(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
光ディスク上のランドおよびグルーブをセクタ単位でアドレス指定可能な記録領域とし、これらの記録領域を上記セクタの複数個が連続するゾーンごとに区分して初期化する際、上記ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する、光ディスク装置であって、
上記ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を、書き換え可能な配給順データとして提示する媒体管理テーブル部と、
上記媒体管理テーブル部に示される配給順データに従い、上記ゾーンの各々に論理アドレスを配給しながら初期化を行う一方、その際にアドレス指定できない欠陥セクタを検出するフォーマット部と、
上記フォーマット部により検出された上記欠陥セクタの少ないものから昇順となるように、上記ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を変更し、それに応じて上記媒体管理テーブル部の配給順データを書き換える一方、変更後の配給順データを上記光ディスクに書き込むアドレス配給順変更部と、
を有することを特徴とする、光ディスク装置。
【請求項２】
光ディスク上のランドおよびグルーブをセクタ単位でアドレス指定可能な記録領域とし、これらの記録領域を上記セクタの複数個が連続するゾーンごとに区分して初期化する際、上記ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する、光ディスク装置であって、
上記ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を、書き換え可能な配給順データとして提示する媒体管理テーブル部と、
上記媒体管理テーブル部に示される配給順データに従い、上記ゾーンの各々に論理アドレスを配給しながら初期化を行う一方、その初期化に要したリトライ回数を計数するフォーマット部と、
上記フォーマット部により計数された上記リトライ回数の少ないものから昇順となるように、上記ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を変更し、それに応じて上記媒体管理テーブル部の配給順データを書き換える一方、変更後の配給順データを上記光ディスクに書き込むアドレス配給順変更部と、
を有することを特徴とする、光ディスク装置。
【請求項３】
上記フォーマット部は、上記記録領域の外周側と内周側とのうち、一方側から他方側に向けて上記ゾーンを形成しつつ、各ゾーン内で上記ランドとグルーブとが交互にアドレス指定されるようにそれぞれに対して論理アドレスを配給し、上記アドレス配給順変更部は、上記ゾーンのうち、最も上記一方側に位置するゾーンに含まれる上記ランドとグルーブとのうち上記欠陥セクタの少ない方から論理アドレスの配給を開始させる、請求項１に記載の光ディスク装置。
【請求項４】
上記フォーマット部は、上記記録領域の外周側と内周側とのうち、一方側から他方側に向けて上記ゾーンを形成しつつ、各ゾーン内で上記ランドとグルーブとが各々一括してアドレス指定されるようにそれぞれに対して論理アドレスを配給し、上記アドレス配給順変更部は、上記ゾーンのうち、最も上記一方側に位置するゾーンに含まれる上記ランドとグルーブとのうち上記欠陥セクタの少ない方から論理アドレスの配給を開始させる、請求項１に記載の光ディスク装置。
【請求項５】
上記アドレス配給順変更部は、上記欠陥セクタが規定数を超えるゾーンがある場合、そのゾーンに対して論理アドレスを配給しないものとする、請求項１に記載の光ディスク装置。
【請求項６】
上記フォーマット部に初期化を要求するホストからの通知により、上記欠陥セクタの規定数が設定される、請求項５に記載の光ディスク装置。
【請求項７】
上記フォーマット部は、上記記録領域の外周側と内周側とのうち、一方側から他方側に向けて上記ゾーンを形成しつつ、各ゾーン内で上記ランドとグルーブとが交互にアドレス指定されるようにそれぞれに対して論理アドレスを配給し、上記アドレス配給順変更部は、上記ゾーンのうち、最も上記一方側に位置するゾーンに含まれる上記ランドとグルーブとのうち上記リトライ回数の少ない方から論理アドレスの配給を開始させる、請求項２に記載の光ディスク装置。
【請求項８】
上記フォーマット部は、当初、上記記録領域の外周側と内周側とのうち、一方側から他方側に向けて上記ゾーンを形成しつつ、各ゾーン内で上記ランドとグルーブとが各々一括してアドレス指定されるようにそれぞれに対して論理アドレスを配給し、上記アドレス配給順変更部は、上記ゾーンのうち、最も上記一方側に位置するゾーンに含まれる上記ランドとグルーブとのうち上記リトライ回数の少ない方から論理アドレスの配給を開始させる、請求項２に記載の光ディスク装置。
【請求項９】
上記アドレス配給順変更部は、上記リトライ回数が規定数を超えるゾーンがある場合、そのゾーンに対して論理アドレスを配給しないものとする、請求項２に記載の光ディスク装置。
【請求項１０】
上記フォーマット部に初期化を要求するホストからの通知により、上記リトライ回数の規定数が設定される、請求項９に記載の光ディスク装置。
【請求項１１】
光ディスク上のランドおよびグルーブをセクタ単位でアドレス指定可能な記録領域とし、これらの記録領域を上記セクタの複数個が連続するゾーンごとに区分して初期化する際、上記ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する、光ディスクのフォーマット方法であって、
上記ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を、書き換え可能な配給順データとして媒体管理テーブル部に提示させるステップと、
上記媒体管理テーブル部に示される配給順データに従い、上記ゾーンの各々に論理アドレスを配給しながら初期化を行う一方、その際にアドレス指定できない欠陥セクタを検出するフォーマットステップと、
上記フォーマットステップにより検出された上記欠陥セクタの少ないものから昇順となるように、上記ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を変更し、それに応じて上記媒体管理テーブル部の配給順データを書き換える一方、変更後の配給順データを上記光ディスクに書き込むアドレス配給順変更ステップと、
を含むことを特徴とする、光ディスクのフォーマット方法。
【請求項１２】
光ディスク上のランドおよびグルーブをセクタ単位でアドレス指定可能な記録領域とし、これらの記録領域を上記セクタの複数個が連続するゾーンごとに区分して初期化する際、上記ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する、光ディスクのフォーマット方法であって、
上記ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を、書き換え可能な配給順データとして媒体管理テーブル部に提示させるステップと、
上記媒体管理テーブル部に示される配給順データに従い、上記ゾーンの各々に論理アドレスを配給しながら初期化を行う一方、その初期化に要したリトライ回数を計数するフォーマットステップと、
上記フォーマットステップにより計数された上記リトライ回数の少ないものから昇順となるように、上記ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を変更し、それに応じて上記媒体管理テーブル部の配給順データを書き換える一方、変更後の配給順データを上記光ディスクに書き込むアドレス配給順変更ステップと、
を含むことを特徴とする、光ディスクのフォーマット方法。
【請求項１３】
ランドおよびグルーブをセクタ単位でアドレス指定可能な記録領域として有し、これらの記録領域を上記セクタの複数個が連続するゾーンごとに区分して初期化され、その際、上記ゾーンの各々に対して論理アドレスが配給される、光ディスクであって、
上記ゾーンの各々に対して論理アドレスが配給される順を、書き換え可能な配給順データとして上記記録領域とは別領域に有し、初期化に際してアドレス指定できない欠陥セクタの少ないものから昇順となるように、上記配給順データが書き換えられることを特徴とする、光ディスク。
【請求項１４】
ランドおよびグルーブをセクタ単位でアドレス指定可能な記録領域として有し、これらの記録領域を上記セクタの複数個が連続するゾーンごとに区分して初期化され、その際、上記ゾーンの各々に対して論理アドレスが配給される、光ディスクであって、
上記ゾーンの各々に対して論理アドレスが配給される順を、書き換え可能な配給順データとして上記記録領域とは別領域に有し、初期化に際してそれに要したリトライ回数の少ないものから昇順となるように、上記配給順データが書き換えられることを特徴とする、光ディスク。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【技術分野】
本発明は、たとえば光磁気ディスクを物理フォーマットするための光ディスク装置、その際の光ディスクのフォーマット方法、および物理フォーマットの対象そのものとなる光ディスクに関する。
【０００２】
【背景技術】
図１５の従来例に示す光磁気ディスクＡは、データを記録するための多数のランドおよびグルーブを有し、これらを円周方向所定角度ごとに概念的に区画することで、アドレス指定可能な多数のセクタを有する。また、光磁気ディスクＡは、物理フォーマットによりセクタの複数個が連続するゾーンごとに概念的に区分される。ゾーン数は、光磁気ディスクの容量や種類により異なる。たとえば、６４０ＭＢの光磁気ディスクでは、１１区分のゾーンに分けられ、１．３ＧＢの光磁気ディスクでは、図１６に示すように１８区分のゾーンに分けられる。なお、ランドやグルーブ、セクタについては図示しないが、実際にランドやグルーブは、螺旋状に形成されることが多い。
【０００３】
光磁気ディスクＡの各ゾーンには、物理フォーマットの際に論理アドレスが配給される。論理アドレスの配給順は、光磁気ディスクＡの内周側から外周側に向けて、あるいはその逆に外周側から内周側に向かう順とすることが規格により定められている。たとえば、２３０ＭＢ、５４０ＭＢ、６４０ＭＢの光磁気ディスクでは、最内周ゾーンから最外周ゾーンの順に論理アドレスが配給される。一方、１．３ＧＢの光磁気ディスクでは、図１６に示すように、最外周ゾーンから最内周ゾーンの順に論理アドレスが配給される。このように、論理アドレスの配給順は、光磁気ディスクの容量や種類に応じて規定されているため、任意に変更することはできない。
【０００４】
次に、ホストＣから光磁気ディスクＡに対してデータの書き込みが指示された場合の一連の動作手順を説明する。図１５の記録再生装置Ｂは、光磁気ディスクＡのローディングを行うと、媒体種別獲得部１００により光磁気ディスクＡに予め書き込まれた媒体管理情報Ａ１を読み込み、ディスクの種類を認識する。
【０００５】
アドレス変換部１１０は、予め規格に従いディスクの種類ごとに規定された論理アドレスの配給順データを媒体管理テーブル部１２０から読み出し、これを参照して各ゾーンについての論理アドレスの順を求める。たとえば、ディスクの種類が２３０ＭＢ、５４０ＭＢ、６４０ＭＢの光磁気ディスクの場合、アドレス変換部１１０は、最内周ゾーンから最外周ゾーンの順に論理アドレスが配給されているものと認識する。一方、ディスクの種類が１．３ＧＢの光磁気ディスクの場合、アドレス変換部１１０は、最外周ゾーンから最内周ゾーンの順に論理アドレスが配給されているものと認識する。
【０００６】
さらに、アドレス変換部１１０は、ホストＣから論理アドレスが指定されると、ディスクの種類ごとに定められた各ゾーンのセクタ数情報を媒体管理テーブル部１２０から読み出し、これを参照して暫定的に物理アドレスを求める。この暫定的な物理アドレスは、光磁気ディスクＡの各ゾーンに欠陥セクタが存在しない場合、あるいは物理アドレスを求める過程で欠陥セクタがアドレス指定に影響を与えない場合、そのまま正しいアドレスとして取り扱われる。アドレス変換部１１０は、媒体管理情報Ａ１に含まれる後述のＰＤＬ（Primary Defect List）とＳＤＬ（Secondary Defect List）とを参照し、暫定的に求めた物理アドレスに影響があるか否かを判断する。
【０００７】
ここで、図１８と比較して図１９に示すように、光磁気ディスクＡの物理フォーマット時にあるゾーンで欠陥セクタが検出されると、その欠陥セクタを飛ばして初期化データが記録される。そして、欠陥セクタが存在するゾーンは、本来のセクタ数とすべく交代用のセクタが存在するスペアゾーンまで広げられ、その欠陥セクタの物理アドレスが媒体管理情報Ａ１に記録されて管理される。このように、欠陥セクタを飛ばして論理アドレスを配給できる欠陥を第１欠陥と呼び、第１欠陥に該当する欠陥セクタの物理アドレスの集合をＰＤＬと呼ぶ。
【０００８】
一方、図１８と比較して図２０に示すように、データの書き込み時にあるゾーンで欠陥セクタが検出されると、その欠陥セクタに代えてスペアゾーンのセクタにデータが記録される。そして、欠陥セクタの物理アドレスと交代先のセクタの物理アドレスとが媒体管理情報Ａ１に記録されてアドレス変換可能とされる。このように、交代先のセクタがアドレス変換により指定される欠陥を第２欠陥と呼び、第２欠陥に該当する欠陥セクタの物理アドレスの集合をＳＤＬと呼ぶ。
【０００９】
つまり、光磁気ディスクＡに第１欠陥が存在する場合、アドレス変換部１１０は、ＰＤＬを参照することで第１欠陥の個数に応じてアドレスをずらして物理アドレスを求める。また、第２欠陥が存在して暫定的に求めた物理アドレスがＳＤＬに含まれる場合、アドレス変換部１１０は、そのＳＤＬを参照することで交代先の物理アドレスを求める。このようにしてアドレス変換部１１０は、ホストＣから指示された論理アドレスを正しい物理アドレスに変換する。
【００１０】
そして、ホストＣからアドレス指定を伴って転送されたデータは、記録再生装置Ｂの図示しないデータバッファに一旦格納される。データ読み書き部１４０は、アドレス変換部１１０で求めた物理アドレスを手がかりにデータの書き込みを行う。データの書き込みが終了すると、データ読み書き部１４０は、ホストＣに動作の終了を報告する。このようなデータの書き込みは、ホストＣから指示されたブロック数分だけ実施される。
【００１１】
次に、光磁気ディスクＡに対するアクセスについて説明する。一般に、ファイル管理機能を備えたＯＳ（Operating System）に基づき動作するホストＣは、記録再生装置Ｂを介して光磁気ディスクＡ内のファイルの配置場所を管理する。そのため、光磁気ディスクＡの論理アドレスが配給されたゾーンの先頭付近には、ファイルの配置場所を示すファイル管理情報Ａ２が記録される。光磁気ディスクＡに対してファイルの読み出し、作成、変更、削除を実行する際には、ファイル管理情報Ａ２を参照してその内容が必ず更新されるので、光磁気ディスクＡのゾーンの先頭付近は、最も頻繁にアクセスされる領域であると言える。
【００１２】
光磁気ディスクＡに対してファイルを追加していく場合には、論理アドレスの小さい方から大きい方の昇順にファイルデータが書き込まれる。たとえば、２３０ＭＢ、５４０ＭＢ、６４０ＭＢの光磁気ディスクでは、内周側から外周側のゾーンの順に論理アドレスが配給されているので、内周側から外周側に向けてファイルデータが書き込まれていく。逆に、１．３ＧＢの光磁気ディスクでは、図１６に示すように、外周側から内周側のゾーンの順に論理アドレスが配給されているので、外周側から内周側に向けてファイルデータが書き込まれていく。
【００１３】
以上のように、光磁気ディスクＡにおいては、各ゾーンが均等にアクセスされることがほとんどなく、論理アドレスの最も小さいゾーンにアクセスが集中してデータが読み書きされる。
【００１４】
次に、光磁気ディスクＡを物理フォーマットする際の動作について説明する。記録再生装置Ｂは、光磁気ディスクＡのローディングを行うと、媒体種別獲得部１００により光磁気ディスクＡに予め書き込まれた媒体管理情報Ａ１を読み込み、ディスクの種類を認識する。そして、ホストＣから記録再生装置Ｂに対して物理フォーマットが指示されると、アドレス変換部１１０は、予め規格に従いディスクの種類ごとに規定された論理アドレスの配給順データや、各ゾーンの先頭と最終の物理アドレスを媒体管理テーブル部１２０から読み出し、これを参照して各ゾーンについての物理アドレスを求める。
【００１５】
物理フォーマット部１３０は、求めた各ゾーンの先頭アドレスから最終アドレスまでの範囲で、論理アドレスの小さいゾーンから大きいゾーンの順に初期化データを書き込む。初期化データの書き込み中にエラーが発生した場合には、リカバリ部１５０により初期化データの書き込みに関するリトライ処理が規定回数に達するまで実施される。規定回数のリトライ処理を実施しても正常終了しない欠陥セクタが存在する場合、その欠陥セクタの物理アドレスがＰＤＬとしてメモリ１６０に一旦格納される。以上のフォーマット処理は、全ゾーンの初期化すべきセクタに対して実施される。
【００１６】
フォーマット処理中に許容数を超える欠陥セクタが検出された場合、物理フォーマット部１３０は、フォーマット処理を中断してディスクエラーであることをホストＣに報告する。一方、欠陥セクタが許容数を超えない場合、物理フォーマット部１３０は、フォーマット処理中にメモリ１６０に格納したＰＤＬを最終的に光磁気ディスクＡの媒体管理情報Ａ１に書き込み、ホストＣに対して物理フォーマットが正常終了したことを報告する。以上が従来における物理フォーマットの処理手順である。
【００１７】
ところで、ホストＣから記録再生装置Ｂに対し、論理アドレスによるアドレス指定を伴ってデータの書き込みが指示された場合、アドレス変換部１１０は、指定された論理アドレスを物理アドレスに変換し、データを書き込むべき先頭と最終の物理アドレスを求め、さらに、アドレス指定された範囲内に欠陥セクタが存在するか否かを調べる。指定された範囲内に欠陥セクタが存在しない場合には、データを書き込むべき先頭アドレスから最終アドレスまで連続して、イレーズ／ライト／ベリファイといった処理がそれぞれ１回実施される。
【００１８】
ところが、指定された範囲内に欠陥セクタが存在する場合には、その欠陥セクタを飛ばしてデータを書き込まなければならないので、欠陥セクタで分断された領域の数だけイレーズ／ライト／ベリファイの処理が繰り返される。つまり、イレーズ／ライト／ベリファイの各処理が複数領域にわたって実施される結果、光磁気ディスクＡの回転待ちが発生するので、データの書き込み時間が長くなってしまう。
【００１９】
同様に、ホストＣから記録再生装置Ｂに対し、論理アドレスによるアドレス指定を伴ってデータの読み出しが指示された場合、アドレス変換部１１０は、指定された論理アドレスを物理アドレスに変換し、データを読み出す先頭と最終の物理アドレスを求め、さらに、アドレス指定された範囲内に欠陥セクタが存在するか否かを調べる。指定された範囲内に欠陥セクタが存在しない場合には、データを読み出す先頭アドレスから最終アドレスまで連続して、１回のリード処理が実施される。
【００２０】
ところが、指定された範囲内に欠陥セクタが存在する場合には、その欠陥セクタを飛ばしてデータを読み出さなければならないので、欠陥セクタで分断された領域の数だけリード処理が繰り返される。つまり、リード処理が複数領域にわたって実施される結果、光磁気ディスクＡの回転待ちが発生するので、データの読み出し時間が長くなってしまう。
【００２１】
そして、先述したように、論理アドレスの最も小さいゾーンには、ファイル管理情報Ａ２が存在し、ファイルを読み書きする際には、ファイル管理情報Ａ２を参照してその内容が必ず更新されるので、論理アドレスの最も小さいゾーンにアクセスが集中する。特に、このゾーンにおいて欠陥セクタが多いと、ホストＣからのファイルの書き込み指示や読み出し指示によるファイル管理情報Ａ２の更新に長時間を要し、ホストＣに対しての応答が遅くなるという問題があった。
【００２２】
また、ファイルを読み書きする際には、アドレス変換部１１０がホストＣから指定された論理アドレスを物理アドレスに変換するときに、媒体管理情報Ａ１内のＰＤＬとＳＤＬとを検索する。この検索処理は、記録再生装置Ｂ内の図示しない制御プログラムに基づいて実行される。ＰＤＬからは、必要に応じてアドレスをずらすセクタ数が求められ、ＳＤＬからは、交代先の物理アドレスが求められる。当然、欠陥セクタの個数が多いと、ＰＤＬ，ＳＤＬに登録されたアドレスが多岐にわたるので、検索処理が長時間に及ぶ。
【００２３】
制御プログラムに基づいて実行される検索処理が長時間となると、余分な回転待ちが発生してしまう。特に、最近のディスク回転速度の高速化された記録再生装置Ｂでは、ＰＤＬ，ＳＤＬの検索処理時間に比べてディスク１回転に要する時間が短くなってきているので、記録再生装置Ｂを使用する際にその処理性能の低下が顕著に現れる。
【００２４】
また、ホストＣから記録再生装置Ｂに対してデータの読み書きが指示され、そのデータの読み書きに失敗した場合には、リカバリ部１５０によりデータの読み書きに関するリトライ処理が実施される。リトライ処理を実施して正常に読み書きが終了した場合には、全く失敗のない場合に比べてリトライ処理に要した時間分だけ処理時間が長くなってしまう。最近の大容量化された光磁気ディスクＡでは、トラックピッチが狭くなる傾向にあるので、リトライ処理の確率が高く、その回数も増加する傾向にある。そのため、リトライ処理に要する時間や回数によって記録再生装置Ｂの性能が大きく左右されやすい。
【００２５】
上述したように、論理アドレスの最も小さいゾーンは、ファイル管理情報Ａ２が存在するために頻繁にアクセスされることが知られている。特に、このゾーンにおいてリトライ処理が多く発生すると、ホストＣからのファイルの書き込み指示や読み出し指示に対してホストＣへの応答が遅くなるという問題があった。
【００２６】
また、ランドとグルーブとが交互にアドレス指定されるように論理アドレスが配給された光磁気ディスクＡでは、論理アドレスの先頭がランドとグルーブのいずれから始まるとしても、データを読み書きする上ではどちらでも問題のない場合が多い。しかし、従来の光磁気ディスクＡでは、規格上、論理アドレスの最も小さいゾーンがランドかグルーブのいずれか一方として固定的に定められ、これを変更することはできなかった。
【００２７】
たとえば、グルーブよりもランドに多くの欠陥セクタが存在する場合、グルーブから論理アドレスを配給し始めるように変更すれば、ファイル管理情報Ａ２の参照更新によるアクセスを速めることができるが、規格上、ランドが論理アドレスの最も小さいゾーンとして規定されていると、ファイル管理情報Ａ２の参照更新によるアクセスを速めることができなかった。
【００２８】
また、大容量化の傾向にある光磁気ディスクＡについては、通常、ユーザが全容量を使い切るケースはほとんどなく、その全容量のうち一部しか使用しない場合が圧倒的に多いと言える。このように、ユーザにより使用量が限られるにもかかわらず、物理フォーマットする際には、全容量についてフォーマット処理が実施されていた。そのため、たとえば１．３ＧＢの光磁気ディスクについて、全容量を物理フォーマットするには、フォーマット処理に約１８分もの時間を要し、ユーザにとっては使い勝手が悪いという問題があった。
【００２９】
【発明の開示】
そこで、本発明の目的は、光ディスクを効率良くアクセスできるものとし、また、使い勝手の良いものとする、光ディスク装置、光ディスクのフォーマット方法、および光ディスクそのものを提供することにある。
【００３０】
【００３１】
【００３２】
本発明の第１の側面によれば、光ディスク上のランドおよびグルーブをセクタ単位でアドレス指定可能な記録領域とし、これらの記録領域をセクタの複数個が連続するゾーンごとに区分して初期化する際、ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する、光ディスク装置であって、ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を、書き換え可能な配給順データとして提示する媒体管理テーブル部と、媒体管理テーブル部に示される配給順データに従い、ゾーンの各々に論理アドレスを配給しながら初期化を行う一方、その際にアドレス指定できない欠陥セクタを検出するフォーマット部と、フォーマット部により検出された欠陥セクタの少ないものから昇順となるように、ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を変更し、それに応じて媒体管理テーブル部の配給順データを書き換える一方、変更後の配給順データを光ディスクに書き込むアドレス配給順変更部とを有することを特徴とする、光ディスク装置が提供される。
【００３３】
本発明の第２の側面によれば、光ディスク上のランドおよびグルーブをセクタ単位でアドレス指定可能な記録領域とし、これらの記録領域をセクタの複数個が連続するゾーンごとに区分して初期化する際、ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する、光ディスク装置であって、ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を、書き換え可能な配給順データとして提示する媒体管理テーブル部と、媒体管理テーブル部に示される配給順データに従い、ゾーンの各々に論理アドレスを配給しながら初期化を行う一方、その初期化に要したリトライ回数を計数するフォーマット部と、フォーマット部により計数されたリトライ回数の少ないものから昇順となるように、ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を変更し、それに応じて媒体管理テーブル部の配給順データを書き換える一方、変更後の配給順データを光ディスクに書き込むアドレス配給順変更部とを有することを特徴とする、光ディスク装置が提供される。
【００３４】
好ましい実施の形態としては、フォーマット部は、記録領域の外周側と内周側とのうち、一方側から他方側に向けてゾーンを形成しつつ、各ゾーン内でランドとグルーブとが交互にアドレス指定されるようにそれぞれに対して論理アドレスを配給し、アドレス配給順変更部は、ゾーンのうち、最も一方側に位置するゾーンに含まれるランドとグルーブとのうち欠陥セクタの少ない方から論理アドレスの配給を開始させる。
【００３５】
他の好ましい実施の形態としては、フォーマット部は、記録領域の外周側と内周側とのうち、一方側から他方側に向けてゾーンを形成しつつ、各ゾーン内でランドとグルーブとが各々一括してアドレス指定されるようにそれぞれに対して論理アドレスを配給し、アドレス配給順変更部は、ゾーンのうち、最も一方側に位置するゾーンに含まれるランドとグルーブとのうち欠陥セクタの少ない方から論理アドレスの配給を開始させる。
【００３６】
他の好ましい実施の形態としては、アドレス配給順変更部は、欠陥セクタが規定数を超えるゾーンがある場合、そのゾーンに対して論理アドレスを配給しないものとする。
【００３７】
他の好ましい実施の形態としては、フォーマット部に初期化を要求するホストからの通知により、欠陥セクタの規定数が設定される。
【００３８】
他の好ましい実施の形態としては、フォーマット部は、記録領域の外周側と内周側とのうち、一方側から他方側に向けてゾーンを形成しつつ、各ゾーン内でランドとグルーブとが交互にアドレス指定されるようにそれぞれに対して論理アドレスを配給し、アドレス配給順変更部は、ゾーンのうち、最も一方側に位置するゾーンに含まれるランドとグルーブとのうちリトライ回数の少ない方から論理アドレスの配給を開始させる。
【００３９】
他の好ましい実施の形態としては、フォーマット部は、当初、記録領域の外周側と内周側とのうち、一方側から他方側に向けてゾーンを形成しつつ、各ゾーン内でランドとグルーブとが各々一括してアドレス指定されるようにそれぞれに対して論理アドレスを配給し、アドレス配給順変更部は、ゾーンのうち、最も一方側に位置するゾーンに含まれるランドとグルーブとのうちリトライ回数の少ない方から論理アドレスの配給を開始させる。
【００４０】
他の好ましい実施の形態としては、アドレス配給順変更部は、リトライ回数が規定数を超えるゾーンがある場合、そのゾーンに対して論理アドレスを配給しないものとする。
【００４１】
他の好ましい実施の形態としては、フォーマット部に初期化を要求するホストからの通知により、リトライ回数の規定数が設定される。
【００４２】
【００４３】
【００４４】
本発明の第３の側面によれば、光ディスク上のランドおよびグルーブをセクタ単位でアドレス指定可能な記録領域とし、これらの記録領域をセクタの複数個が連続するゾーンごとに区分して初期化する際、ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する、光ディスクのフォーマット方法であって、ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を、書き換え可能な配給順データとして媒体管理テーブル部に提示させるステップと、媒体管理テーブル部に示される配給順データに従い、ゾーンの各々に論理アドレスを配給しながら初期化を行う一方、その際にアドレス指定できない欠陥セクタを検出するフォーマットステップと、フォーマットステップにより検出された欠陥セクタの少ないものから昇順となるように、ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を変更し、それに応じて媒体管理テーブル部の配給順データを書き換える一方、変更後の配給順データを光ディスクに書き込むアドレス配給順変更ステップとを含むことを特徴とする、光ディスクのフォーマット方法が提供される。
【００４５】
本発明の第４の側面によれば、光ディスク上のランドおよびグルーブをセクタ単位でアドレス指定可能な記録領域とし、これらの記録領域をセクタの複数個が連続するゾーンごとに区分して初期化する際、ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する、光ディスクのフォーマット方法であって、ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を、書き換え可能な配給順データとして媒体管理テーブル部に提示させるステップと、媒体管理テーブル部に示される配給順データに従い、ゾーンの各々に論理アドレスを配給しながら初期化を行う一方、その初期化に要したリトライ回数を計数するフォーマットステップと、フォーマットステップにより計数されたリトライ回数の少ないものから昇順となるように、ゾーンの各々に対して論理アドレスを配給する順を変更し、それに応じて媒体管理テーブル部の配給順データを書き換える一方、変更後の配給順データを光ディスクに書き込むアドレス配給順変更ステップとを含むことを特徴とする、光ディスクのフォーマット方法が提供される。
【００４６】
【００４７】
【００４８】
本発明の第５の側面によれば、ランドおよびグルーブをセクタ単位でアドレス指定可能な記録領域として有し、これらの記録領域をセクタの複数個が連続するゾーンごとに区分して初期化され、その際、ゾーンの各々に対して論理アドレスが配給される、光ディスクであって、ゾーンの各々に対して論理アドレスが配給される順を、書き換え可能な配給順データとして記録領域とは別領域に有し、初期化に際してアドレス指定できない欠陥セクタの少ないものから昇順となるように、配給順データが書き換えられることを特徴とする、光ディスクが提供される。
【００４９】
本発明の第６の側面によれば、ランドおよびグルーブをセクタ単位でアドレス指定可能な記録領域として有し、これらの記録領域をセクタの複数個が連続するゾーンごとに区分して初期化され、その際、ゾーンの各々に対して論理アドレスが配給される、光ディスクであって、ゾーンの各々に対して論理アドレスが配給される順を、書き換え可能な配給順データとして記録領域とは別領域に有し、初期化に際してそれに要したリトライ回数の少ないものから昇順となるように、配給順データが書き換えられることを特徴とする、光ディスクが提供される。
【００５０】
本発明によれば、たとえば光ディスクをフォーマットする際、各ゾーンに対する論理アドレスの配給順を変更することができるので、光ディスク上における記録領域の状態やＯＳによるファイルアクセス方法に応じて最も好ましいゾーンの順に論理アドレスを割り当てることができ、そうしてフォーマットされたゾーンごとに効率良くアクセスすることできる。
【００５１】
つまり、光ディスク上で頻繁に、かつ、必ずアクセスされる論理アドレスの最も小さいゾーンを、欠陥セクタあるいはリトライ回数の最も少ないゾーンとすることができるので、欠陥セクタの検出やリトライ処理にできるだけ時間を要しないゾーンにアクセスを集中させて高速化することができる。
【００５２】
また、光ディスクの全容量のうち、一部容量を物理フォーマットするといった要求がある場合、その要求内容に応じて指定されたゾーンの範囲内で論理アドレスを割り当てることができるので、全容量をフォーマットする場合に比べて短時間でフォーマットを終えることができ、ユーザにとって使い勝手の良い光ディスクとフォーマット方法を実現することができる。勿論、全容量を物理フォーマットするといった要求がある場合には、全容量をフォーマットすることができる。
【００５３】
本発明の他の種々な特徴及び利点は、以下に添付図面に基づいて説明する実施形態より明らかになるであろう。
【００５４】
【発明を実施するための最良の形態】
以下、本発明の第１の実施形態を図１〜図８に基づいて説明する。
【００５５】
本発明の第１の実施形態では、図１に示すように、光ディスクとしての光磁気ディスクＡ１０、光ディスク装置としての役割を果たす記録再生装置Ｂ１０、フォーマットの指示やデータの読み書きを指示するホストとしてのパーソナルコンピュータＣ１０が用いられる。なお、パーソナルコンピュータＣ１０は、従来と同様に、ファイル管理機能を備えたＯＳに基づき動作するものであって、本質的に何ら特徴を有するものではないことから、その詳細な図示説明を省略する。
【００５６】
光磁気ディスクＡ１０としては、たとえばＭＯ（Magneto Optical disk）が用いられる。容量別には、たとえば２３０ＭＢ、５４０ＭＢ、６４０ＭＢ、１．３ＧＢといった種類がある。光磁気ディスクＡ１０は、物理的には従来と同じものであって、データを記録する記録領域Ａ１３として多数のランドやグルーブ（図示省略）を有する。概念的に見れば、光磁気ディスクＡ１０は、ランドやグルーブを区画して細分化された多数のセクタを単位記録領域として有する。また、ランドやグルーブは、後述する物理フォーマットによりセクタの複数個が連続するゾーンごとに区分される。一般に、たとえば６４０ＭＢの光磁気ディスクでは、全記録領域が１１区分のゾーンに分けられ、１．３ＧＢの光磁気ディスクでは、全記録領域が１８区分のゾーンに分けられる。また、各ゾーンに含まれるセクタ数は、ゾーンごとに異なるが、ゾーンの区分方法によっては同数としても良い。
【００５７】
光磁気ディスクＡ１０の記録面について見ると、記録領域Ａ１３とは別にその内外両側付近には、媒体管理情報Ａ１１が存在する。記録領域Ａ１３のいずれかのゾーンには、ファイル管理情報Ａ１２が記録される。図１および図２は、一例として１．３ＧＢの光磁気ディスクＡ１０を示し、記録領域Ａ１３の最内周ゾーンにファイル管理情報Ａ１２が記録されている。これは、図１５および図１６に示す通常の状況と異なるが、後述する物理フォーマットの状況や、パーソナルコンピュータＣ１０からの要求内容に応じて変更された結果である。また、図１および図２は、あくまでも一例として示したものである。
【００５８】
媒体管理情報Ａ１１には、図３に示すＤＤＳや、ＰＤＬ、ＳＤＬといった情報が含まれる。特に、ＤＤＳでは、各ゾーンの論理アドレスの順を示す配給順データがバイトナンバー４０〜５７に示されるが、この配給順データは、後述する物理フォーマットの状況や、パーソナルコンピュータＣ１０からの要求内容に応じて書き換えられる。ファイル管理情報Ａ１２は、記録領域Ａ１３に記録されたファイルの配置場所を特定するためのアドレスやサイズを示すものである。光磁気ディスクＡ１１に対してファイルを読み書きする際には、ファイル管理情報Ａ１２が必ず参照更新されるので、このファイル管理情報Ａ１２の存在するゾーンが最も頻繁にアクセスされる。また、ファイル管理情報Ａ１２は、論理アドレスの最も小さいゾーンに配置されている。
【００５９】
記録再生装置Ｂ１０は、図１に示すように、制御部２、光学ヘッド３、磁気ヘッド４、およびモータ駆動回路５を備えている。制御部２は、ＣＰＵ１１、ＲＡＭ１２、ＲＯＭ１３、ＥＥＰＲＯＭ１４、およびインターフェース回路１５を備えており、これらＣＰＵ１１、ＲＡＭ１２、ＲＯＭ１３、ＥＥＰＲＯＭ１４、およびインターフェース回路１５は、バス線１６により相互に接続されている。バス線１６には、データバス、アドレスバス、および制御信号線が含まれる。
【００６０】
記録再生装置Ｂ１０は、パーソナルコンピュータＣ１０からの指示に応じて、光磁気ディスクＡ１０を物理フォーマットする一方、既に物理フォーマットされている光磁気ディスクＡ１０に対しては、ファイルを読み書きする。制御部２は、パーソナルコンピュータＣ１０からの指示に基づいて、光学ヘッド３、磁気ヘッド４、およびモータ駆動回路５を制御する。光学ヘッド３、および磁気ヘッド４は、制御部２により制御されて、光磁気ディスクＡ１０の単位記録領域（セクタ）にアクセスする。モータ駆動回路５は、制御部２により制御されて、光磁気ディスクＡ１０を回転させるためのモータや、光学ヘッド３および磁気ヘッド４を移動させるためのモータを駆動する。
【００６１】
ＣＰＵ１１は、制御部２の全体を制御する。ＲＡＭ１２は、ＣＰＵ１１にワークエリアを提供し、各種のデータを記憶する。ＲＯＭ１３は、ＣＰＵ１１を作動させるためのプログラムを記憶している。ＥＥＰＲＯＭ１４は、後述の図５に示す媒体管理テーブルを含む各種情報を記憶する。
【００６２】
この制御部２を機能ブロックで表すと、図４に示すように、媒体種別獲得部２１、アドレス変換部２２、媒体管理テーブル部２３、物理フォーマット部２４、アドレス配給順変更部２５、データ読み書き部２６、リカバリ部２７、およびメモリ２８により構成される。具体的に、ＣＰＵ１１は、媒体種別獲得部２１、アドレス変換部２２、物理フォーマット部２４、アドレス配給順変更部２５、データ読み書き部２６、およびリカバリ部２７を実現する。ＲＡＭ１２は、メモリ２８を実現する。ＥＥＰＲＯＭ１４は、媒体管理テーブル部２３を実現する。
【００６３】
媒体種別獲得部２１は、光磁気ディスクＡ１０から媒体管理情報Ａ１１を読み込み、ディスクの種類を認識する。
【００６４】
アドレス変換部２２は、パーソナルコンピュータＣ１０から論理アドレスを指定してファイルやデータの読み書きが指示されると、媒体管理テーブル部２３や、光磁気ディスクＡ１０の媒体管理情報Ａ１１およびファイル管理情報Ａ１２を参照して物理アドレスを求める。
【００６５】
媒体管理テーブル部２３は、図５に示すように、ディスクの種類ごとに定められた各種の情報を記憶している。この情報の中には、論理アドレスの配給順データが含まれるが、この媒体管理テーブル部２３に含まれる配給順データも、媒体管理情報Ａ１１と同様に書き換えられる。
【００６６】
物理フォーマット部２４は、媒体管理テーブル部２３の配給順データに従って各ゾーンに論理アドレスを配給するとともに、各ゾーンの先頭アドレスから最終アドレスまでの範囲で、論理アドレスの小さいゾーンから大きいゾーンの順に初期化データを書き込こんで物理フォーマットを実行する。その際、物理フォーマット部２４は、アドレス指定できない第１欠陥に相当する欠陥セクタを検出し、その個数を各ゾーンごとに計数する。欠陥セクタの個数としては、各ゾーンにおける平均値が採用されるが、単純に各ゾーンの累積値としても良い。また、物理フォーマット部２４は、初期化データの書き込みに失敗した場合、リカバリ部２７に初期化データの書き込みを再度実施させ（これを「リトライ処理」と言う）、リトライ処理に要したリトライ回数を計数する。このリトライ回数についても、各ゾーンの全体に対する割合としても良いし、単純な累積値としても良い。欠陥セクタの物理アドレスやその個数、ならびにリトライ回数は、メモリ２８に一時的に格納される。
【００６７】
アドレス配給順変更部２５は、物理フォーマットに際して検出された欠陥セクタの個数の最も少ないゾーンから論理アドレスが配給されるように、論理アドレスの配給順データを書き換える。また、アドレス配給順変更部２５は、物理フォーマットに際してリトライ処理に要したリトライ回数の最も少ないゾーンから論理アドレスが配給されるように、論理アドレスの配給順データを書き換えることができる。さらに、アドレス配給順変更部２５は、パーソナルコンピュータＣ１０から物理フォーマットに際して指示される要求内容に応じても、論理アドレスの配給順データを書き換えることができる。その際、全てのゾーンに論理アドレスを配給する必要はなく、パーソナルコンピュータＣ１０から指定された一部のゾーンに限定して論理アドレスを配給するとしても良い。
【００６８】
データ読み書き部２６は、アドレス変換部２１で求めた物理アドレスを手がかりにファイルやデータを読み書きする。
【００６９】
リカバリ部２７は、物理フォーマット部２４が初期化データの書き込みに失敗したとき、リトライ処理を規定回数に達するまで実施する。
【００７０】
次に、光磁気ディスクＡ１０に対して物理フォーマットを実施する際の動作について、図６〜図８のフローチャートを参照して説明する。
【００７１】
まず、ＣＰＵ１１は、記録再生装置Ｂ１０の内部へ光磁気ディスクＡ１０のローディングを行うと、その光磁気ディスクＡ１０から媒体管理情報Ａ１１を読み出す（Ｓ１０）。
【００７２】
そして、ＣＰＵ１１は、読み出した媒体管理情報Ａ１１のＤＤＳから配給順データを抽出し、それと一致させるべく媒体管理テーブルの配給順データを更新する（Ｓ１１）。
【００７３】
その後、ＣＰＵ１１は、ホストとなるパーソナルコンピュータＣ１０から物理フォーマットを開始すべきコマンド指示を受け（Ｓ１２）、それに伴い、ホスト側から論理アドレスの順を任意に指定するコマンド指示があるか否かを判断する（Ｓ１３）。
【００７４】
また、ＣＰＵ１１は、論理アドレスの順を指定するコマンド指示がない場合（Ｓ１３：ＮＯ）、それとは別に、ホスト側から論理アドレスを配給すべきゾーンを限定するコマンド指示があるか否かを判断する（Ｓ１４）。
【００７５】
ゾーンを限定するコマンド指示もない場合（Ｓ１４：ＮＯ）、ＣＰＵ１１は、物理フォーマットを開始すべく、媒体管理テーブルから更新された配給順データを読み出し、その配給順データに従って各ゾーンの論理アドレスを算出する（Ｓ１５）。
【００７６】
次に、ＣＰＵ１１は、算出した論理アドレスの小さいゾーンから大きいゾーンの順に初期化データを書き込んでいく（Ｓ１６）。各ゾーン内においては、各セクタに対して論理アドレスを割り当てられるとともに、初期化データが書き込まれる。これにより、各ゾーンが物理フォーマットされる。
【００７７】
第１欠陥に該当する欠陥セクタも無く、初期化データの書き込みにすべて成功した場合（Ｓ１７：ＮＯ）、ＣＰＵ１１は、すべてのゾーンについて初期化データの書き込みを終了したか否かを判断する（Ｓ１８）。
【００７８】
すべてのゾーンについて初期化データの書き込みを終了すると（Ｓ１８：ＹＥＳ）、ＣＰＵ１１は、ＲＡＭ１２にリトライ回数が格納されているか否かを判断する（Ｓ１９）。ＲＡＭ１２にリトライ回数を格納する処理については、後述する。
【００７９】
ＲＡＭ１２にリトライ回数が格納されている場合（Ｓ１９：ＹＥＳ）、ＣＰＵ１１は、さらに、ＲＡＭ１２に欠陥セクタの物理アドレスが格納されているか否かを判断する（Ｓ２０）。ＲＡＭ１２に欠陥セクタの物理アドレスを格納する処理については、後述する。
【００８０】
ＲＡＭ１２に欠陥セクタの物理アドレスが格納されている場合（Ｓ２０：ＹＥＳ）、ＣＰＵ１１は、その欠陥セクタの物理アドレスをＰＤＬとして媒体管理情報Ａ１１に書き込む（Ｓ２１）。
【００８１】
そして、ＣＰＵ１１は、当初、配給順データに従って各ゾーンに配給した論理アドレスの配給順を変更する処理を行う（Ｓ２２）。この論理アドレスの配給順変更処理は、以下の要領で行われる。
【００８２】
たとえば、１．３ＧＢの光磁気ディスクＡ１０において当初の配給順データによっては、図１６に示すように最外周ゾーンから最内周ゾーンの順に論理アドレスが配給されるが、その過程でリトライ処理が実施されていると、リトライ回数の最も少ないゾーンから多いゾーンの順に論理アドレスが配給し直され、配給順データの内容が変更される。極端な例ではあるが、たとえば図２に示すように、最内周ゾーンから最外周ゾーンの順に論理アドレスが配給される。もちろん、図２の配給順を図１６に示すような順となるように変更しても良く、あるいは、ゾーン順に一定して論理アドレスが配給されることなく、ランダムな順であっても良い。
【００８３】
あるいは、当初の論理アドレスを配給する過程で欠陥セクタが検出されると、欠陥セクタの最も少ないゾーンから多いゾーンの順に論理アドレスが配給し直され、配給順データの内容が変更される。この場合の例としても、上記と同様である。
【００８４】
なお、リトライ回数に基づく配給順データの変更処理と、欠陥セクタに基づく配給順データの変更処理とは、いずれか一方が選択的に実行されることとなる。
【００８５】
さらに、当初においては、各ゾーン内においてランドまたはグルーブのいずれか一方から論理アドレスが始められ、たとえばランド、グルーブ、ランド、グルーブ、…、という順に交互に論理アドレスが割り当てられるとする。この場合、リトライ回数や欠陥セクタの最も少ない方から論理アドレスが割り当てられるように、配給順データの内容が変更され、たとえば、上記とは逆に、グルーブ、ランド、グルーブ、ランド、…、という順に論理アドレスが変更される。
【００８６】
あるいは、当初においては、各ゾーン内においてランドまたはグルーブのいずれか一方から論理アドレスが始められ、たとえばランド、ランド、…、グルーブ、グルーブ、…、という順に論理アドレスが割り当てられるとする。この場合、リトライ回数や欠陥セクタの最も少ない方から論理アドレスが割り当てられるように、配給順データの内容が変更され、たとえば、上記とは逆に、グルーブ、グルーブ、…、ランド、ランド、…、という順に論理アドレスが変更される。
【００８７】
以上のようにして論理アドレスの配給順変更処理を行った後、ＣＰＵ１１は、媒体管理情報Ａ１１に含まれる配給順データを変更後の内容に従って書き換える（Ｓ２３）。
【００８８】
さらに、ＣＰＵ１１は、媒体管理テーブルに含まれる配給順データについても、変更後の内容に従って更新する（Ｓ２４）。
【００８９】
最終的に、ＣＰＵ１１は、ホストに対して物理フォーマットを正常に終了したことを報告し（Ｓ２５）、この物理フォーマット処理を終える。これにより、記録領域Ａ１３全体において論理アドレスの先頭付近に書き込まれるファイル管理情報Ａ１２は、リトライ回数、欠陥セクタの最も少ないゾーンで、そのゾーン内でも、リトライ回数、欠陥セクタの最も少ないランドまたはグルーブのいずれか一方に書き込まれることとなる。
【００９０】
Ｓ２０において、ＲＡＭ１２に欠陥セクタの物理アドレスが格納されていない場合（Ｓ２０：ＮＯ）、ＣＰＵ１１は、Ｓ２２に進んでリトライ回数のみに基づいて論理アドレスの配給順を変更する。
【００９１】
Ｓ１９において、ＲＡＭ１２にリトライ回数が格納されていない場合（Ｓ１９：ＮＯ）、つまり、欠陥セクタが存在しないためにリトライ処理が全く実施されなかった場合、ＣＰＵ１１は、論理アドレスの配給順を変更する必要が無いことから、Ｓ２５に移る。
【００９２】
Ｓ１８において、初期化データの書き込みを終了していない他のゾーンが存在する場合（Ｓ１８：ＮＯ）、ＣＰＵ１１は、Ｓ１５に戻って他のゾーンについての初期化データの書き込みを続ける。
【００９３】
Ｓ１７において、初期化データの書き込みに失敗した場合（Ｓ１７：ＹＥＳ）、ＣＰＵ１１は、リトライ処理により初期化データの書き込みを再度実施する（Ｓ２６）。
【００９４】
リトライ処理を実施中、ＣＰＵ１１は、リトライ処理に要したリトライ回数を数えており、リトライ回数が予め設定されたしきい値を超えると（Ｓ２７：ＹＥＳ）、ＣＰＵ１１は、リトライ処理の対象としていた単位記録領域を第１欠陥による欠陥セクタと認識し、その欠陥セクタの物理アドレスをＲＡＭ１２に格納する（Ｓ２８）。ここで、ＲＡＭ１２に格納された欠陥セクタの物理アドレスは、Ｓ２０，Ｓ２１において用いられることとなる。なお、リトライ回数は、各ゾーンごとに累計され、欠陥セクタを検出に要したリトライ回数は、１ゾーン当たりの累計に含まないものとするが、これを特に含むものとしても良い。この場合、ＲＡＭ１２には、リトライ回数も格納される。
【００９５】
さらに、ＣＰＵ１１は、欠陥セクタ数が予め設定された最大許容数を超えたか否かを判断する（Ｓ２９）。
【００９６】
リトライ処理の途中において、欠陥セクタ数が最大許容数を超えてしまうと（Ｓ２９：ＹＥＳ）、ＣＰＵ１１は、ホストに対してフォーマットエラーが発生したことを報告し（Ｓ３０）、物理フォーマット処理を中断してこの処理を途中で終える。
【００９７】
一方、欠陥セクタ数が最大許容数以下の場合（Ｓ２９：ＮＯ）、ＣＰＵ１１は、Ｓ１８に移る。
【００９８】
Ｓ２７において、リトライ回数が予め設定されたしきい値以下でリトライ処理に成功した場合（Ｓ２７：ＮＯ）、つまり、欠陥セクタが検出されなかった場合、ＣＰＵ１１は、リトライ処理を成功するまで繰り返したリトライ回数をＲＡＭ１２に格納し（Ｓ３１）、その後、Ｓ１８に移る。ここで、ＲＡＭ１２に格納されたリトライ回数は、Ｓ１９において用いられることとなる。
【００９９】
Ｓ１４において、ホスト側からゾーンを限定するコマンド指示がある場合（Ｓ１４：ＹＥＳ）、ＣＰＵ１１は、指定されたゾーンに限定して論理アドレスを配給すべく、論理アドレスの配給内容を変更し（Ｓ３２）、同様に、媒体管理テーブルに含まれる配給順データについても、変更後の内容に従って更新する（Ｓ３３）。たとえば、１．３ＧＢの光磁気ディスクＡ１０について、その全容量を物理フォーマットするのではなく、ユーザが１．３ＧＢの半分だけ物理フォーマットすることをコマンドで指示した場合、１．３ＧＢの半分に相当するゾーンに対してのみ論理アドレスを配給するように、配給データの内容が変更されるのである。このようにして物理フォーマットされた光磁気ディスクＡ１０については、全容量の一部に限ってファイルやデータが読み書きされる。その後、ＣＰＵ１１は、Ｓ１５に移る。
【０１００】
Ｓ１３において、ホスト側から論理アドレスの順を指定するコマンド指示がある場合（Ｓ１３：ＹＥＳ）、ＣＰＵ１１は、指定された論理アドレスの順に従って各ゾーンごとに論理アドレスを配給すべく、論理アドレスの配給順を変更し（Ｓ３２）、同様に、媒体管理テーブルに含まれる配給順データについても、変更後の内容に従って更新する（Ｓ３３）。たとえば、当初、図１６に示すように最外周ゾーンから最内周ゾーンの順に論理アドレスが配給されるところ、ユーザがその逆の配給順に変更することをコマンドで指示した場合、図２に示すように最内周ゾーンから最外周ゾーンの順に論理アドレスが配給され、通常とは異なる物理フォーマットの施された光磁気ディスクＡ１０を得ることができる。
【０１０１】
したがって、第１の実施形態により物理フォーマットされた光磁気ディスクＡ１０に対してファイルを読み書きする際、それに伴い必ず参照更新されるファイル管理情報Ａ１２が欠陥の最も少ないゾーンに存在するので、イレーズ／ライト／ベリファイといった処理や、リード処理をできるだけ１回で終わらせるとともに、欠陥セクタの検出やリトライ処理にできるだけ時間を要しないゾーンにアクセスを集中させ、ファイルアクセスを高速化することができる。
【０１０２】
また、光磁気ディスクＡ１０の全容量のうち、一部容量を物理フォーマットするといったホスト側からの要求がある場合、その要求内容に応じて指定されたゾーンの範囲内で論理アドレスを割り当てることができるので、全容量をフォーマットする場合に比べて短時間でフォーマットを終えることができ、ユーザにとって使い勝手の良い光磁気ディスクＡ１０とフォーマット方法を実現することができ、ＯＳによるファイル管理の観点からも効率の良い論理アドレスの配給順とすることができる。
【０１０３】
次に、第２の実施形態について説明する。
【０１０４】
第２の実施形態も、第１の実施形態と同様の構成を有し、図１〜図５で示されるものであるが、物理フォーマットを実施する際の動作が第１の実施形態と若干異なり、これを図９〜図１１のフローチャートに基づいて説明する。なお、第１の実施形態と同様の動作については、その説明を省略して同一のステップ番号を付す。
【０１０５】
第２の実施形態が第１の実施形態と大きく異なる点は、Ｓ１３，Ｓ１４に代えてＳ４０，Ｓ４１のステップが設けられ、それに伴いＳ４２，Ｓ４３のステップが設けられている点にある。つまり、ホスト側から１ゾーン当たりの欠陥セクタ数について上限を設定するコマンド指示がある場合（Ｓ４０：ＹＥＳ）、ＣＰＵ１１は、そのコマンド指示に応じて欠陥セクタ数の上限をレジスタあるいはＲＡＭ１２に設定し（Ｓ４１）、その後、Ｓ１５に移る。なお、ホスト側から１ゾーン当たりの欠陥セクタ数について上限を設定するコマンド指示が無い場合は（Ｓ４０：ＮＯ）、Ｓ１４：ＮＯの場合と同様にそのままＳ１５に移る。
【０１０６】
その後、Ｓ２９において、欠陥セクタ数が最大許容数以下の場合であっても（Ｓ２９：ＮＯ）、さらにＣＰＵ１１は、欠陥セクタ数がＳ４１にて設定した上限設定数を超えるか否かを判断する（Ｓ４２）。
【０１０７】
欠陥セクタ数が上限設定数を超えてしまうと（Ｓ４２：ＹＥＳ）、ＣＰＵ１１は、現時点のゾーンに対する初期化データの書き込みを中断し、このゾーンに関して論理アドレスを配給することなく使用不可とする（Ｓ４３）。その後、ＣＰＵ１１は、Ｓ１８に移る。つまり、フォーマットするゾーン全体の欠陥セクタ数が最大許容数の範囲内に収まる場合でも、あるゾーンにホスト側から指定された上限設定数を超える欠陥セクタが存在する場合には、それに該当するゾーンを排除してファイルアクセスの高速化を図ることができる。
【０１０８】
一方、Ｓ４２において、欠陥セクタ数が上限設定数以下の場合（Ｓ４２：ＮＯ）、ＣＰＵ１１は、そのままＳ１８に移る。
【０１０９】
したがって、第２の実施形態によれば、第１の実施形態と同様の効果を有するのに加えて、欠陥セクタによりアクセスが不調となりやすいゾーンをユーザの要求に応じて排除することができ、その結果、用途に応じた品質の光磁気ディスクＡ１０を作成でき、ファイルアクセスを全般的に高速化することができる。
【０１１０】
たとえば、１ゾーン当たりの欠陥セクタが１つも許されないような記録再生に光磁気ディスクＡ１０を用いる場合には、上限設定数を０に設定して物理フォーマットを実施すれば、安定した記録再生を保証することができる。
【０１１１】
次に、第３の実施形態について説明する。
【０１１２】
第３の実施形態も、第１の実施形態と同様の構成を有し、図１〜図５で示されるものであるが、物理フォーマットを実施する際の動作が第１の実施形態と若干異なり、これを図１２〜図１４のフローチャートに基づいて説明する。なお、第１の実施形態と同様の動作については、その説明を省略して同一のステップ番号を付す。
【０１１３】
第３の実施形態が第１の実施形態と大きく異なる点は、Ｓ１３，Ｓ１４に代えてＳ５０，Ｓ５１のステップが設けられ、それに伴いＳ５２，Ｓ５３のステップが設けられている点にある。つまり、ホスト側から１ゾーン当たりのリトライ回数について上限を設定するコマンド指示がある場合（Ｓ５０：ＹＥＳ）、ＣＰＵ１１は、そのコマンド指示に応じてリトライ回数の上限をレジスタあるいはＲＡＭ１２に設定し（Ｓ５１）、その後、Ｓ１５に移る。なお、ホスト側から１ゾーン当たりのリトライ回数について上限を設定するコマンド指示が無い場合は、Ｓ１４：ＮＯの場合と同様にそのままＳ１５に移る。
【０１１４】
その後、Ｓ２７において、リトライ回数がしきい値以下でリトライ処理に成功しても（Ｓ２７：ＮＯ）、さらにＣＰＵ１１は、１ゾーン当たり累計した累積リトライ回数がＳ５１にて設定した上限設定回数を超えるか否かを判断する（Ｓ５２）。
【０１１５】
リトライ回数が上限設定数を超えてしまうと（Ｓ５２：ＹＥＳ）、ＣＰＵ１１は、現時点のゾーンに対する初期化データの書き込みを中断し、このゾーンに関して論理アドレスを配給することなく使用不可とする（Ｓ５３）。その後、ＣＰＵ１１は、Ｓ１８に移る。つまり、フォーマットする全体のリトライ回数がしきい値以下であっても、あるゾーンでホスト側から指定された上限設定数を超えるリトライ回数を経てリトライ処理が実施された場合には、それに該当するゾーンを排除してファイルアクセスの高速化を図ることができる。
【０１１６】
一方、Ｓ５２において、リトライ回数が上限設定数以下の場合（Ｓ５２：ＮＯ）、ＣＰＵ１１は、そのリトライ回数をＲＡＭ１２に格納し（Ｓ３１）、その後、Ｓ１８に移る。
【０１１７】
したがって、第３の実施形態によれば、第１の実施形態と同様の効果を有するのに加えて、リトライ処理が何度も繰り返される可能性の高いゾーンをユーザの要求に応じて排除することができ、その結果、用途に応じた品質の光磁気ディスクＡ１０を作成でき、ファイルアクセスを全般的に高速化することができる。
【０１１８】
たとえば、１ゾーン当たりのリトライ処理が１回も許されないような記録再生に光磁気ディスクＡ１０を用いる場合には、上限設定数を０に設定して物理フォーマットを実施すれば、非常に安定した記録再生を保証することができる。
【０１１９】
なお、本発明は、上記の実施形態に限定されるものではない。
【０１２０】
たとえば、記録媒体としては、ＭＯに限らず、たとえばＭＤやｉＤフォーマット系の光磁気ディスクとしても良く、あるいは、相変化型やライトワンス型といった、たとえばＤＶＤやＣＤ−ＲＯＭなどの光ディスクのほか、ハードディスクやフロッピー（登録商標）ディスクといった磁気記録系の磁気ディスクにも適用できる。
【０１２１】
また、物理フォーマットは、ユーザがパーソナルコンピュータＣ１０を介して実行するほか、光磁気ディスクＡ１０をフォーマット済みとして出荷する前に製造工程で実施しても良い。
【０１２２】
記録再生装置Ｂ１０のＣＰＵ１１の動作は、ホストとなるパーソナルコンピュータＣ１０のＣＰＵに代行させても良い。
【０１２３】
論理アドレスの配給順データは、図３に示すＤＤＳの空き領域を利用して書き込み可能とされるが、ＤＤＳのGroup Typeを１バイトから複数バイトに拡張し、いずれかのバイトに配給順データを書き込むようにしても良い。
【０１２４】
あるいは、論理アドレスの配給順を変更するか否かを示すフラグをＤＤＳ内に設定し、フラグがたっていない場合には、規格で定められた従来通りに論理アドレスを配給するようにしても良い。
【０１２５】
記録再生装置Ｂ１０は、配給順データを変更不可として含む媒体管理情報が書き込まれた、従来の２３０ＭＢ、５４０ＭＢ、６４０ＭＢ、１．３ＧＢといった種類の光磁気ディスクであっても、物理フォーマットや、データの読み書きを実行することができ、制御アルゴリズムの互換性を保つことができる。
【０１２６】
一般に、光磁気ディスクＡ１０は、図５の媒体管理テーブルに示すように、内周側よりも外周側の回転速度が速くて記録再生周波数が高く、アクセスの効率が良いとされる。そのため、論理アドレスを記録再生周波数の高い最外周ゾーンから配給し始めるように配給順データを変更しても良い。記録再生周波数が高いゾーンほど１セクタに対するアクセス時間が短くなるので、そのゾーンに書き込まれたファイル管理情報Ａ１２についてアクセスを高速化することができる。
【０１２７】
あるいは、１トラック当たりのセクタ数の多いゾーンから少ないゾーンの順に、論理アドレスを配給し始めるように配給順データを変更しても良い。光磁気ディスクＡ１０の回転速度が一定の場合には、１トラック当たりのセクタ数が最も多いゾーンほど１セクタに対するアクセス時間が短くなるので、そのゾーンに書き込まれたファイル管理情報Ａ１２についてアクセスを高速化することができる。
【０１２８】
これは、複数のゾーンにファイル管理情報Ａ１２が分散し、ゾーン間をジャンプしてアクセスする確率が低くなることからも、アクセスを高速化する効果が期待でき、また、ファイルやデータを読み書きする際、第２欠陥によって次のゾーンから未使用のスペアセクタを代用する必要が生じた場合、ゾーン間をジャンプしてアクセスする確率が低くなることからも、アクセスを高速化する効果が期待できる。
【０１２９】
既に物理フォーマットされた光磁気ディスクＡ１０からファイルやデータを読み書きする際には、媒体管理情報Ａ１１に含まれる配給順データが媒体管理テーブルに写し取られるが、論理アドレスの配給されていないゾーンについては、その順番を配給順データにおいて「０」で示すものとし、このゾーンを物理アドレスに変換しないようにすることができる。これにより、たとえば欠陥セクタが多いためにファイルやデータの読み書きに際して必要以上の処理時間を要するゾーンを排除することができ、特に、ある程度連続したデータ列となる楽曲や影像データを途切れることなく記録再生することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】  図１は、本発明の第１の実施形態を説明するためのブロック図である。
【図２】  図２は、図１に示す光磁気ディスクを説明するための説明図である。
【図３】  図３は、図２に示すＤＤＳ（Disk Definition Structure）の構成図である。
【図４】  図４は、図１に示す制御部の機能ブロック図である。
【図５】  図５は、媒体管理テーブルの構成図である。
【図６】  図６は、第１の実施形態によるフローチャートである。
【図７】  図７は、図６に続くフローチャートである。
【図８】  図８は、図６に続くフローチャートである。
【図９】  図９は、第２の実施形態によるフローチャートである。
【図１０】  図１０は、図９に続くフローチャートである。
【図１１】  図１１は、図９に続くフローチャートである。
【図１２】  図１２は、第３の実施形態によるフローチャートである。
【図１３】  図１３は、図１２に続くフローチャートである。
【図１４】  図１４は、図１２に続くフローチャートである。
【図１５】  図１５は、光磁気ディスクを物理フォーマットする従来例を説明するためのブロック図である。
【図１６】  図１６は、従来例として１．３ＧＢの光磁気ディスクを説明するための説明図である。
【図１７】  図１７は、図１６に示すＤＤＳの構成図である。
【図１８】  図１８は、欠陥の無い状態のゾーンを説明するための説明図である。
【図１９】  図１９は、第１欠陥によるＰＤＬを説明するための説明図である。
【図２０】  図２０は、第２欠陥によるＳＤＬを説明するための説明図である。
【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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【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】
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【図１６】
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【図１７】
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【図１８】
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【図１９】
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【図２０】
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