(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
物理アドレスで記述された欠陥リストによって欠陥管理を行う情報記録媒体の欠陥検索方法であって、
前記欠陥リスト内において、前記情報記録媒体へのアクセス命令によって受ける要求アドレスを含む、一定のエントリ数の範囲を欠陥検索範囲として設定する欠陥検索範囲設定ステップと、
前記要求アドレスを基準アドレスにして、該基準アドレスに一定のステップ数を加算して得られる目標アドレスと、前記ステップ数に対応したエントリ数の欠陥アドレスとの比較を、前記欠陥アドレスが前記目標アドレスを超えるまで繰り返す比較ステップと、
前記欠陥アドレスが前記目標アドレスを超えた場合に、前記ステップ数が１より大きいか否かを判定する判定ステップと、
前記判定ステップにおける判定の結果、前記ステップ数が１より大きい場合には、前記ステップ数を順次小さくすると共に、前記比較ステップにおいて前記目標アドレスを超えた欠陥アドレスのエントリ数と、その直前の前記比較ステップで用いた欠陥アドレスのエントリ数との間の範囲を欠陥検索範囲として再設定して、且つ前記直前の比較ステップで用いた前記目標アドレスを基準アドレスに再設定して、前記比較ステップに戻る再設定ステップと、
前記判定ステップにおける判定の結果、前記ステップ数が１である場合には、前記比較ステップにおいて前記目標アドレスを超えた欠陥アドレスのエントリ数を、前記要求アドレスの前に存在する欠陥の数と判定する欠陥数認識判定ステップと
を具備することを特徴とする欠陥検索方法。
【請求項２】
物理アドレスで記述された欠陥リストによって欠陥管理を行う情報記録媒体の欠陥検索方法であって、
前記欠陥リストを物理アドレスで補助記憶装置に記録する記録ステップと
前記情報記録媒体へのアクセス命令によって受ける、論理アドレスによって記述された要求アドレスの理想物理アドレスを計算して、第１アドレスレジスタに目標アドレスとして保持する理想物理アドレス計算ステップと、
前記補助記憶装置に記録された前記欠陥リストにおいて、前記要求アドレスに対応するメモリ領域内の先頭欠陥アドレスが記録されている前記補助記憶装置内アドレスを第２アドレスレジスタに保持する補助記憶装置内アドレス保持ステップと、
ステップ数を生成するステップ数生成ステップと、
前記ステップ数生成ステップにより生成されたステップ数を、前記第１アドレスレジスタに保持されている目標アドレス、及び前記第２アドレスレジスタに保持されている前記補助記憶装置内アドレスに加算する加算ステップと、
前記加算ステップにより前記ステップ数を加算された前記補助記憶装置内アドレスに記録されている欠陥アドレスと、前記目標アドレスとを比較する第１比較ステップと、
前記第１比較ステップにおける比較の結果、前記目標アドレスが前記欠陥アドレスを超えた場合には、該目標アドレス及び該欠陥アドレスが記録されている前記補助記憶装置内アドレスを前記第１、第２アドレスレジスタに保持して前記加算ステップに戻る第１設定ステップと、
前記第１比較ステップにおける比較の結果、前記欠陥アドレスが前記目標アドレスを超えた場合には、前記ステップ数が１より大きいか否かを判定する判定ステップと、
前記判定ステップにおける判定の結果、前記ステップ数が１より大きい場合には、前記ステップ生成器が生成するステップ数を順次小さくすると共に、前記欠陥アドレスが前記目標アドレスを超える直前の目標アドレス、及び欠陥アドレスが記録されている補助記憶装置内アドレスを、第１、第２アドレスレジスタに保持して前記加算ステップに戻る第２設定ステップと、
前記判定ステップにおける判定の結果、前記ステップ数が１である場合には、前記欠陥アドレスが前記目標アドレスを超えた時の前記エントリ数を、前記要求アドレスの前に存在する欠陥数とする欠陥数認識ステップと
を具備することを特徴とする欠陥検索方法。
【請求項３】
前記欠陥数認識ステップの後、前記目標アドレスを読み込み、該目標アドレスを前記要求アドレスに対応する物理アドレスとして、該目標アドレスにアクセスして、前記情報記録媒体の再生または記録を開始する再生／記録開始ステップと、
前記欠陥アドレスが前記目標アドレスを超えた時のエントリ数の欠陥アドレスを読み飛ばすように指示する命令出力ステップと
を更に備えることを特徴とする請求項２記載の欠陥検索方法。
【請求項４】
前記加算ステップで、前記ステップ生成器が生成するステップ数は、一定の値に固定された値である
ことを特徴とする請求項２または３記載の欠陥検索方法。
【請求項５】
前記加算ステップで、前記ステップ生成器が生成するステップ数は、前記第２アドレスレジスタに保持されている補助記憶装置内アドレスに記録されている前記欠陥アドレスに対応したエントリ数と、前記第１比較ステップにおける比較の結果、前記欠陥アドレスが前記目標アドレスを超えた時のエントリ数との間の範囲の総エントリ数を１／２とする値である
ことを特徴とする請求項２乃至４いずれか１項記載の欠陥検索方法。
【請求項６】
前記補助記憶装置内アドレス保持ステップの後、
前記補助記憶装置内の前記補助記憶装置内アドレスに記録されている前記先頭欠陥アドレスと、前記理想物理アドレスとを比較する第２比較ステップを更に備え、
前記第２比較ステップにおける比較の結果、前記先頭欠陥アドレスが前記理想物理アドレスを超えた場合には、前記欠陥数認識ステップに進み、
前記第２比較ステップにおける比較の結果、前記理想物理アドレスが前記先頭欠陥アドレスを超えた場合には、前記ステップ数生成ステップに進む
ことを特徴とする請求項２乃至５いずれか１項記載の欠陥検索方法。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】
この発明は、欠陥検索方法に関するもので、特にＤＶＤ−ＲＡＭ（Digital Versatile Disc-Random Access Memory）等の情報記録媒体の再生／記録時において、ディスク内に存在する欠陥領域を検索するための技術に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】
ＤＶＤ−ＲＡＭディスクには、製造時に生じた欠陥や傷、または繰り返し使用による劣化が原因で生じた欠陥が存在する。そのため、これらの欠陥を管理する欠陥管理システムを採用することにより、欠陥が存在する場合でもディスク内の記録データの信頼性を維持している。
【０００３】
この欠陥管理システムの１つには、ディスク内の欠陥アドレスが記載された欠陥リストをディスク内に設けるものがある。このシステムでは、欠陥リストから欠陥セクタ／ブロックを検索してその領域をスキップさせ、スキップした先の正常なセクタ／ブロックを使用している。
【０００４】
ディスク内に記録される上記欠陥リストは、ディスク内周よりスタートする連番の物理アドレスで記述されているのが通常である。他方、当該ＤＶＤディスクの読み出し／書き込み命令を出すホスト（host）ＰＣは、欠陥セクタ／ブロックを除いた連番で番号付けされる論理アドレスによって、ディスクにアクセスする。そのため、ディスク内の欠陥を検索する際には、物理アドレスで記述されている欠陥リストを論理アドレスに変換した後に、両者の照合を行うことで欠陥検索を行っている。
【０００５】
従来の欠陥検索装置及び欠陥検索方法について図１８を用いて説明する。図１８は従来の欠陥検索の概念を示す為の回路ブロック図である。
【０００６】
図示するようにファームウェア（ＤＶＤプレーヤ）１００は、バッファＲＡＭ２００、物理アドレス・論理アドレス変換手段７００、論理アドレス・物理アドレス変換手段８００、及び比較器３５０を有している。
【０００７】
物理アドレス・論理アドレス変換手段７００は、ＤＶＤディスク５００内に物理アドレスで記述されている欠陥リストを論理アドレスに変換する
バッファＲＡＭ２００は、物理アドレス・論理アドレス変換手段７００によって論理アドレスに変換された欠陥リストを記憶する。
【０００８】
比較器３５０は、バッファＲＡＭ２００内の論理アドレスで記述されている欠陥リストと、ホストＰＣからの論理アドレスによって記述された要求アドレスとを比較する。
【０００９】
論理アドレス・物理アドレス変換手段８００は、上記比較器３５０によって得られた当該アドレスを、論理アドレスから物理アドレスに再変換して、ＤＶＤディスク５００にアクセスする。
【００１０】
このように、ＤＶＤディスク５００内に記録されている欠陥リスト内の欠陥アドレスは物理アドレスであり、ホストＰＣ６００からの要求アドレスは論理アドレスである。よって、そのままでは両者を比較することが出来ない。そこで、欠陥アドレスを物理アドレスから論理アドレスに変換することにより両者を比較している。
【００１１】
しかし、この変換作業は、ファームウェア１００に大きな負担となる。なぜなら、再生／記録中は欠陥リストから欠陥アドレスを読み出し、当該欠陥アドレスを逐一スキップさせる必要がある。そのため、再生／記録開始アドレスだけでなく、以降の全てのアドレスに対して、論理→物理変換が必要になるからである。
【００１２】
また、確かに製造時等に形成される初期欠陥の管理については上記の方法で足りる。しかし、初期欠陥だけではなく、使用中におけるディスクの劣化等を原因とする２次欠陥についても欠陥管理を行う必要がある。そして２次欠陥の場合には、その発生の度にディスク内のスペア領域が代替されるが、上記のように、一旦、欠陥リストの全てを論理アドレスに変換してしまうと、この２次欠陥に対応出来無くなる。そのため従来は、２次欠陥の為に代替されたスペア領域内の初期欠陥検索用に、物理アドレスで記述された欠陥リストを別途、バッファＲＡＭ２００内に記憶させておく必要があった。そのため、バッファＲＡＭ２００内には物理アドレス及び論理アドレスで記述された２つの欠陥リストを記憶させておかなければならず、大容量のバッファＲＡＭ２００が必要となる、といった問題があった。
【００１３】
【発明が解決しようとする課題】
上記従来の欠陥検索装置及び欠陥検索方法では、ＤＶＤディスク内の物理アドレスで記述されている欠陥リストを論理アドレスに変換して、ホストＰＣからの論理アドレスで記述された要求アドレスと比較を行っていた。そしてその比較結果から得られたアドレスを、再度物理アドレスに変換してＤＶＤディスクにアクセスしていた。そして、このような変換処理はファームウェアにとって多大な負担となるという問題があった。
【００１４】
更に、初期欠陥だけでなく２次欠陥にも対応できるよう、物理アドレスで記述された欠陥アドレスを別途用意する必要があり、大容量のバッファＲＡＭが必要となるという問題があった。
【００１５】
この発明は、ファームウェアの負担を軽減できる欠陥検索方法を提供する。
【００１６】
【課題を解決するための手段】
この発明の一態様に係る欠陥検索方法は、物理アドレスで記述された欠陥リストによって欠陥管理を行う情報記録媒体の欠陥検索方法であって、前記欠陥リスト内において、前記情報記録媒体へのアクセス命令によって受ける要求アドレスを含む、一定のエントリ数の範囲を欠陥検索範囲として設定する欠陥検索範囲設定ステップと、前記要求アドレスを基準アドレスにして、該基準アドレスに一定のステップ数を加算して得られる目標アドレスと、前記ステップ数に対応したエントリ数の欠陥アドレスとの比較を、前記欠陥アドレスが前記目標アドレスを超えるまで繰り返す比較ステップと、前記欠陥アドレスが前記目標アドレスを超えた場合に、前記ステップ数が１より大きいか否かを判定する判定ステップと、前記判定ステップにおける判定の結果、前記ステップ数が１より大きい場合には、前記ステップ数を順次小さくすると共に、前記比較ステップにおいて前記目標アドレスを超えた欠陥アドレスのエントリ数と、その直前の前記比較ステップで用いた欠陥アドレスのエントリ数との間の範囲を欠陥検索範囲として再設定して、且つ前記直前の比較ステップで用いた前記目標アドレスを基準アドレスに再設定して、前記比較ステップに戻る再設定ステップと、前記判定ステップにおける判定の結果、前記ステップ数が１である場合には、前記比較ステップにおいて前記目標アドレスを超えた欠陥アドレスのエントリ数を、前記要求アドレスの前に存在する欠陥の数と判定する欠陥数認識判定ステップとを具備する。
【００２３】
【発明の実施の形態】
以下、この発明の実施形態を図面を参照して説明する。この説明に際し、全図にわたり、共通する部分には共通する参照符号を付す。
【００２４】
この発明の第１の実施形態に係る欠陥検索装置及び欠陥検索方法について図１を用いて説明する。図１は本実施形態に係る欠陥検索の概念を示す為のものである。欠陥検索の目的は、ホストＰＣからの再生（記録）命令時に受ける再生（記録）開始論理アドレス（要求アドレス）の前に幾つの欠陥が存在するかを知ることにある。なぜなら、要求アドレスの前に存在する欠陥数が分かれば、その欠陥数を当該ゾーンにおける先頭物理アドレスに加算してやることで、再生（記録）開始の物理アドレスを算出することが出来るからである。
【００２５】
図示するようにファームウェア１０は、ＤＶＤディスク５０内に書き込まれている欠陥リストをバッファＲＡＭ２０内に記録する。前述の通りＤＶＤディスク５０内の欠陥リストは物理アドレスで記述されている。そして、ファームウェア１０は当該欠陥リストをバッファＲＡＭ２０内において物理アドレスのままの形態で記憶する。
【００２６】
ＤＶＤディスクの再生の際には、ホストＰＣ６０から再生開始アドレスがファームウェア１０に入力される。前述の通り、この再生開始アドレスは論理アドレスである。このように、バッファＲＡＭ２０内に記憶されている欠陥リストは物理アドレスであり、ホストＰＣ６０からの要求アドレスは論理アドレスであるので、そのままでは両者を比較することが出来ない。
【００２７】
そこで本実施形態では、ファームウェア１０内の論理アドレス・物理アドレス変換手段７０において、ホストＰＣ６０からの要求アドレスを、論理アドレスから物理アドレスに変換する。そして、この物理アドレスに変換された要求アドレスと欠陥リストとを比較器３５で比較することによって、要求アドレスの前に存在する欠陥数を求める。また、欠陥数を求めると同時に要求アドレスに対応する物理アドレスによりＤＶＤディスクへのアクセスを行う。
【００２８】
次に上記のような欠陥検索を実現する、より具体的な欠陥検索装置及び欠陥検索方法について、図２を用いて説明する。図２は欠陥検索回路の回路図である。
【００２９】
図示するようにファームウェア（ＤＶＤプレーヤ）１０は、バッファＲＡＭ２０、デコーダＩＣ３０、及びマイコン４０とを有している。
【００３０】
前記バッファＲＡＭ２０は、ＤＶＤディスク５０から読み込むデータ等、様々なデータを記録する。
【００３１】
前記マイコン４０は、ホストＰＣ６０からの命令に基づく様々な処理を行う。
【００３２】
前記デコーダＩＣ３０は、ホスト指定アドレスレジスタ３１、加算器３２、ラッチ３３、バッファＲＡＭデータレジスタ３４、比較器３５、ステップ生成器３６、アドレスレジスタ３７、及び加算器３８を有している。
【００３３】
上記ホスト指定アドレスレジスタ３１は、ホストＰＣからの要求アドレスの理想物理アドレスを基礎に生成した目標アドレスを保持する（理想物理アドレス、目標アドレスについては後述する）。
【００３４】
上記加算器３２は、ホスト指定アドレスレジスタ３１に保持されている目標アドレスに、上記ステップ生成器３６で生成されたステップ数（エントリ数）を加算する。
【００３５】
ラッチ３３は、上記加算器３２でステップ数を加算された目標アドレスをラッチする。
【００３６】
上記比較器３５は、ラッチ３３にてラッチされている目標アドレスと、バッファＲＡＭデータレジスタ３４に保持されている、物理アドレスで記述された欠陥アドレスとを比較する。
【００３７】
上記ステップ生成器３６は、比較器３５での比較結果に基づいて、ステップ数を生成し、そのステップ数を加算器３２、３８、及びマイコン４０に出力する。
【００３８】
上記アドレスレジスタ３７は、マイコンからの命令に基づいて、欠陥アドレスのバッファＲＡＭ内におけるアドレスを保持する。
【００３９】
上記加算器３８は、アドレスレジスタ３７内に保持されているバッファＲＡＭ内アドレスに、ステップ生成器３６で生成されたステップ数を加算し、その結果をバッファＲＡＭ２０へ出力する。
【００４０】
上記バッファＲＡＭデータレジスタ３４は、加算器３８での加算結果に等しいバッファＲＡＭ内アドレスに記録されている欠陥アドレスを保持する。
【００４１】
次に、上記欠陥検索回路１０による欠陥検索方法の説明の前に、ＤＶＤディスクにおけるメモリ空間の構造について、図３及び図４（ａ）、（ｂ）を用いて説明する。図３はＤＶＤディスクのメモリ空間の概念図であり、図４（ａ）は１つのゾーン内の具体的な構成を示し、図４（ｂ）は（ａ）図に対応した欠陥リストの例である。なお、本例は片面２．６５ＧバイトのＤＶＤディスクの例である。
【００４２】
まず図３に示すようにＤＶＤディスクのメモリ空間は、ゾーンと呼ばれる２４個の領域と、ディスクの内周及び外周に設けられた欠陥リストとによって構成されている。
【００４３】
前記各ゾーンは複数個のブロック０〜ブロックｌ（ｌ：整数）から構成されており、データ領域とスペア領域との２つの領域に大きく分割されている。データ領域は、データの記録のために通常用いられるメモリ空間であり、スペア領域は、データ領域に欠陥が存在した場合に代用されるメモリ空間である。
【００４４】
前記各ブロックは各々２０６４バイトのメモリ容量を有する１６個のセクタ０〜セクタ１５により構成されている。
【００４５】
次に上記ゾーンの具体的な構成例について図４（ａ）、（ｂ）を用いて説明する。なお、ここでの欠陥は、製造時等に生じる初期欠陥について着目している。
【００４６】
まず１つのゾーンは前述の通りデータ領域とスペア領域とを有している。ここで、データ領域内のセクタ数が仮にｍ＋１（ｍ：整数）であったとする。データ領域では、セクタ毎に０〜ｍ（ｍ：整数）の物理アドレスが連番で番号付けされている。その（ｍ＋１）個のセクタの中に欠陥を有しているセクタが存在した場合には、そのセクタは使用されず、次の正常なセクタが使用される。そして、各セクタには正常なセクタ毎に順次番号付けされた論理アドレスが設けられている。よって、当該セクタの前に欠陥セクタが存在する場合には、その欠陥数毎に論理アドレスの番号が１つずつ後ろにずれていくことになる。
【００４７】
図４（ａ）の例では物理アドレス＝“１”、“３”、“４”、“６”のセクタに欠陥が存在するため、このセクタは使用されない。よって各々、次の正常なセクタが代用される。例えば物理アドレス＝“１”のセクタは、次の物理アドレス＝“２”である正常なセクタが代用され、この代替セクタの論理アドレスが“１”である。次に使用されるセクタの物理アドレスは“３”であるが、このセクタにも欠陥が存在する。よって次のセクタ（物理アドレスが“４”のセクタ）を代用するところであるが、このセクタにも欠陥が存在するため、更に次のセクタ（物理アドレスが“５”のセクタ）を使用することになる。すると、論理アドレス“２”は、物理アドレスが“５”のセクタまでずれ込むことになり、物理アドレスが“３”〜“５”の３つのセクタの論理アドレスは“２”となる。物理アドレスが“５”のセクタは正常であるので、このセクタは使用されるが、次の物理アドレスが“６”であるセクタは欠陥があるため、次の正常なセクタまでの論理アドレスが“３”となる。
【００４８】
論理アドレスは、上記のような番号付けによって設けられているため、データ領域の最終物理アドレスｍに相当するセクタの論理アドレスは、データ領域における総欠陥数をｎとすれば、“（ｍ−ｎ）”となる。そして、このｎ個の欠陥分のデータはスペア領域によって補償されることになる。すなわち、仮にスペア領域内のセクタに欠陥が無かったとすれば、スペア領域内の物理アドレスが“（ｍ＋ｎ）”であるセクタまでで、当該ゾーンにおける全てのデータが格納され、このセクタの論理アドレスは“ｍ”となる。
【００４９】
この時、ＤＶＤディスク内に記録される欠陥リストは図４（ｂ）のようになる。すなわち、欠陥リストには欠陥が存在する物理アドレスが順次記載されている。この欠陥アドレスは、例えばゾーン毎に区別されているといったことはなく、とにかく欠陥アドレスをゾーン０から順に記録していったものである。
【００５０】
なお、各ゾーン先頭セクタの物理アドレス及び論理アドレスは、各ＤＶＤの仕様によって予め決められている。
【００５１】
それでは本実施形態における欠陥検索方法について説明する。なお、実際のＤＶＤディスクは２４個のゾーンを有することにより２．６５Ｇバイトのメモリ容量を実現しているが、本実施形態では説明の簡単化の為に図５（ａ）乃至（ｃ）のような単純化されたメモリ空間を例に挙げて、モデル的な説明を行う。
【００５２】
図５（ａ）はＤＶＤディスクのメモリ空間を示す概念図、図５（ｂ）は各ゾーン内のメモリ空間の構成、図５（ｃ）は欠陥リストである。
【００５３】
本実施形態では図５（ａ）に示すように、ディスク内周に設けられた欠陥リストと、３つのゾーン０〜ゾーン２とによって構成されたメモリ空間を有するＤＶＤディスクを仮定する。そして図５（ｂ）に示すように、各ゾーンはそれぞれ１５個のセクタから構成されている。
【００５４】
まずゾーン０の構成について説明する。本ゾーンは、先頭物理アドレスが“０”、先頭論理アドレスが“０”である。そして、物理アドレスが“２”、“５”、“６”、“８”、“１２”のセクタに欠陥がある（欠陥数＝５）。
【００５５】
次にゾーン１は、先頭物理アドレスが“２０”、先頭論理アドレスが“２５”である。そして、物理アドレスが“２１”、“２３”、“２４”、“２６”、“２８”、“３３”のセクタに欠陥が存在する（欠陥数＝６）。
【００５６】
更にゾーン２は、先頭物理アドレスが４０、先頭論理アドレスが“５０”である。そして、物理アドレスが“４４”、“４７”、“４８”、“４９”、“５２”のセクタに欠陥が存在する（欠陥数＝５）。
【００５７】
上記構成のＤＶＤディスクの欠陥リストは図５（ｃ）のようになる。図示するように、欠陥の存在するセクタの物理アドレスがゾーン０からゾーン２まで順次記載されている。
【００５８】
上記構成のＤＶＤディスクの欠陥検索方法について、図６のフローチャートを用いて説明する。
【００５９】
［初期設定］
まず、ＤＶＤディスクがＤＶＤプレーヤにセットされたときの初期設定として、図６におけるステップＳ１０〜ステップＳ１１の処理が行われる。この処理について図２、図５及び図７を参照しながら説明する。
【００６０】
ＤＶＤディスク５０がＤＶＤプレーヤにセットされると、ディスク５０内の欠陥リストが読み出され、この欠陥リストがバッファＲＡＭ２０内に書き込まれる（ステップＳ１０、図７参照）。前述のように欠陥リスト内の欠陥アドレスは物理アドレスにより記述されている。
【００６１】
次にマイコン４０は、バッファＲＡＭ２０内に書き込まれた上記欠陥リストを読み出し、各ゾーン先頭の欠陥アドレスが書き込まれたバッファＲＡＭ２０内アドレスを把握する（ステップＳ１１）。前述のように、各ゾーンの先頭物理アドレスは予め決められており、その物理アドレスからマイコンは各ゾーン先頭の欠陥アドレスを認識する。本実施形態では、ゾーン０、ゾーン１、ゾーン２のそれぞれの先頭物理アドレスは、図５（ｂ）に示すように“０”、“２０”、“４０”である。であるから、欠陥リスト内の欠陥アドレスが“２”、“２１”、“４４”がそれぞれ各ゾーン内の先頭欠陥アドレスであることが分かる。そして欠陥アドレス“２”、“２１”、“４４”が書き込まれたバッファＲＡＭ内のアドレスは、図７に示すようにそれぞれ“０００１”、“０００６”、“０００Ｃ”である。よってこれらの“０００１”、“０００６”、“０００Ｃ”というアドレスを、各ゾーン先頭のバッファＲＡＭ内アドレスとしてマイコン４０が把握する。
【００６２】
［再生準備］
次にＤＶＤディスクの再生のための準備として行われる処理が、図６におけるステップＳ１２〜Ｓ１８、及びステップＳ２１〜Ｓ２７の処理である。この処理について図２、図５及び図８（ａ）、（ｂ）を参照しながら説明する。
【００６３】
まず、ホストＰＣ６０からマイコン４０に再生（記録）命令と共に、再生（記録）開始先頭アドレス（要求アドレス）が入力される。このホストＰＣ６０からの要求アドレスは論理アドレスである。
【００６４】
次に、マイコン４０は要求アドレスがどのゾーン内に存在するかを調べる（ステップＳ１２）。前述のように、各ゾーンの先頭論理アドレスは予め決められており、その論理アドレスからマイコン４０は各ゾーン先頭の論理アドレスを認識する。本実施形態では、ゾーン０、ゾーン１、ゾーン２のそれぞれの先頭論理アドレスは、図５（ｂ）に示すように“０”、“２５”、“５０”である。ここでホストＰＣからの要求論理アドレスが“２８”であったとすれば、当該アドレスがゾーン１に含まれることが分かる。
【００６５】
次にマイコン４０は、ホストＰＣ６０からの要求論理アドレス“２８”に対する理想物理アドレスを計算する（ステップＳ１３）。理想物理アドレスとは、仮にＤＶＤディスクに欠陥が無かった場合の、当該要求論理アドレスに相当する物理アドレスのことである。理想物理アドレスは、図８にも示すように、
（理想物理アドレス）＝（該当ゾーン先頭物理アドレス）＋（ホスト指定論理アドレス）−（該当ゾーン先頭論理アドレス）
の式から求められる。本実施形態であると、（該当ゾーン先頭物理アドレス）＝“２０”、（ホスト指定論理アドレス）＝“２８”、（該当ゾーン先頭論理アドレス）＝“２５”、であるから、理想物理アドレスは“２０”＋“２８”−“２５”＝“２３”となる。すなわち、当該ゾーンにおいて、要求アドレスよりも前に欠陥が存在しない場合には、この理想物理アドレス“２３”にアクセスすればよい。
【００６６】
そしてマイコン４０は理想物理アドレス“２３”をホスト指定アドレスレジスタ３１に保持させる（ステップＳ１３）。
【００６７】
次にマイコン４０は、当該ゾーンの欠陥リストが記録されているバッファＲＡＭ２０内の先頭アドレスを把握し、当該先頭アドレスをアドレスレジスタ３７に保持させる（ステップＳ１４）。本実施形態ではゾーン１が該当ゾーンであり、ゾーン１内の先頭欠陥アドレスを記録したバッファＲＡＭ内アドレスは、図６に示すように“０００６”である。よってマイコン４０は、バッファＲＡＭ内アドレス“０００６”をアドレスレジスタ３７に保持させる。
【００６８】
そしてこれより実質的な欠陥検索処理を行う。
【００６９】
まず、上記バッファＲＡＭ内アドレス“０００６”に記録されている欠陥アドレス“２１”をバッファＲＡＭ２０より読み出し、この欠陥アドレス“２１”をバッファＲＡＭデータレジスタ３４に保持させる（ステップＳ１５）。
【００７０】
また、前記ホスト指定アドレスレジスタ３１に保持されている理想物理アドレス“２３”を、ラッチ３３にて目標アドレスとしてラッチさせる。
【００７１】
そして比較器３５が、ラッチ３３にラッチされている理想物理アドレス（目標アドレス）“２３”と、バッファＲＡＭデータレジスタに保持されている欠陥アドレス“２１”とを比較する（ステップＳ１７）。この比較結果は、目標アドレス“２３”＞欠陥アドレス“２１”である。
【００７２】
上記処理は、ＤＶＤディスクに欠陥がなかった場合の物理アドレスと、当該ゾーンにおける最初の欠陥アドレスとの比較であり、もし仮に、ホストＰＣからの要求アドレスの前に欠陥が無かったとすれば、両者の比較結果は当然に目標アドレス（理想物理アドレス）＜欠陥アドレスとなるはずである。すなわち、理想物理アドレスこそが、実際にアクセスすべきディスクの物理アドレスとなる。
【００７３】
よってこの場合には、ラッチ３３にラッチされている目標アドレス（理想物理アドレス）をマイコン４０が読み出す。ここでは目標アドレス“２３”を読み出すことになる。そしてマイコン４０は読み出した目標アドレス“２３”を、この物理アドレスからの再生を命令するためにサーボＩＣへ報告する（ステップＳ１８）。
【００７４】
逆に、目標アドレス≧欠陥アドレスとなった場合には、要求アドレスの前に少なくとも１つ以上の欠陥が存在すると言うことである。
【００７５】
本実施形態では、ステップＳ１７の段階で目標アドレス＞欠陥アドレスであるので、次の目標アドレスを設定し、該目標アドレスと次の欠陥アドレスとの比較を行う。
【００７６】
まず、ステップ生成器３６は目標アドレス＞欠陥アドレスという比較結果を受けることによりステップ数を生成する（ステップＳ２１）。ステップ数は例えば“１”である。
【００７７】
このステップ数は加算器３８へ送られる。加算器３８は、アドレスレジスタ３７に保持されているバッファＲＡＭ内アドレス“０００６”とステップ数“１”を加算する。そして加算結果“０００７”なるアドレスを生成して、バッファＲＡＭ２０へ出力する（ステップＳ２２）。このようにステップ生成器３６がステップ数“１”を生成することで、欠陥リスト内の次の欠陥アドレスが記録されているバッファＲＡＭ内アドレスを生成できる。なお、このステップ数は必ずしも“１”である必要はないが、その場合については第２の実施形態以降で後述する。
【００７８】
そして、上記バッファＲＡＭ内アドレス“０００７”内の欠陥アドレス“２３”を読み出し、バッファＲＡＭデータレジスタ３４に保持する（ステップＳ２３）。
【００７９】
それと同時にステップ生成器３６は、バッファＲＡＭ内アドレスを生成するために使用したステップ数を加算器３２へ出力する。ここではステップ数は“１”であった。加算器３２では、ホスト指定アドレスレジスタ３１に保持されている理想物理アドレス“２３”と、このステップ数“１”とを加算し、その加算結果“２４”を目標アドレスとしてラッチ３３に出力する（ステップＳ２４）。
【００８０】
そして比較器３５は、ラッチ３３内にラッチされている目標アドレス“２４”と、バッファＲＡＭデータレジスタ３４に保持されている欠陥アドレス“２３”とを比較する（ステップＳ２５）。すると、比較結果は目標アドレス“２４”＞欠陥アドレス“２３”、である。
【００８１】
そこで、本比較に用いたバッファＲＡＭ内アドレス“０００７”、及び目標アドレス“２４”を、それぞれアドレスレジスタ３７及びホスト指定アドレスレジスタ３１に格納する（ステップＳ２７）。
【００８２】
その後は上記処理を、ステップ数を加算しながら目標アドレス＜欠陥アドレスとなるまで繰り返す。
【００８３】
すなわち、本実施形態では、目標アドレス＞欠陥アドレスであったので、次の目標アドレスを設定して、該目標アドレスと次の欠陥アドレスとの比較を行う。
【００８４】
まずステップ生成器３６が出力するステップ数“１”と、アドレスレジスタ３７内のバッファＲＡＭ内アドレス“０００７”とを、加算器３８で加算して（ステップＳ２２）、バッファＲＡＭ内アドレス“０００８”にアクセスする。すると、バッファＲＡＭ内アドレス“０００８”に記録されている欠陥アドレス“２４”がバッファＲＡＭデータレジスタ３４に保持される（ステップＳ２３）。また、加算器３２はステップ数“１”とホスト指定アドレスレジスタ３１内の目標アドレス“２４”とを加算する。この加算結果“２５”を目標アドレスとしてラッチ３３がラッチする（ステップＳ２４）。そして比較器３５で両者を比較すると（ステップＳ２５）、目標アドレス“２５”＞欠陥アドレス“２４”、であるから、更に同一の処理を繰り返す（ステップＳ２６）。
【００８５】
すなわち、まず本比較に用いたバッファＲＡＭ内アドレス“０００８”、及び目標アドレス“２５”を、それぞれアドレスレジスタ３７及びホスト指定アドレスレジスタ３１に格納する（ステップＳ２７）。
【００８６】
次に、ステップ生成器３６が出力するステップ数“１”と、アドレスレジスタ３７内のバッファＲＡＭ内アドレス“０００８”とを加算器３８で加算して（ステップＳ２２）、バッファＲＡＭ２０内のアドレス“０００９”にアクセスする。そして、バッファＲＡＭ内アドレス“０００９”に記録されている欠陥アドレス“２６”を、バッファＲＡＭデータレジスタで保持する（ステップＳ２３）。また、加算器３２はステップ数“１”とホスト指定アドレスレジスタ３１内の目標アドレス“２５”とを加算する。この加算結果“２６”を目標アドレスとしてラッチ３３がラッチする（ステップＳ２４）。そして比較器３５で両者を比較すると（ステップＳ２５）、目標アドレス“２６”＝欠陥アドレス“２６”、であるから、更に同一の処理を繰り返す（ステップＳ２６）。
【００８７】
すなわち、まず本比較に用いたバッファＲＡＭ内アドレス“０００９”、及び目標アドレス“２６”を、それぞれアドレスレジスタ３７及びホスト指定アドレスレジスタ３１に格納する（ステップＳ２７）。
【００８８】
そしてバッファＲＡＭデータレジスタ３４に欠陥リスト内の次の欠陥アドレス“２８”を保持する。また、ホスト指定アドレスレジスタ３１内の目標アドレス“２６”にステップ数“１”を生成を加算した目標アドレス“２７”をラッチ３３にラッチする。そして、比較器３３が欠陥アドレス“２８”と目標アドレス“２７”とを比較する。すると、ここではじめて目標アドレス“２７”＜欠陥アドレス“２８”、の条件が満たされる。
【００８９】
この条件が満たされると、満たされた時にラッチ３３にラッチされていた目標アドレスをマイコン４０が読み出す。ここでは目標アドレス“２７”を読み出すことになる。そしてマイコン４０は読み出した目標アドレス“２７”をサーボＩＣへ報告する（ステップＳ１８）。すなわち、図８（ａ）から明らかなように、目標アドレス＜欠陥アドレスとなった時の目標アドレス“２７”こそが、ホストＰＣから要求された論理アドレス“２８”に対応した物理アドレスに相当するのである。
【００９０】
上記処理は次のようにも説明できる。図８（ｂ）は当該ゾーンにおける欠陥リストとバッファＲＡＭ内アドレスとの関係を示すものである。なお、エントリ数とは、当該欠陥アドレスの前に存在する欠陥数を示すものである。よって、欠陥リスト内の先頭欠陥アドレスは当該ゾーンにおける最初の欠陥であるから、エントリ数は“０”である。その後はリストの後ろに行くに従ってエントリ数は“１”ずつ増加していく。本欠陥検索方法では、欠陥が全くないと仮定したときの理想物理アドレスを目標アドレスとして、この目標アドレスと、バッファＲＡＭ内先頭アドレスに記録されている先頭欠陥アドレスとを比較している。そして、その後は前の比較で用いた目標アドレスに所定のステップ数だけ加算した新たな目標アドレスと、そのステップ数だけ先の欠陥アドレスとの比較を順次行っている。そこで、目標アドレス＞欠陥アドレスとなったということは、要求アドレスよりも前に存在する欠陥数が、当該欠陥アドレスに相当するエントリ数よりも多いと言うことである。そして、初めて目標アドレス＜欠陥アドレスとなったとき、当該欠陥アドレスに相当するエントリ数だけの欠陥数が存在するということである。本実施形態では、ステップ数を“１”ずつ増やして欠陥検索を行っている。そして、欠陥アドレス“２８”と目標アドレスとの比較を行ったときに初めて目標アドレス＜欠陥アドレスが満たされた。すなわち、当該欠陥アドレスに対応するエントリ数は“４”であるから、要求アドレスの前に存在する欠陥数は４個である。そして、理想物理アドレス“２３”にこの欠陥数“４”を足したアドレス“２７”こそが、ホスト指定アドレスに対応する物理アドレスとなるのである。
【００９１】
従って、ステップ生成器３６が生成するステップ数は、エントリ数であると言うこともできる。なぜなら、このステップ数をバッファＲＡＭ内アドレスに加算してやることで、当該ステップ数に対応した欠陥アドレスにアクセスすることが出来るからである。
【００９２】
［再生］
以上のようにして、ＤＶＤディスク内の再生開始物理アドレスが決定し、当該目標アドレス“２７”より再生を開始する（ステップＳ１９）。
【００９３】
次にマイコン４０は、当該エントリに相当する欠陥アドレスを読み出し、再生時にはそのアドレスを読み飛ばすようにサーボ制御ＩＣに指示する（ステップＳ２０）。すなわち、エントリが“４”である欠陥アドレス“２８”を読み飛ばすように指示を出す。なぜなら、ホストＰＣから要求された再生開始アドレスから再生を始めた際の、最初の欠陥アドレスが、当該欠陥アドレス“２８”だからである。
【００９４】
以上の処理により、ＤＶＤディスクの欠陥検索が終了する。
【００９５】
上記のように本実施形態に係る欠陥検索装置及び欠陥検索方法は、目標アドレスにステップ数を“１”ずつ加算することにより新たな目標アドレスを設定し、この目標アドレスと、対応するエントリ数の欠陥アドレスとの比較を、目標アドレス＜欠陥アドレスとなるまで繰り返している。この処理は、ホストＰＣからの論理アドレスを物理アドレスに変換していると言い換えることが出来る。そしてその変換処理は、目標アドレス＜欠陥アドレスとなった時に終了する。この変換終了時の目標アドレスこそが、変換後の物理アドレスであり、この目標アドレスをそのまま用いてＤＶＤディスクへアクセスすることが可能である。
【００９６】
このように、物理アドレスで記述された欠陥リストを論理アドレスに変換することなく物理アドレスのまま使用することが可能となるので、ＤＶＤプレーヤ側での処理の負担を軽減することが出来る。また、物理アドレスの欠陥リストを論理アドレスに書き換えないため、従来のように２次欠陥用に代替されたスペア領域内に存在する初期欠陥検索用の物理アドレスで記述された欠陥リストを別途用意する必要が無い。よってバッファＲＡＭの容量の削減を実現できる。
【００９７】
なお本実施形態では、目標アドレスと欠陥アドレスとの比較を、当該欠陥リストの先頭アドレスから１ステップ毎に順次行っている。しかし、必ずしも欠陥検索方法はこのような方法によって行う必要はない。そのような実施形態について、以下に述べる第２の実施形態以降で説明する。
【００９８】
次にこの発明の第２の実施形態に係る欠陥検索方法について、図９を用いて説明する。図９は本実施形態に係る欠陥検索方法のフローチャートである。本検索方法を実行する欠陥検索回路は、第１の実施形態で用いた図２の回路と同様であるので説明は省略する。
【００９９】
本実施形態は、目標アドレスと欠陥アドレスとの比較を、当該欠陥リストの先頭アドレスから１ステップ（エントリ）毎に順次行うのではなく、欠陥リストを順次半分にしながら比較を行うことで最終的な目標アドレスを検出するものである。特に、現仕様のＤＶＤディスクにおける欠陥リストに格納可能な欠陥アドレスは最大で７６００個であるから、先頭アドレスから１ステップ毎に順次比較を行う第１の実施形態よりも、より好ましい方法であると言える。
【０１００】
本欠陥検索方法について、図１０（ａ）乃至（ｆ）及び図１１（ａ）乃至（ｄ）を参照しながら説明する。図１０（ａ）乃至（ｆ）及び図１１（ａ）乃至（ｄ）は、目標アドレスと欠陥アドレスとの比較の方法を順次示すための図であり、横軸の数字０〜１０２４はエントリ数を、Ｓｘ（ｘ：０〜１０２４）は各エントリに対応する欠陥アドレスを示している。
【０１０１】
まず第１の実施形態で説明した図６のフローチャートと同様に、ステップＳ１０からステップＳ１７までの処理を行う。すなわち、理想物理アドレスを目標アドレス“Ｄａ”に設定し、当該ゾーンの欠陥リストが記録されているバッファＲＡＭ内先頭アドレスの欠陥アドレス“Ｓ０”を、バッファＲＡＭデータレジスタ３４内に格納する。そして、目標アドレス“Ｄａ”と欠陥アドレス“Ｓ０”とを比較器３５にて比較する。この比較結果は、目標アドレス“Ｄａ”の前に存在する欠陥数が０でない限り、当然に目標アドレス“Ｄａ”＞欠陥アドレス“Ｓ０”となる（ステップＳ１７）。
【０１０２】
目標アドレス＜欠陥アドレスが満たされない場合には、バッファＲＡＭ内先頭アドレスから所定のステップ数だけ先のバッファＲＡＭ内アドレスにアクセスし、このステップ数だけ先のバッファＲＡＭ内アドレスに記録されている欠陥アドレスを、バッファＲＡＭデータレジスタ３４に取り込む。更に、当該ステップ（エントリ）数を当該目標アドレスに加算して、これを新たな目標アドレスとして、両者の比較を行う。
【０１０３】
この様子を示しているのが図１０（ａ）である。すなわち本実施形態に係る欠陥検索方法は欠陥リストを順次半分に区切って比較を行うものである。そこで、図示するように、１０２４あるエントリ数を半分に区切るために、エントリ数“５１２”の欠陥アドレスと目標アドレスとを比較するのである。具体的には、ステップＳ２１の処理で、ステップ生成器３６は所定のステップ数、すなわちステップ数“５１２”を生成する。そして、アドレスレジスタに保持されているバッファＲＡＭ内先頭アドレスに、ステップ数“５１２”を加算する。そして、この加算結果に等しいバッファＲＡＭ内アドレス（先頭アドレスから“５１２”エントリ先のアドレス）に記録されている欠陥アドレス“Ｓ５１２”を、バッファＲＡＭデータレジスタ３４に取り込む（ステップＳ２３）。この欠陥アドレスに対応するエントリ数は、言うまでもなく“５１２”である。また、ステップ生成器が生成したステップ数“５１２”を、ホスト指定アドレスレジスタに保持されている目標アドレス“Ｄａ”に、加算器３２により加算する。そして、この加算結果を新たな目標アドレス“Ｄｂ”（＝“Ｄａ”＋“５１２”）として、ラッチ３３にラッチする（ステップＳ２４）。
【０１０４】
そして比較器３５により、上記目標アドレス“Ｄｂ”と欠陥アドレス“Ｓ５１２”とを比較する（ステップＳ２５）。
【０１０５】
上記比較結果は、図１０（ａ）に示すように、目標アドレス“Ｄｂ”＞欠陥アドレス“Ｓ５１２”である（ステップＳ２６）。そこで、更に“５１２”だけ先の欠陥アドレスと新たな目標アドレスとの比較を行う。
【０１０６】
まず、当該比較に用いたバッファＲＡＭ内アドレス及び目標アドレス“Ｄｂ”を、それぞれアドレスレジスタ３７及びホスト指定アドレスレジスタ３１に格納する（ステップＳ２７）。
【０１０７】
次に、ステップ生成器３６によって生成されたステップ数“５１２”を、アドレスレジスタ３７に格納されているバッファＲＡＭ内アドレスに加算する。このバッファＲＡＭ内アドレスは、目標アドレス“Ｄｂ”との比較の際に用いた欠陥アドレス“Ｓ５１２”が格納されているバッファＲＡＭ内のアドレスである。そして、このアドレスとステップ数“５１２”との加算結果に等しいバッファＲＡＭ内アドレス（先頭アドレスから“１０２４”エントリ先のアドレス）に記録されている欠陥アドレス“Ｓ１０２４”を、バッファＲＡＭデータレジスタ３４に取り込む（ステップＳ２３）。この欠陥アドレスに対応するエントリ数は、言うまでもなく“１０２４”である。また、ステップ生成器が生成したステップ数“５１２”を、ホスト指定アドレスレジスタに保持されている目標アドレス“Ｄｂ”に加算器３２により加算する。前述の通り、目標アドレス“Ｄｂ”は、直前の比較処理（ステップＳ２５）で用いた目標アドレスである。そして、この加算結果を新たな目標アドレス“Ｄｃ”（＝“Ｄｂ”＋“５１２”）として、ラッチ３３でラッチする（ステップＳ２４）。
【０１０８】
そして比較器３５により、上記目標アドレス“Ｄｃ”と欠陥アドレス“Ｓ１０２４”とを比較する（ステップＳ２５）。
【０１０９】
すると、ここで目標アドレス“Ｄｃ”＜欠陥アドレス“Ｓ１０２４”の関係が満たされる（ステップＳ２６）。このように、目標アドレスが、欠陥アドレス“Ｓ０”、“Ｓ５１２”よりも大きく、且つ“Ｓ１０２４”よりも小さいという関係から次のことが分かる。すなわち、ホストＰＣからの要求アドレスの物理アドレスは、欠陥アドレスが“Ｓ５１２”から“Ｓ１０２４”である範囲内の値をとる。換言すれば、要求アドレスの前には少なくとも５１２個の欠陥が存在する、ということでもある。
【０１１０】
次に処理はステップＳ３０へ進み、ステップ数が“１”であるか否かの判定を行う。ここではステップ数は“５１２”であったから、ステップＳ２７の処理へ進む。すなわち、ステップ数を“５１２”よりも小さくすると共に、目標アドレス＜欠陥アドレスとなる直前の比較（ステップＳ２５）で用いたバッファＲＡＭ内アドレス及び目標アドレスを、それぞれアドレスレジスタ３７及びホスト指定アドレスレジスタ３１に格納する。ここでは、欠陥アドレス“Ｓ５１２”が記録されているバッファＲＡＭ内アドレス及び目標アドレス“Ｄｂ”が格納される。この処理ステップＳ３１において、アドレスレジスタ３７及びホスト指定アドレスレジスタ３１に各アドレスを格納すると言うことは、当該アドレスより先のアドレスの範囲内のみで検索を続けると言うこと、言い換えれば、検索範囲の再設定を行っていると言うことでもある。なぜなら、前述の通り要求アドレスに対応する物理アドレスは“Ｓ５１２”から“Ｓ１０２４”の範囲内に存在することが既に分かっている。よって次は少なくともこの範囲内で新たなステップで検索を行えば足りるからである。そこで、この範囲内の総エントリ数“５１２”を半分に区切るべく、ステップ生成器３６は新たなステップ数“５１２”／２＝“２５６”を生成する。この様子を示しているのが図１０（ｂ）である。
【０１１１】
その後は上記ステップＳ２２〜ステップＳ２７の処理を繰り返す。
【０１１２】
まず、アドレスレジスタに保持されているバッファＲＡＭ内先頭アドレスに、ステップ数“２５６”を加算する。そして、この加算結果に等しいバッファＲＡＭ内アドレス（先頭アドレスから“７６８”エントリ先のアドレス）に記録されている欠陥アドレス“Ｓ７６８”を、バッファＲＡＭデータレジスタ３４に取り込む（ステップＳ２３）。この欠陥アドレスに対応するエントリ数は、言うまでもなく“７６８”である。また、ステップ生成器が生成したステップ数“２５６”を、ホスト指定アドレスレジスタに保持されている目標アドレス“Ｄｂ”に加算器３２により加算する。そして、この加算結果を新たな目標アドレス“Ｄｄ”（＝“Ｄｂ”＋“２５６”＝理想物理アドレス“Ｄａ”＋“７６８”）をラッチ３３でラッチする（ステップＳ２４）。
【０１１３】
そして比較器３５により、上記目標アドレス“Ｄｄ”と欠陥アドレス“Ｓ７６８”とを比較する（ステップＳ２５）。
【０１１４】
上記比較結果は、図１０（ｂ）に示すように、目標アドレス“Ｄｄ”＞欠陥アドレス“Ｓ７６８”である（ステップＳ２６）。これにより、ホストＰＣの要求アドレスが“Ｓ５１２”から“Ｓ７６８”の物理アドレスの範囲内に存在するということが分かる。換言すれば、要求アドレスの前には５１２個以上７６８個以下の欠陥が存在する、ということでもある。
【０１１５】
よって、処理はステップＳ３０へ進み、ステップ数が“１”であるか否かの判定を行う。ステップ数は“２５６”であったから、ステップＳ２７の処理へ進む。すなわち、ステップ数を“２５６”よりも小さくすると共に、目標アドレス＜欠陥アドレスとなる直前の比較（ステップＳ２５）で用いたバッファＲＡＭ内アドレス及び目標アドレスを、それぞれアドレスレジスタ３７及びホスト指定アドレスレジスタ３１に格納する。ここでは、欠陥アドレス“Ｓ５１２”が記録されているバッファＲＡＭ内アドレス及び目標アドレス“Ｄｂ”が格納される。
【０１１６】
前述の通り、要求アドレスに対応する物理アドレスは“Ｓ５１２”から“Ｓ７６８”の範囲内に存在することが既に分かっている。よって次はこの範囲内で新たなステップで検索を行えばよい。そこで、この範囲内の総エントリ数“２５６”を半分に区切るべく、新たなステップ数を“２５６”／２＝“１２８”に設定する。この様子を示しているのが図１０（ｃ）である。
【０１１７】
その後は上記ステップＳ２２〜ステップＳ２７の処理を繰り返す。これらは上記処理と全く同じであるため、その詳細は省略するが、各範囲内における比較結果のみ説明する。
【０１１８】
図１０（ｃ）に示すように、エントリ数“５１２”〜“７６８”の範囲内（総エントリ数“２５６”）で検索を行った場合には、“Ｄｂ”から“１２８”エントリだけ先の目標アドレス“Ｄｅ”（＝“Ｄｂ”＋“１２８”）＜欠陥アドレス“Ｓ６４０”である。よって、要求アドレスは物理アドレスが“Ｓ５１２”〜“Ｓ６４０”の範囲内に存在することが分かる。
【０１１９】
次に図１０（ｄ）に示すように、エントリ数“５１２”〜“６４０”の範囲内（総エントリ数“１２８”）で検索を行う。この場合には、“Ｄｂ”から“６４”エントリだけ先の目標アドレス“Ｄｆ”（＝“Ｄｂ”＋“６４”）＞欠陥アドレス“Ｓ５７６”である。更に“Ｄｆ”から“６４”エントリ先の目標アドレス“Ｄｇ”（＝“Ｄｅ”＋“６４”）＜欠陥アドレス“Ｓ６４０”である。よって、要求アドレスは物理アドレスが“Ｓ５７６”〜“Ｓ６４０”の範囲内に存在することが分かる。
【０１２０】
次に図１０（ｅ）に示すように、エントリ数“５７６”〜“６４０”の範囲内（総エントリ数“６４”）で検索を行う。この場合には、“Ｄｆ”から“３２”エントリだけ先の目標アドレス“Ｄｈ”（＝“Ｄｆ”＋“３２”）＞欠陥アドレス“Ｓ６０８”である。更に“Ｄｈ”から“３２”エントリ先の目標アドレス“Ｄｉ”（＝“Ｄｈ”＋“３２”）＜欠陥アドレス“Ｓ６４０”である。よって、要求アドレスは物理アドレスが“Ｓ６０８”〜“Ｓ６４０”の範囲内に存在することが分かる。
【０１２１】
次に図１０（ｆ）に示すように、エントリ数“６０８”〜“６４０”の範囲内（総エントリ数“３２”）で検索を行う。この場合には、“Ｄｈ”から“１６”エントリだけ先の目標アドレス“Ｄｊ”（＝“Ｄｈ”＋“１２８”）＜欠陥アドレス“Ｓ６２４”である。よって、要求アドレスは物理アドレスが“Ｓ６０８”〜“Ｓ６２４”の範囲内に存在することが分かる。
【０１２２】
次に図１１（ａ）に示すように、エントリ数“６０８”〜“６２４”の範囲内（総エントリ数“１６”）で検索を行った場合には、“Ｄｈ”から“８”エントリだけ先の目標アドレス“Ｄｋ”（＝“Ｄｈ”＋“８”）＞欠陥アドレス“Ｓ６１６”である。更に“Ｄｋ”から“８”エントリ先の目標アドレス“Ｄｌ”（＝“Ｄｋ”＋“８”）＜欠陥アドレス“Ｓ６２４”である。よって、要求アドレスは物理アドレスが“Ｓ６１６”〜“Ｓ６２４”の範囲内に存在することが分かる。
【０１２３】
次に図１１（ｂ）に示すように、エントリ数“６１６”〜“６２４”の範囲内（総エントリ数“８”）で検索を行った場合には、“Ｄｋ”から“４”エントリだけ先の目標アドレス“Ｄｍ”（＝“Ｄｋ”＋“４”）＜欠陥アドレス“Ｓ６２０”である。よって、要求アドレスは物理アドレスが“Ｓ６１６”〜“Ｓ６２０”の範囲内に存在することが分かる。
【０１２４】
次に図１１（ｃ）に示すように、エントリ数“６１６”〜“６２０”の範囲内（総エントリ数“４”）で検索を行った場合には、“Ｄｋ”から“２”エントリだけ先の目標アドレス“Ｄｎ”（＝“Ｄｋ”＋“２”）＞欠陥アドレス“Ｓ６１８”である。更に“Ｄｎ”から“２”エントリ先の目標アドレス“Ｄｏ”（＝“Ｄｎ”＋“２”）＜欠陥アドレス“Ｓ６２０”である。よって、要求アドレスは“Ｓ６１８”〜“Ｓ６２０”の物理アドレスの範囲内に存在することが分かる。
【０１２５】
次に図１１（ｄ）に示すように、エントリ数“６１８”〜“６２０”の範囲内（総エントリ数“２”）で検索を行った場合には、“Ｄｎ”から“１”エントリだけ先の目標アドレス“Ｄｐ”（＝“Ｄｎ”＋“１”）＞欠陥アドレス“Ｓ６１９”である。更に“Ｄｐ”から“１”エントリ先の目標アドレス“Ｄｑ”（＝“Ｄｐ”＋“１”）＜欠陥アドレス“Ｓ６２０”である。よって、要求アドレスは物理アドレスが“Ｓ６１９”〜“Ｓ６２０”の範囲内に存在することが分かる。
【０１２６】
上記の処理でステップ数は“１”となるので、ステップＳ１８の処理に進む。ステップＳ１８の処理では、当該目標アドレスを読み込み、ＤＶＤディスクへの駆動命令を出力するサーボ制御ＩＣへ当該目標アドレスを報告する。すなわち、ステップ数＝“１”となった際に、目標アドレス＜欠陥アドレスとなる目標アドレスこそが、ホストＰＣからの要求アドレスに対応するＤＶＤディスクの物理アドレスに相当するのである。ここでは、図１２に示すように、目標アドレス“Ｄｑ”が再生開始の物理アドレスとなり、その前後の物理アドレス“Ｓ６１９”、“Ｓ６２０”のセクタに欠陥が存在する。
【０１２７】
その後は第１の実施形態同様に、ラッチ３３にラッチされている目標アドレス“Ｄｑ”から再生を開始する（ステップＳ１９）。そして、マイコン４０は当該エントリ数“６２０”を読み出し、再生時にはそのアドレスを読み飛ばすようにサーボ制御ＩＣに指示する（ステップＳ２０）。すなわち、エントリが“６２０”である欠陥アドレス“Ｓ６２０”を読み飛ばすように指示を出す。なぜなら、ホストＰＣから要求された再生開始アドレスから再生を始めた際の、最初の欠陥アドレスが、当該欠陥アドレス“Ｓ６２０”だからである。
【０１２８】
以上の処理により、ＤＶＤディスクの欠陥検索が終了する。
【０１２９】
上記のように本実施形態に係る欠陥検索装置及び欠陥検索方法は、目標アドレスに、総エントリ数を１／２にするような一定のステップ数を加算することにより新たな目標アドレスを設定し、この目標アドレスと、対応するエントリ数の欠陥アドレスとの比較を、目標アドレス＜欠陥アドレスとなるまで繰り返している。そして、上記条件が満足された場合には、ステップ数が１であるか否かを判断する。ステップ数が１より大きい場合には、目標アドレス＞欠陥アドレスとなる直前の欠陥アドレスに対応するエントリ数から、目標アドレス＞欠陥アドレスとなった際の欠陥アドレスに対応するエントリ数までを総エントリとし、この総エントリ数を１／２にするようなステップ数を設定する。そして前記目標アドレスと、エントリ数に対応する欠陥アドレスとの比較を繰り返していく。ステップ数が１であり且つ、目標アドレス＞欠陥アドレスとなった時点で、ホストＰＣからの要求論理アドレスの物理アドレスへの変換が終了し、当該目標アドレスが再生開始の物理アドレスとなる。
【０１３０】
上記のような欠陥検索方法によっても、第１の実施形態と同様の効果を得ることが出来る。また、欠陥リストのエントリ数が非常に多い場合や、再生開始アドレスが、欠陥リストの後ろの方に存在するような場合には、第１の実施形態で説明した方法よりも、欠陥検索スピードを向上できる。
【０１３１】
上記第２の実施形態のように、欠陥リストを順次半分にしながら比較を行うことで最終的な目標アドレスを検出する方法について、より具体的な例を挙げて、次の第３の実施形態で説明する。
【０１３２】
この発明の第３の実施形態に係る欠陥検索方法について、図１３、図１４（ａ）乃至（ｅ）を用いて説明する。図１３は当該ゾーンに対応した欠陥リスト、図１４（ａ）乃至（ｅ）は、目標アドレスと欠陥アドレスとの比較の方法を順次示すための図である。
【０１３３】
まず図１３に示すように、本欠陥リストには３２個のエントリと、それに対応した欠陥アドレス（物理アドレス）が記録されている。そして、当該ゾーンの先頭物理アドレスを“０”、先頭論理アドレスを“１０”、ホストＰＣからの要求論理アドレスを“１３０”に設定したとする。
【０１３４】
まず、ホストＰＣからの要求論理アドレスの理想物理アドレスを計算する。理想物理アドレスは前述の通り、（先頭物理アドレス）＋（ホスト要求論理アドレス）−（先頭論理アドレス）で計算できる。よって理想物理アドレス＝“１２０”となる。そして、この理想物理アドレス“１２０”をホスト指定アドレスレジスタ３１に格納する。
【０１３５】
次に上記理想物理アドレス“１２０”を目標アドレス“Ｄａ”としてラッチ３３でラッチし、この目標アドレス“Ｄａ”とエントリ数“０”に対応する欠陥アドレス“２”とを比較する。当然ながら、目標アドレス“Ｄａ”＝“１２０”＞欠陥アドレス“２”、である。
【０１３６】
次に図１４（ａ）に示すように、エントリ“０”〜“３２”を１６エントリ毎に２分割するために、ステップ生成器３６はステップ数“１６”を生成する。そして加算器３８が、欠陥アドレス“２”が記録されているバッファＲＡＭ内アドレスにステップ数“１６”を加算する。次に、その加算結果に等しいバッファＲＡＭ内アドレスにアクセスすることにより、先頭欠陥アドレスから“１６”ステップ先の欠陥アドレス、すなわちエントリ数“１６”である欠陥アドレス“８５”を読み出し、バッファＲＡＭデータレジスタ３４に格納する。また、ホスト指定アドレスレジスタ３１に格納されている目標アドレス“Ｄａ”とステップ数“１６”とを加算器３２で加算し、この加算結果を新たな目標アドレス“Ｄｂ”（＝“Ｄａ”＋“１６”＝“１３６”）として設定し、ラッチ３３にラッチする。そして、比較器３５において、先頭アドレスから１６エントリ先の欠陥アドレス“８５”（エントリ数“１６”）と、目標アドレス“Ｄｂ”とを比較する。すると、目標アドレス“Ｄｂ”＝“１３６”＞欠陥アドレス“８５”である。そこで、目標アドレスを更に１６エントリ先の“Ｄｃ”（＝“Ｄｂ”＋“１６”＝“１５２”）に設定し、１６エントリ先の欠陥アドレス“１６３”（エントリ数“３２”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｃ”＝“１５２”＜欠陥アドレス“１６３”となる。すなわち、要求アドレスが物理アドレス“８５”〜“１６３”（エントリ数“１６”〜“３２”）の範囲内に存在することが分かる。
【０１３７】
次に図１４（ｂ）に示すように、エントリ“１６”〜“３２”を８エントリ毎に２分割する。まず目標アドレスを“Ｄｄ”（＝“Ｄｂ”＋“８”＝“１４４”）に設定し、８エントリ先の欠陥アドレス“１２８”（エントリ数“２４”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｄ”＝“１４４”＞欠陥アドレス“１２８”である。そこで、目標アドレスを“Ｄｅ”（＝“Ｄｄ”＋“８”＝“１５２”）に設定し、更に８エントリ先の欠陥アドレス“１６３”（エントリ数“３２”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｅ”＝“１５２”＜欠陥アドレス“１６３”となる。すなわち、要求アドレスが物理アドレス“１２８”〜“１６３”（エントリ数“２４”〜“３２”）の範囲内に存在することが分かる。
【０１３８】
次に図１４（ｃ）に示すように、エントリ“２４”〜“３２”を４エントリ毎に２分割する。まず目標アドレスを“Ｄｆ”（＝“Ｄｄ”＋“４”＝“１４８”）に設定し、４エントリ先の欠陥アドレス“１３９”（エントリ数“２８”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｆ”＝“１４８”＞欠陥アドレス“１３９”である。そこで、目標アドレスを“Ｄｇ”（＝“Ｄｆ”＋“４”＝“１５２”）に設定し、更に４エントリ先の欠陥アドレス“１６３”（エントリ数“３２”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｇ”＝“１５２”＜欠陥アドレス“１６３”となる。すなわち、要求アドレスが物理アドレス“１３９”〜“１６３”（エントリ数“２８”〜“３２”）の範囲内に存在することが分かる。
【０１３９】
次に図１４（ｄ）に示すように、エントリ“２８”〜“３２”を２エントリ毎に２分割する。まず目標アドレスを“Ｄｈ”（＝“Ｄｄ”＋“２”＝“１５０”）に設定し、２エントリ先の欠陥アドレス“１４７”（エントリ数“３０”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｈ”＝“１５０”＞欠陥アドレス“１４７”である。そこで、目標アドレスを“Ｄｉ”（＝“Ｄｈ”＋“２”＝“１５２”）に設定し、更に２エントリ先の欠陥アドレス“１６３”（エントリ数“３２”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｉ”＝“１５２”＜欠陥アドレス“１６３”となる。すなわち、要求アドレスが物理アドレス“１４７”〜“１６３”（エントリ数“３０”〜“３２”）の範囲内に存在することが分かる。
【０１４０】
次に図１４（ｅ）に示すように、エントリ“３０”〜“３２”を１エントリ毎に２分割する。まず目標アドレスを“Ｄｊ”（＝“Ｄｈ”＋“１”＝“１５１”）に設定し、１エントリ先の欠陥アドレス“１５５”（エントリ数“３１”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｊ”＝“１５１”＜欠陥アドレス“１５５”である。すなわち、要求アドレスが物理アドレス“１４７”〜“１５５”（エントリ数“３０”〜“３１”）の範囲内に存在することが分かる。
【０１４１】
そして、ステップ数が“１”となったため、目標アドレス＜欠陥アドレスとなった目標アドレス“Ｄｊ”＝“１５１”がホストＰＣが要求する物理アドレスであることが分かる。すなわち図１５に示すように、目標アドレス“Ｄｊ”＝“１５１”が再生開始の物理アドレスとなり、その前後の物理アドレス“１４７”、“１５５”のセクタに欠陥が存在する。よって再生時には、４セクタ先の物理アドレスが“１５５”であるセクタを読み飛ばすことになる。
【０１４２】
上記第２、第３の実施形態は、欠陥リストを順次半分にしながら比較を行うことで最終的な目標アドレスを検出する方法であったが、別の欠陥検索方法について、以下の第４、第５の実施形態で説明する。
【０１４３】
この発明の第４の実施形態に係る欠陥検索方法について図１６（ａ）乃至（ｄ）を用いて説明する。図１６（ａ）乃至（ｄ）は、目標アドレスと欠陥アドレスとの比較の方法を順次示すための図であり、横軸の数字０〜４０９６はエントリ数を、Ｓｘ（ｘ：０〜４０９６）は各エントリに対応する欠陥アドレスである。本検索方法を実行する欠陥検索回路は、第１の実施形態で用いた図２の回路と同様であるので説明は省略する。また本実施形態における欠陥検索方法のフローチャートは第２の実施形態で説明した図９と同様である。
【０１４４】
本実施形態は、欠陥リスト内のエントリを２分割していくのではなく、ある固定のエントリ単位でエントリを区切りながら比較を行い、その固定単位を小さくしていくことで最終的な目標アドレスを検出するものである。なお、本実施形態は上記第２、第３の実施形態においてステップ幅（エントリ数）を変えたものであるので、ここでは簡単に説明する。
【０１４５】
まず第２の実施形態で説明した図９のフローチャートと同様に、ステップＳ１０からステップＳ１７までの処理を行う。
【０１４６】
そして目標アドレス（理想物理アドレス）＞欠陥アドレス“Ｓ０”であった場合には、ステップ数を“５１２”に設定して、順次、目標アドレスと欠陥アドレスとの比較を行う。このステップ数“５１２”のもつ意味は、総エントリ数“４０９６”を８等分にするということである。
【０１４７】
上記比較の結果、図１６（ａ）に示すように、要求アドレスが物理アドレス“Ｓ１５３６”〜“Ｓ２０４８”（エントリ数“１５３６”〜“２０４８”）の範囲内に存在することが分かったとする。
【０１４８】
その場合には、欠陥アドレス“Ｓ１５３６”〜“Ｓ２０４８”（エントリ数“１５３６”〜“２０４８”）の範囲内での検索を行う。この際にはステップ数を細かく、例えばステップ数を“６４”に、設定して、順次、目標アドレスと欠陥アドレスとの比較を行う。このステップ数“６４”のもつ意味は、総エントリ数“５１２”を８等分にするということである。
【０１４９】
上記比較の結果、図１６（ｂ）に示すように、要求アドレスが物理アドレス“Ｓ１８５６”〜“Ｓ１９２０”（エントリ数“１８５６”〜“１９２０”）の範囲内に存在することが分かったとする。
【０１５０】
次に欠陥アドレス“Ｓ１８５６”〜“Ｓ１９２０”（エントリ数“１８５６”〜“１９２０”）の範囲内において、ステップ数を“８”に設定して、順次、目標アドレスと欠陥アドレスとの比較を行う。このステップ数“８”のもつ意味は、総エントリ数“６４”を８等分にするということである。
【０１５１】
上記比較の結果、図１６（ｃ）に示すように、要求アドレスが物理アドレス“Ｓ１８６４”〜“Ｓ１８７２”（エントリ数“１８６４”〜“１８７２”）の範囲内に存在することが分かったとする。
【０１５２】
次に欠陥アドレス“Ｓ１８６４”〜“Ｓ１８７２”（エントリ数“１８６４”〜“１８７２”）の範囲内において、ステップ数を“１”に設定して、順次、目標アドレスと欠陥アドレスとの比較を行う。このステップ数“１”のもつ意味は、総エントリ数“８”を８等分にするということである。
【０１５３】
上記比較の結果、図１６（ｄ）に示すように、要求アドレスが物理アドレス“Ｓ１８７０”〜“Ｓ１８７１”（エントリ数“１８７０”〜“１８７１”）の範囲内に存在することが分かったとする。
【０１５４】
図１６（ｄ）の段階でステップ数は“１”であるので、最後に目標アドレス＜欠陥アドレスとなった目標アドレスが、再生開始の物理アドレスとなる。
【０１５５】
上記のような方法によれば、ファームウェアの負担をより軽減できる欠陥検索を行うことが出来る。
【０１５６】
上記第４の実施形態の、更に具体的な説明を次の第５の実施形態で行う。
【０１５７】
この発明の第５の実施形態に係る欠陥検索方法について図１３、図１７（ａ）乃至（ｃ）を用いて説明する。図１７（ａ）乃至（ｃ）はそれぞれ目標アドレスと欠陥アドレスとの比較の方法を順次示すための図である。なお図１３は第３の実施形態でも使用した、当該ゾーンに対応した欠陥リストである。
【０１５８】
まず、理想物理アドレス“１２０”を目標アドレス“Ｄａ”に設定し、この目標アドレス“Ｄａ”と、エントリ数“０”に対応する欠陥アドレス“２”とを比較する。その比較結果は“Ｄａ”＝“１２０”＞欠陥アドレス“２”である。
【０１５９】
次にエントリ“０”〜“３２”を例えば８エントリ毎に４分割する。まず目標アドレスを“Ｄｂ”（＝“Ｄａ”＋“８”＝“１２８”）に設定し、８エントリ先の欠陥アドレス“４３”（エントリ数“８”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｂ”＝“１２８”＞欠陥アドレス“４３”である。そこで、目標アドレスを“Ｄｃ”（＝“Ｄｂ”＋“８”＝“１３６”）に設定し、更に８エントリ先の欠陥アドレス“８５”（エントリ数“１６”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｃ”＝“１３６”＞欠陥アドレス“８５”となる。そこで、目標アドレスを“Ｄｄ”（＝“Ｄｃ”＋“８”＝“１４４”）に設定し、更に８エントリ先の欠陥アドレス“１２８”（エントリ数“２４”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｄ”＝“１４４”＞欠陥アドレス“１２８”となる。そこで、目標アドレスを“Ｄｅ”（＝“Ｄｄ”＋“８”＝“１５２”）に設定し、更に８エントリ先の欠陥アドレス“１６３”（エントリ数“３２”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｅ”＝“１５２”＜欠陥アドレス“１６３”となる。すなわち、要求アドレスが物理アドレス“１２８”〜“１６３”（エントリ数“２４”〜“３２”）の範囲内に存在することが分かる。
【０１６０】
次にエントリ“２４”〜“３２”を２エントリ毎に４分割する。まず目標アドレスを“Ｄｆ”（＝“Ｄｅ”＋“２”＝“１４６”）に設定し、２エントリ先の欠陥アドレス“１３５”（エントリ数“２６”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｆ”＝“１４６”＞欠陥アドレス“１３５”である。そこで、目標アドレスを“Ｄｇ”（＝“Ｄｆ”＋“２”＝“１４８”）に設定し、更に２エントリ先の欠陥アドレス“１３９”（エントリ数“２８”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｇ”＝“１４８”＞欠陥アドレス“１３９”となる。そこで、目標アドレスを“Ｄｈ”（＝“Ｄｇ”＋“２”＝“１５０”）に設定し、２エントリ先の欠陥アドレス“１４７”（エントリ数“３０”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｈ”＝“１５０”＞欠陥アドレス“１４７”である。そこで、目標アドレスを“Ｄｉ”（＝“Ｄｈ”＋“２”＝“１５２”）に設定し、更に２エントリ先の欠陥アドレス“１６３”（エントリ数“３２”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｉ”＝“１５２”＞欠陥アドレス“１６３”となる。
【０１６１】
すなわち、要求アドレスが物理アドレス“１４７”〜“１６３”（エントリ数“３０”〜“３２”）の範囲内に存在することが分かる。
【０１６２】
次にエントリ“３０”〜“３２”を１エントリ毎に２分割する。まず目標アドレスを“Ｄｊ”（＝“Ｄｈ”＋“１”＝“１５１”）に設定し、１エントリ先の欠陥アドレス“１５５”（エントリ数“３１”）と比較する。すると、目標アドレス“Ｄｊ”＝“１５１”＜欠陥アドレス“１５５”である。すなわち、要求アドレスが物理アドレス“１４７”〜“１５５”（エントリ数“３０”〜“３１”）の範囲内に存在することが分かる。
【０１６３】
そして、ステップ数が“１”となったため、目標アドレス＜欠陥アドレスとなった目標アドレス“Ｄｊ”＝“１５１”がホストＰＣが要求する物理アドレスであることが分かる。すなわち、目標アドレス“Ｄｊ”＝“１５１”が再生開始の物理アドレスとなり、その前後の物理アドレス“１４７”、“１５５”のセクタに欠陥が存在する。よって再生時には、４セクタ先の物理アドレスが“１５５”であるセクタを読み飛ばすことになる。
【０１６４】
上記第４、第５の実施形態のように、欠陥リストを例えば“８”、“２”、“１”等の固定したステップ単位で区切ってデータの比較を行い、順次ステップ幅を小さくしていくような欠陥検索方法を用いることが出来る。
【０１６５】
上記第１乃至第５の実施形態で説明してきた欠陥検索回路による欠陥検索方法であると、物理アドレスで記述された欠陥リストを論理アドレスに変換することなく物理アドレスのまま使用することが可能となる。そのため、ＤＶＤプレーヤ側での処理の負担を軽減することが出来る。また、物理アドレスの欠陥リストを論理アドレスに書き換えないため、従来のように２次欠陥用に代替されたスペア領域内に存在する初期欠陥検索用の物理アドレスで記述された欠陥リストを別途用意する必要が無い。よってバッファＲＡＭの容量の削減を実現できる。
【０１６６】
なお本発明の主旨は、ホストＰＣからの論理アドレスで記述された要求アドレスに、順次エントリ数を加算すると共に、その加算結果と当該エントリ数に対応した欠陥アドレスとを比較することによって、当該要求アドレスの前に存在する欠陥数を発見することにある。そしてその方法は、欠陥リストを順次半分に区切っていく方法や、固定のステップ毎に区切っていく方法が考えられるが、このような区切り方に限定されるものではなく、様々な変形例が考えられる。
【０１６７】
また、上記第１乃至第５の実施形態で説明した欠陥検索方法では、まず初めに理想物理アドレスと先頭欠陥アドレスとの比較を行っている（図６、図９のフローチャートの処理ステップＳ１５〜Ｓ１７）。しかし、この処理は必ずしも必要とされるものではなく、場合によっては省略しても構わない。すなわち、先頭欠陥アドレスとの比較を行うことなく、はじめから理想物理アドレスに所定のステップ数を加算して目標アドレスを生成し、この目標アドレスと、当該ステップ数に等しいエントリ数に対応する欠陥アドレスとの比較を行っても良い。この場合、目標アドレス＜欠陥アドレスとなった場合には、次にはエントリ数“０”から当該ステップ数に等しいエントリ数との範囲内で検索を行えばよい。逆に目標アドレス＞欠陥アドレスとなった場合には、次には当該ステップ数に等しいエントリ数から先のエントリ数との間で検索を行えばよい。
【０１６８】
また、上記実施形態では、図６、図９のフローチャートの比較処理（ステップＳ２６、Ｓ３０）を行う度に、アドレスレジスタ３７及びホスト指定アドレスレジスタの内容を書き換えている。例えばステップ生成器がステップ数“５１２”を生成して比較を行っていることを考える。この際に目標アドレス＜欠陥アドレスを満たさない場合、ステップ２７において、アドレスレジスタは当該欠陥アドレスが記録されているバッファＲＡＭ内アドレスに書き換えられ、ホスト指定アドレスレジスタは当該目標アドレスに書き換えられる。しかし、アドレスレジスタ及びホスト指定アドレスレジスタの内容は、例えばバッファＲＡＭ内先頭アドレス及び理想物理アドレスに固定していても構わない。なぜなら、それまで比較のために用いてきたステップ数をオフセットとして用いれば対応できるからである。具体的には、まず初めにステップ数“５１２”で比較したときに、目標アドレス＜欠陥アドレスとなった場合、各レジスタの内容を書き換えて、各々のレジスタ内のアドレスに再度ステップ数“５１２”を加えるのではなく、比較のために用いたステップ数“５１２”をオフセットに用いて更に“５１２”先での比較を行うために、ステップ生成器がステップ数“１０２４”を生成すれば良いからである。このことはステップＳ３１の処理でも同様である。
【０１６９】
更に、上記実施形態では片面２．６ＧバイトのＤＶＤディスクを例に挙げて説明してきたが、片面４．７ＧバイトのＤＶＤディスクにも適用できるのは言うまでもない。片面４．７ＧバイトのＤＶＤディスクでは、スペア領域は各ゾーン毎に設けられるのではなく、先頭ゾーン及び最終ゾーンにのみ設けられている。このようなメモリ空間を有するＤＶＤディスクであっても、本発明による欠陥検索方法が適用できる。
【０１７０】
更にこの発明は、ＤＶＤだけでなく、物理アドレスにより記述された欠陥リストを有する記録媒体に、論理アドレスによりアクセスを行うようなシステム全般に応用が可能である。
【０１７１】
また、本願発明は上記実施形態に限定されるものではなく、実施段階ではその要旨を逸脱しない範囲で種々に変形することが可能である。更に、上記実施形態には種々の段階の発明が含まれており、開示される複数の構成要件における適宜な組み合わせにより種々の発明が抽出されうる。例えば、実施形態に示される全構成要件からいくつかの構成要件が削除されても、発明が解決しようとする課題の欄で述べた課題が解決でき、発明の効果の欄で述べられている効果が得られる場合には、この構成要件が削除された構成が発明として抽出されうる。
【０１７２】
【発明の効果】
以上説明したように、この発明によれば、ファームウェアの負担を軽減できる欠陥検索方法を提供できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】この発明の第１の実施形態に係る欠陥検索装置及び欠陥検索方法の概念図。
【図２】この発明の第１の実施形態に係る欠陥検索装置のブロック図。
【図３】ＤＶＤディスクのメモリ空間を示す概念図。
【図４】ＤＶＤディスクのメモリ空間を示すものであり、（ａ）、（ｂ）図はそれぞれ各ゾーン及び欠陥リストの概念構成図。
【図５】ＤＶＤディスクのメモリ空間を示すものであり、（ａ）、（ｂ）、（ｃ）図はそれぞれ全メモリ空間、各ゾーン、及び欠陥リストの概念構成図。
【図６】この発明の第１の実施形態に係る欠陥検索方法のフローチャート。
【図７】この発明の第１の実施形態に係る欠陥検索方法において、ＤＶＤディスク内の欠陥リストを読み出す様子を示す模式図。
【図８】この発明の第１の実施形態に係る欠陥検索方法において、ＤＶＤディスクのメモリ空間を示すものであり、（ａ）、（ｂ）図はそれぞれゾーン及び欠陥リストの概念構成図。
【図９】この発明の第２の実施形態に係る欠陥検索方法のフローチャート。
【図１０】この発明の第２の実施形態に係る欠陥検索方法の各ステップについて示すものであり、（ａ）乃至（ｆ）図はそれぞれ第１乃至第６のステップにおける欠陥リストの概念構成図。
【図１１】この発明の第２の実施形態に係る欠陥検索方法の各ステップについて示すものであり、（ａ）乃至（ｄ）図はそれぞれ第７乃至第１０のステップにおける欠陥リストの概念構成図。
【図１２】この発明の第２の実施形態に係る欠陥検索方法によって検索された再生開始アドレスを含むゾーンのメモリ空間の概念図。
【図１３】この発明の第３の実施形態に係る欠陥検索方法における欠陥リスト。
【図１４】この発明の第３の実施形態に係る欠陥検索方法の各ステップについて示すものであり、（ａ）乃至（ｅ）図はそれぞれ第１乃至第５のステップにおける欠陥リストの概念構成図。
【図１５】この発明の第３の実施形態に係る欠陥検索方法によって検索された再生開始アドレスを含むゾーンのメモリ空間の概念図。
【図１６】この発明の第４の実施形態に係る欠陥検索方法の各ステップについて示すものであり、（ａ）乃至（ｄ）図はそれぞれ第１乃至第４のステップにおける欠陥リストの概念構成図。
【図１７】この発明の第５の実施形態に係る欠陥検索方法の各ステップについて示すものであり、（ａ）乃至（ｃ）図はそれぞれ第１乃至第３のステップにおける欠陥リストの概念構成図。
【図１８】従来の欠陥検索装置及び欠陥検索方法の概念図。
【符号の説明】
１０、１００…ファームウェア（ＤＶＤプレーヤ）
２０、２００…バッファＲＡＭ
３０…デコーダＩＣ
３１…ホスト指定アドレスレジスタ
３２、３８…加算器
３３…ラッチ
３４…バッファＲＡＭデータレジスタ
３５、３５０…比較器
３６…ステップ生成器
３７…アドレスレジスタ
４０…マイコン
５０、５００…ＤＶＤディスク
６０、６００…ホストＰＣ
７０、８００…論理アドレス・物理アドレス変換手段
７００…物理アドレス・論理アドレス変換手段
【図１】
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【図２】
0004037617.tif 000003
【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】
0004037617.tif 000013
【図１３】
0004037617.tif 000014
【図１４】
0004037617.tif 000015
【図１５】
0004037617.tif 000016
【図１６】
0004037617.tif 000017
【図１７】
0004037617.tif 000018
【図１８】
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