データ装置が「データ１」として識別されるホス
ト・データを論理アドレス０００へ書き込むことを望む
ならば、光ディスク２４上の物理的ロケーション１００
におけるデータ蓄積セグメントは論理セグメント・アド
レス０００と共にデータ１を書き込まれる。マッピング
・セグメント３４の最初の論理アドレス蓄積部分も論理
アドレス０００を書き込まれる。

論理アドレスの蓄積に必要とされるマツピングセグメン
ト３４のバイト数は、特定の装置によって論理的にアド
レスできるロケーション数に依存する。好ましい実施例
では、各論理アドレスのマッピング・セグメント３４へ
の入力に対して、３バイトの蓄積スペースが割り当てら
れている。

表■を参照し、ここで、ホスト・ユーザーが論理セグメ
ント・アドレス００５のデータ２を含むホスト・データ
を次に蓄積することを望んでいると仮定する。このホス
ト・データは光ディスク２４上の次の順次のデータ蓄積
セグメント・アドレス１０１に蓄積され、マッピング・
セグメント３４はこの新しい論理アドレス００５で更新
される。所与の物理的セグメントに欠陥があることを欠
陥マツプが示している場合、コントローラ１４は欠陥マ
ツプ・メモリ２７を介して、欠陥のあるセグメントをス
キップする（後に詳述する）、つまり、表Ｉに示されて
いるように、物理的アドレス１０３，１０４のデータ蓄
積セグメントは、欠陥マツプ・メモリ２７がこれらのセ
グメントには欠陥があることを示しているので、コント
ローラ１４によってスキップされる。これらのセグメン
トは欠陥を有しスキップされたということを示す指示は
マッピング・セグメント３４のマツプに加えられる。

表１には、ホスト・データ装置のユーザーが特定の論理
アドレスのデータを更新したい場合に蓄積袋Ｔ１１０が
どのようにその処理を行うかの例も示されている。アド
レス１０５，１０６の物理セグメントが書き込まれた後
、「データ６」として識別されるホスト・データは物理
的アドレス１０７のデータ蓄積セグメント３４に書き込
まれる。その論理アドレスは論理アドレス００６であり
、マッピング・セグメント３４はこの論理アドレス００
６で更新される。

したがって、この書き込み処理に続いて、ホスト・デー
タ装置１２が論理アドレス００６の内容を読み出したい
場合、光ディスク２４は物理的アドレス１０７のデータ
蓄積セグメント３６を読み出し、物理的アドレス１０２
のデータを読み出すのではない。

Ｘ＋７　　　　　　００７　　　　　　　０Ｘ　＋　５
０１　　　　　５０１　　　　　　１０６Ｘ＋９９９　
　　　　９９９　　　　　　　０読み出し操作が必要と
されるときにいつも、光ディスク２４上のマッピング・
セグメント３４を読み出す必要をなくすために、ポイン
タ・マップ・メモリ３０はコントローラ１４によってラ
ンダム・アクセス・メモリに維持される０表■に、ポイ
ンタ・マップ・メモリ３０の例が示されている。この表
は表Ｉのマッピング・セグメント３４のデータを写した
ものであるが、ポインタ・マップ・メモリ３０がディス
クの物理的セグメント・アドレスによってではなく論理
アドレスによってオリエント（ｏｒｉｅｎｔ）されるの
が好ましい点が異なる。つまり、表■では、論理アドレ
ス０００が物理的セグメント・アドレス１０８にデータ
７で最後に書き込まれたことが示されている。したがっ
て、この物理的アドレス１０８は、論理アドレス０００
に書き込まれた最も最近のホスト・データに対するロケ
ーションとして表Ｈに表わされているポインタ・マップ
・メモリ３０に示される。論理アドレス００１−００４
にはデータが書き込まれていないので、これらの論理ア
ドレスに対しては、ポインタ・マップ・メモリ３０には
物理的アドレスが含まれていない、物理的アドレスの列
の０は、これらの論理アドレスにまだデータが書き込ま
れていないことを表わしている。論理アドレス００５は
、この論理アドレスがホスト・ユーザーによって書き込
まれた最後の時に物理的アドレス２（Ｈにデータを含む
ものとして示されている。

最後に、論理アドレス１０６は２度書き込まれ、この論
理アドレスに対する最も最近のデータは、物理的アドレ
ス１０７でデータ蓄積セグメント３６に位置するものと
して示されている０表１に示されているように、データ
６として識別されるデータはこの物理的アドレス１０７
に蓄積される。

また、表Ｈに示されているように、論理アドレスが維持
される実際のＲＡＭアドレスは任意のロケーションＸで
始めることができる。好ましくは、論理アドレスはポイ
ンタ・マップ・メモリ３０に時間順に蓄積されるが、こ
れは絶対必要というわけではない。

上述したように、ランダム・アクセス・メモリには欠陥
マツプ・メモリ２７が保持される。所与の光ディスク２
４の初期設定時に、欠陥マツプを収容する光ディスク２
４上のセグメントはコントローラ１４によって読み出さ
れ、欠陥マツプ・メモリ２７へ転送されて、所与の書き
込み処理の期間でのコントローラによる迅速なアクセス
を可能とする。光ディスクへの所与の書き込み操作又は
一連のこうした操作がＭ覆装置１０によって行われる前
に、新しいデータ蓄積セグメント３６に欠陥がないこと
をコントローラ１４が確証するのが好ましい、このため
には、コントローラ１４は光ヘッド１８に、光ディスク
２４上の書き込まれていない残りのデータ蓄積セグメン
ト３６を走査させて、別の欠陥がこうしたセグメントに
存在しているかどうかを決定する。

書き込まれていないセグメントは、そこにＯが書き込ま
れているかのように読み出されなければならない、ここ
で注意すべきは、光ディスク上に新たな欠陥が生じてい
ないことを確証する操作は、装置がオンの状態に保たれ
、光ディスクが取り出されない場合には、月に１回位行
われればよいということである。

欠陥検出手段２６は新たな欠陥のあるデータ蓄積セグメ
ント３６を検出し、この情報で欠陥マツプ・メモリ２７
を更新する。欠陥マツプ・メモリ２７は、光ディスク２
４上でアドレス可能なセクタ又はデータ蓄積セグメント
３６毎の１ビツト蓄積ロケーシヨンを有する。欠陥マツ
プは光ディスク２４に蓄積される欠陥マツプと同じやり
かたで編成される。欠陥のあるセグメントはポインタ・
マップ・メモリ３０にマツプされない、ポインタ・マッ
プ・メモリ３０はデータが適正に書き込まれた物理的ア
ドレスを示すのみである。

蓄積装置１０のマッピング・セグメント・バッファ３２
は、該バッファ３２の内容が光ディスク２４に最後に書
き込まれた後に発生した最も最近の書き込み処理のみを
蓄積する。マッピング・セグメント３４全体を満杯にす
るのに充分な処理データが存在するまで所与のマッピン
グ・セグメントが書き込まれないことを保証するのに有
益である０例えば、所与のマッピング・セグメント３４
が５１２バイト長であり、所与の論理アドレスが３バイ
トでＭ８しうるとすると、光ディスク２４上での１７０
個の書き込み処理を表わす約１７０個の論理アドレスが
マッピング・セグメント・バッファ３２に蓄積され、そ
の後、該バッファ３２の内容が次のマッピング・セグメ
ント３４に書き込まれる。マッピング・セグメント・バ
ッファ３２の利点は、光ヘッド１８が次の利用可能なマ
ッピング・セグメント３４を探して、当該書き込み処理
に関連した論理アドレス履歴データをＮ積することを各
書き込み操作後に要求する必要性をなくすことである。

また、マッピング・セグメント・バッファにより、ポイ
ンタ・マップ・メモリ３０を初期設定するために、分散
されたマッピング・セグメント３４の内容を発見し取り
戻すための多数の探索段階を初期設定時にコントローラ
１４が必要としないことが保証される。

電源が断となったり、ユーザーが光ディスク２４を蓄積
装置２４から取り出したりしたときに、マッピング・セ
グメント・バッファ３２が満杯ではないとしても、書き
込まれていない情報が失われることも、ホスト・データ
が失われることもない、それぞれのデータ蓄積セグメン
ト３６に蓄積された各々のホスト・データ・ブロックは
、それ独自の論理アドレスを含んでいる。書き込み処理
の履歴がマッピング・セグメント・バッファ３２から取
り出されてマッピング・セグメント３４に蓄積された最
後の時の後に引き続いて書き込まれるこれらの論理アド
レスの各々は、光ディスク２４が蓄積装置１０に再び挿
入されると、コントローラ１４によって読み出し可能で
ある。その時点で、光ディスク２４からのデータの再初
期設定後のマッピング・セグメント・バッファ３２は、
電源断又は蓄積装置１０からの媒体の取り出しの前にバ
ッファ３２に対応する。

書き込み処理のＨＨがマッピング・セグメント３４に書
き込まれ、当該マッピング・セグメント又は一連のセグ
メントが失われたとしても、蓄積装置１０はこのデータ
を復活させることができる０本発明の好ましい実施例で
は、各マッピング・セグメント３４はコントローラ１４
によって読み出されうる独自のアドレスを有する。この
アドレスは、蓄積装置１０によって光ディスク２４に書
き込まれる順次のマッピング・セグメント３４毎に順次
増分される。つまり、光ディスク２４の再初期設定時に
例えばセクタ・ロケーション１０５，１０６のマッピン
グ・セグメント３４が失われた場合、マッピング・セグ
メント１ｓｔ＆にマッピング・セグメント１６が見つか
る。

こうして、コントローラ１４は２個の中間のセグメント
の消失を知り、マッピング・セグメント・バッファ３２
が初期設定されるのと同じやりかたでのこれら最後のセ
グメントの内容の復活に進む、復活されたマッピング・
セグメント３４のデータは、光ディスク２４の次の順次
の書き込まれていないマッピング・セグメント３４に記
録される。つまり、例えば、２０個のマッピング・セグ
メント３４が書き込まれており、マッピング・セグメン
ト１４．１５が消失されたとすると、この再生手順が生
じた後、−連のマッピング・セグメント３４は１３，１
６，１７，１８，１９゜２０．１４，１５．・・・・・
・のアドレスを持つことになる。

こうして、再初期設定の期間にマッピング・セグメント
３４が光ディスク２４がら読み出される次の時に、消失
されたセグメント３４がマッピング・セグメント３４に
配置される。

蓄積装置１０が電源投入され、又は、新しい光ディスク
２４が蓄積装置１０に挿入されたときは常に、コントロ
ーラ１４によって初期設定ルーチンが実施される。初期
設定ルーチンの例のフローチャートが第３図に示されて
いる。　第３図において、初期設定期間に、コントロー
ラ１４は所与のマッピング・セグメント３４をまず読み
出して、最初のマッピング・セグメント３４に蓄積され
た論理アドレス・ポインタでポインタ・マップ・メモリ
３０を満杯にする。そこで、それに続くマッピング・セ
グメント３４が読み出され、これらのマッピング・セグ
メント３４の各々に蓄積された論理アドレス情報でポイ
ンタ・マップ・メモリ３０は更新される０Ｍｔ初のマッ
ピング・セグメント３４への最初の入力が特定の光ディ
スク２４のデータ蓄積セグメント３６の最初の物理的ア
ドレスのロケーションに対応することをコントローラ１
４は知っている。

全てのマッピング・セグメント３４が読み出されてしま
うと、ホスト・データを収容している最後の物理的セグ
メント３６は、どの論理アドレスがマッピング・セグメ
ント３４に蓄積されるかを決定する。

そこで、コントローラ１４は、マッピング・セグメント
３４に論理アドレスが含まれていないホスト・データ装
置７２によってデータで書き込まれた引き続く順次のデ
ータ蓄積セグメントを探索する。データが見つかると、
そのデータの論理アドレスがポインタ・マップ・メモリ
３０及びマッピング・セグメント・バッファ３２に加算
される。そこで、コントローラ１４は１だけ増分して次
の順次の物理的セグメントを検査し、当該セグメント３
６にデータが蓄積されているかどうかを再び調べる。こ
のようにして全ての物理的アドレスを順に試験し、次の
データ蓄積セグメントが何のデータも保持していないと
して指示されると、初期設定プロセスがコントローラ１
４によって完了されたことを表わす。

このプロセスの結果はマッピング・セグメント・バッフ
ァ３２全体の再構成であり、最も最近の全てのホスト・
データの、光ディスク２４に維持される論理アドレスへ
の更新に対して正確にアクセスするのを可能とするポイ
ンタ・マップ・メモリ３０の完全な更新である。

装置の初期設定後、コントローラ１４は、ホスト・デー
タ装置１２からの次のホスト・データを蓄積するのに利
用することができる次の書き込まれていないデータ蓄積
セグメント３６のアドレスを知る。

コントローラ１４は書き込みに利用可能な物理的セクタ
の総数の監視をも行う、これは、全ての残りのセクタが
書き込まれ又は欠陥を含むときにコントローラ１４がデ
ィスク満杯状態を指示することができるようにするため
である。

第４図には、本発明に従ってデータを光ディスクに書き
込むためのプロセスのフローチャートが示されている。

第４図に示されているように、最初にコントローラ１４
は、光ディスク２４上の欠陥のない次の順次の空いてい
るデータ蓄積セグメントを見つける。そこで、ホスト・
データはその論理アドレスと共にこのデータ蓄積セグメ
ント３６に書き込まれる０次に、書き込み処理がマッピ
ング・セグメント・バッファ３２に書き込まれ、次のマ
ツピンク・セグメント３４に光ディスク２４上で後に記
録するために蓄積された書き込み処理の履歴を更新する
。また、論理アドレスを使ってポインタ・マップ・メモ
リ３０の更新が行われる。そこで、コントローラ１４は
マッピング・セグメント・バッファ３２が満杯かどうか
を検査する。このバッファ３２が満杯でなければ、書き
込み操作が完了される。このバッファ３２が満杯であれ
ば、次の書き込まれていないマッピング・セグメント３
４を見つけて、該バッファ３２の内容をこのマッピング
・セグメントへ送る。この操作が完了すると、書き込み
操作は終了する。

第５図には、読み出し指令が受は取られたときのコント
ローラ１４の操作が示されている。同図に示されている
ように、ホスト・データ装置１２はホスト・データを受
は取りたい論理アドレスを蓄積装置１０に結合する。こ
のホスト・データはコントローラ１４で受は取られ、最
も最近に書き込まれたホスト・データに対する論理アド
レスに対応するポインタ・マップ・メモリ３０からデー
タ蓄積セグメントの物理的アドレスを抽出するのに用い
られる。ポインタ・マップ・メモリ３０での登録がゼロ
ならば（ゼロ登録ならば）、コントローラ１４はホスト
・データ装置１２へ空きデータを送出する。登録がゼロ
でなければ、上のステップで見つけたデータ蓄積セグメ
ント３６の物理的アドレスを探索して、特定された論理
アドレスに対する最も最近に書き込まれたホスト・デー
タを求めるために光へラド１８が動作する。そこで、コ
ントローラ１４は特定されたデータ蓄積セグメント３６
に蓄積されたデータと選択されたデータ蓄積セグメント
に蓄積された論理アドレスとを読み出す、検出された論
理アドレスがホスト・データ装置１２が要求したものと
同じでないならば、コントローラ１４は特定された物理
的セクタの読み出しを再試行する。論理アドレスが合っ
ていれば、指定されたデータ蓄積セグメントのホスト・
データが読み出され、ホスト・データ装置１２へ返送さ
れる。

上述したように、書き込み処理の履歴をマッピング・セ
グメント３４及びポインタ・マップ・メモリ３０に蓄積
する代りの方法は、本発明の範囲内で案出される０例え
ば、特定の光ディスクの書き込みの開始時に、ホスト・
データ装置は、各書き込み操作に４個のデータ蓄積セグ
メント又は若干の別の数のデータ蓄積セグメントを含む
ように全ての書き込み処理の配列を選択する。その結果
、同数のセクタを有する光ディスク２４では、通常のデ
ータ蓄積セグメントの数の１へのみを監視する場合、ポ
インタ・マップ・メモリ３０の対応する大きさも４だけ
減少する。このことは、７０万個のセクタを有する例え
ば通常の光ディスク２４においても重要である。なぜな
ら、こうしたセクタへのデータ書き込みの履歴を維持す
るのに必要なマッピング・セグメントの数を減らすこと
になるからである。欠陥のある一連のセクタが群をなす
場合、例えば、物理的ロケーション３０−３３のセクタ
に欠陥がある場合、これらの欠陥のあるセクタの表示も
、こうした群をなす欠陥のあるセクタの記録をマッピン
グ・セグメント３４に単一の３バイト登録の形で蓄積す
ることによって減らすことができる。この登録の一部と
して、データの１バイトが群内の欠陥のあるセクタの数
を表示することになる。

以上述べたことからして、本発明の目的は従来技術をし
のぐ利点を得るために達成される。本発明は、読み出し
／＠き込み形磁気ディスクに匹敵する改良された光学的
データ蓄積装置を提供する。

この蓄積装置とその使用方法とは、光ディスクの記録面
での欠陥を検出し回避すると共にデータを消去すること
なく永久的に保持する手段を提供する。更に、本発明は
、複数の論理アドレスの任意の一つに蓄積された蓄積デ
ータの迅速な識別と取り出し、及び、ディスクのデータ
・ディレクトリの消失からの保護を与える。

本発明の好適な実施例が記述され説明されたが、その代
替手段や等価手段は当業者にとって明らかであり、した
がって、発明の範囲は特許請求の範囲とその均等物によ
ってのみ定義されるべきである。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明に係る光学的データ蓄積装置の好まし
い一実施例の主要コンポーネントのプロ・ｙクダイヤグ
ラムである。 第２図は、本発明の好ましい一実施例に係る光ディスク
の記録面のマッピング・セグメント、データＮ積セグメ
ント及び欠陥マツプへの分割を示す図である。 第３図は、本発明に係るデータ蓄積装置の初期設定操作
に含まれるステップ列を示すフローチャートである。 第４図は、本発明に係るデータ蓄積装置の書き込み操作
に含まれるステップ列を示すフローチャートである。 第５図は、選択された論理アドレスに対して最も最近に
書き込まれたホスト・データを取り出すときの読み出し
操作に含まれる、本発明に係るステップ列を示すフロー
チャートである。 １０：データ蓄積装置　　１２：ホスト・データ装置１
４：コントローラ １６：システム・インターフェース １８：光ヘッド　　　　　２０：レーザー２２：記録面
　　　　　　２４：光ディスク２６：欠陥検出手段　　
　２７：欠陥マツプ・メモリ３０：ポインタ・マップ・
メモリ ３２：マッピング・セグメント・バッファ３６：データ
蓄積セグメント （外４名〉

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、所定数の論理アドレスの任意の一つにホスト・デー
   タが蓄積されたかどうかに拘わらず、ホスト装置がホス
   ト・データを蓄積するために当該論理アドレスにアクセ
   スすることができるように該ホスト装置によって１回書
   き込み・多数読み出し光ディスクへのデータの書き込み
   及び該光ディスクからのデータの読み出しを可能とする
   光学的データ蓄積装置において、 複数の順次のデータ蓄積セグメントを含む複数の蓄積セ
   グメントに分割された少なくとも１つの記録面を有する
   １回書き込み形光ディスクであって、各々の順次のデー
   タ蓄積セグメントが、ホスト・データ部と論理アドレス
   部とを有し、且つ、該光ディスクの他の任意のデータ蓄
   積セグメントの物理的アドレスとは異なる物理的アドレ
   スによって表わされる各データ蓄積セグメントの物理的
   ロケーションを有する光ディスクと、 次の順次の書き込まれていないデータ蓄積セグメントの
   ホスト・データ部に各々の引き続くホスト・データを書
   き込むための手段であって、前記ホスト装置によって特
   定された論理アドレスを、前記の次の順次のデータ蓄積
   セグメントの論理アドレス部に書き込むための手段を含
   む書き込み手段と、を具備することを特徴とする光学的
   データ蓄積装置。 ２、前記光ディスクが複数の順次のマッピング・セグメ
   ントを更に含み、各マッピング・セグメントは少なくと
   も１つの論理アドレスを蓄積する請求項１記載のデータ
   蓄積装置であって、前記書き込み手段に応答して、次の
   順次の書き込まれていないマッピング・セグメントに、
   前記ホスト装置によって書き込まれている前記ホスト・
   データのために前記ホスト装置によつて特定された論理
   アドレスを書き込むための手段を更に具備することを特
   徴とするデータ蓄積装置。 ３、前記ホスト装置によって特定された論理アドレスに
   蓄積されたホスト・データを取り出す手段であつて、前
   記の特定された論理アドレスを持ちホスト・データが書
   き込まれた最後の物理的アドレスを決定するための手段
   と、前記最後の物理アドレスのデータ蓄積セグメントに
   蓄積されたホスト・データを読み出すための手段とを含
   む手段を更に具備することを特徴とする請求項２記載の
   データ蓄積装置。 ４、前記の最後の物理的アドレスを決定するための手段
   が、全ての利用可能なホスト・データ論理アドレスと、
   ホスト・データが書き込まれた前記光ディスクのデータ
   蓄積セグメントの最も最近の物理的アドレスに対する対
   応とのマップを蓄積するためのポインタ・マップ記憶手
   段を備え、前記書き込み手段が、前記ホスト・データに
   対して特定された論理アドレスが前記ポインタ・マップ
   記憶手段において、前記次の順次のデータ蓄積セグメン
   トの物理的アドレスと関連付けられるように、前記次の
   順次のデータ蓄積セグメントの物理的アドレスで前記ポ
   インタ・マップ記憶手段を更新するための手段を含むこ
   とを特徴とする請求項３記載のデータ蓄積装置。 ５、前記ポインタ・マップ記憶手段を初期設定するため
   の初期設定手段を更に含み、該初期設定手段が、前記マ
   ッピング・セグメントを読み出すと共に、前記論理アド
   レスに蓄積されるべきホスト・データが前記光ディスク
   に蓄積された最も最近のデータ蓄積セグメントの物理的
   アドレスを、前記ホスト装置によってアドレス可能な各
   論理アドレスに対する前記ポインタ・マップ記憶手段に
   蓄積するための手段を含むと共に、電源供給と別の光デ
   ィスクの挿入とに応答することを特徴とする請求項４記
   載のデータ蓄積装置。 ６、前記初期設定手段が、前記マッピング・セグメント
   に蓄積された各論理アドレスに対するデータ蓄積セグメ
   ントの物理的アドレスを発生するための手段を備えるこ
   とを特徴とする請求項５記載のデータ蓄積装置。 ７、前記ポインタ・マップ記憶手段がランダム・アクセ
   ス・メモリを備えることを特徴とする請求項４記載のデ
   ータ蓄積装置。 ８、前記光ディスクの前記記録面における欠陥のあるデ
   ータ蓄積セグメントのロケーションを検出し蓄積する欠
   陥蓄積手段と、該欠陥蓄積手段に応答して、前記欠陥の
   あるデータ蓄積セグメントにホスト・データが書き込ま
   れないようにする手段とを更に具備する請求項３記載の
   データ蓄積装置。 ９、前記光ディスクの前記記録面で検出された新たな欠
   陥のロケーションで前記欠陥蓄積手段を更新するための
   手段を更に備えることを特徴とする請求項８記載のデー
   タ蓄積装置。 １０、ホスト・データを蓄積するための所定数の論理ア
   ドレスの任意の１つにホスト・データが以前に書き込ま
   れたかどうかに拘わらず、当該論理アドレスに対してホ
   スト装置がアクセスするのを可能とするように、該ホス
   ト装置から１回書き込み・多数読み出し形光ディスクに
   データを書き込み該光ディスクからデータを読み出すの
   を可能とする光学的データ蓄積装置において、 複数の順次のデータ蓄積セグメントを有する複数の蓄積
   セグメントに分割された少なくとも１つの記録面を含む
   １回書き込み形光ディスクであつて、各データ蓄積セグ
   メントが、ホスト・データ部と論理アドレス部とを有す
   ると共に、該光ディスクの任意の他のデータ蓄積セグメ
   ントの物理的アドレスとは異なる物理的アドレスによっ
   て表わされる該光ディスク上の物理的ロケーションを有
   する光ディスクと、 それぞれが、少なくとも１つの論理アドレスと少なくと
   も１つの欠陥蓄積セグメントとを蓄積する複数の順次の
   マッピング・セグメントと、次の順次の書き込まれてい
   ないデータ蓄積セグメントのホスト・データ部に各々の
   引き続くホスト・データを書き込むための手段であって
   、前記ホスト・データに対して前記ホスト装置によって
   特定された論理アドレスを前記の次の順次のデータ蓄積
   セグメントの論理アドレス部へ書き込むための手段を含
   む書き込み手段と、 前記書き込み手段に応答し、該書き込み手段によって書
   き込まれているホスト・データに対して前記ホスト装置
   によって特定された論理アドレスを一時的に蓄積するた
   めの一時蓄積手段と、所定数の論理アドレスが前記一時
   蓄積手段に蓄積された後に、前記光ディスクの次の順次
   の書き込まれていないマッピング・セグメントへ前記一
   時蓄積手段の内容を転送するための転送手段と、前記ホ
   スト装置によって特定された論理アドレスに蓄積された
   ホスト・データを取り出すための手段であって、前記の
   特定された論理アドレスを有するホスト・データが書き
   込まれた最後の物理的アドレスを決定するための手段と
   、前記最後の物理的アドレスでデータ蓄積セグメントに
   蓄積されたホスト・データを読み出すための手段とを備
   える取り出し手段と、を具備することを特徴とするデー
   タ蓄積装置。 １１、前記の最後の物理的アドレスを決定するための手
   段が、全ての利用可能なホスト・データ論理アドレスと
   、ホスト・データが書き込まれた前記光ディスクのデー
   タ蓄積セグメントの最も最近の物理アドレスに対する対
   応とのマップを蓄積するためのポインタ・マップ記憶手
   段を備え、前記書き込み手段が、前記ホスト・データに
   よつて特定された論理アドレスが前記ポインタ・マップ
   記憶手段において前記の次の順次のデータ蓄積セグメン
   トの物理的アドレスと関連付けられるように、前記の次
   の順次のデータ蓄積セグメントの物理的アドレスで前記
   ポインタ・マップ記憶手段を更新するための更新手段を
   備えることを特徴とする請求項１０記載のデータ蓄積装
   置。 １２、前記ポインタ・マップ記憶手段を初期設定するた
   めの初期設定手段を更に備え、該初期設定手段が、前記
   マッピング・セグメントを読み出すための読み出し手段
   と、対応する論理アドレスが前記マッピング・セグメン
   トに蓄積されていないホスト・データで書き込まれたデ
   ータ蓄積セグメントの論理アドレスを順次読み出すと共
   に、前記のマッピング・セグメントの読み出し手段と前
   記の論理アドレスの読み出し手段とによって見出された
   最も最近のデータ蓄積セグメントの物理的アドレスを、
   前記ホスト装置によってアドレス可能な論理アドレスの
   それぞれに対する前記ポインタ・マップ記憶手段に蓄積
   するための手段とを備え、前記論理アドレスに蓄積され
   るべきホスト・データが前記光ディスクに蓄積されてお
   り、前記初期設定手段が電源供給と別の光ディスクの挿
   入とに応答することを特徴とする請求項１１記載のデー
   タ蓄積装置。 １３、前記初期設定手段が、前記マッピング・セグメン
   トに蓄積された各論理アドレスに対するデータ蓄積セグ
   メントの物理的アドレスを発生するための手段を備える
   ことを特徴とする請求項１２記載のデータ蓄積装置。 １４、前記ポインタ・マップ記憶手段がランダム・アク
   セス・メモリを備えることを特徴とする請求項１２記載
   のデータ蓄積装置。 １５、前記光ディスクの前記記録面における欠陥のある
   データ蓄積セグメントのロケーションを検出し蓄積する
   ための欠陥蓄積手段と、該欠陥蓄積手段に応答して、前
   記の欠陥のあるデータ蓄積セグメントにホスト・データ
   が書き込まれないようにする手段とを更に備えることを
   特徴とする請求項１０記載のデータ蓄積装置。 １６、前記光ディスクの前記記録面で検出された新たな
   欠陥のロケーションで前記欠陥蓄積手段を更新するため
   の手段を更に備えることを特徴とする請求項１５記載の
   データ蓄積装置。