JPH1050032A

JPH1050032A - 追記型ディスクシステム、追記型ディスクの記録又は再生方法、及び追記型ディスクドライブ装置

Info

Publication number: JPH1050032A
Application number: JP21407596A
Authority: JP
Inventors: Takeshi Funabashi; 武船橋; Makoto Kimura; 真木村
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 1996-07-26
Filing date: 1996-07-26
Publication date: 1998-02-20

Abstract

(57)【要約】【課題】追記型ディスクを用いるシステムの動作の効
率化。【解決手段】ディスク上の追記型記録領域２とは独立
した書換可能記録手段４を有する追記型ディスク１と、
この追記型ディスクに対して、追記型記録領域に対する
データの記録又は再生動作及び書換可能記録手段に対す
るデータの記録又は再生動作を行なうことのできる追記
型ディスクドライブ装置１０とでシステム構成する。そ
して追記型ディスクドライブ装置は、追記型ディスクの
追記型記録領域に関する管理情報の書込又は読出を書換
可能記録手段に対して行なうようにする（１７，４
２）。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は例えばＷＯＲＭ（Wr
ite Once Read Many type ）ディスクと呼ばれているよ
うな追記型記録方式が採用されるディスクを用いたシス
テム、追記型ディスクに関する記録／再生方法、及び追
記型ディスクドライブ装置に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】ＷＯＲＭディスクの最大の特徴は、一度
データを記録するとその領域には再度データを記録でき
ないということである。そしてＷＯＲＭディスクは、記
録領域がセクターという単位で区切られて管理される
が、即ち一度データの記録が行なわれたセクターは、二
度と記録のための領域としては使用できないものとな
り、もし、記録済のセクターにデータを重ね書きしてし
まうと、既に記録されていたデータが破壊されてしまう
ことになる。このような特徴ゆえに、ＷＯＲＭディスク
は証拠能力をもったメディアとして認められている。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】ところがＷＯＲＭディ
スクはデータの書き換えができないことから次のような
問題がある。

【０００４】ディスク上に、何らかの欠陥があるセクタ
ー（ディフェクトセクター）が検出された場合には、そ
のディフェクト管理情報を記録するために１セクタ（も
しくは安全性を高めるために２〜４セクターなど複数の
セクター）が使用される。即ちディフェクトセクターの
アドレスやそのディフェクトセクターの代りに用いる交
代セクターのアドレスが記録される。ＷＯＲＭディスク
が書換不能であるということは、ディフェクトセクター
が発見されるたびにそのディフェクト管理情報の記録の
ために１又は複数のセクターが消費されることを意味
し、セクターの無駄が大きいものとなる。

【０００５】またＷＯＲＭディスクをディスクドライブ
装置に装填した場合は、そのディスクドライブ装置は、
多数のセクターを用いて或る程度非効率的に記録されて
いる膨大なディフェクト管理情報を読み込まなくてはな
らず、再生や記録が可能となるまでの時間が他のメディ
ア（ハードディスク，光磁気ディスクなど）に比べて長
くなってしまう。

【０００６】さらにＷＯＲＭディスクを用いるシステム
においては、ＷＯＲＭディスク上に記録したファイルの
管理情報をどこに保存するかという問題がある。即ち、
ファイル管理情報はファイルを作成する毎に書き換える
必要があるわけであるが、ＷＯＲＭディスク上にファイ
ル管理情報を記録する場合、このように随時の書換はで
きない。従って、セクターを無駄に消費することなく、
かつ適宜最新のファイル管理情報が記録されているよう
にするための、ファイル管理情報の書込タイミングの設
定が難しくなるとともに、ディスク装填時にディスクド
ライブ装置は最新のファイル管理情報を捜し出さなくて
はならないために膨大な時間がかかり、これも再生や記
録が可能となるまでユーザーが待たされることになる。

【０００７】またファイル管理情報をホストコンピュー
タ側のメディア（例えばハードディスク）に記録するこ
とも考えられるが、この場合ＷＯＲＭディスク自体とそ
のファイル管理情報が別々に存在することになり、つま
り異なるシステム間でＷＯＲＭディスクを移動させて使
用するという可搬性メディアの利点を阻害することにな
る。さらに或るシステムでハードディスクが破壊された
場合、そこで管理されていた全てのＷＯＲＭディスクが
使用不能になるというう恐れもある。

【０００８】

【課題を解決するための手段】本発明はこのような問題
点に鑑みて、追記型ディスクを用いるシステムにおいて
好適な記録又は再生方法及び追記型ディスクドライブ装
置を提供することを目的とする。

【０００９】まず追記型ディスクシステムとしては、デ
ィスク上の追記型記録領域とは独立した書換可能記録手
段を有する追記型ディスクと、この追記型ディスクに対
して、追記型記録領域に対するデータの記録又は再生動
作及び書換可能記録手段に対するデータの記録又は再生
動作を行なうことのできる追記型ディスクドライブ装置
とで構成する。そして追記型ディスクドライブ装置は、
追記型ディスクの追記型記録領域に関する管理情報の書
込又は読出を書換可能記録手段に対して行なうようにす
る。

【００１０】追記型ディスクの記録又は再生方法として
は、追記型ディスクの書換可能記録手段に追記型記録領
域に対する記録又は再生動作のための管理情報として少
なくとも欠陥領域管理に関する情報を記録させる。そし
てこの欠陥領域管理に関する情報に基づいて欠陥領域対
応動作を行ない、追記型記録領域に対する記録又は再生
動作を実行するようにする。

【００１１】追記型ディスクドライブ装置としては、追
記型ディスクの追記型記録領域に対するデータの記録又
は再生動作を行なうことのできる第１の記録又は再生手
段と、追記型ディスクの書換可能記録手段に対するデー
タの記録又は再生動作を行なうことのできる第２の記録
又は再生手段と、第２の記録又は再生手段に対して、書
換可能記録手段に少なくとも追記型記録領域に関する欠
陥領域管理に関する情報の記録又は再生動作を実行させ
ることのできる制御手段とを設けるようにする。

【００１２】即ち本発明では追記型ディスクは、ディス
ク上の追記型記録領域とは独立した書換可能記憶手段を
有するものとし、つまり追記型ディスク自体にデータ書
換可能な領域を設ける。そして、それを用いて管理情報
など書換が求められる情報を記録するようにするもので
ある。

【００１３】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態として
ＷＯＲＭディスクを用いたシステムについて３例を順次
説明していく。

【００１４】＜実施の形態例１＞図１は本例のＷＯＲＭ
ディスク１の構造を示すものである。このＷＯＲＭディ
スク１は、ディスク２がカートリッジ５の内部に回転可
能状態に収納されて成り、シャッタ３が開けられること
でディスク２の記録面が露出され、ディスク２に対して
記録／再生が可能とされる。ディスク２は、相変化記録
方式、穴あけ記録方式、バブルフォーミング記録方式な
ど、いわゆる追記型記録方式による光ディスクとされ
て、その記録面上で１度データの書き込まれたセクター
においてはデータの書き換えは不能なものとされてい
る。またディスク両面が記録面とされている（なお説明
上、ディスク２の両面の記録面をＡ面、Ｂ面と呼ぶ）。

【００１５】そしてこのＷＯＲＭディスク１には、カー
トリッジ５内に補助メモリ４が設けられている。この補
助メモリ４は例えばＩＣ固体メモリや小型ハードディス
クドライブなどの記憶メディアとされ、つまりこの補助
メモリ４によってＷＯＲＭディスク１内にデータの書換
が可能な記録領域が形成されることになる。

【００１６】このようなＷＯＲＭディスク１に対して記
録／再生を行なうディスクドライバ１０の構成を図２に
示す。このディスクドライバ１０は、ホストコンピュー
タ６と例えばＳＣＳＩ接続され、ホストコンピュータ６
からのコマンドに基づき、送信されてきたデータのＷＯ
ＲＭディスク１への記録を行なったり、またＷＯＲＭデ
ィスク１からのデータ再生を行なってホストコンピュー
タ６へ送信するという動作を行なうことになる。

【００１７】システムコントローラ１１はマイクロコン
ピュータにより形成され、ディスクドライバ１０におけ
るマスターコントローラとして機能する。またメモリ部
１２にはシステムコントローラ１１の動作プログラムや
制御用データが記憶されるが、メモリ部１２には不揮発
性ＲＡＭ、フラッシュメモリ、Ｓ−ＲＡＭなどの各種メ
モリ装置が搭載され、各種データをその用途／性質に応
じて所定のメモリ装置に保持している。システムコント
ローラ１１はデータバス２１によって各回路部と接続さ
れており、データの授受やコマンド送信を行なう。

【００１８】ホストコンピュータ６とは端子１５でケー
ブル接続されるが、ホストコンピュータ６との各種コマ
ンドや記録／再生データの通信の制御／実行はＳＣＳＩ
コントローラ１４が行うこととなる。ＲＡＭ１３はＳＣ
ＳＩコントローラ１４による通信処理に用いられるメモ
リである。

【００１９】データバススイッチャ１６は各回路部間で
のデータバス２１を介したコマンド／データの受け渡し
の制御を行なう。またドライブコントローラ２２はシス
テムコントローラ１１からのコマンドに基づいて、ＷＯ
ＲＭディスク１に対する実際の記録／再生動作の制御を
行なう。

【００２０】ＷＯＲＭディスク１がこのディスクドライ
バ１０に挿入されると、ローディング機構２０によって
記録／再生のための位置に運ばれ、チャッキングされ
る。このローディング機構２０の動作は、ローディング
インターフェース１０を介してシステムコントローラ１
１が制御することになる。ローディングされたＷＯＲＭ
ディスク１においてカートリッジ５内のディスク２はス
ピンドルモータ２３により回転駆動される。スピンドル
モータ２３はスピンドルモータドライバ２４によって駆
動電力が供給される。スピンドルモータドライバ２４の
動作はスピンドルインターフェース２５、ＤＳＰインタ
ーフェース１８を介してシステムコントローラ１１が指
示する。

【００２１】ディスク２に対する記録／再生のための回
路／ヘッド機構系は、ディスク２のＡ面／Ｂ面に対応し
て２系統設けられる。Ａ面に対応する部位として、デュ
アルポートＲＡＭ２６ａ、アドレスデコーダ２７ａ、エ
ンコーダ／デコーダ部２８ａ、レーザダイオードドライ
バ２９ａ、光学ヘッド３０ａ、スライド機構３５ａ、Ｉ
−Ｖ／マトリクスアンプ３６ａ、ＰＬＬ回路３７ａ、サ
ーボプロセッサ／ドライバ３８ａ、ＡＬＰＣ（オートレ
ーザパワーコントロール）回路３９ａ、スキューセンサ
／ドライバ４０ａが設けられる。また光学ヘッド３０ａ
内には、レーザダイオード３１ａ、ディテクタ３２ａ、
対物レンズ３３ａ、２軸機構３４ａ及び図示しないその
他の光学系素子などが設けられる。

【００２２】一方ディスク２のＢ面に対応する部位とし
て、デュアルポートＲＡＭ２６ｂ、アドレスデコーダ２
７ｂ、エンコーダ／デコーダ部２８ｂ、レーザダイオー
ドドライバ２９ｂ、光学ヘッド３０ｂ、スライド機構３
５ｂ、Ｉ−Ｖ／マトリクスアンプ３６ｂ、ＰＬＬ回路３
７ｂ、サーボプロセッサ／ドライバ３８ｂ、ＡＬＰＣ回
路３９ｂ、スキューセンサ／ドライバ４０ｂが設けられ
る。また光学ヘッド３０ｂ内には、レーザダイオード３
１ｂ、ディテクタ３２ｂ、対物レンズ３３ｂ、２軸機構
３４ｂ及び図示しないその他の光学系素子などが設けら
れる。

【００２３】エンコーダ／デコーダ部２８ａ及びエンコ
ーダ／デコーダ部２８ｂの両方に対しては信号処理のた
めにＤＳＰ（デジタルシグナルプロセッサ）４１が用い
られる。ＤＳＰ４１、ＰＬＬ回路３７ａ，３７ｂ、サー
ボプロセッサ／ドライバ３８ａ，３８ｂ、ＡＬＰＣ回路
３９ａ，３９ｂ、スキューセンサ／ドライバ４０ａ，４
０ｂについてはＤＳＰインターフェース１８及びデータ
バス２１により、システムコントローラ１１もしくはド
ライブコントローラ２２との間でコマンドその他の必要
な通信が行なわれる。

【００２４】Ａ面／Ｂ面にそれぞれ対応する部位の構成
及び動作は同一であるため、Ａ面に対応する部位につい
て説明を行ない、Ｂ面に対応する部位についての説明は
省略する。

【００２５】デュアルポートＲＡＭ２６ａは記録／再生
データの受け渡しを行なう部位としてのＲＡＭとなる。
即ち記録時においてホストコンピュータ６から供給さ
れ、データバススイッチャー１６を介して書き込まれた
データをエンコーダ／デコーダ２８に対してエンコード
対象データとして供給し、また再生時においてエンコー
ダ／デコーダ２８から供給された再生データをデータバ
ススイッチャー１６を介してＳＣＳＩコントローラ１４
側に送る部位となる。

【００２６】アドレスデコーダ２７ａはドライブ時の走
査位置のアドレス検出を行ない、システムコントローラ
１１、ドライブコントローラ２２に供給する。

【００２７】データの記録時には、エンコーダ／デコー
ダ部２８ａはデュアルポートＲＡＭ２６ａから供給され
たデータに対して各種所定のエンコード処理を行ない、
いわゆる記録データを生成する。その記録データはレー
ザダイオードドライバ２９ａの駆動制御信号となる。レ
ーザダイオードドライバ２９ａは記録データに応じて光
学ヘッド３０ａ内のレーザダイオード３１のレーザ出力
をオン／オフ制御する。

【００２８】レーザダイオード３１から出力されるレー
ザ光は図示しない光学系を介して対物レンズ３３ａから
ディスク２の記録面に照射される。レーザダイオード３
１からのレーザ光出力レベルを記録レベルに制御すると
ともに、レーザ出力がレーザダイオードドライバ２９ａ
からの制御により記録データに応じてオン／オフ制御さ
れることで、スピンドルモータ２３により回転されてい
るディスク２の記録面（Ａ面）に記録ピットが形成され
ていくことになる。レーザ出力レベルのコントロールは
ＡＬＰＣ回路３９ａにより実行される。

【００２９】再生時には、レーザダイオードドライバ２
９ａはレーザダイオード３１ａから連続的に再生レベル
としてのレーザ出力を実行させる。レーザ出力レベルは
ＡＬＰＣ回路３９ａによりコントロールされる。

【００３０】レーザダイオード３１から出力されるレー
ザ光は図示しない光学系を介して対物レンズ３３ａから
ディスク２の記録面に照射されるとともに、その反射光
は図示しない光学系によってディテクタ３２ａに導かれ
る。ディテクタ３２ａは受光レベルに応じた電流を出力
し、Ｉ−Ｖ／マトリクスアンプ３６に供給する。なおデ
ィテクタ３２ａは複数の光検出部位から構成されてお
り、各光検出部位からの光電変換信号としての電流がそ
れぞれＩ−Ｖ／マトリクスアンプ３６に供給されること
になる。Ｉ−Ｖ／マトリクスアンプ３６ではディテクタ
３２ａからの各出力電流をそれぞれ電圧に変換し、さら
にマトリクス演算処理で再生ＲＦ信号、トラッキングエ
ラー信号、フォーカスエラー信号、プルイン信号（和信
号）などを生成する。

【００３１】そのうち再生ＲＦ信号はエンコーダ／デコ
ーダ２８ａ及びＰＬＬ回路３７ａに供給される。ＰＬＬ
回路３７ａは再生ＲＦ信号に同期したいわゆる再生クロ
ックを生成することになる。そしてエンコーダ／デコー
ダ２８ａでは再生ＲＦ信号を２値化した後、所定のデコ
ード処理を行なって再生データを復号するわけである
が、そのときの処理にＰＬＬ回路３７ａからの再生クロ
ックが用いられる。

【００３２】エンコーダ／デコーダ２８ａでデコードさ
れた再生データはデュアルポートＲＡＭ２６ａに取り込
まれ、またアドレスデコーダ２７ａによってアドレス検
出が行なわれる。デュアルポートＲＡＭ２６ａから読み
出された再生データはＳＣＳＩコントローラ１４の動作
によりホストコンピュータ６に送信出力される。

【００３３】記録及び再生時のトラッキング、フォーカ
スサーボ動作は、サーボプロセッサ／ドライバ３８ａに
より行なわれる。光学ヘッド３０ａ内において対物レン
ズ３３ａは２軸機構３４ａによってディスク２の半径方
向及びディスク２の記録面に接離する方向に移動可能に
保持されている。また光学ヘッド３０ａ全体はスライド
機構３５ａによりディスク２の半径方向に移動可能とさ
れている。

【００３４】記録時及び再生時にはディテクタ３２ａで
検出された反射光情報からＩ−Ｖ／マトリクスアンプ３
６でトラッキングエラー信号、フォーカスエラー信号、
プルイン信号が生成され、サーボプロセッサ／ドライバ
３８ａに供給されるが、サーボプロセッサ／ドライバ３
８ａはこれらの信号に基づいてトラッキングドライブ信
号、フォーカスドライブ信号、スライドドライブ信号を
生成する。そしてトラッキングドライブ信号、フォーカ
スドライブ信号に基づく電力を２軸機構３４ａのトラッ
キングコイル、フォーカスコイルに印加して対物レンズ
３３ａの位置制御を行なうことで、レーザ光が合焦状態
で、かつディスク記録面の記録トラックに追従するよう
に制御される。またサーボプロセッサ／ドライバ３８ａ
はスライドドライブ信号に基づいてスライド機構３５ａ
を駆動し、光学ヘッド３０ａ全体をディスク半径方向に
駆動し、レーザ光による走査が記録トラックに対して適
切に行なわれるように制御する。またスキュー制御はス
キューセンサ／ドライバ４０がスキュー状態の検出に応
じて実行することになる。

【００３５】さらにアクセス動作は、サーボプロセッサ
／ドライバ３８ａがシステムコントローラ１１からのア
クセス制御コマンドに基づいてスライド機構３５ａ及び
２軸機構３４ａを駆動させることで実行される。

【００３６】以上と同様の動作がデュアルポートＲＡＭ
２６ｂ〜スキューセンサ／ドライバ４０ｂまでのＢ面に
対応する回路系でも実行される。

【００３７】ところで図１に示したようにＷＯＲＭディ
スク１のカートリッジ５内には補助メモリ（ＩＣメモ
リ）４が設けられており、図２のディスクドライバ１０
はこの補助メモリ４に対するデータの記録／再生も可能
とされる。このため補助メモリコントローラ１７とコン
タクトピン４２が設けられる。コンタクトピン４２が補
助メモリ４のコンタクト部と接続されることで、ディス
クドライバ１０と補助メモリ４におけるデータ等の受け
渡しが可能となる。このコンタクトピン４２の接続は、
例えばローディング機構４０によってＷＯＲＭディスク
１がローディングされた際に自動的に完了される構成と
すればよい。

【００３８】システムコントローラ１１は、補助メモリ
コントローラ１７を介して補助メモリ４からのデータ読
込及び補助メモリ４へのデータ書込を行なうことがで
き、また補助メモリコントローラ１７を介して補助メモ
リ４から読み込まれたデータをＳＣＳＩコントローラ１
４に直接転送できるようにされている。例えばホストコ
ンピュータ６が直接補助メモリ４上のアドレスを指定で
きるようなシステム（後述）とすれば、そのアドレスの
指定と読出コマンドにより、システムコントローラ１１
は補助メモリ４から読み出したデータを直接ＳＣＳＩコ
ントローラ１４に受け渡し、ホストコンピュータ６に転
送できるようにすることができる。

【００３９】補助メモリ４との間の通信がシリアル信号
で行なわれる場合は、補助メモリコントローラ１７にシ
リアル−パラレル変換機能をもたせ、また補助メモリ４
との間の通信がパラレル信号で行なわれる場合は、補助
メモリコントローラ１７にバストランシーバの機能を持
たせればよい。

【００４０】このような補助メモリ４を搭載したＷＯＲ
Ｍディスク１を用いる本例のシステムでは、特にＷＯＲ
Ｍディスク１のディスク１上の追記型記録領域における
ディフェクト管理情報に関するデータを、補助メモリ４
に記録するようにする。

【００４１】まずＷＯＲＭディスク１のディフェクト管
理方式について説明する。図４はＷＯＲＭディスク１の
ＷＯ領域（論理領域；トラック０〜トラックＮ）を模式
的に示したものであり、各２０４８バイトのセクター０
（論理セクター）〜セクターＭまでで構成される領域で
ある。図示するようにＷＯ領域は、主にデータファイル
を記録するユーザーエリアが設けられるが、このＷＯ領
域におけるディフェクトセクターの管理のためにディフ
ェクトマネージメントエリアＤＭＡ＃０〜ＤＭＡ＃３が
設けられる。さらに発見されたディフェクトセクターの
代わりのセクターを提供するエリアとして交代エリアＡ
Ｌが用意される。さらに書き換えのできない追記型ディ
スクにおいてなるべく効率的なディフェクト管理を行な
うためにワーキングディフェクトリスト領域ＷＤＬ＃
０、ＷＤＬ＃１が設けられる。

【００４２】４つのディフェクトマネージメントエリア
ＤＭＡ＃０〜ＤＭＡ＃３は、管理上の安全性を高めるた
めにそれぞれ同一内容が記録される。また２つのワーキ
ングディフェクトリスト領域ＷＤＬ＃０、ＷＤＬ＃１
も、それぞれ同一内容の記録が行なわれる。

【００４３】ディフェクトマネージメントエリアＤＭＡ
＃０〜ＤＭＡ＃３は、基本的にはディフェクトセクター
が発見された場合に、そのディフェクトセクターのアド
レスを管理すること、及び必要に応じて設定される交代
セクターのアドレスを管理することを行なう。

【００４４】このため、ディフェクトマネージメントエ
リアＤＭＡ（ＤＭＡ＃０〜ＤＭＡ＃３）には、図５
（ａ）に示すようなディフェクトストラクチャーテーブ
ルＤＳＴ、プライマリディフェクトリストＰＤＬ、セカ
ンダリディフェクトリストＳＤＬが設けられる。図５に
おいて一ますは１セクター分をあらわしており、ディフ
ェクトストラクチャーテーブルＤＳＴ、プライマリディ
フェクトリストＰＤＬ、セカンダリディフェクトリスト
ＳＤＬはそれぞれ必要に応じたセクター数が用いられる
ことになる。

【００４５】また交代セクターを提供する交代エリアＡ
Ｌは図５（ｂ）のように交代セクターａｌ０〜ａｌ
（ｘ）に提供される。何セクター分用いられるかは、デ
ィフェクト状況による。ワーキングディフェクトリスト
領域ＷＤＬ（ＷＤＬ＃０、ＷＤＬ＃１）は、図５（ｃ）
のようにディフェクトリストセクターｗｄｌ０，ｗｄｌ
１・・・・・というように必要に応じてセクターが使用され
ていく。

【００４６】ディフェクトマネージメントエリアＤＭＡ
におけるディフェクトストラクチャーテーブルＤＳＴ
は、ディフェクト管理のための情報のアドレスを管理す
るもので、プライマリディフェクトリストＰＤＬ、セカ
ンダリディフェクトリストＳＤＬ、交代領域ＡＬ、ワー
キングディフェクトリスト領域ＷＤＬ、及びユーザーエ
リアのアドレスが記録されている。即ちディスクドライ
バ１０は、まずこのディフェクトストラクチャーテーブ
ルＤＳＴを読み込むことで、ディフェクト管理のための
実情報をアクセスすることができるようになる。

【００４７】ディフェクト管理のためには、まずＷＯＲ
Ｍディスク１の製造時に記録面全面にわたってディフェ
クトセクターの検査が行なわれる。このときに発見され
たディフェクトセクターについては、そのアドレスがプ
ライマリディフェクトセクターＰＤＬに記録されること
になる。ただし、この場合は発見されたディフェクトセ
クターに交代するセクターは、そのディフェクトセクタ
ーの次のセクターと設定されることになり、従ってプラ
イマリディフェクトリストＰＤＬにおいて交代セクター
のアドレスを管理する必要はない。つまり、プライマリ
ディフェクトリストＰＤＬでは、１つのディフェクトセ
クターにつき、そのアドレスとして８バイトが消費され
るのみであり、ディフェクトセクターの検査の際に発見
されたディフェクトセクターの数に応じて、プライマリ
ディフェクトリストＰＤＬに用いられるセクター数が決
まる。

【００４８】セカンダリディフェクトリストは、ユーザ
ー使用時において発見されたディフェクトセクターを管
理するためのものである。ユーザー使用時において発見
されたディフェクトセクターについては、その交代セク
ターとして交代エリアＡＬ内のセクターが割り当てられ
る。従ってセカンダリディフェクトリスト内のデータと
しては、発見された１つのディフェクトセクターにつ
き、そのアドレスとしての８バイトと、交代セクターの
アドレスとしての８バイトの１６バイトが用いられる。

【００４９】ところで、書き換えのできないＷＯＲＭデ
ィスク１では、１つのディフェクトセクターの発見に応
じてその都度セカンダリディフェクトリストＳＤＬを書
き込んでいくことは好ましくない。つまり１つのディフ
ェクトセクターの発見毎にセカンダリディフェクトリス
トＳＤＬを書き込むようにすると、セカンダリディフェ
クトリストＳＤＬとしての１セクター（２０４８バイ
ト）において、例えば１６バイトしか有効データがない
セクターが生成されていくことになり、セカンダリディ
フェクトリストＳＤＬとしての領域の多いな無駄が生じ
るとともに、ディスクドライバ１０がセカンダリディフ
ェクトリストＳＤＬを読み込むための時間が長時間化し
てしまう。つまり、有効データはセクター内のわずかし
かないにもかかわらず、セカンダリディフェクトリスト
ＳＤＬとしての使用セクターが膨大になってしまうた
め、セカンダリディフェクトリストＳＤＬの読出に時間
がかかることになる。

【００５０】そこでＷＯＲＭディスク１ではワーキング
ディフェクトリスト領域ＷＤＬ（ＷＤＬ＃０、ＷＤＬ＃
１）を用意している。ユーザー使用時においてディフェ
クトセクターが発見された場合は、そのアドレス及び交
代エリアＡＬ内で選ばれる交代セクターのアドレスを、
ディフェクトリストセクターｗｄｌ０に記録する。な
お、ワーキングディフェクトリスト領域ＷＤＬ＃０、Ｗ
ＤＬ＃１の両方において１つのディフェクトリストセク
ターが用いられるため、１つのディフェクトセクターが
発見されるたびに２セクターが消費される。

【００５１】次に新たにディフェクトセクターが発見さ
れると、そのアドレス及び交代エリアＡＬ内で選ばれる
交代セクターのアドレスと、その直前のディフェクトリ
ストセクター（ｗｄｌ０）に記録されていた内容がまと
めて次のディフェクトリストセクター（ｗｄｌ１）に記
録される。以降も、新たにディフェクトセクターが発見
されるたびに、そのアドレス及び交代セクターのアドレ
スが、直前のディフェクトリストセクターの内容ととも
に新たなディフェクトリストセクターに書き込まれてい
くことになる。つまり常に、最後のディフェクトリスト
セクターが有効なディフェクトリストセクターとなる。

【００５２】この様子を図６に示している。各ディフェ
クトリストセクターｗｄｌ０，ｗｄｌ１・・・・・におい
て、斜線部分が有効データであるとし、新たにディフェ
クトセクターが発見される毎に、そのディフェクトセク
ターの管理情報がそれまでに記録されていたディフェク
トセクター管理情報をまとめられて新たなディフェクト
リストセクターが生成されていくことを模式的に示して
いる。

【００５３】そして図６のディフェクトリストセクター
ｗｄｌ（ｙ）として示すようにある時点で記録されたデ
ィフェクトリストセクターが、その１セクター分の領域
全てに有効なディフェクト管理情報が記録されると、そ
れがセカンダリディフェクトリストＳＤＬの１つのセク
ターとして記録されることになる。このような方式でセ
カンダリディフェクトリストＳＤＬの各セクターが形成
されていくため、セカンダリディフェクトリストＳＤＬ
の１セクターは、その領域内はディフェクト管理のため
の有効データのみとされ、無駄なバイト領域を発生させ
ることはない。従ってセカンダリディフェクトリストＳ
ＤＬとしてのセクター数はむやみに増えず、またセカン
ダリディフェクトリストＳＤＬにおける全ディフェクト
管理情報の読込も、むやみに長時間化することはない。

【００５４】ただし、まだセカンダリディフェクトリス
トＳＤＬのセクターにまとめ上げられていないディフェ
クト管理情報も存在する。例えば図６ではディフェクト
リストセクターｗｄｌ（ｙ＋３）に記録されているディ
フェクト管理情報は、セカンダリディフェクトリストＳ
ＤＬには記録されていないことになる。従って、ＷＯＲ
Ｍディスク１が装填されたディスクドライブ装置１０
は、最後のディフェクトリストセクターも読み込む必要
がある。

【００５５】ディスクドライブ装置１０が装填されたＷ
ＯＲＭディスク１についてのディフェクト管理情報の読
出に必要な動作をまとめると、まずディフェクトストラ
クチャテーブルＤＳＴを読み込んで、各領域のアドレス
を把握し、次にプライマリディフェクトリストＰＤＬと
しての全セクターの内容（ディフェクトセクターのアド
レスとしてのディフェクト管理情報）を読み込む。次に
セカンダリディフェクトリストＳＤＬとしての全セクタ
ーの内容（ディフェクトセクターのアドレス及び交代セ
クターのアドレスとしてのディフェクト管理情報）を読
み込む。そして最後に、ワーキングディフェクトリスト
領域ＷＤＬの中から最後のディフェクトリストセクター
を探しだし、その最後のディフェクトリストセクターの
内容を読み込むことで、全ディフェクト管理情報が取り
込まれたことになる。

【００５６】ところが、最後のディフェクトリストセク
ターを探し出すためには、ブランクチェックを行ないな
がら全セクター（ただし、セカンダリディフェクトリス
トＳＤＬの全セクター数から既にセカンダリディフェク
トリストＳＤＬにまとめ上げられた最後のディフェクト
リストセクターのアドレス（図６のｗｄｌ（ｙ））はわ
かるため、それ以降の全セクター）を読み出していく処
理が必要になる。図６では３セクター目であるディフェ
クトリストセクターｗｄｌ（ｙ＋３）を探す迄の処理と
なるが、実際にはセカンダリディフェクトリストＳＤＬ
にまとめ上げられるディフェクトリストセクター数は数
１００セクターとなるため、最後のディフェクトリスト
セクターを探し出すことは、場合によってはかなりの時
間を要し、これによりディフェクト管理情報の読込完了
動作が遅滞することになる。

【００５７】そこで本例ではＷＯＲＭディスク１の補助
メモリ４において、図３のようなディフェクト領域管理
に関する情報を記録するようにする。ここではディフェ
クトストラクチャーテーブルＤＳＴの先頭アドレスと、
ディフェクトストラクチャーテーブルＤＳＴにおけるト
ータルセクター数、プライマリディフェクトリストＰＤ
Ｌの先頭アドレスと、プライマリディフェクトリストＰ
ＤＬにおけるトータルセクター数、セカンダリディフェ
クトリストＳＤＬの先頭アドレスと、セカンダリディフ
ェクトリストＳＤＬにおけるトータルセクター数、ワー
キングディフェクトリスト領域ＷＤＬの先頭アドレスと
ディフェクトリストセクターのトータル数、交代エリア
ＡＬの先頭アドレスと交代セクターのトータル数が記録
され、チェックサムワードが付加される。

【００５８】ＷＯＲＭディスク１の製造時の最初のディ
フェクトセクターの検査において、上述のようにプライ
マリディフェクトリストＰＤＬが形成されるが、このと
きに補助メモリ４におけるエリア１Ｌ，２Ｌとしてディ
フェクトストラクチャーテーブルＤＳＴの先頭アドレス
と、そのトータルセクター数、及びプライマリディフェ
クトリストＰＤＬの先頭アドレスと、そのトータルセク
ター数が記録される。

【００５９】ユーザー使用時においては、ディフェクト
セクターが検出されることに応じて上述のように交代セ
クターａｌ（ｘ）、ワーキングディフェクトリスト領域
ＷＤＬの先頭アドレスとディフェクトリストセクターが
形成され、場合によってセカンダリディフェクトリスト
としてのセクターも形成されるが、これに応じて、補助
メモリ４におけるエリア３Ｌ，４Ｌ，５Ｌにおける各領
域の先頭アドレスやトータルセクター数の書き込み、も
しくはトータルセクター数の更新が行なわれていく。ユ
ーザー使用時に行なわれるこのような補助メモリの書き
込み、更新、及び再生は上記のように、システムコント
ローラ１１が補助メモリコントローラ１７を介して実行
することになる。

【００６０】補助メモリにこのようなデータが記録され
る本例の場合、ＷＯＲＭディスク１が装填されたディス
クドライブ装置１０は、ディフェクト管理情報の読込動
作が非常に円滑なものとなる。即ち、システムコントロ
ーラ１１はまず補助メモリ４のエリア１Ｌ〜５Ｌのデー
タを読込。そしてディフェクトストラクチャーテーブル
ＤＳＴの先頭アドレスと、ディフェクトストラクチャー
テーブルＤＳＴにおけるトータルセクター数から、ディ
スク２におけるディフェクトストラクチャーテーブルＤ
ＳＴとして読出が必要な区間（つまりディフェクトスト
ラクチャーテーブルＤＳＴとされている最初のセクター
から最後のセクターまでのアドレスをはっきり把握で
き、そのアドレス区間の読出を行なうことのみでディフ
ェクトストラクチャーテーブルＤＳＴの読出が完了され
る。

【００６１】次にプライマリディフェクトリストＰＤＬ
についても同様に最初のセクターから最後のセクターま
でのアドレスをはっきり把握でき、そのアドレス区間の
読出を行なうことのみで読出が完了され、ブランクセク
ターを探すことで読み出しを終了させるといった処理は
必要ない。セカンダリディフェクトリストＳＤＬの読出
についても同様となる。

【００６２】さらにワーキングディフェクトリスト領域
ＷＤＬについては、その先頭アドレスとディフェクトリ
ストセクター数が把握できることで、ワーキングディフ
ェクトリスト領域ＷＤＬにおける最後のディフェクトリ
ストセクターのアドレスを算出できる。つまり、最後の
ディフェクトリストセクターを探していくという処理は
不要で、直接最後のディフェクトリストセクターのアク
セスを行なうことができる。

【００６３】以上のことから、本例ではディフェクト管
理情報の読込のための処理が簡略化されるとともに、そ
の読込動作も効率化されることで所要時間が短縮され
る。これによってＷＯＲＭディスク１の挿入時にユーザ
ーを待たせることなく、迅速に記録／再生可能な状態に
立ち上げることができる。

【００６４】また、交代エリアＡＬの先頭アドレスと交
代セクター数を把握できるため、新たにディフェクトセ
クターが発見された場合の処理が簡略化される。即ち発
見されたディフェクトセクターに代わる交代セクターを
設定する際に、交代エリアＡＬ内で既に使用されている
交代セクターをたどいっていってブランクセクターをみ
つけ、それを新たな交代セクターとするという処理は不
要で、直接交代セクターと設定すべきセクターのアドレ
スを把握できることになる。

【００６５】＜実施の形態例２＞ところで、上記例では
図３のようなデータを補助メモリ４に記録するようにし
たが、さらに補助メモリ４の大容量化を計ることができ
れば、ディフェクトストラクチャーテーブルＤＳＴ、プ
ライマリディフェクトリストＰＤＬ、セカンダリディフ
ェクトリストＳＤＬの全てのセクターの情報と、ワーキ
ングディフェクトリスト領域ＷＤＬにおける最新の情報
（つまり上記最後のディフェクトリストセクターの内容
に相当する情報）、さらには交代エリアＡＬにおける最
後のセクターの次のセクターのアドレス（つまり次に交
代セクターとなるセクターのアドレス）を補助メモリ４
に記録するようにすれば、ディフェクト管理に関する処
理はさらに簡略化、迅速化される。

【００６６】即ちシステムコントローラ１１はディスク
２からディフェクト管理情報を読み込む必要はなく、補
助メモリ４の読込を実行すればよいものとなる。そして
補助メモリ４は、書き換え可能メモリであるためワーキ
ングディフェクトリスト領域ＷＤＬに相当するデータ
や、交代エリアＡＬにおける最後のセクターの次のセク
ターのアドレスは同一領域上で書き換えていけば良いた
め、補助メモリ４内の記録領域を有効利用できる。

【００６７】さらに、補助メモリ４内に、いわゆるディ
フェクト管理に関する情報の全て（ディフェクトマネー
ジメントエリアＤＭＡとワーキングディフェクトリスト
領域ＷＤＬの全ての情報）を記録するようにすれば、デ
ィスク２の追記型の記録領域においては、図４に示した
もののうちユーザーエリアと交代エリアＡＬのみでよい
ことになり、ディスク２の記録面をさらに有効利用でき
るものとなる。

【００６８】さらにディフェクト管理に関する情報のす
べてを補助メモリ４に記録する場合、書き換え可能な領
域であるため実質的にワーキングディフェクトリスト領
域ＷＤＬは不要とすることができ（つまりセカンダリデ
ィフェクトリストを直接、随時書き換えていけばよ
い）、ディフェクト管理アルゴリズムを変更すればワー
キングディフェクトリスト領域ＷＤＬとしてのデータも
不要とすることができる。

【００６９】＜実施の形態例３＞次に、補助メモリ４に
ファイル管理情報を記録するようにする例について説明
する。

【００７０】通常、ユーザーがＷＯＲＭディスク１にデ
ータファイルを記録した場合、そのファイル管理情報
は、例えばＭＳ−ＤＯＳの場合ではＦＡＴ（File Alloc
ationTable ）といわれる領域で行なわれ、このＦＡＴ
では各セクターについて使用済セクターか未使用セクタ
ーかを管理することになる。またＲＤ（Root Director
y）といわれる領域では、どのようなファイルがどのセ
クターから何セクター分記録されているか、ということ
を管理している。これらのファイル管理情報の記録エリ
アは、フォーマットを行なった時点で決定される。

【００７１】同様に、例えばＵＮＩＸのファイルシステ
ムの場合、ファイル管理はｉ−ｎｏｄｅと呼ばれる情報
で行なわれるが、このファイル管理情報の中には最終ア
クセス時刻の情報もあり、ファイルにアクセスするだけ
でファイル管理情報の内容は更新される。さらにスーパ
ブロックと呼ばれる情報ではファイルシステム内の空き
ブロック数、使用可能な空きブロックリストなどが管理
されている。

【００７２】このようにファイルの書込／消去や、ファ
イルアクセスが行なわれるたびに書き換えられる必要の
あるファイル管理情報は、データ書き換えのできないＷ
ＯＲＭディスク１については、ホストコンピュータ側の
ハードディスクに記録するようにすることが考えられる
が、この場合可搬性メディアとしてのＷＯＲＭディスク
１の利点が阻害されることは前述したとおりである。ま
たＷＯＲＭディスク１に記録する場合は、ファイル管理
情報の書き換えのたびに新たなセクターを使用してファ
イル管理情報を書き込んでいく必要があり、セクターを
むやみに消費してしまうとともに、ファイル管理情報を
読み出す際に有効なファイル管理情報を探すための処理
の複雑化や遅滞が生ずる。そこで本例では、ファイル管
理情報を補助メモリ４に記録するようにする。

【００７３】このためのシステム形態を図７に示す。Ｗ
ＯＲＭディスク１をディスクドライブ内１０で使用する
にあたって、ホストコンピュータ６はシステムコントロ
ーラ１１に対して書換可能な論理セクターアドレスと書
換不能な論理セクターアドレスを知らせ、システムコン
トローラ１１はその情報を図７（ａ）のセクターマネジ
メントエリアＳＭＡに記録する。書換可能な論理セクタ
ーアドレスとは、例えば論理セクター０〜論理セクター
Ｓｎであり、これは即ち補助メモリ４内の領域とする。
そして論理セクターＳｎ＋１〜論理セクターＳ_MAX まで
が図４に示したようなディスク２の記録面上としての領
域となる。

【００７４】システムコントローラ１１はセクターマネ
ジメントエリアＳＭＡとして、書換可能な論理セクター
アドレスの情報として論理セクター０のアドレス（ＩＣ
−ＳＴＡ）と論理セクターＳｎのアドレス（ＩＣ−ＳＰ
Ａ）、及び書換不能な論理セクターアドレスとして、そ
の開始セクターである論理セクターＳｎ＋１のアドレス
（ＷＯ−ＳＴＡ）の書込を、補助メモリコントローラ１
７を介して補助メモリ４に実行する。

【００７５】ホストコンピュータ６からの記録／再生コ
マンドが供給された場合は、システムコントローラ１１
はそのアドレスが論理セクター０〜論理セクターＳｎ内
のものであれば、補助メモリ４に対するアクセスを実行
し、また記録／再生コマンドにおけるアドレスが論理セ
クターＳｎ＋１以降のものであれば、ディスク２に対す
るアクセスを実行することになる。このようにホストコ
ンピュータ６が自由に論理セクターを指定することで、
ＷＯＲＭディスク１を管理するあらゆるＯＳのファイル
管理が可能となる。

【００７６】以下、このような補助メモリ４を用いてフ
ァイル管理情報を記録する例について説明する。例え
ば、ＵＮＩＸ上のＷＯＲＭディスクのファイル管理情報
（ｉ−ｎｏｄｅ）を次の［Ａ］の内容とした揚合を考え
る。

【００７７】［Ａ］ＷＯＲＭディスク上のファイル管理
情報の内容・所有者・グループ・許可モード・最終アクセス時刻・最終更新時刻・ファイル管理情報の最終更新時刻・過去のファイル管理情報番号・ファイルの型・ファイルの大きさ・ディスクの先頭アドレス・ファイル管理情報自体が更新された場合の次のｉ−ｎ
ｏｄｅディスクの先頭アドレス

【００７８】ここで、所有者とグループはファイルをア
クセスする権利をもつ個人利用者及びグループ利用者を
定義するデータである。許可モードは、所有者とグルー
プとその他のそれぞれに対して、ファイルの書き込み／
読みだしの実行を行なうアクセス権を管理するデータで
ある。最終アクセス時刻は、最後にそのファイルがアク
セスされた時刻であり、最終更新時刻は、最後にそのフ
ァイルが変更された時刻である。ファイル管理情報の最
終更新時刻は、ファイル管理情報のデータ自体が更新さ
れた時刻である。

【００７９】過去のファイル管理情報番号は、追記型デ
ィスクの特徴をいかしてファイル管理情報の番号を連続
して割り当てて行く場合、古いデータを復帰させるため
に使用する。ファイルの型は、通常型かディレクトリか
デバイス型の特殊ファイルかなどを示すデータである。
ファイルの大きさ、ディスクの先頭アドレスは、ファイ
ルのデータ本体がディスクのどこから、どこまで書かれ
ているかを管理するデータである。ファイル管理情報自
体が更新された場合の次のｉ−ｎｏｄｅディスクの先頭
アドレスは、次のファイル管理情報本体のデータが書か
れたアドレスのポインタであり、このデータはファイル
管理情報自体が更新されたときに書き込まれる。

【００８０】ＷＯＲＭディスク１上に上記［Ａ］のよう
なファイル管理情報のデータを記録するようにすると、
このファイル管理情報の項目のいずれかが更新されただ
けで、ファイル管理情報のデータ幅でファイル管理情報
の追記を行なうことになる。一方、このファイル管理情
報をホストコンピュータ内のハードディスクに記録する
と、ＷＯＲＭディスク１で、そのメディア単体として独
立したファイルシステムを構築することができなくな
る。

【００８１】ここで、本例のような補助メモリ４を備え
たＷＯＲＭディスク１上で、このファイル管理情報の情
報管理を考える。例えば、ファイル管理情報（ｉ−ｎｏ
ｄｅ）を次の［Ｂ］に示すようなデータ梼成にする。

【００８２】［Ｂ］補助メモリ付きＷＯＲＭディスクの
ファイル管理情報の内容・所有者のポインタ（補助メモリの論理アドレス上）・グループのポインタ（補助メモリの論理アドレス上）・許可モードのポインタ（補助メモリの論理アドレス
上）・最終アクセス時刻のポインタ（補助メモリの論理アド
レス上）・最終更新時刻のポインタ（補助メモリの論理アドレス
上）・ファイル管理情報の最終更新時刻のポインタ（補助メ
モリの論理アドレス上）・過去のファイル管理情報番号・ファイルの型のポインタ・ファイルの大きさ・ディスクの先頭アドレスのポインタ・ＷＯＲＭディスクディスク上のファイル管理情報情報
が更新された場合の次のｉ−ｎｏｄｅディスクの先頭ア
ドレス

【００８３】即ち、ファイルのデータ本体に関わるファ
イルの大きさ、ディスク２の先頭アドレス、ファイルシ
ステムに関わるファイルの型、ファイル管理情報自体が
更新されたときだけに更新される過去のファイル管理情
報番号は、ディスク２上の追記型のエリアに書き込み、
データ本体の信頼性を上げる。そして、その他のファイ
ル管理情報の内容はデータに付随的な情報であるため、
補助メモリ４上に書き込み、そのポインタをディスク上
のファイル管理情報領域で管理を行なう。

【００８４】これにより、ファイルのアクセスや単に所
有者の変更、許可モードの変更が行なわれてもディスク
２上のデータは変わらないため、ファイル管理情報の更
新によるディスク２でのセクタ消費を抑えることができ
る。また、仮に補助メモリ４上のデータが失われても付
随的なデータであるので致命的にはならない。

【００８５】さらにディスク２の容量と補助メモリ４の
容量を考慮して、補助メモリ４上に書き込む管理情報の
項目を減らす場合としては、例えば、最終アクセス時刻
のデータだけ補助メモリ４に書き込むことも考えられ
る。この場合でも、単にファイルにアクセスするだけで
ディスク２上のファイル管理情報自体が追記されること
はなくなり、セクター消費の削減に有効である。

【００８６】次に、ＵＮＩＸシステムにおいてＷＯＲＭ
ディスク１でファイルシステムの状態を保持している管
理情報としてのスーパブロックについて考える。スーパ
ブロックの内容が次の［Ｃ］のようであるとする。

【００８７】［Ｃ］ＷＯＲＭディスク上のスーパブロッ
ク・ファイルシステムの大きさ・ファイル管理情報（ｉ−ｎｏｄｅ）の最大番号・データブロックのスタートアドレス・ファイル管理情報（ｉ−ｎｏｄｅ）ブロックのスター
トアドレス・現在のファイル管理情報（ｉ−ｎｏｄｅ）の最大番号・スーパブロックの最終更新時刻・ファイルシステム内の空ブロックの数・次の空ブロックの指標

【００８８】ファイルシステムの大きさはファイルシス
テムの容量を示す。ファイル管理情報の最大番号は、フ
ァイル管理情報（ｉ−ｎｏｄｅ）をディスク上に線形配
列で記憶されるためにファイルシステム作成時に決めた
値である。データブロックのスタートアドレス、ファイ
ル管理情報ブロックのスタ←トアドレスは、ディスク上
の論理アドレスである。現在のファイル管理情報最大番
号は、現在までに使用されているファイル管理情報の最
大番号で次のファイル管理情報番号を確保するのに使用
する。スーパブロック最終更新時刻は、最後にスーパブ
ロック変更された時刻であり、ファイルシステム内の空
ブロックの数は、ファイルシステムの残りの容量であ
る。次の空ブロックの指標は次に使用できるディスク上
の論理アドレスである。

【００８９】ここで、スーパブロックの中の現在のファ
イル管理情報最大番号、スーパブロックの最終更新時
刻、ファイルシステム内の空ブロックの数、次の空ブロ
ックの指標は、ディスク２上に追記していく情報であ
る。そしてファイルシステム内の空フロックの数、次の
空ブロックの指標は、必要なときにメディア上をスキャ
ンして知ることができる情報であるが、多くの時間が必
要となる。

【００９０】このようなスーパブロックについて、本例
の補助メモリ付きＷＯＲＭディスク１上で、上記［Ｂ］
のファイル管理情報（ｉ−ｎｏｄｅ）にてファイルを管
理した場合のスーパブロック情報管理を考える。スーパ
ブロックの内容を次の［Ｄ］のようにする。

【００９１】［Ｄ］補助メモリ付きＷＯＲＭディスクの
スーパブロック・ファイルシステムの大きさ・ファイル管理情報（ｉ−ｎｏｄｅ）の最大番号・データブロックのスタートアドレス・ファイル管理情報（ｉ−ｎｏｄｅ）ブロックのスター
トアドレス・現在のファイル管理情報（ｉ−ｎｏｄｅ）の最大番号・スーパブロックの最終更新時刻・ファイルシステム内の空ブロックの数のポインタ（補
助メモリの論理アドレス上）・次の空ブロックの指標のポインタ（補助メモリの論理
アドレス上）

【００９２】この［Ｄ］のスーパブロックでは、ファイ
ルシステム内の空ブロックの数、次の空ブロックの指標
のデータ本体を補助メモリ４上に保持し、そのアドレス
をディスク２上に持つようにしている。これによりディ
スク２でのセクタ消費を低減できる。仮に補助メモリ４
上のデータが失われても、これらの補助メモリ４に記録
する内容はディスク２上をスキャンして知ることができ
る情報であり、データ復帰が可能である。

【００９３】ところで上記［Ｄ］の場合はファイル管理
情報（ｉ−ｎｏｄｅ）が管理する補助メモリ４のポイン
タがそれぞれのファイル管理情報で独立で確保できる場
合である。使用されなくなったファイル管理情報での補
助メモリ４のポインターを解放し、新たに確保されたフ
ァイル管理情報で使用する楊合には、次の［Ｅ］のよう
なスーパーブロックを構成する必要がある。

【００９４】［Ｅ］補助メモリ付きＷＯＲＭディスクの
スーパブロック・ファイルシステムの大きさ・ファイル管理情報（ｉ−ｎｏｄｅ）の最大番号・データブロックのスタートアドレス・ファイル管理情報（ｉ−ｎｏｄｅ）ブロックのスター
トアドレス・現在のファイル管理情報（ｉ−ｎｏｄｅ）最大番号・スーパブロックの最終更新時刻・ファイルシステム内の空ブロックの数のポインタ（補
助メモリの論理アドレス上）・次の空ブロックの指標のポインタ（補助メモリの論理
アドレス上）・補助メモリ内の使用可能な空メモリブロックのポイン
タリストのポインタ（補助メモリの論理アドレス上）・補助メモリ内の使用可能な空メモリブロックの数のポ
インタ（補助メモリの論理アドレス上）

【００９５】補助メモリ内の使用可能な空メモリブロッ
クのリストは、使用可能な補助メモリのブロックの先頭
アドレスを収納したリストである。ファイルが消された
り、データが更新されたりして、そのファイル管理情報
が使用されなくなると、そのファイル管理情報が使用し
ていた補助メモリ４の領域が解放され、そのブロック先
頭アドレスをアドレスリストに加える。新たなファイル
管理情報が使用された場合、そのリストから補助メモリ
４における領域を把握して、さらにリストからそのポイ
ンターを削除する。補助メモリ４内の使用可能な空メモ
リーブロックの数は、そのリストの中のアドレスの数で
ある。これらの管理領域は補助メモリ４内に用意する。

【００９６】以上、実施の形態として補助メモリ４にデ
ィフェクト管理情報やファイル管理情報に関するデー
タ、もしくは管理情報内容そのものを記録する例をあげ
てきたが、さらに発展形として、ファイル管理情報以外
に、ユーザーメモ（例えば、仕事やゲームの途中情報）
の記録に補助メモリ４を用いたり、エラーログ等に使用
する事も可能である。

【００９７】また、ディスクドライバ１０へのＷＯＲＭ
ディスク１の挿入回数を補助メモリ４に記録していくよ
うにすれば、カートリッジ（ディスク２）や補助メモリ
４の寿命検出にも役立てることができる。さらに補助メ
モリ４に、ファイルシステムの整合性チェックのログを
記録することで、メディアの修復や、あるいは修復状態
をメディア単独で管理することができるようになる。

【００９８】なお補助はディスクはＩＣメモリや、小型
のハードディスクドライブなどとし、カートリッジ５内
においてディスク２とは別の位置に収納するようにした
が、カートリッジ５の外部に取り付けたり、また例えば
ディスク２の最内周部分などディスク自体にＩＣメモリ
チップを埋め込むなどの方式も考えられる。

【００９９】

【発明の効果】以上説明したように本発明では、追記型
ディスクにおいてディスク上の追記型記録領域とは独立
した書換可能記録手段を有するものとし、つまり追記型
ディスク自体にデータ書換可能な領域を設ける。そし
て、それを用いて管理情報など書換が求められる情報を
記録する。このため、可搬性メディアとしての利点も阻
害することなく、頻繁な書換が必要な管理情報をデータ
書換のできない追記型ディスク内において書換ながら使
用することができ、追記型領域のセクターのむやみな消
費がなくなり追記型領域を有効利用できるという効果が
あるとともに、管理情報の読込のために追記型領域内で
最新の管理情報を探すという非常に煩雑で時間のかかる
処理も解消されるという効果がある。特にファイル管理
情報やディフェクト管理情報を書換可能記録手段に記録
するようにすることで、追記型記録領域の有効利用や管
理情報読出処理の迅速化、簡易化といった効果は著しい
ものとなり、追記型ディスクを用いたシステムの有用性
を高めることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施の形態のＷＯＲＭディスクの説明
図である。

【図２】実施の形態のディスクドライバのブロック図で
ある。

【図３】実施の形態での補助メモリへの記録データ例の
説明図である。

【図４】実施の形態のＷＯＲＭディスクの追記型領域の
説明図である。

【図５】実施の形態のＷＯＲＭディスクのディフェクト
管理情報の説明図である。

【図６】実施の形態のＷＯＲＭディスクのワーキングデ
ィフェクトリストの説明図である。

【図７】実施の形態のシステム管理の説明図である。

【符号の説明】

１ＷＯＲＭディスク、２ディスク、４補助メモ
リ、５カートリッジ、６ホストコンピュータ、１０
ディスクドライバ、１１システムコントローラ、１
４ＳＣＳＩコントローラ、１７補助メモリコントロ
ーラ、３０ａ，３０ｂ光学ヘッド、４２コンタクト
ピン

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁶ 識別記号庁内整理番号ＦＩ技術表示箇所Ｇ１１Ｂ 20/18 ５７２Ｇ１１Ｂ 20/18 ５７２Ｆ５７４５７４Ｈ 27/00 Ｄ

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ディスク上の追記型記録領域とは独立し
た書換可能記録手段を有する追記型ディスクと、当該追記型ディスクに対して、追記型記録領域に対する
データの記録又は再生動作及び書換可能記録手段に対す
るデータの記録又は再生動作を行なうことのできる追記
型ディスクドライブ装置とを有して成り、前記追記型ディスクドライブ装置は、前記追記型ディス
クの追記型記録領域に関する管理情報の書込又は読出を
前記書換可能記録手段に対して行なうように構成されて
いることを特徴とする追記型ディスクシステム。
【請求項２】追記型ディスクに、そのディスク上の追
記型記録領域とは独立した書換可能記録手段を設け、前記書換可能記録手段には前記追記型記録領域に対する
記録又は再生動作のための管理情報として少なくとも欠
陥領域管理に関する情報を記録させ、この欠陥領域管理に関する情報に基づいて欠陥領域対応
動作を行ない、前記追記型記録領域に対する記録又は再
生動作を実行することを特徴とする追記型ディスクの記
録又は再生方法。
【請求項３】ディスク上の追記型記録領域とは独立し
た書換可能記憶手段を有する追記型ディスクに対して記
録又は再生動作を行なう追記型ディスクドライブ装置と
して、追記型ディスクの追記型記録領域に対するデータの記録
又は再生動作を行なうことのできる第１の記録又は再生
手段と、追記型ディスクの書換可能記録手段に対するデータの記
録又は再生動作を行なうことのできる第２の記録又は再
生手段と、前記第２の記録又は再生手段に対して、前記書換可能記
録手段に少なくとも前記追記型記録領域に関する欠陥領
域管理に関する情報の記録又は再生動作を実行させるこ
とのできる制御手段と、を備えていることを特徴とする追記型ディスクドライブ
装置。