(57)【要約】【課題】  本発明の目的は、従来の追記型光ディスクの機能を維持しつつ、追記型光ディスクに書き換え型光ディスク同様の使用環境を与えることにある。【解決手段】  本発明の解決手段は、データエリアを単数または複数の連続するＡｉからＣｉまでの論理アドレスに対応する連続記録領域ｉに前記物理アドレスを用いて領域分割した後に前記連続記録領域ｉ内のアドレス変更情報を追加記録し、前記連続記録領域ｉに対応する連続した論理アドレスをＡｉからＢｉ（＜Ｃｉ）に縮小する追記型光ディスク装置である。【選択図】図１
2006040454.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
物理アドレスが記録され、リードインエリア、リードアウトエリア、及び連続アドレスを持つ論理アドレス空間に対応するデータエリアに前記物理アドレスを用いて領域分割されて使用される追記型光ディスクの記録方法であって、
前記データエリアは単数または複数の連続するＡｉからＣｉまでの論理アドレスに対応する連続記録領域ｉに前記物理アドレスを用いて領域分割した後に、前記連続記録領域ｉ内のアドレス変更情報を追加記録し、前記連続記録領域ｉに対応する連続した論理アドレスをＡｉからＢｉ（＜Ｃｉ）に縮小することを特徴とする追記型光ディスクの記録方法。
【請求項２】
前記アドレス変更情報は、論理アドレスａからｂ（≧ａ）に対応する前記連続記録領域ｉ内の連続する前記連続記録領域ｉ内の連続する物理アドレスｐからｑのデータを前記連続記録領域ｉ内の連続する物理アドレスｑ＋１からｑ＋１＋（ｐ−ｑ）に記録したことを示し、前記連続記録領域ｉ内の任意の論理アドレスと対応しない前記物理アドレスｐからｑを特定する情報であることを特徴とする請求項１記載の追記型光ディスク記録方法。
【請求項３】
前記アドレス変更情報は、論理アドレスａからｂ（≧ａ）に対応する連続する物理アドレスｐからｑのデータを前記連続記録領域ｉ内の連続する物理アドレスｓからｔに記録したことを示す情報であることを特徴とする請求項１記載の追記型光ディスク記録方法。
【請求項４】
前記物理アドレスｓからｔに記録するデータフレームには識別情報を含むことを特徴とする請求項３記載の追記型光ディスク記録方法。
【請求項５】
前記アドレス変更情報は、前記リードインエリアまたは前記リードアウトエリアに記録されることを特徴とする請求項１記載の追記型光ディスク記録方法。
【請求項６】
前記アドレス変更情報は、前記データエリアに記録されることを特徴とする請求項１記載の追記型光ディスク記録方法。
【請求項７】
前記アドレス変更情報を含むデータフレームには、識別情報が含まれることを特徴とする請求項６記載の追記型光ディスク記録方法。
【請求項８】
前記識別情報は、フラグビットであることを特徴とする請求項４又は請求項７記載の追記型光ディスク記録方法。
【請求項９】
物理アドレスが記録された光ディスクを、リードインエリア、リードアウトエリア、及び連続アドレスを持つ論理アドレス空間に対応するデータエリアに前記物理アドレスを用いて領域分割して使用する追記型光ディスク記録装置であって、
前記データエリアを単数または複数の連続するＡｉからＣｉまでの論理アドレスに対応する連続記録領域ｉに前記物理アドレスを用いて領域分割した後に、前記連続記録領域ｉ内のアドレス変更情報を追加記録し、前記連続記録領域ｉに対応する連続した論理アドレスをＡｉからＢｉ（＜Ｃｉ）に縮小することを特徴とする追記型光ディスク記録装置。
【請求項１０】
前記アドレス変更情報は、論理アドレスａからｂ（≧ａ）に対応する前記連続記録領域ｉ内の連続する前記連続記録領域ｉ内の連続する物理アドレスｐからｑのデータを前記連続記録領域ｉ内の連続する物理アドレスｑ＋１からｑ＋１＋（ｐ−ｑ）に記録したことを示し、前記連続記録領域ｉ内の任意の論理アドレスと対応しない前記物理アドレスｐからｑを特定する情報であることを特徴とする請求項９記載の追記型光ディスク記録装置。
【請求項１１】
前記アドレス変更情報は、論理アドレスａからｂ（≧ａ）に対応する連続する物理アドレスｐからｑのデータを前記連続記録領域ｉ内の連続する物理アドレスｓからｔに記録したことを示す情報であることを特徴とする請求項９記載の追記型光ディスク記録装置。
【請求項１２】
前記物理アドレスｓからｔに記録するデータフレームには、識別情報を含むことを特徴とする請求項１１記載の追記型光ディスク記録装置。
【請求項１３】
前記アドレス変更情報は、前記リードインエリアまたは前記リードアウトエリアに記録されることを特徴とする請求項９記載の追記型光ディスク記録装置。
【請求項１４】
前記アドレス変更情報は、前記データエリアに記録されることを特徴とする請求項９記載の追記型光ディスク記録装置。
【請求項１５】
前記アドレス変更情報を含むデータフレームには、識別情報を付加することを特徴とする請求項１４記載の追記型光ディスク記録装置。
【請求項１６】
前記識別情報は、フラグビットであることを特徴とする請求項１２又は請求項１５記載の追記型光ディスク記録装置。
【請求項１７】
物理アドレスが記録された光ディスクを、リードインエリア、リードアウトエリア、及び連続アドレスを持つ論理アドレス空間に対応するデータエリアに前記物理アドレスを用いて領域分割して使用する追記型光ディスク再生装置であって、
前記データエリアの単数または複数の連続するＡｉからＣｉまでの論理アドレスに対応する連続記録領域ｉに前記物理アドレスを用いて領域分割され、前記連続記録領域ｉ内のアドレス変更情報により前記連続記録領域ｉに対応する連続した論理アドレスがＡｉからＢｉ（＜Ｃｉ）に縮小されたことを判断し、上位装置からの論理アドレス（Ｂｉ＋１）からＣｉに対する再生命令に対しエラーを返すことを特徴とする追記型光ディスク再生装置。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明は記録媒体にデジタルデータを記録又は再生する技術に関する。
【背景技術】
【０００２】
記録媒体にデジタルデータを記録、再生する装置の一例として、非特許文献１に規定されたＤＶＤ−ＲＡＭの記録再生装置が挙げられる。
【０００３】
ディスクが挿入されたり、電源が投入されたりすると、まず、記録再生装置は、リードイン及びリードアウトに配置される欠陥管理情報エリア（ＤＭＡ）など記録内容を検査して、ＤＶＤ−ＲＡＭが物理フォーマット済みであるかどうか調べる。物理フォーマットされていない場合には、上位装置やユーザなどから物理フォーマットの指示があるまで待機する。
【０００４】
ＤＶＤ−ＲＡＭが物理フォーマット済み場合、記録再生装置は、較正処理や論理整合性検証などの記録準備処理を行った後、ユーザや上位装置からの指示待ち状態となる。記録再生装置は何らかの“命令”を受け取ると、その種類を調べ、それが記録命令である場合には、ユーザデータの記録処理を行い、再生命令である場合には、記録データからユーザデータへの再生処理を行う。またフォーマット・ディスク取出しなどの命令の場合はそれぞれ対応した処理を行う。通常これらの処理は正常に終了するが、極稀に予期できない理由で処理が通常通りに終了できない場合がある。例えば、記録命令に対し、光ディスクがユーザエリア内に欠陥を含み、ユーザデータの記録に失敗した場合には、リトライ処理や交替処理などのエラー処理を行う。
【０００５】
通常ＤＶＤ−ＲＡＭの記録再生装置では、ユーザデータの記録処理の際、記録後に正常に記録できたかどうかを実際に再生して確認し、必要に応じてユーザエリアの替わりにスペアエリアにユーザデータを配置する交替処理を行うことで光ディスクの信頼性を高めている。一般にリードアウト隣に配置されるスペアエリアはリードアウト側からリードイン側の方向に向かい、連続的に使用される。これは光ディスク使用中に発生する欠陥の数に応じて、スペアエリアのサイズを拡大縮小可能とするためである。
【０００６】
この交替処理の結果を示すユーザエリアとスペアエリアのアドレスの対応情報は、ＤＭＡに欠陥リスト（ＤＬ）として記録するように非特許文献１では規格化されている。
【０００７】
ＤＶＤ−Ｒ等の追記型光ディスクは通常ディスク上の数箇所の物理アドレスを起点に論理アドレスの昇順方向に向かって連続的にデータの記録が行われていく。このような記録方式に対応するため、ＤＶＤ―ＲではＲゾーンと呼ばれるデータエリアの論理分割が行われ、分割されたそれぞれのＲゾーンに対し、先頭アドレスとユーザデータが記録された最終記録アドレス（ＬＲＡ）の２種類のアドレスが管理されるように非特許文献２では規格化されている。
【０００８】
また特許文献１に追記型記録ディスクの記録データ完全消去方法及びそれを実現するための装置に関する記載がある。
【０００９】
【特許文献１】特開２００２−２４５６３５号公報（〔００３８〕から〔００４３〕、図４）
【非特許文献１】「Standard ECMA-272: 120mm DVD Rewritable Disc (DVD-RAM)」ＥＣＭＡ  １９９９年（第４３−５５頁）
【非特許文献２】「Standard ECMA-279: 80 mm (1,23 Gbytes per side) and 120 mm (3,95 Gbytes per side) DVD-Recordable Disk (DVD-R)」ＥＣＭＡ  １９９８年（第６０−６１頁）
【発明の開示】
【発明が解決しようとする課題】
【００１０】
図５は記録型光ディスクで一般的に行われている交替処理（Linear Replacement method）による欠陥管理を概略的に説明するためのディスクの図であり、光ディスクは目的に応じて各エリアに論理分割されていることを示す図である。簡易的に光ディスクはリードイン、データエリア、リードアウトに論理分割されているものとし、更にデータエリアは目的に応じてユーザエリアとスペアエリアに論理分割される。リードイン内の欠陥管理情報エリア（ＤＭＡ）には、論理分割された各エリアの開始アドレス等の論理構造に関する情報が含まれるＤＤＳ（Disc Definition Structure）、またユーザエリアとスペアエリアのアドレスの対応を示す複数のＤＬ（Defect List）からなるＤＬテーブルが記録される。またユーザエリア外周側に配置されるスペアエリアはリードアウトからリードインの方向に連続的に使用され、アドレスポインタＰによって次の交替位置が示される。
【００１１】
図１３は、目的に応じて各エリアに論理分割された光ディスクの物理アドレスと上位装置の各種命令に含まれる論理アドレスの関係を示す図である。光ディスクはリードイン、データエリア、リードアウトに論理分割されているものとし、更にデータエリアは目的に応じてユーザエリアとスペアエリアに論理分割される。またリードイン、データエリアの開始物理アドレスはそれぞれＡ及びＢであり、リードアウトの終了物理アドレスはＣである。光ディスク上のユーザエリアにのみ論理アドレスは割り当てられ、ＤＬに登録が無い場合には論理アドレスｎに対し、物理アドレスＢ＋ｎが対応付けられる。ただし、ＤＬの欠陥アドレスとしてＢ＋ｎが登録されていた場合には論理アドレスｎには、そのＤＬに登録されたスペアエリア内の物理アドレスである交替アドレスが対応する。従ってユーザエリアの最終アドレスがＢ＋ａである場合には、論理アドレス空間として０からａが使用可能となる。図１３は、目的に応じて各エリアに論理分割された光ディスクの物理アドレスと上位装置の各種命令に含まれる論理アドレスの関係を示す図である。光ディスクはリードイン、データエリア、リードアウトに論理分割されているものとし、更にデータエリアは目的に応じてユーザエリアとスペアエリアに論理分割される。またリードイン、データエリアの開始物理アドレスはそれぞれＡ及びＢであり、リードアウトの終了物理アドレスはＣである。光ディスク上のユーザエリアにのみ論理アドレスは割り当てられ、ＤＬに登録が無い場合には論理アドレスｎに対し、物理アドレスＢ＋ｎが対応付けられる。ただし、ＤＬの欠陥アドレスとしてＢ＋ｎが登録されていた場合には論理アドレスｎには、そのＤＬに登録されたスペアエリア内の物理アドレスである交替アドレスが対応する。従ってユーザエリアの最終アドレスがＢ＋ａである場合には、論理アドレス空間として０からａが使用可能となる。
【００１２】
図６はＤＬテーブルを構成するＤＬを示す図である。各ＤＬにはユーザエリアの欠陥アドレス、交替処理によって割り当てられたスペアエリア内の交替アドレスが含まれる。図中、黒く塗りつぶされた場所はスペアエリア内の使用済エリアを示す。ポインタＰが示すアドレスＭはスペアエリア内の次の交替位置を示すアドレスである。つまりこの状態でユーザエリアのアドレスＮが欠陥と判断された場合、上位装置によりアドレスＮに配置されたユーザデータはスペアエリアのアドレスＭに記録される。ＤＬはこの情報を示すために“アドレスＮ”、“アドレスＭ”とその関係を示すステータスから構成され、ＤＬを重ね合わせてＤＬテーブルは構成される。従ってＤＬは交替処理の度にＤＬテーブルに追加されていくため、ＤＬが追加されると原則的にＤＬテーブルは拡大する。
【００１３】
図７は連続的に交替処理が発生した場合のＤＬを示す図である。
ユーザエリアのアドレスＮの記録エリアに欠陥があると判断された場合、アドレスＮに記録されるべきユーザデータはポインタＰが示すスペアエリアのアドレスＭに記録される。従って次にポインタＰはＭ−１を示し、ステータス、欠陥アドレス、交替アドレスに“置換”、“アドレスＮ”、“アドレスＭ”を含むＤＬがＤＬテーブルに登録される。続いてユーザエリアのアドレスＮ＋１に欠陥があると判断された場合、その交替位置としてアドレスＭ−１が割り当てられる。更に続くアドレスＮ＋２に欠陥があると判断されると、アドレスＭ−２が割り当てられる。しかしながら、スペアエリアのアドレスＭ−２が記録後すぐに欠陥であると判断された場合には、交替アドレスとしてＭ＋２を含むＤＬはＤＬテーブルから削除され、アドレスＮ＋２に記録されるべきユーザデータはスペアエリア内で次の交替位置のアドレスＭ−３に記録される。この結果得られるＤＬテーブルは図表のようになる。
【００１４】
近年、追記型光ディスクにこの欠陥管理方式を導入し、論理的にデータの上書きを可能にする機能を利用した追記型光ディスクの記録方式の提案が行われている。しかしながらこの記録方式を実現する具体的な光ディスク装置の動作を示す文献はない。
【００１５】
図８は追記型光ディスクで一般的に用いられる記録処理とその管理情報（ＲＭＤ）を概略的に説明するためのディスクの図であり、光ディスクのデータエリアはＲゾーンに論理分割されていることを示す図である。簡易的に光ディスクはリードイン、データエリア、リードアウトに論理分割されているものとし、更にデータエリアは記録位置に応じて複数のＲゾーンに論理分割される。リードイン内の記録管理情報エリア（ＲＭＡ）には、論理分割されたＲゾーンの先頭アドレスとユーザデータが記録された最終記録アドレス（ＬＲＡ）の２種類のアドレスが含まれるＲＭＤ（Recording Management Data）が記録される。またＲＭＡ、及び各Ｒゾーンにおいてデータ記録はリードインからリードアウトの方向に連続的に行われ、新規Ｒゾーンの追加は、ディスク外周に位置するＲゾーン（この図ではＲゾーン３）を分割することでのみ行われる。
【００１６】
しかしながら非特許文献２記載の追記型光ディスクに欠陥管理や論理上書きに関する記載は無く、特許文献１記載の追記型光ディスクのデータ消去方法は対象となる記録済み領域に対して記録時の記録パワー、又は記録時より高い記録パワーでレーザービームを照射して上書きを行い、記録データを消去するものであり、上位装置が消去した論理アドレスが再度使用可能となるといった効果についての記載はない。
さらに非特許文献２記載の交替処理を追記型光ディスクの論理的データ上書きに適用する場合、スペアエリアの容量がディスク記録処理中に不足する、スペアエリアの容量を確保しすぎて記録可能なユーザデータ量が少なくなる、またＤＬテーブル拡大と更新回数の増加によりＤＬテーブルを含むＤＭＡ領域が同様に不足するといった問題が生じる恐れがある。
【００１７】
本発明の目的は、従来の追記型光ディスクの機能を維持しつつ、追記型光ディスクに書き換え型光ディスク同様の使用環境を与えることにある。
【課題を解決するための手段】
【００１８】
本発明の目的は、次の(１)から(２)により達成される。
（１）物理アドレスが記録された光ディスクを、リードインエリア、リードアウトエリア、及び連続アドレスを持つ論理アドレス空間に対応するデータエリアに前記物理アドレスを用いて領域分割して使用する追記型光ディスク記録装置において、前記データエリアを単数または複数の連続するＡｉからＣｉまでの論理アドレスに対応する連続記録領域ｉに前記物理アドレスを用いて領域分割した後に前記連続記録領域ｉ内のアドレス変更情報を追加記録し、前記連続記録領域ｉに対応する連続した論理アドレスをＡｉからＢｉ（＜Ｃｉ）に縮小する記録装置。
（２）物理アドレスが記録された光ディスクを、リードインエリア、リードアウトエリア、及び連続アドレスを持つ論理アドレス空間に対応するデータエリアに前記物理アドレスを用いて領域分割して使用する追記型光ディスク再生装置において、前記データエリアの単数または複数の連続するＡｉからＣｉまでの論理アドレスに対応する連続記録領域ｉに前記物理アドレスを用いて領域分割され、前記連続記録領域ｉ内のアドレス変更情報により前記連続記録領域ｉに対応する連続した論理アドレスがＡｉからＢｉ（＜Ｃｉ）に縮小されたことを判断し、上位装置からの論理アドレス（Ｂｉ＋１）からＣｉに対する再生命令に対してエラーを返す再生装置。
【発明の効果】
【００１９】
本発明は、物理的なデータ改ざん不可能と言った従来の追記型光ディスクの機能を維持しつつ、追記型光ディスクにデータの上書きやデータの消去と言った書き換え型光ディスク同様の使用環境を、ディスク容量を損ねることなく与えることにある。
【発明を実施するための最良の形態】
【００２０】
発明を実施するための形態の１つとして光ディスク記録再生装置が挙げられる。追記型光ディスク記録装置の構成は光ディスク、レーザダイオード及び光検出器を搭載する光ヘッド、記録のための符号化処理と再生のための復号化処理を行う記録再生信号処理回路、各ブロックの動作管理を行う制御マイコン、サーボ回路、ＲＡＭを含む上位装置とのインターフェース回路、上位装置と接続される入出力端子から構成される。
【００２１】
本発明の実施形態について図を用いて説明する。
【００２２】
先ず始めに本発明の説明で用いるデータのフォーマット及び記録再生装置の基本構造について図２から図４を用いて説明する。
【００２３】
図４に光ディスク記録再生装置の構成を示す。
図４中、４０１は光ディスク、４０２はレーザダイオード及び光検出器を搭載する光ヘッド、４０３は記録のための符号化処理と再生のための復号化処理を行う記録再生信号処理回路、４０４は各ブロックの動作管理を行う制御マイコン、４０５はサーボ回路、４０６はＲＡＭを含む上位装置とのインターフェース回路、４０７は入出力端子である。
【００２４】
再生時、光ディスク４０１に記録されているデータは、光ヘッド４０２から読み出され、記録再生信号処理回路４０３内で復号化処理が行われる。この復号化処理には、復調処理、誤り訂正処理、デ・スクランブル処理が含まれる。復号化処理が行われた後に得られたメインデータはインターフェース回路４０６内のＲＡＭに蓄えられた後、入出力端子４０７を介して外部のパソコンやＭＰＥＧボード等の上位装置（図示せず）などへ出力される。制御マイコン４０４は、上位装置などからの指令を受け、サーボ回路４０５を用いて光ディスク４０１の回転制御、光ヘッド４０３のフォーカス、トラッキング制御を行いながら指定された光ディスク４０１のデータの位置へのアクセスを行い、装置全体の再生制御する。
【００２５】
記録時は、入出力端子４０７を介して、外部の上位装置などからメインデータが入力される。入力されたメインデータは、インターフェース回路４０６内のＲＡＭに蓄えられた後、記録再生信号処理回路４０３により、スクランブル処理、誤り訂正符号化処理、変調処理などの符号化処理が行われた後、光ヘッド４０２を介して、光ディスク４０１へ書き込まれる。制御マイコン４０４は、上位装置などからの指令を受け、サーボ回路４０５を用いて指定された光ディスク４０１上の記録位置へのアクセスを行い、装置全体の記録制御を行う。
【００２６】
ここで取り扱われる記録時におけるデータの符号化過処理の詳細を図２及び図３を用いて説明する。
【００２７】
図２にデータフレームの構成方法の一例を示す。
【００２８】
データフレームとはメインデータとこのメインデータを管理するための情報データを組にしたデータ列である。
【００２９】
入出力端子４０７から入力される２０４８バイトからなる各メインデータには、データ識別のための４バイトのデータ識別コード（ＩＤ）と、ＩＤの誤り検出符号である２バイトのＩＥＤ、予備データエリアである６バイトのＲＳＶが付加される。このデータ列の最後部には、データに含まれる誤りを検出する４バイトの誤り検出符号ＥＤＣが付加され、全部で２０６４バイトのデータフレームを構成する。各データユニットは、１７２バイト１２行の形状で扱う。
【００３０】
図３にＥＣＣブロックの構成方法を示す。
【００３１】
本説明ではこのＥＣＣブロックを記録再生の単位と仮定する。
【００３２】
図２で示したように構成された１７２バイト１２行のデータフレームは、スクランブル処理が施された後、１６データフレーム単位でＥＣＣブロックを構成する。縦方向の各列には１６バイトの外符号（ＰＯ）が付けられる。そのためＥＣＣブロックは、１２行１６データフレーム分の１９２行のデータに１６行の外符号が付加され、２０８行となる。各行のデータに対して、１０バイトの内符号（ＰＩ）を付加し、１８２バイトのデータとする。
【００３３】
符号化処理時の記録再生信号処理回路４０３内ではこのように生成した１８２バイト２０８行のデータを生成した後、最後にデータに含まれる周波数成分を制限するための周波数変調が行われる。
【００３４】
従って、交替処理を行う記録再生装置では、ユーザデータの記録処理の際、データを記録した後、すぐにディスク上のデータを再生し、この再生データとＲＡＭに残るメインデータとを比較、または誤り訂正処理を行いて再生データに含まれるエラー数を検出し、データが正常に記録できたか確認する。結果正常に記録できなかったと判断される場合には、同位置への記録を繰り返し行い、最終的にこの位置では正常に記録できない、つまりこの位置は欠陥であると判断された場合にはデータエリア内の他の領域にインターフェース回路４０６内のＲＡＭに残るユーザデータを記録する交替処理を行う。
【００３５】
また、光ディスク４０１が追記型光ディスクである場合には、上位装置から記録命令を受け取った際、ＤＬテーブルに登録されているアドレス、光ディスク上に記録されているＲゾーン情報を用いて未記録／記録済判定を記録前に行い、そのアドレスが未記録であった場合には記録を行うが、記録済であった場合には欠陥として取り扱い、他のデータエリアへの交替処理を行うことで論理的に上書きを行うことが可能になる。
【００３６】
また光ディスクの記録済領域を管理する方法として、記録命令に含まれるアドレスに対して再生信号を用いる方法等もある。これらの方法も本発明の未記録／記録済判定に利用することが可能である。
【００３７】
通常、これらの交替処理は図３を用いて示したような記録再生の単位であるＥＣＣブロックで行われる。図２及び図３を用いて説明したデータのフォーマットではデータ識別コード（ＩＤ）はデータフレーム単位で付加されているため、ＥＣＣブロックの先頭は１６の倍数となり、論理アドレスとの対応はデータフレーム単位で行われるが、本発明の説明では説明を簡素化するためにデータ識別コード（ＩＤ）の下位４ビットを無視し、ＥＣＣブロックに１つの物理アドレスを割り当て、この物理アドレスに対して論理アドレスを１つ対応付けて説明する。
【００３８】
図１は追記型光ディスクで行われる欠陥管理における交替処理を概略的に説明するためのディスクの図であり、合わせて交替処理によるＤＬを示す図である。
【００３９】
本図において追記型光ディスクはリードイン、リードアウト及びデータエリアに使用目的に応じて分割され、データエリアは図８で説明したように２つのＲゾーン、ＬＲＡとしてＬＲＡ１を持ったＲゾーン１とＬＲＡ２を持ったＲゾーン２に分割されている。Ｒゾーン内の黒く塗りつぶされた場所は記録済エリアを表し、白抜き部分は未記録エリア、縦線部分は欠陥管理処理前には記録エリアの最大アドレスに位置する欠陥を含む欠陥エリア、そして横線部分は欠陥エリアの記録データを記録した交替エリアを表している。図中、上部のディスク図は欠陥管理処理前のディスクの状態を示す。この状態ではＲゾーン１のＬＲＡ１は物理アドレスＭであり、これに対応する論理アドレスはｍである。またＲゾーン２のＬＲＡ２は物理アドレスＮであり、これに対応する論理アドレスはｎである。ＤＶＤ−ＲＡＭの記録中における欠陥管理同様にＲゾーン１に追記されたデータはある一定量のデータが記録された後、再度光ディスクから再生処理によって読み出され、再生データに含まれるエラーの数などの情報を元に欠陥か否か判断される欠陥判別処理が行われる。ここでは物理アドレスＫ（≦物理アドレスＬ）からアドレスＭまでデータを記録した後に欠陥判別処理を行った結果、物理アドレスＬに欠陥が見つかった場合を想定している。
【００４０】
図中、下部のディスク図は欠陥管理処理後のディスクの状態を示す。論理アドレスｌからｍに対応するデータをディスク上の物理アドレスＬからＭの欠陥エリアから、物理アドレスＭ＋１からＭ＋（Ｌ―Ｍ＋１）に替わりに記録する。この作業により、初期に割り当てられた論理アドレス空間に対して、物理アドレス数が不足してしまうため、Ｒゾーン１内のアドレスＭ＋１以降全体を初期に割り当てられた論理アドレスから（Ｌ―Ｍ＋１）を引いた論理アドレスを再度割り当て直す。これによりＲゾーン１内の後半部に割り当てられた論理アドレスは失われてしまうが論理アドレスは各Ｒゾーン内では連続するため、Ｒゾーンを作成する際、欠陥を考慮して、数パーセント多くＲゾーンを割り当てることでＲゾーンの最終論理アドレスをほとんど気にすることなく従来同様の記録方式で追記型光ディスクにおいて欠陥管理を実現することが可能となる。そのためこの状態ではＲゾーン１のＬＲＡ１は物理アドレスＭ＋（Ｌ―Ｍ＋１）であるが、これに対応する論理アドレスはｍのままとなる。論理アドレスと物理アドレスの関係が損なわれる範囲はＲゾーン１に限定されるためＲゾーン２のＬＲＡ２は物理アドレスＮに対応する論理アドレスはｎのままである。
【００４１】
また、この物理アドレスと論理アドレスのずれを図５、図６及び図７で示したＤＶＤ−ＲＡＭ同様のＤＬを用いて示す。ＤＬの新規ステータスとして“無効”を導入し、従来の“置換”を示すと同時に欠陥として登録されたエリアのサイズの論理アドレス空間がそのＲゾーンでは縮小していることを示すと定義する。このとき、この欠陥管理における置換処理を２つのＤＬで表し、連続した欠陥エリアを示すようにステータスを“無効（先頭）”として、その欠陥エリアの先頭であるアドレスＬを欠陥アドレス、その交替エリアの先頭であるアドレスＭ＋１を交替アドレスとして１つのＤＬとして登録し、欠陥エリアの末尾を示すためにステータスを“無効（末尾）”として、その欠陥エリアの末尾であるアドレスＭを欠陥アドレス、その交替エリアの末尾であるアドレスＭ＋（Ｍ−Ｌ＋１）を交替アドレスとして１つのＤＬとして登録する。
【００４２】
図９は追記型光ディスクで行われる図１で示した欠陥管理を改良した欠陥管理における交替処理を概略的に説明するためのディスクの図であり、合わせて交替処理によるＤＬを示す図である。
【００４３】
本図において追記型光ディスクはリードイン、リードアウト及びデータエリアに使用目的に応じて分割され、データエリアは２つのＲゾーン、ＬＲＡとしてＬＲＡ１を持ったＲゾーン１とＬＲＡ２を持ったＲゾーン２に分割されている。Ｒゾーン内の黒く塗りつぶされた場所は記録済エリアを表し、白抜き部分は未記録エリア、縦線部分は欠陥を含む欠陥エリア、そして横線部分は欠陥エリアの記録データを記録した交替エリアを表している。図中、上部のディスク図は欠陥管理処理前のディスクの状態を示す。この状態ではＲゾーン１のＬＲＡ１は物理アドレスＳ（≧Ｍ）であり、これに対応する論理アドレスはｓである。またＲゾーン２のＬＲＡ２は物理アドレスＮであり、これに対応する論理アドレスはｎである。物理アドレスＫ（≦物理アドレスＬ）からアドレスＳまでデータを記録した後に欠陥判別処理を行った結果、物理アドレスＬから物理アドレスＭのエリアに連続した欠陥が見つかった場合を想定している。
【００４４】
図中、下部のディスク図は欠陥管理処理後のディスクの状態を示す。論理アドレスｌからｍに対応するデータをディスク上の物理アドレスＬからＭの欠陥エリアから、物理アドレスＳ＋１からＳ＋（Ｌ―Ｍ＋１）に替わりに記録する。この作業により、初期に割り当てられた論理アドレス空間に対して、物理アドレス数が不足してしまうため、Ｒゾーン１内のアドレスＳ＋１以降全体を初期に割り当てられた論理アドレスから（Ｌ―Ｍ＋１）を引いた論理アドレスを再度割り当て直す。これによりＲゾーン１内の後半部に割り当てられた論理アドレスは失われてしまうが論理アドレスは各Ｒゾーン内では連続するため、Ｒゾーンを作成する際、欠陥を考慮して、数パーセント多くＲゾーンを割り当てることでＲゾーンの最終論理アドレスをほとんど気にすることなく従来同様の記録方式で追記型光ディスクにおいて欠陥管理を実現することが可能となる。そのためこの状態ではＲゾーン１のＬＲＡ１は物理アドレスＳであり、これに対応する論理アドレスはｓのままであるが続く論理アドレスｓ＋１に対応する物理アドレスはＳ＋（Ｌ−Ｍ＋１）＋１となる。論理アドレスと物理アドレスの関係が損なわれる範囲はＲゾーン１に限定されるためＲゾーン２のＬＲＡ２は物理アドレスＮに対応する論理アドレスはｎのままである。
【００４５】
また、この物理アドレスと論理アドレスのずれを２つのＤＬで表し、連続した欠陥エリアを示すようにステータスを“無効（先頭）”として、その欠陥エリアの先頭であるアドレスＬを欠陥アドレス、その交替エリアの先頭であるアドレスＳ＋１を交替アドレスとして１つのＤＬとして登録し、欠陥エリアの末尾を示すためにステータスを“無効（末尾）”として、その欠陥エリアの末尾であるアドレスＭを欠陥アドレス、その交替エリアの末尾であるアドレスＳ＋（Ｍ−Ｌ＋１）を交替アドレスとして１つのＤＬとして登録する。
【００４６】
また本欠陥管理方式の説明ではＲゾーン１内の欠陥アドレスエリアからＲゾーン１内の未記録エリアをその交替エリアとして使用した場合、交替エリアを同一のＲゾーンから割り当てた場合の説明を行ったが、本欠陥管理方式は交替エリアをＲゾーン２から割り当てた場合においても適用可能である。ただしこの場合は論理アドレス空間が初期に比べ減少するのはＲゾーン２となる。つまり交替エリアとして割り当てられる物理アドレス数が論理アドレス空間の減少数と一致する。
【００４７】
図１４と図１５を用いて本欠陥管理方式の補足を行う。
【００４８】
図１４は欠陥管理処理後の物理アドレスと論理アドレスの対応を示す図である。
【００４９】
初期の論理アドレス空間が０からａであったが、範囲ｘにわたる欠陥管理処理後には０からａ−ｘに減少している。また置換処理が行われた縦縞のエリアから横縞のエリアへの論理アドレスの再割り当てが行われているため、横縞のエリアに初期時に割り当てられていた分だけ、論理アドレス空間がＲゾーン１から失われている。ただし実際には初期時に縦縞エリアに割り当てられていた論理アドレスは横縞のエリアから呼び出されることになる。
【００５０】
図１５は図９で示したＤＬの欠陥ステータス“消失”を導入せずに従来一般的に使用されている２種類の交替に関する欠陥ステータス、すでに欠陥アドレスのデータを交替アドレスに記録したことを示すステータス“交替１”、次回欠陥アドレスに記録されるデータを交替アドレスに記録することを示すステータス“交替２”を用いて示すことが可能であることを示す図である。
【００５１】
物理アドレスＢからＢ＋ａに論理アドレス空間ａを持つＲゾーン１が配置されており、アドレスＬからアドレスＬ＋ｘの記録データをアドレスＳからアドレスＳ＋ｘに交替処理行った場合、図９で説明したように物理アドレスＳ＋ｘ＋１からＢ＋ａには初期時に物理アドレスＳ＋１からＢ＋ａ−ｘに対応していた論理アドレスが再割り当てされる。これを４つのＤＬを用いて図１５のように表す。すなわち連続した欠陥エリアの交替処理の開始位置を示すようにステータスを“交替１（先頭）”として、その欠陥エリアの先頭であるアドレスＬを欠陥アドレス、その交替エリアの先頭であるアドレスＳを交替アドレスとして１つのＤＬとして登録し、連続した欠陥エリアの交替処理の終了位置を示すためにステータスを“交替１（末尾）”として、その交替エリアの末尾であるアドレスＬ＋ｘを欠陥アドレス、その交替エリアの末尾であるアドレスＳ＋ｘを交替アドレスとして１つのＤＬとして登録する。またこの交替エリア以降の物理アドレスに対し、論理アドレスとのずれを示すために、開始位置を示すようにステータスを“交替２（先頭）”として、その欠陥エリアの先頭であるアドレスＳ＋１を欠陥アドレス、その交替エリアの先頭であるアドレスＳ＋ｘ＋１を交替アドレスとして１つのＤＬとして登録し、終了位置を示すためにステータスを“交替２（末尾）”として、その交替エリアの末尾であるアドレスＢ＋ａ−ｘを欠陥アドレス、その交替エリアの末尾であるアドレスＢ＋ａを交替アドレスとして１つのＤＬとして登録する。このようにこのように既存の２種類の交替ステータスを用いたＤＬを使用することで図９の欠陥管理方式に対応することが可能である。
【００５２】
図１０は追記型光ディスクで一般的に用いられる記録処理と図１及び図９を用いて説明した欠陥管理処理における管理情報（ＤＭＤ）の配置を概略的に説明するためのディスクの図である。簡易的に光ディスクはリードイン、データエリア、リードアウトに論理分割されているものとし、更にデータエリアは記録位置に応じて複数のＲゾーンに論理分割される。リードイン内のディスク管理情報エリア（ＤＭＡ）には、論理分割された各エリアの開始アドレス等の論理構造に関する情報が含まれるＤＤＳ（Disc Definition Structure）、データエリア内で論理分割されたＲゾーンの先頭アドレスとユーザデータが記録された最終記録アドレス（ＬＲＡ）の２種類のアドレスが含まれるＲＭＤ（Recording Management Data）、またデータエリアの欠陥エリアと交替エリアのアドレスの対応を示す複数のＤＬ（Defect List）からなるＤＬテーブルからなるＤＭＤ（Disc Management Data）が記録される。またＤＭＡ、及び各Ｒゾーンにおいてデータ記録はリードインからリードアウトの方向に連続的に行われ、新規Ｒゾーンの追加は、ディスク外周に位置するＲゾーン（この図ではＲゾーン２）を分割することでのみ行われる。従って、ＤＭＡは予めＤＭＤ、特にＤＬテーブルのサイズ及び更新回数を予測し、十分に確保される。
【００５３】
図１１は追記型光ディスクで一般的に用いられる記録処理と図９を用いて説明した交替（Linear Replacement method）による欠陥管理処理における管理情報（ＤＭＤ）の配置を概略的に説明するためのディスクの図である。簡易的に光ディスクはリードイン、データエリア、リードアウトに論理分割されているものとし、更にデータエリアは記録位置に応じて複数のＲゾーンに論理分割される。リードイン内のディスク管理情報エリア（ＤＭＡ）には、論理分割された各エリアの開始アドレス等の論理構造に関する情報が含まれるＤＤＳ（Disc Definition Structure）、データエリア内で論理分割されたＲゾーンの先頭アドレスとユーザデータが記録された最終記録アドレス（ＬＲＡ）の２種類のアドレスが含まれるＲＭＤ（Recording Management Data）からなるＤＭＤが記録される。またデータエリア内の任意のＲゾーンにデータエリアの欠陥エリアと交替エリアのアドレスの対応を示す複数のＤＬ（Defect List）からなるＤＬテーブルが記録される。このときＤＬはデータエリアに配置されるため、欠陥処理における交替エリア同様論理アドレス空間内の一部論理アドレスが欠落する状況が発生する。そのためＤＬテーブル内にそのＤＬテーブル自身のためのＤＬを図９の交替エリア同様に追加、管理する必要が生じる。ただし、ＤＬテーブルが記録された物理アドレスには欠陥エリアの論理アドレスが割り当てられるわけではないため、追加されるＤＬは連続した欠陥エリアを示すようにステータスを“無効（先頭）”として、その欠陥エリアは空欄を示す値に設定し、交替エリアにＤＬテーブルの先頭であるアドレスLを交替アドレスとして１つのＤＬとして登録し、欠陥エリアの末尾を示すためにステータスを“無効（末尾）”として、その欠陥エリアは空欄を示す値に設定し、交替エリアにＤＬテーブルの末尾であるアドレスMを交替アドレスとして１つのＤＬとして登録する。当然ではあるが、同様に図１５を用いて説明した既存の２種類の交替ステータスを用いることも可能である。またＤＭＤを構成するＤＤＳからポインタを用いてデータエリア内のＤＬテーブルの記録位置が指し示めされており、最新のＤＭＤから最終的なＤＬテーブルが検索可能となっている。またＤＭＡ、及び各Ｒゾーンにおいてデータ記録はリードインからリードアウトの方向に連続的に行われ、新規Ｒゾーンの追加は、ディスク外周に位置するＲゾーンを分割することでのみ行われる。従って、ＤＭＡは予めＤＬテーブルのサイズや更新回数を予測する必要が無く、ＤＤＳやＲＭＤの更新の回数を低く抑えることでＤＭＡのサイズを抑えることが可能となる。
【００５４】
次に、ＤＤＳやＲＭＤの更新の回数を低く抑えるための方法とそれを実現するための具体的なデータ構成について説明する。
【００５５】
ＤＭＤ内のＲＭＤで記録されるＬＲＡは各Ｒゾーン内の記録可能な位置を示す他にもデータ再生時、ＵＤＦ（Universal Disc Format）等のファイルシステムで光ディスクに記録されたファイル形式のデータを読み出すためのヴォリューム、ファイル構造に関する管理情報を読み出すために必要とされる。しかしながらＬＲＡが更新された度、つまりデータエリア内にデータが新たに記録された度にＲＭＤを含むＤＭＤを更新することはＤＭＡサイズがデータエリアに比べ、非常に小さいことから現実的に不可能である。そのためＤＭＤの更新は “ファイナライズが行われたとき”、“Ｒゾーンが作成されたとき”等、失われると二度と復元が不可能、または復元が困難な情報を記録するときのみが保証され、通常記録の場合は実ＬＲＡとＲＭＤ内のＬＲＡにある一定量の差分が生じた場合に、可能であれば更新されるといった程度である。従ってファイナライズ前の追記型光ディスクではセットアップ時にＲＭＤに記録されたＬＲＡを起点に各Ｒゾーンの実ＬＲＡの検索が記録／未記録検出により行われる。
【００５６】
図１２では図９及び図１１で示すような欠陥管理処理における交替エリアやＤＭＤのＤＬテーブルがデータエリア内に配置された場合においても従来通りの契機でＤＭＤ更新が行われることを可能にする交替データまたはＤＬテーブルデータのデータフレーム構成の一例を示す。
【００５７】
データフレームとはメインデータとこのメインデータを管理するための情報データを組にしたデータ列である。
【００５８】
先ず始めに交替エリア内のデータフレーム構成について記載する。２０４８バイト単位で交替データには、データ識別のための４バイトのデータ識別コード（ＩＤ）と、ＩＤの誤り検出符号である２バイトのＩＥＤ、１バイトのデータ属性フラグ、予備データエリアである５バイトのＲＳＶが付加される。このデータ列の最後部には、データに含まれる誤りを検出する４バイトの誤り検出符号ＥＤＣが付加され、全部で２０６４バイトのデータフレームを構成する。この内、ＩＤを交替先の欠陥エリアのアドレスと同一とし、このデータフレームが交替データの一部であることを示すように８ビットのデータ属性フラグのＭＳＢ１ビットを１にする。
【００５９】
次にＤＬテーブルのデータフレーム構成について記載する。２０４８バイト単位でＤＬテーブルデータには、データ識別のための４バイトのデータ識別コード（ＩＤ）と、ＩＤの誤り検出符号である２バイトのＩＥＤ、１バイトのデータ属性フラグ、予備データエリアである５バイトのＲＳＶが付加される。このデータ列の最後部には、データに含まれる誤りを検出する４バイトの誤り検出符号ＥＤＣが付加され、全部で２０６４バイトのデータフレームを構成する。この内、このデータフレームが交替データの一部であることを示すように８ビットのデータ属性フラグのＭＳＢから２ビット目を１にする。
【００６０】
従ってファイナライズ前の追記型光ディスクではセットアップ時にＲＭＤに記録されたＬＲＡを起点に各Ｒゾーンの実ＬＲＡの検索が記録／未記録検出により行われると同時に最新のＤＬテーブルの検索がこのデータ属性フラグビット、及びＤＬテーブルに通常含まれるデータの新旧を示す情報を用いて行われる。このように検出された最新のＤＬテーブルと各Ｒゾーン内の物理アドレスのＬＲＡからそれに対応する論理アドレスを求めだすことが可能になる。また交替エリアにおけるデータ属性フラグのＭＳＢに位置するビットはＤＬテーブルの更新が上手く行われなかった場合に、記録された最新のＤＬテーブルから新たに実記録データに対応する最新のＤＬテーブルを構築されるときに用いられる。
【００６１】
また本図では８ビットのデータ属性フラグエリアを設けることが可能な例を示したが、１ビットのデータ属性フラグのみを設けることが可能な場合においても、他にデータセクタを識別可能な情報と組み合わせること、例えばＤＦＬフラグを構成するデータセクタのＩＤを００００００００ｈやＦＦＦＦＦＦＦＦｈとすることで、他のデータセクタ、特に交替エリアと識別可能可能とすることができる。
【００６２】
上記で説明した追記型光ディスクにおける欠陥管理処理は、先に説明したように上位装置から記録命令を受け取った際、ＤＬテーブルに登録されているアドレス、光ディスク上に記録されているＲゾーン情報を用いて未記録／記録済判定を記録前に行い、そのアドレスが未記録であった場合には記録を行うが、記録済であった場合には欠陥として取り扱い、他のデータエリアへの交替処理を行うことで論理的に上書きを実現するためにも利用可能である。
【００６３】
図１６は追記型光ディスクにおける論理上書き処理の制御を行うフロチャートを示している。本フロチャートにおけるＮＷＡとは図９のＲゾーン２におけるＬＲＡ２＋１であり、Ｒゾーン１におけるＳ＋（Ｍ−Ｌ＋１）＋１、つまりＲゾーン内の次に記録可能なアドレス（ＲＭＤで管理されるＬＲＡを論理アドレスに変換して１を加えた後、再びこの論理アドレスに対応する物理アドレスに変換したもの）を示す。最初に上位装置から転送される記録命令に含まれる論理アドレスをＤＭＤに含まれるＤＤＳ、ＤＦの論理アドレス情報を用いて、物理アドレスに変換する。求められた物理アドレスをＲＭＤに含まれるこの物理アドレスが属するＲゾーンのＮＷＡと比較し、この物理アドレスがＮＷＡよりも大きい場合、記録不可領域として記録を中止し、この物理アドレスがＮＷＡと等しい場合、記録命令の論理アドレスから求められた物理アドレスへの記録処理が行われ、この物理アドレスがＮＷＡよりも小さい場合、任意のＲゾーンのＮＷＡの位置が記録領域として割り当てられ、このアドレスに対する記録処理が行われる。その後、この交替処理に関するＤＦがＤＦリストに追加されることによるＤＭＤの更新が行われ、ディスク上に記録される。
【００６４】
図１７は欠陥管理処理同様の論理上書き処理された追記型光ディスクの再生制御を行うフロチャートを示している。最初に上位装置から転送される再送命令に含まれる論理アドレスをＤＭＤに含まれるＤＤＳ、ＤＦの論理アドレス情報を用いて、各Ｒゾーンの論理アドレス空間に含まれるか否かの判断かを行う。論理アドレス空間に含まれないと判断された場合、対応する物理アドレスは存在しないとして再生処理は中止される。論理アドレス空間に含まれると判断された場合、記録命令の論理アドレスからＤＤＳ、ＤＦを用いて物理アドレスを求め、この物理アドレスに記録されたデータの再生処理が行われる。
【００６５】
最後に追記型光ディスクへの論理上書き処理を実際に追記型光ディスク記録再生装置で実現するための手段を示す。
【００６６】
光ディスク記録再生装置の構成は図４に示した光ディスク記録再生装置の構成同様である。
【００６７】
図４中、４０１は光ディスク、４０２はレーザダイオード及び光検出器を搭載する光ヘッド、４０３は記録のための符号化処理と再生のための復号化処理を行う記録再生信号処理回路、４０４は各ブロックの動作管理を行う制御マイコン、４０５はサーボ回路、４０６はＲＡＭを含む上位装置とのインターフェース回路、４０７は入出力端子である。
【００６８】
起動時、光ディスク記録再生装置は光ディスク４０１上に記録された最新のＤＭＤ情報を所定のエリアから読み出し、制御用マイコン４０４からアクセス可能なインターフェース４０６に内蔵されるＲＡＭ等の一時記憶回路に転送し、このＤＭＤに含まれるデータを元に先に説明したような手段を用いて正しいＤＭＤ情報に修正する作業を行う。
【００６９】
その後、入出力端子４０７を介して、外部の上位装置などからドライブ動作を指示する命令及び必要に応じてメインデータ等が入力され、記録命令が入力された場合、制御マイコン４０５は記録命令に含まれる論理アドレスに対応する物理アドレスをＤＤＳ及びＲＭＤに記録された各エリアのアドレス情報とＤＬを用いて求めだし、その物理アドレスは記録可能か否かの判断を行う。その物理アドレスには記録不可能である場合には記録命令を発行した上位装置に対し、指定されたアドレスにデータを記録することは不可能であることを示すエラーを返す。その物理アドレスが任意の記録可能なＲゾーンのＮＷＡに相当する場合には、上位装置にデータ転送の指示が送られ、上位装置から転送されるメインデータは制御マイコン４０５の指示に応じて、インターフェース回路４０６内のＲＡＭに蓄えられる。それと同時に制御マイコン４０５は求められた物理アドレスへのシーク処理をサーボ回路４０５を用いて行い、記録再生信号処理回路４０３により、スクランブル処理、誤り訂正符号化処理、変調処理などの符号化処理が行われた後、光ヘッド４０２を介して、光ディスク４０１上の対象となる物理アドレスへ書き込み処理を行う。またその物理アドレスがすでに記録済であった場合にはＤＬテーブルを修正して新たな物理アドレスの割り当てを行った後、上位装置にデータ転送の指示が送られ、上位装置から転送されるメインデータは制御マイコン４０５の指示に応じて、インターフェース回路４０６内のＲＡＭに蓄えられる。それと同時に制御マイコン４０５は求められた物理アドレスへのシーク処理をサーボ回路４０５を用いて行い、ＲＡＭ内のデータセクタのデータ属性フラグに交替データであることを示すＤＦＬビットを付加した後、記録再生信号処理回路４０３により、スクランブル処理、誤り訂正符号化処理、変調処理などの符号化処理が行われた後、光ヘッド４０２を介して、光ディスク４０１上の対象となる新たに割り当てられた物理アドレスへ書き込み処理を行う。また必要に応じて変更されたＤＬテーブルをメインデータ同様にデータ属性フラグを付加した後、各種処理を施した後に光ディスク４０１上のデータエリア内に記録する。
【００７０】
再生命令が入力された場合、制御マイコン４０５は再生命令に含まれる論理アドレスが光ディスク上の論理アドレス空間に含まれるか否かの判断をＤＭＤ情報を用いて行い、論理アドレス空間に含まれていない場合には再生命令を発行した上位装置に対し、指定されたアドレスにデータを再生することは不可能であることを示すエラーを返す。その論理アドレスが光ディスク４０１上の論理アドレス空間に含まれると判断された場合には、再生命令に含まれる論理アドレスに対応する物理アドレスをＤＤＳ及びＲＭＤに記録された各エリアのアドレス情報とＤＬを用いて求めだし、光ディスク４０１上の求められた物理アドレスにアクセスした後に記録されているデータを、光ヘッド４０２から読み出し、記録再生信号処理回路４０３内で復号化処理が行われる。この復号化処理には、復調処理、誤り訂正処理、デ・スクランブル処理が含まれる。復号化処理が行われた後に得られたメインデータはインターフェース回路  ４０６内のＲＡＭに蓄えられた後、入出力端子４０７を介して再生命令を発行した上位装置に出力される。
【００７１】
光ディスク記録再生装置の動作を追記型光ディスクに対する論理上書き処理を用いて説明したが前に説明したように光ディスクに記録したデータを再度読み出し、ＲＡＭ内のデータと比較することなどで欠陥判定を行う欠陥管理処理にも図４に示した装置で同様に対応可能である。
【図面の簡単な説明】
【００７２】
【図１】欠陥管理機能を有する追記型光ディスクの構成を示した説明図である。
【図２】データフレームの構成を示した説明図である。
【図３】ＥＣＣブロックの構成を示した説明図である。
【図４】光ディスク記録再生装置の構成を示した説明図である。
【図５】欠陥管理機能を有する書き換え型光ディスクを示した説明図である。
【図６】交替処理とＤＬを示した説明図である。
【図７】連続欠陥のＤＬを示した説明図である。
【図８】追記型光ディスクの記録管理方法を示した説明図である。
【図９】欠陥管理機能を有する追記型光ディスクの構成を示した説明図である。
【図１０】欠陥管理機能を有する追記型光ディスクの管理情報の配置を示した説明図である。
【図１１】欠陥管理機能を有する追記型光ディスクの管理情報の配置を示した説明図である。
【図１２】データ属性フラグを有するデータフレームの構成を示した説明図である。
【図１３】光ディスクのアドレス空間を示した説明図である。
【図１４】欠陥管理機能を有する追記型光ディスクのアドレス空間を示した説明図である。
【図１５】欠陥管理情報の構成を示した説明図である。
【図１６】上書き機能を有する追記型光ディスクの記録命令に対する動作を示すのフロチャートである。
【図１７】欠陥管理機能を有する追記型光ディスクの再生命令に対する動作を示すのフロチャートである。
【符号の説明】
【００７３】
４０１  光ディスク、  ４０２  光ヘッド、４０３  記録再生信号処理回路、４０４  制御マイコン、４０５  サーボ回路、４０６  インターフェース回路、４０７  入出力端子。
【図１】
2006040454.tif 000003
【図２】
2006040454.tif 000004
【図３】
2006040454.tif 000005
【図４】
2006040454.tif 000006
【図５】
2006040454.tif 000007
【図６】
2006040454.tif 000008
【図７】
2006040454.tif 000009
【図８】
2006040454.tif 000010
【図９】
2006040454.tif 000011
【図１０】
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【図１１】
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【図１２】
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【図１３】
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【図１４】
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【図１５】
2006040454.tif 000017
【図１６】
2006040454.tif 000018
【図１７】
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