(57)【要約】【課題】指定された論理セクタアドレスを実際の光ディスクのセクタアドレスに変換する際の高速なかつ最適な欠陥処理装置を提供する。【解決手段】欠陥処理は、期待される物理アドレスが欠陥セクタであった場合、次の物理アドレスも欠陥セクタかどうかを、欠陥セクタのエントリテーブルから判断するが、その処理を所定の回数でとどめて、残りは２分岐で検索することで、欠陥セクタのエントリテーブルのアクセス回数を減らし、欠陥処理を高速に行うことができる。【選択図】　図１０
2004118967.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
光ディスクの所定の領域に記録されている欠陥情報を読み出す読み出し手段と、
前記読み出し手段により読み出された欠陥情報を記憶する記憶手段と、
前記記憶手段により記憶された欠陥情報を用いて、指定された論理アドレスを物理アドレスに変換する制御を行う制御手段と
を備え、
前記制御手段が、前記欠陥情報の欠陥物理アドレスと、ホストにより指定された論理アドレスを物理アドレスに変換した時の期待値とを比較し、一致しない時はその物理アドレスの期待値を返して終了し、一致した時はその物理アドレスの期待値をインクリメントした値と、一致した欠陥情報のアドレスの次にエントリされている欠陥アドレスと比較し、一致しなければその物理アドレスを返して終了し、一致した時はその物理アドレスの期待値を更にインクリメントした値と、欠陥情報のアドレスの更に次にエントリされている欠陥アドレスとを比較する処理を所定の数まで繰り返し、その後、登録されている欠陥情報から２分岐検索で欠陥エントリがとぎれるところ、すなわちホストから指定された論理アドレスの欠陥セクタを読み飛ばし、指定された論理アドレスから前記欠陥情報を考慮したる物理アドレスを返すことを特徴とした光ディスク装置。
【請求項２】
光ディスクの所定の領域に記録されている欠陥情報を読み出す読み出し手段と、
前記読み出し手段により読み出された欠陥情報を記憶する記憶手段と、
前記記憶手段により記憶された欠陥情報を用いて、指定された論理アドレスを物理アドレスに変換する制御を行う制御手段と
を備え、
前記記憶手段が、前記欠陥情報の欠陥物理アドレスの連続情報を付加することと、前記制御手段が、前記欠陥情報の欠陥物理アドレスと指定された論理アドレスを、欠陥セクタを考慮せずに物理アドレスに変換した時の期待値と一致しない時はその物理アドレスを返して終了し、一致した時は前記連続情報を用いて、連続した数分加算した物理アドレスを返すことを特徴とした光ディスク装置。
【請求項３】
光ディスクの所定の領域に記録されている欠陥情報を読み出す読み出し手段と、
前記読み出し手段により読み出された欠陥情報を記憶する記憶手段と、
前記記憶手段により記憶された欠陥情報を用いて、指定された論理アドレスを物理アドレスに変換する制御を行う制御手段と
を備え、
前記記憶手段が、前記欠陥情報の欠陥物理アドレスの連続数情報が、所定のサイズを超えた時は最大サイズを連続数情報として付加し、前記制御手段が前記欠陥情報の欠陥物理アドレスと指定された論理アドレスを物理アドレスに変換した時の期待値と一致しない時は、その物理アドレスの期待値を返して終了し、一致した時は前記連続数情報を用いて、連続数情報分加算した物理アドレスの期待値と、連続数情報分先の欠陥情報を比較することを所定の数まで繰り返し、一致しなくなったときの物理アドレスの期待値を返すことを特徴とした光ディスク装置。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】
この発明は、光ディスクに記録されているデータを再生する光ディスク装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】
書き換え型の光ディスクを扱う光ディスク装置において、光ディスク上に読み書き不可能な領域、つまり欠陥セクタが存在し、光ディスク上にその欠陥セクタが登録されている時には、その欠陥セクタを読み飛ばし、正常なセクタに対して読み書きしなければならない。その欠陥セクタのうち、代替先（欠陥セクタの代わりにデータを読み書きする領域）がその欠陥セクタの直後にあるものを初期欠陥（ＰＤＬ：Ｐｒｉｍａｒｙ　Ｄｅｆｅｃｔ　Ｌｉｓｔ）と呼ぶ。ただし、その直後も欠陥セクタのときは次に現れる正常セクタに読み書きが行われる。また、この初期欠陥以外にも、欠陥セクタ発見時に所定の交替セクタに読み書きを行う２次欠陥（ＳＤＬ：Ｓｅｃｏｎｄａｒｙ　Ｄｅｆｅｃｔ　Ｌｉｓｔ）や、その交替領域や光ディスクがゾーニングされている光ディスクにおいてはゾーン境界の未使用領域についても読み飛ばす必要がある。
【０００３】
しかし、コンピュータなどのホストから読み書きする際には、光ディスク装置に対して、アクセスしたいデータを論理セクタアドレス（ＬＢＡ：Ｌｏｇｉｃａｌ　Ｂｌｏｃｋ　Ａｄｄｒｅｓｓ）で指定してくるため、光ディスク装置は、欠陥セクタを考慮し、要求されたＬＢＡを実際の光ディスク上の物理アドレス（ＰＢＡ：Ｐｈｙｓｉｃａｌ　Ｂｌｏｃｋ　Ａｄｄｒｅｓｓ）に変換する必要がある。
【０００４】
この欠陥セクタを読み書きする方法として、従来の方法は、ホストから指定された要求ＬＢＡをＰＤＬ、ＳＤＬ、交替領域、ゾーン境界をそれぞれ考慮してＰＢＡを算出している。
【０００５】
詳しく説明すると、光ディスク上に登録された各ゾーンの先頭ＬＢＡ（これはこの光ディスクの所定の領域に欠陥情報として記録されている）から、要求ＬＢＡがどのゾーンに存在するかを調査する。次に、要求データの存在するゾーンの先頭ＬＢＡと、要求ＬＢＡとのオフセット値を算出する。次に、ゾーンニングされている各ゾーンの先頭ＰＢＡ（これは光ディスクの規格に依存する）に、先程算出したオフセット値を加算し、そのゾーンにおいてＰＤＬとＳＤＬを考慮していない要求ＬＢＡに相当するＰＢＡの期待値が算出できる。
【０００６】
しかし、これではＰＤＬ、ＳＤＬが考慮されていないので、まず、要求ＬＢＡの存在するゾーンの先頭ＰＢＡと、ＰＢＡの期待値までのＰＤＬのセクタ数を調べ、そのセクタ数分ＰＢＡの期待値を加算する。次に加算前のＰＢＡ期待値と、加算後のＰＢＡ期待値のまでのＰＤＬセクタ数を調べ更にＰＢＡの期待値に加算し、ＰＤＬの加算値が０になるまで繰り返す。加算値が０になったときのＰＢＡの期待値がＳＤＬにエントリされていなければそのＰＢＡが、ＳＤＬにエントリされていれば、その代替先ＰＢＡが求めるべきＰＢＡとしている。
【０００７】
これでは、毎回１セクタずつＰＤＬエントリの欠陥処理を行う必要がある。しかし、ホストは一度に複数セクタ、または、連続した論理アドレスで要求してくることが多いため、ＰＤＬの欠陥処理を行うときは、欠陥処理後のＰＤＬのエントリＮＯと、ＰＤＬを考慮した後の物理アドレスを保持しておいて、次の論理アドレスにおいては、ＰＤＬを考慮した物理アドレスをインクリメントした値と、ＰＤＬエントリそのエントリＮＯの指す欠陥アドレスとを見て、一致していたら、更に次のセクタを調査するといったように、欠陥セクタが連続している時は、期待される物理アドレスと、ＰＤＬエントリＮＯを一つずつインクリメントして、期待される物理アドレスと、ＰＤＬエントリＮＯの指す物理アドレスとを比較し、一致しなくなるところまで続け、一致しなくなった時の物理アドレスが、ＰＤＬを考慮した物理アドレスとなる（図９参照）。
【０００８】
しかし、このような方法では、ＰＤＬに、連続した物理アドレスが登録されていた時、ＰＤＬの欠陥処理において、多大な時間を有してしまう。
【０００９】
また、これらの欠陥セクタはそれぞれテーブルとして用意されているため、それらを一まとめにし、物理アドレスの昇順に並べ、その物理アドレスごとに識別情報と、その同一欠陥の係数を保存した、新しいテーブルを用意して、それを用いて、ＬＢＡをＰＢＡに変換するものもある（特許文献１参照）。
【００１０】
このように、ＬＢＡをＰＢＡに変換する上で、従来の方法では、ＰＤＬのエントリがあまりに連続している場合に、ＰＢＡの変換に多大な時間を要するため、エントリテーブルの参照に時間を要するシステムにおいては、ＰＤＬの欠陥処理が処理時間のボトルネックとなり、処理が破綻してしまうことにもなりかねない。
【００１１】
【特許文献１】
特開平１１−１２６３３６号公報
【００１２】
【発明が解決しようとする課題】
上記のように、ホストコンピューター等から指定された要求ＬＢＡを実際のＰＢＡに変換する際にＰＤＬのエントリが連続している時の欠陥処理に多大な時間を要していた。
【００１３】
本発明は、上記従来の課題を解決しようとするもので、欠陥が連続している時のＬＢＡからＰＢＡへの変換処理時間を、あらゆる状態でも最適に短縮することを目的とする。
【００１４】
【課題を解決するための手段】
光ディスクの所定の領域に記録されている欠陥情報を読み出す読み出し手段と、
前記読み出し手段により読み出された欠陥情報を記憶する記憶手段と、
前記記憶手段により記憶された欠陥情報を用いて、指定された論理アドレスを物理アドレスに変換する制御を行う制御手段とを備え、
前記制御手段が、前記欠陥情報の欠陥物理アドレスと、ホストにより指定された論理アドレスを物理アドレスに変換した時の期待値とを比較し、一致しない時はその物理アドレスの期待値を返して終了し、一致した時はその物理アドレスの期待値をインクリメントした値と、一致した欠陥情報のアドレスの次にエントリされている欠陥アドレスと比較し、一致しなければその物理アドレスを返して終了し、一致した時はその物理アドレスの期待値を更にインクリメントした値と、欠陥情報のアドレスの更に次にエントリされている欠陥アドレスとを比較する処理を所定の数まで繰り返し、その後、登録されている欠陥情報から２分岐検索で欠陥エントリがとぎれるところ、すなわちホストから指定された論理アドレスの欠陥セクタを読み飛ばし、指定された論理アドレスから前記欠陥情報を考慮した物理アドレスを返すことで、欠陥セクタが連続して存在している時でも、欠陥セクタテーブルへのアクセスを最小限にし、高速にＬＢＡをＰＢＡに変換することができる。
【００１５】
ここで言う欠陥セクタは一般的に初期欠陥セクタ（ＰＤＬ：Ｐｒｉｍａｒｙ　Ｄｅｆｅｃｔ　Ｌｉｓｔ）と呼ばれ、交替先はその欠陥セクタの直後の有効なセクタとなっている。また、ホストからは連続した論理アドレスを指定することが多いため、欠陥セクタテーブルの何処を見れば、その要求されたＬＢＡの間近のエントリ番号を知ることができる。さらに、欠陥セクタテーブルに一致した時は、所定の回数まで物理アドレスの期待値をインクリメントして、欠陥セクタが連続しているかどうかを調査するため、一つだけ欠陥セクタがあるときは、欠陥セクタテーブルの参照が１回となり、例えば、１０００個以上欠陥セクタが続き、その後更に１０００個の欠陥セクタが存在する時でも、所定の回数だけ欠陥セクタが連続しているかどうかをインクリメントして調査し、その後はその一致している欠陥セクタエントリ番号から欠陥セクタエントリの最後までで２分岐で欠陥セクタが途切れるところを調べるため、（所定の回数）＋１１回となり（２の１１乗は２０４８）、インクリメントで行う場合の１０００かいよりも、はるかに欠陥セクタテーブルへのアクセスは減り、処理時間も大幅に軽減できる。
【００１６】
また、光ディスクの所定の領域に記録されている欠陥情報を読み出す読み出し手段と、
前記読み出し手段により読み出された欠陥情報を記憶する記憶手段と、
前記記憶手段により記憶された欠陥情報を用いて、指定された論理アドレスを物理アドレスに変換する制御を行う制御手段とを備え、前記記憶手段が、前記欠陥情報の欠陥物理アドレスの連続情報を付加することと、
前記制御手段が、前記欠陥情報の欠陥物理アドレスと指定された論理アドレスを、欠陥セクタを考慮せずに物理アドレスに変換した時の期待値と一致しない時はその物理アドレスを返して終了し、一致した時は前記連続情報を用いて、連続した数分加算した物理アドレスを返すことで、欠陥セクタが連続して存在している時でも、欠陥セクタテーブルへのアクセスを軽減し、高速にＬＢＡをＰＢＡに変換することができる。
【００１７】
また、光ディスクの所定の領域に記録されている欠陥情報を読み出す読み出し手段と、前記読み出し手段により読み出された欠陥情報を記憶する記憶手段と、前記記憶手段により記憶された欠陥情報を用いて、指定された論理アドレスを物理アドレスに変換する制御を行う制御手段とを備え、前記記憶手段が、前記欠陥情報の欠陥物理アドレスの連続数情報が、所定のサイズを超えた時は最大サイズを連続数情報として付加し、前記制御手段が前記欠陥情報の欠陥物理アドレスと指定された論理アドレスを物理アドレスに変換した時の期待値と一致しない時は、その物理アドレスの期待値を返して終了し、一致した時は前記連続数情報を用いて、連続数情報分加算した物理アドレスの期待値と、連続数情報分先の欠陥情報を比較することを所定の数まで繰り返し、一致しなくなったときの物理アドレスの期待値を返すことで、欠陥セクタが連続して存在している時でも、欠陥セクタテーブルへのアクセスを軽減し、高速にＬＢＡをＰＢＡに変換することができる。
【００１８】
また、この方法は欠陥セクタの連続数情報を制限しているため、連続数情報を保存する領域が小さくてすみ、例えば、欠陥セクタテーブルの内の空いている領域でも実現可能である。また、前記記憶手段の欠陥セクタエントリの連続数情報の準備は、光ディスク装置において、事前にしておくべき処理であるが、たとえ途中の状態であっても、前記制御手段が参照する段階で欠陥セクタエントリの連続数情報が初期値の時は従来のように１つずつインクリメントして調査するようにしておけば、従来のように１つずつインクリメントして連続数を調査するだけなので、光ディスク装置は時間的に余裕のあるときに、欠陥セクタエントリの連続数情報の準備をすることができ、光ディスクの初期読み書き読み出し時のアクセス開始までの時間の短縮にも貢献できる。
【００１９】
【発明の実施の形態】
以下、添付図面を参照して、本発明の実施の形態につき説明し、本発明の理解に供する。尚、以下の実施の形態は、本発明を具体化した一例であって、本発明の技術的範囲を限定する性格のものではない。
【００２０】
（実施の形態１）
図１は本発明の実施の形態１、２，３に係わる光ディスク装置のブロック図である。
【００２１】
１００は光ディスク装置であり、ホスト１２０からのデータ要求を受け、光ディスク１０１からデータを読み出し、ホスト１２０へ転送する。１０１は光ディスクであり、例えばガラスあるいはプラスティック等で形成された基板の表面に、金属被膜層がドーナツ型にコーティングされて構成され、スパイラル状のグルーブ及びランドの両方を用いてデータの記録されている。１０２はスピンドルモータであり、上記光ディスクを同心円方向に回転させる。１０３は光ピックアップモジュールであり、光ディスク１０１からデータをリード／ライトする。１０４はアクセス制御部であり、フォーカス制御、トラッキング制御及びスピンドル制御により光ピックアップモジュール１０３の動作を制御する。１０５は復調部であり、光ピックアップモジュール１０３からの信号を２値化し、有効データへ復調する。１０６はバッファメモリであり、例えば半導体メモリ等で構成され、復調部１０５により変換されたデータを格納している。１０７はエラー訂正部であり、バッファメモリ１０６のデータのエラー訂正処理を行う。１０８はＥＣＣエンコーディング部であり、ホスト１２０から送られてきたデータのＥＣＣ部をエンコードする。１０９は変調部であり、ＥＣＣエンコード部１０８によりエンコードされたデータを変調する。１１０は記録／再生／消去波形生成部であり、変調部１０９により変調されたデータから光ディスク１０１に記録／再生／消去するための信号を生成する。１１１はホストＩＦ部であり、ホスト１２０からの要求を受信し制御部に伝え、制御部の指示により光ディスク１０１から読み出されたデータをバッファメモリ１０６からホスト１２０へ転送、及び、ホストからのデータをバッファメモリ１０６へ転送する。１１２は制御部であり、光ディスク装置、すなわち上記のブロック全体を制御する。１１３は制御メモリであり、制御部１１２が１２０はホストであり、ドライブ装置１００へ光ディスク１０１のデータリード／ライト要求を行う。
【００２２】
ホストが光ディスク装置に対してデータリード要求をした時、まずその内容をホストＩＦ部受信し、制御部に伝える。制御部は、アクセス制御部を使ってスピンドルモータと光ピックアップモジュールを制御し、光ディスクから、ホストの要求しているデータを読み出す。復調部で読み出された信号を復調し、バッファメモリに格納する。エラー訂正部によりデータのエラー訂正処理を行い、ホストＩＦ部でホストへ要求データを転送する。
【００２３】
次に、図２と図３を用いて、初期欠陥セクタと、データを読み書きしてはいけない領域であるガードエリアの例について説明する。図２に示すように物理アドレスＰＢＡと論理アドレスは一般的に一致していない。まず、ＰＤＬと呼ばれる初期フォーマット時に読み書き不可能と判定されたものはＰＤＬにその物理アドレスがエントリされる。そしてその次に読み書き可能となるセクタに論理アドレスが割り当てられる。さらに、例えばＤＶＤ−ＲＡＭのように、ゾーンニングされた光ディスクにはガードエリアと呼ばれる、論理アドレスが振り分けられない領域がある。図２を例にとると、ＰＢＡ２、４、５、１００〜１４９、１５２〜２４８がデータを読み書きできない領域として、論理アドレスを振り分けられない。
【００２４】
ガードエリア領域のＰＢＡは事前にメディア種別によって知ることができるため、各ゾーンの先頭物理アドレスは事前にすることができ、さらに、各ゾーンの先頭論理アドレス、つまり、ゾーン０の場合ＬＢＡが０、ゾーン１の場合はＬＢＡが９１という情報もＤＤＳ（Ｄｉｓｃ　Ｄｅｆｉｎｉｔｏｎ　Ｓｔｒｕｃｔｕｒｅ）と呼ばれる領域、ＰＤＬと同様に光ディスクに記録されている。
【００２５】
次に、このような構成において、本実施例における論理アドレスから物理アドレスへの変換に係る初期欠陥処理のフローを図４、５を用いて、詳細に説明する。ホストからリードライト要求を論理アドレスで指定してくる。これを要求ＬＢＡとする。
【００２６】
ステップ４０１は、ターゲットの論理アドレスが、ホストがリード／ライトの要求してきたデータの先頭ＬＢＡかどうかを判定するステップである。ステップ４０２は、ステップ４０１によりターゲットのＬＢＡがホストの要求してきたデータの先頭ＬＢＡと一致した時に、図５のフローにしたがって、ターゲットＬＢＡの期待値ＰＢＡを求め、さらに、その期待値ＰＢＡに最も近く、期待値ＰＢＡ以上のＰＤＬエントリのエントリＮＯを「ＰＤＬエントリポインタ」に代入するステップである。ステップ４０３は、前回の初期欠陥処理により求められた期待値ＰＢＡをインクリメントするステップである。ステップ４０４は、Ｘ，Ｙという変数にそれぞれＰＤＬエントリポインタ、期待値ＰＢＡを代入し、カウンタという変数に０を代入するステップである。ステップ４０５は、Ｘ、つまりＰＤＬのエントリＮＯが指す欠陥セクタのＰＢＡが、Ｙ、つまりそのＰＢＡが欠陥セクタでないときに期待される期待値ＰＢＡと一致しているかどうか調べるステップである。ステップ４０６は、Ｘ、Ｙ、カウンタと呼ばれる各種変数をそれぞれインクリメントするステップである。ステップ４０７は、カウンタが、事前に決めることができる所定の数より大きかどうかを調べるステップである。ステップ４０８は、所定の数の回数だけ、ステップ４０６，４０７，４０８を実行した後、それでもＸの指す欠陥セクタＰＢＡとば一致しつづけたとき、図６のフローに従って、残り何処まで欠陥セクタが連続しているかを調査し、欠陥セクタの連続数分、期待値ＰＢＡに追加し、欠陥セクタの連続が途切れた直後のＰＤＬエントリＮＯを、Ｙに代入するステップである。ステップ４０９は、ステップ４０５によりＸの指す欠陥セクタＰＢＡとＹが一致しなかった時と、ステップ４０８により、ＸとＹを更新された後とに、ＸとＹをそれぞれ、期待値ＰＢＡとＰＤＬエントリポインタに代入するステップである。ステップ４１０は、ターゲットとなっているＬＢＡを初期欠陥セクタを考慮したＰＢＡとそ手、期待値ＰＢＡを設定するステップである。また、ステップ４０２について、図５のフローを用いて詳細に説明する。ステップ５０１は、ターゲットとなるホストからの要求ＬＢＡが、光ディスク上のどのゾーンに存在するかを調査するステップである。ステップ５０２は、ステップ５０１により求めたゾーンの、先頭ＬＢＡとＰＢＡを取得し、変数ＴＯＰＬＢＡ、ＴＯＰＰＢＡに代入するステップである。ステップ５０３は、ターゲットＬＢＡである要求ＬＢＡからＴＯＰＬＢＡを引いて、その差を変数ＯＦＦＳＥＴに代入するステップである。ステップ５０４は、ＴＯＰＰＢＡにＯＦＦＳＥＴを足して、変数ＢＴＭＰＢＡに代入するステップである。ステップ５０５は、事前に光ディスクから取得したＰＤＬを参照して、ＢＴＭＰＢＡからＴＯＰＰＢＡ間の欠陥セクタ数を数えて、変数ＣＯＵＮＴに代入するステップである。ステップ５０６は、ステップ５０５で算出した変数ＣＯＵＮＴが０かどうか調査するステップである。ステップ５０７は、ＴＯＰＬＢＡにＢＴＭＬＢＡを代入し、ＢＴＭＰＢＡにＣＯＵＮＴを足すステップである。ステップ５０８は、ステップ５０７によりＣＯＵＮＴが０になったときに、期待値ＰＢＡにＢＴＭＰＢＡを代入するステップである。ステップ５０９は、ステップ５０８から算出した期待値ＰＢＡから、期待値ＰＢＡに最も近く、かつ、期待値ＰＢＡ以上のＰＤＬエントリアドレスであるＰＤＬエントリＮＯをＰＤＬエントリポインタに代入するステップである。ステップ５１０は、ステップ５０８，５０９により求めた、期待値ＰＢＡとＰＤＬエントリポインタを返すステップである。
【００２７】
また、ステップ４０８について、図６のフローを用いて詳細に説明する。ステップ６０１は、変数ＴＯＰにＸを代入し、事前に光ディスクから取得したＤＤＳからＰＤＬエントリの最終エントリＮＯを取得し、変数ＢＴＭに代入するステップである。ステップ６０２は、ＴＯＰとＢＴＭを足したものを２で割った値の整数部分を、変数ＭＩＤに代入するステップである。ステップ６０３は、ＴＯＰとＭＩＤが一致したかどうか調査するステップである。ステップ６０４は、ＭＩＤが指す欠陥ＰＢＡと、ＴＯＰが指す欠陥ＰＢＡの差が、ＭＩＤとＴＯＰの差と一致しているか調べるステップである。ステップ６０５は、ＴＯＰにＭＩＤを代入するステップである。ステップ６０６は、ＢＴＭにＭＩＤを代入するステップである。ステップ６０７は、ステップ６０４によりＴＯＰとＭＩＤが一致しなかった時に、ＹにＴＯＰの指す欠陥ＰＢＡ＋１を代入し、ＸにＢＴＭを代入するステップである。
【００２８】
以上のように、本発明においては、ホストにより指定された論理アドレスを物理アドレスに変換した時の期待値と、ＰＤＬのうちまさにその可能性のある欠陥物理アドレスと、を比較し、一致しない時はその物理アドレスの期待値を返して終了し、一致した時はその物理アドレスの期待値をインクリメントした値と、一致した欠陥情報のアドレスの次にエントリされている欠陥アドレスと比較し、一致しなければその物理アドレスを返して終了し、一致した時はその物理アドレスの期待値を更にインクリメントした値と、欠陥情報のアドレスの更に次にエントリされている欠陥アドレスとを比較する処理を所定の数まで繰り返し、その後、登録されている欠陥情報から２分岐検索で欠陥エントリがとぎれるところ、すなわちホストから指定された論理アドレスの欠陥セクタを読み飛ばし、指定された論理アドレスから前記欠陥情報を考慮した物理アドレスを返すことで、欠陥セクタが連続して存在している時でも、欠陥セクタテーブルへのアクセスを最小限にし、高速にＬＢＡをＰＢＡに変換することができる（図１０参照）。
【００２９】
（実施の形態２）
実施の形態１と同様のブロック構成において、制御部がもつ光ディスクから欠陥情報読み出し手段により初期欠陥情報であるＰＤＬを取得し、制御メモリにＰＤＬを記憶する。光ディスクの状態が図２の場合を例にとり説明する。制御メモリに記憶されたばかりのＰＤＬを図３に示す。ＰＤＬにある欠陥アドレスを元に連続数を調査し、その連続数情報を制御メモリに追記する。追記され状態を図７に示す。
【００３０】
次に、ターゲットとなる論理アドレスを物理アドレスに変換する際に、期待される物理アドレスが制御メモリ内のＰＤＬにエントリされているか調査し、エントリされていた場合、そのエントリの連続情報を、期待される物理アドレスに追加したものが、ターゲット論理アドレスを欠陥処理後の物理アドレスに変換したものとなる。
【００３１】
以上のように、本発明においては、制御メモリに欠陥情報を記憶する時に、欠陥アドレスの連続数情報を事前に求めておくため、ホストにより指定された論理アドレスを物理アドレスに変換した時の期待値と、ＰＤＬのうちまさにその可能性のある欠陥物理アドレスと、を比較し、一致しない時はその物理アドレスの期待値を返して終了し、一致した時はその物理アドレスの期待値に、その欠陥セクタの連続数情報を足せば、これが欠陥情報を考慮した物理アドレスとなるため、欠陥セクタが連続して存在している時でも、欠陥セクタテーブルへのアクセスを大きく軽減し、高速にＬＢＡをＰＢＡに変換することができる。
【００３２】
（実施の形態３）
実施の形態１と同様のブロック構成において、制御部がもつ光ディスクから欠陥情報読み出し手段により初期欠陥情報であるＰＤＬを取得し、制御メモリにＰＤＬを記憶する。実施の形態２と同様に、光ディスクの状態が図２の場合を例にとり説明する。制御メモリに記憶されたばかりのＰＤＬを図３に示す。ＰＤＬにある欠陥アドレスを元に連続数を調査し、その連続数情報を制御メモリに追記する。ただし、連続数情報が所定の連続数情報最大値を超えた場合が、連続数情報最大値を追記する。追記され状態を図８に示す。
【００３３】
次に、ターゲットとなる論理アドレスを物理アドレスに変換する際に、期待される物理アドレスが制御メモリ内のＰＤＬにエントリされているか調査し、エントリされていた場合、そのエントリの連続情報を、期待される物理アドレスに追加したものが、新しく期待される物理アドレスとなる。再びその期待される物理アドレスが制御メモリ内のＰＤＬにエントリされているか調査し、エントリされていた場合、そのエントリの連続情報を、期待される物理アドレスに追加したものが、更に新しく期待される物理アドレスとなる。この処理を、連続数情報が０となるまで繰り返し、０となったときの期待される物理アドレスが、ターゲット論理アドレスを欠陥処理後の物理アドレスに変換したものとなる。
【００３４】
以上のように、本発明においては、制御メモリに欠陥情報を記憶する時に、欠陥アドレスの連続数情報を事前に求めておくため、ホストにより指定された論理アドレスを物理アドレスに変換した時の期待値と、ＰＤＬのうちまさにその可能性のある欠陥物理アドレスと、を比較し、一致しない時はその物理アドレスの期待値を返して終了し、一致した時はその物理アドレスの期待値に、その欠陥セクタの連続数情報を足せば、これが欠陥情報を考慮した物理アドレスとなるため、欠陥セクタが連続して存在している時でも、欠陥セクタテーブルへのアクセスを大きく軽減し、高速にＬＢＡをＰＢＡに変換することができる。
【００３５】
また、前記記憶手段の欠陥セクタエントリの連続数情報の準備は、光ディスク装置において、事前にしておくべき処理であるが、たとえ途中の状態であっても、前記制御手段が参照する段階で欠陥セクタエントリの連続数情報が初期値の時は従来のように１つずつインクリメントして調査するようにしておけば、従来のように１つずつインクリメントして連続数を調査するだけなので、光ディスク装置は時間的に余裕のあるときに、欠陥セクタエントリの連続数情報の準備をすることができ、光ディスクの初期読み書き読み出し時のアクセス開始までの時間の短縮にも貢献できる。
【００３６】
【発明の効果】
以上のように本発明により、光ディスクの所定の領域に記録されている欠陥情報を読み出す読み出し手段と、前記読み出し手段により読み出された欠陥情報を記憶する記憶手段と、前記記憶手段により記憶された欠陥情報を用いて、指定された論理アドレスを物理アドレスに変換する制御を行う制御手段とを備えた光ディスク装置において、初期欠陥処理が、欠陥情報の欠陥物理アドレスと、ホストにより指定された論理アドレスを物理アドレスに変換した時の期待値とを比較し、一致しない時はその物理アドレスの期待値を返して終了し、一致した時はその物理アドレスの期待値をインクリメントした値と、一致した欠陥情報のアドレスの次にエントリされている欠陥アドレスと比較し、一致しなければその物理アドレスを返して終了し、一致した時はその物理アドレスの期待値を更にインクリメントした値と、欠陥情報のアドレスの更に次にエントリされている欠陥アドレスとを比較する処理を所定の数まで繰り返し、その後、登録されている欠陥情報から２分岐検索で欠陥エントリがとぎれるところ、すなわちホストから指定された論理アドレスの欠陥セクタを読み飛ばし、指定された論理アドレスから前記欠陥情報を考慮した物理アドレスを返すことで、欠陥セクタが連続して存在している時でも、欠陥セクタテーブルへのアクセスを最小限にし、高速にＬＢＡをＰＢＡに変換することができる。
【００３７】
また、欠陥情報の欠陥物理アドレスの連続情報を付加することと、前記制御手段が、前記欠陥情報の欠陥物理アドレスと指定された論理アドレスを、欠陥セクタを考慮せずに物理アドレスに変換した時の期待値と一致しない時はその物理アドレスを返して終了し、一致した時は前記連続情報を用いて、連続した数分加算した物理アドレスを返すことで、欠陥セクタが連続して存在している時でも、欠陥セクタテーブルへのアクセスを軽減し、高速にＬＢＡをＰＢＡに変換することができる。また、前記記憶手段の欠陥セクタエントリの連続数情報の準備は、光ディスク装置において、事前にしておくべき処理であるが、たとえ途中の状態であっても、前記制御手段が参照する段階で欠陥セクタエントリの連続数情報が初期値の時は従来のように１つずつインクリメントして調査するようにしておけば、従来のように１つずつインクリメントして連続数を調査するだけなので、光ディスク装置は時間的に余裕のあるときに、欠陥セクタエントリの連続数情報の準備をすることができ、光ディスクの初期読み書き読み出し時のアクセス開始までの時間の短縮にも貢献できる。
【００３８】
さらに、前記記憶手段が、前記欠陥情報の欠陥物理アドレスの連続数情報が、所定のサイズを超えた時は最大サイズを連続数情報として付加し、前記制御手段が前記欠陥情報の欠陥物理アドレスと指定された論理アドレスを物理アドレスに変換した時の期待値と一致しない時は、その物理アドレスの期待値を返して終了し、一致した時は前記連続数情報を用いて、連続数情報分加算した物理アドレスの期待値と、連続数情報分先の欠陥情報を比較することを所定の数まで繰り返し、一致しなくなったときの物理アドレスの期待値を返すことで、欠陥セクタが連続して存在している時でも、欠陥セクタテーブルへのアクセスを軽減し、高速にＬＢＡをＰＢＡに変換することができる。
【００３９】
また、この方法は欠陥セクタの連続数情報を制限しているため、連続数情報を保存する領域が小さくてすみ、例えば、欠陥セクタテーブルの内の空いている領域でも実現可能である。
【００４０】
また、欠陥セクタエントリの連続数情報の準備は、光ディスク装置の都合のいい時に、設定することができ、光ディスクの初期読み書き読み出し時のアクセス開始までの時間の短縮にも貢献できる。
【００４１】
このように、欠陥セクタが連続していないことが多く、かつ、連続する時はその連続数が大きいことが多い初期欠陥における欠陥処理において、もっとも最適な処理を提供できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の実施の形態における光ディスク装置の構成ブロック図
【図２】ゾーンニングされた光ディスクのＰＢＡとＬＢＡの対比図
【図３】図２の光ディスクにおけるＰＤＬを示す図
【図４】図１の光ディスク装置における欠陥処理プログラムのフローチャート
【図５】図４フローチャートにおける、ＰＤＬエントリポインタと期待値ＰＢＡの算出するプログラムのフローチャート
【図６】図４フローチャートにおける、２分岐検索処理プログラムのフローチャート
【図７】本発明の実施の形態２における、ＰＤＬエントリが図３であるときの連続数情報を示す図
【図８】本発明の実施の形態３における、ＰＤＬエントリが図３であるときの連続数情報を示す図
【図９】従来の欠陥処理を示す図
【図１０】本発明の実施の形態における欠陥処理を示す図
【符号の説明】
１００　光ディスク装置
１０１　光ディスク
１０２　スピンドルモータ
１０３　光ピックモジュール
１０４　アクセス制御部
１０５　復調部
１０６　バッファメモリ
１０７　エラー訂正部
１０８　ＥＣＣエンコード部
１０９　変調部
１１０　記録／再生／消去波形生成部
１１１　ホストＩＦ
１１２　制御部
１１３　制御メモリ
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４】
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【図５】
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【図６】
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【図７】
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【図８】
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【図９】
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【図１０】
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