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JPH0223417A - 情報記録方式と情報記録媒体 - Google Patents

情報記録方式と情報記録媒体

Info

Publication number
JPH0223417A
JPH0223417A JP63174518A JP17451888A JPH0223417A JP H0223417 A JPH0223417 A JP H0223417A JP 63174518 A JP63174518 A JP 63174518A JP 17451888 A JP17451888 A JP 17451888A JP H0223417 A JPH0223417 A JP H0223417A
Authority
JP
Japan
Prior art keywords
area
management
partition
alternative
recording
Prior art date
Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
Pending
Application number
JP63174518A
Other languages
English (en)
Inventor
Yoshihisa Fukushima
能久 福島
Isao Sato
勲 佐藤
Current Assignee (The listed assignees may be inaccurate. Google has not performed a legal analysis and makes no representation or warranty as to the accuracy of the list.)
Panasonic Holdings Corp
Original Assignee
Matsushita Electric Industrial Co Ltd
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Application filed by Matsushita Electric Industrial Co Ltd filed Critical Matsushita Electric Industrial Co Ltd
Priority to JP63174518A priority Critical patent/JPH0223417A/ja
Priority to US07/379,462 priority patent/US5111444A/en
Priority to DE68913605T priority patent/DE68913605T2/de
Priority to EP89112854A priority patent/EP0350920B1/en
Publication of JPH0223417A publication Critical patent/JPH0223417A/ja
Pending legal-status Critical Current

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Classifications

    • G—PHYSICS
    • G11—INFORMATION STORAGE
    • G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
    • G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
    • G11B20/10—Digital recording or reproducing
    • G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
    • G11B20/1883—Methods for assignment of alternate areas for defective areas
    • G—PHYSICS
    • G11—INFORMATION STORAGE
    • G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
    • G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
    • G11B20/10—Digital recording or reproducing
    • G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
    • G11B2020/1873—Temporary defect structures for write-once discs, e.g. TDDS, TDMA or TDFL
    • G—PHYSICS
    • G11—INFORMATION STORAGE
    • G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
    • G11B2220/00—Record carriers by type
    • G11B2220/20—Disc-shaped record carriers

Landscapes

  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Signal Processing (AREA)
  • Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 産業上の利用分野 本発明はセクタ単位で情報の記録再生を行う情報記録媒
体と、この情報記録媒体を用いる記録再生装置に適用す
る情報記録方式に関するものである。
従来の技術 従来の磁気ディスクやフロンピディスクのような情報記
録媒体を用いた記録再生装置では、例えば１６ビツトパ
ーソナルコンピユータの汎用Ｏ３として知られるマイク
ロソフト社のＭＳ−ＤＯ３を用いて、欠陥セクタ処理を
含むファイル管理が行われている。ＭＳ−ＤＯ３では、
情報記録媒体内にファイルの管理情報を記録するディレ
クトリ領域とファイルの実体を記録するデータ領域の他
に、クラスタ単位に分割されたデータ領域の使用状況を
管理するためのファイルアロケーションテーブル（ＦＡ
Ｔ）が記録されるＦＡＴｅｆｆ域が形成される。また、
ＦＡＴの各エントリ（ＦＡＴエントリ）は各クラスタと
１対１に対応して、クラスタの使用／未使用やファイル
の記録に用いた複数のクラスタの連結状態を管理すると
ともに、クラスタ内に欠陥セクタが含まれる場合には、
このクラスタに対応するＦＡＴエントリに識別フラッグ
を記録することによって欠陥セクタを管理している。こ
のようなＦＡＴエントリは、フォーセット動作において
欠陥セクタが含まれないクラスタに対応したＦＡＴエン
トリには未使用フラッグを、また欠陥セクタが含まれる
クラスタに対応したＦＡＴエントリには欠陥識別フラッ
グを記録することによって初期化が行われる。また、新
しいファイルの登録動作では、未使用フラッグが記録さ
れたＦＡＴエントリがファイルサイズに対応した必要個
数だけＦＡＴの先頭から順に検索される。
このとき、欠陥識別フラッグが記録されたＦＡＴエント
リが読み飛ばされることによって、新たなファイルの記
録に欠陥セクタが用いられることはない。そして未使用
クラスタにファイルの実体が記録された後、新しいクラ
スタ間の連結状態を表わすように書き換えられたＦＡＴ
が更新記録される。
発明が解決しようとする課題 しかしながら、追記型光ディスクのように情報記録媒体
が書き換え不能な材料特性を待つ場合には、同一領域内
においてＦＡＴの記録内容を更新することができないた
めにＦＡＴを用いた従来のファイル管理手法による欠陥
セクタ管理は適用不可能である。
また、書き換え型光ディスクのように情報記録媒体が書
き換え可能な材料特性を持ちながら、方では書き換え回
数がある値を越えた後に欠陥セクタの発生が急増するよ
うな可能性を待つ場合、ファイルの登録動作や更新動作
にともなって毎回書き換えられるＦＡＴ領域は、その書
き換え回数は著しく増加することによって欠陥セクタが
発生する可能性が高い。しかしながら、Ｆ　Ａ　Ｔ　ｆ
ｆｉ域内で発生する欠陥セクタの代替手段は存在せず、
Ｆ　Ａ　Ｔ　ＳＮ域内で二重記録された両方のＦＡＴが
欠陥セクタの発生によってともに再生不能となる可能性
が高い。したがって、ＦＡＴを用いた従来のファイル管
理手法による欠陥セクタ管理は書き換え型光ディスクに
対して適用不可能である。
本発明はかかる点に鑑み、書き換え不能な材料特性や実
用的な書き換え回数の制限を待つ情報記録媒体を用いる
記録再生装置において、欠陥セクタ管理を可能とするこ
とを特徴とした情報記録方式とこの情報記録方式が適用
可能となるデータ構造を待つことを特徴とした情報記録
媒体を提供することを目的とする。
課題を解決するための手段 本発明は、セクタ単位で情報が記録再生されるディスク
状の情報記録媒体内に一つのボリューム管理領域と一つ
以上の論理ボリュームを形成するとともに論理ボリュー
ムの管理情報を一括して保持したボリューム管理ブロッ
クをボリューム管理領域に記録して論理ボリュームを管
理する手段と、情報記録媒体内に一つのパーティション
管理領域と各論理ボリューム内に一つ以上の物理パーテ
ィションを形成するとともに物理パーティションの管理
情報を一括して保持したパーティション管理ブロックを
パーティション管理領域に記録して物理パーティション
を管理する手段と、物理パーティション内にユーザデー
タを記録するデータ領域と欠陥セクタを代替する代替セ
クタが記録される代替領域とそして欠陥セクタと代替セ
クタとの対応関係を一括して保持した代替管理テーブル
を記録するテーブル６頁域とを形成してデータ領域から
検出された欠陥セクタを物理パーティション内で代替管
理する手段と、情報記録媒体内に一つの二次代替領域を
形成して物理パーティション内で代替不能となった全て
の欠陥セクタを一括して代替記録する手段とを備えたこ
とを特徴とする情報記録方式。
本発明は、セクタ単位で情報が記録再生されるディスク
状の情報記録媒体内にユーザデータが記録されるユーザ
領域と、ユーザ領域内から検出された欠陥セクタを代替
する代替セクタが記録される代替領域と、そして欠陥セ
クタと代替セクタの対応関係を保持した代替管理テーブ
ルが記録されるテーブル領域から構成される物理パーテ
ィションと、各物理パーティションの管理情報を一括し
て保持するパーティション管理ブロックが記録されるパ
ーティション管理領域と、一つ以上の物理パーティショ
ンから構成される論理ボリュームと、各論理ボリューム
の管理情報を一括して保持するボリューム管理ブロック
が記録されるボリューム管理領域と物理パーティション
内で代替不能となった全ての欠陥セクタを一括して代替
記録する二次代替領域とを形成することを特徴とした情
報記録媒体である。
作用 本発明は、情報記録媒体内に一つのボリューム管理領域
と一つ以上の論理ボリュームを形成し、論理ボリューム
の管理情報を一括して保持したボリューム管理ブロック
をボリューム管理領域に記録することにより、情報記録
媒体をいくつかの論理ボリュームに分割して管理する。
また、情報記録媒体内に一つのパーティション管理領域
と各論理ボリューム内に一つ以上の物理パーティション
を形成し、物理パーティションの管理情報を一括して保
持したパーティション管理ブロックをパーティション管
理領域に記録することにより、論理ボリュームをいくつ
かの物理バーティシランに分割し、物理パーティション
を基本単位とした欠陥セクタ管理を行う。
そして、物理パーティション内にデータ領域と代替領域
とテーブル領域が形成されることにより、データ領域内
から検出された欠陥セクタは代替領域内で未使用状態に
ある代替セクタを用いて代替記録されるとともに更新さ
れた代替管理テーブルがテーブル領域内に記録されるこ
とによって、検出された欠陥セクタの一次代替処理を物
理パーティション内で実行する。
さらに、二次代替領域が形成されることにより、物理パ
ーティション内部で代替不能となった全ての欠陥セクタ
は二次代替領域内で未使用状態にある代替セクタを用い
て代替記録されるとともに更新された代替管理テーブル
がテーブル領域内に記録されることによって、物理パー
ティション内でオーバーフローした欠陥セクタの二次代
替処理を行う。
実施例 本発明の情報記録方式とその情報記録方式を適用した情
報記録媒体について、図面を参照しながら以下に説明す
る。第１図は、本発明の情報記録方式を適用した情報記
録媒体の一実施例における領域構成図である。第１図で
はセクタ単位に分割されたディスク状の情報記録媒体の
ユーザ領域内に複数の論理ボリュームが形成され、各論
理ボリューム単位でファイル管理が行われる。例えば、
一つの論理ボリュームの最大容量が３２ＭＢに制限され
るＭＳ−ＤＯ３のような汎用ｏｓを用いて光デイスク装
置のように数百ＭＢの容量を有するデバイスを駆動する
とき、このようなファイルの分割管理が必要となる。そ
して、形成された各論理ボリュームの管理情報を一括し
て保持するボリューム管理ブロックが記録されるボリュ
ーム管理領域が形成される。
次に、論理ボリューム内における欠陥セクタの代替管理
方式には、ディスク制御装置がその内部に組み込まれた
処理手順にしたがい欠陥セクタの代替管理を自動的に実
行するオートモードと、Ｏ８やアブリケーシッンプログ
ラムが指定した特定の処理手順にしたがいホストコンピ
ュータ自身が欠陥セクタの代替管理を実行するホストモ
ードの２種類があり、これらの代替管理方式は論理ボリ
ューム単位で設定される。オートモードが設定された論
理ボリューム内には、ディスク制御装置による欠陥セク
タの代替管理に適した容量を待つ１個以上の物理パーテ
ィションが形成される。この物理パーティションは欠陥
セクタの代替処理を実行する基本単位であり、内部には
ユーザデータが記録されるデータ領域と、代替セクタが
記録される代替領域と、そして欠陥セクタと代替セクタ
の対応関係を一括して保持する代替管理テーブルが記録
されるテーブル領域が形成される。論理ボリュームが複
数の物理パーティションに分割される場合には、各物理
パーティションのデータ領域は情報記録媒体内において
連続した領域として割り当てられる０例えば、代替管理
テーブルのサイズや代替領域の容量に関連して物理パー
ティションのデータ領域の容量が３２ＭＢ以下に制限さ
れる場合に、第１図においてデータ領域の容量として２
０ＭＢが指定された論理ボリュームａは物理パーティシ
ョンａのみから構成される。またデータ領域の容量とし
て５０ＭＢが指定された論理ボリュームｂの内部には、
容量２５ＭＢのデータ領域をそれぞれ待つ物理パーティ
ションｂとＴｈｆｌパーティションＣが形成される。そ
して、第１図に図示されたように物理パーティションｂ
のデータ領域すと物理パーティションＣのデータ領域Ｃ
は連続的に配置される。また、テーブル領域と代替領域
の容量はオートモードが設定された全ての物理パーティ
ションについて共通であり、物理パーティション内に割
り当てられるデータ領域の最大容量上欠陥セクタ率に対
応して与えられる。一方、Ｍ１図において代替管理方式
としてホストモードが設定された論理ボリュームｄでは
、データ領域ｄのみを持った物理パーティシヨンｄが形
成され、データ領域の容量は制限されない。
また、このようにして形成された各物理パーティション
の管理情報を一括して保持するパーティション管理ブロ
ックが記録されるパーティション管理領域が形成される
。
さらに、代替管理方式としてオートモードが設定された
物理パーティションのデータ領域や代替領域から一定数
以上の欠陥セクタが検出される物理パーティション内で
の代替処理が不可能になった場合に、オーバーフローし
た欠陥セクタを二次的に代替記録する二次代替領域が形
成される。
次に、第２図はボリューム管理ブロックの構成図である
。ボリューム管理ブロックの先頭には、論理ボリューム
の登録数や媒体の総容量そして未使用領域の管理情報（
例えば先頭アドレス容量）など情報記録媒体全体に関す
る管理情報がヘッダーとして記録される。また、ヘッダ
ーに続（各ボリュームエントリには、対応する論理ボリ
ュームの管理情報としてボリューム名・データ領域の先
頭アドレス・ボリューム容量そして欠陥セクタの代替管
理方式を識別する管理識別子が記録される。
なお、論理ボリュームｂのように複数の物理パーティシ
ョンに分割された場合、その内部に割り当てられたデー
タ領域すとデータ領域Ｃを連続した一つのデータ領域と
見なして先頭アドレス（データ領域すの先頭アドレスに
同じ）をボリュームエントリに登録する。
第３図はパーティション管理ブロックの構成図である。
パーティション管理ブロックの先頭には、物理パーティ
ションの登録数とパーティション管理領域の管理情報（
例えば先頭アドレスと容りそして二次代替領域の管理情
報（例えば二次代替領域の先頭アドレスと容量そして二
次代替領域内で未使用状態にある二次代替セクタの先頭
アドレス）など情報記録媒体全体に関する管理情報を待
つヘッダーが記録される。また、ヘッダーに続く各パー
ティションエントリには対応する物理パーティションの
管理情報として、欠陥セクタの代替管理方式を識別する
管理識別子とデータ領域・代替領域・テーブル領域の管
理情報（例えば先頭アドレスと容量）が記録される。
第４図は代替管理テーブルの構成図である。代替管理テ
ーブルの先頭には、テーブルエントリ登録数がヘッダー
として記録される。またヘッダーに続く各テーブルエン
トリには、対応する欠陥セクタのアドレス、−次代替／
二次代替を判別する管理フラッグ、そして代替セクタア
ドレスが記録される。
第５図は、本発明の情報記録方式を通用した光デイスク
制御装置の一構成例を示すブロック図である。第５図に
おいて、主制御回路１はその内部に格納された制御手順
にしたがい光ディスク制御装置２全体を制御する回路で
あり、バランス３によってホストインタフェース回路４
、転送データバッファ５、管理データバッファ６、エラ
ー検出訂正回路７、そして記録再生制御回路８と接続さ
れる。また主制御回路１は、ドライブインタフェース９
を介して光デイスクドライブ１０との間でドライブコマ
ンドやドライブセンスデータを授受する。転送データバ
ッファ５には、ホストコンピュータ１２との間で転送さ
れる記録／再生データが保持される。また管理データバ
ッファ６には、主制御回路ｌがディスクの管理情報とし
て用いるパーティション管理ブロックや代替管理テーブ
ルが保持される。次に、ホストインタフェース回路４は
、ホストインタフェース１１を介してホストコンピュー
タ１２と接続され、デバイスコマンドやセンスデータ等
の制御情報を主制御回路ｌとの間で授受するとともに、
パスライン３を介して転送データバッファ５との間で記
録／再生データを転送する。エラー検出訂正回路７は、
データ記録時にパスライン３を介して転送データバッフ
ァ５あるいは管理データバッファ６内から記録データを
読みだしてエラー検出訂正符号を付加するとともに、デ
ータ再生時にはこれらのバッファから読みだされた再生
データに対しては記録時に付加されたエラー検出訂正符
号を用いて再生データのエラーを検出・訂正する回路で
ある。記録再生制御回路８はデータ記録時にはエラー検
出訂正符号が付加された記録データを転送データバッフ
ァ５あるいは管理データバッファ６から読み出して変調
した後にドライブインタフェース９を介して光デイスク
ドライブ１０に転送するとともに、データ再生時にはド
ライブインタフェース９を介して光デイスクドライブ１
０から転送された再生データを復調した後にこれらのバ
ッファに書き込む回路である。
次に、第１図から第４図でデータ構造を説明した情報記
録媒体を用いて上記のように構成された光ディスク制御
装置２において、本発明の情報記録方式の一実施例を以
下に説明する。なお、説明の筒車化のためにボリューム
管理ブロックとパーティション管理ブロックそして代替
管理テーブルの容量は１セクタ相当であるものとする。
また、最初に書き換え可能型光ディスクを対象として制
御方式を説明した後に、追記型光ディスクに対する通用
方法について説明する。
まず、ディスク装着時において光デイスク制御装置２が
パーティション管理ブロックを管理データバッファ６内
に読み出す動作について第６図のフローチャートにした
がって以下に説明する。
（Ａ）光デイスクドライブ１０は、新たなディスクが装
置内に装着されたことを検出すると、ドライブインタフ
ェース９を介してディスクの装着を主制御回路ｌに通知
する。主制御回路ｌはドライブインタフェース９を介し
て光デイスクドライブ１０にドライブコマンドを送出し
てパーティション管理領域へのシークを指令する。光デ
イスクドライブ１０はシーク動作が完了すると、ドライ
ブインタフェース９を介してドライブコマンドの実行完
了を主制御回路１に通知する。
（Ｂ）主制御回路１は記録再生制御回路８に目標セクタ
アドレスとしてパーティション管理領域のアドレスを指
定してデータ再生動作を起動する。
記録再生制御回路８は目標セクタを検出すると、目標セ
クタからのデータ再生を試みる。
（Ｃ）目標セクタが記録済である場合、記録再生制御回
路８は光デイスクドライブ１０から読み出された再生デ
ータを復調して管理データバッファ６に転送する。再生
データの転送が完了すると、主制御回路１は続いてエラ
ー検出訂正回路′ｌを起動して再生データに対するエラ
ー訂正処理を行う。
（Ｄ）一方、目標セクタが未記録である場合、主制御回
路１は記録再生制御回路８から送出される未記録フラッ
グを検出するとパーティション管理ブロック自体も未記
録状態にあると判断し、ヘッダーのみをもつパーティシ
ョン管理ブロックを生成し管理データバッファ６内に記
録する。このヘッダー内には物理パーティションの登録
数としてＯが登録されるとともに、二次代替領域全体が
未使用状態にあるとして二次代替領域の管理情報が登録
される。
以上の動作から、光デイスクドライブ１０に装着された
ディスクのパーティション管理ブロンクは、光デイスク
制御装置２の管理データバッファ６内に取り込まれる。
次に、ホストコンピュータが論理ボリュームの登録動作
やファイルの記録／再生動作に先だってボリューム管理
ブロックを読み出す動作について、第７図のフローチャ
ートにしたがって以下に説明する。
（Ｅ）ホストコンビエータ１２はデータ再生領域として
ボリューム管理領域を指定したデバイスコマンド（ＲＥ
ＡＤ　Ｃｏｓ＋＊ａｎｄ）を送出する。主制御回路ｌは
、ホストインタフェース回路４内に取り込まれたデバイ
スコマンドを読み出して解釈すると、光デイスクドライ
ブｌＯに対してドライブコマンドを送出してボリューム
管理領域へのシークを指令する。光デイスクドライブ１
０はシーク動作が完了すると、ドライブインタフェース
９を介してドライブコマンドの完了を主制御回路ｌに通
知する。
（Ｆ）主制御回路１は記録再生制御回路８に対し目標セ
クタアドレスとしてボリューム管理領域のアドレスを指
定してデータ再生動作を起動する。
記録再生制御回路８は目標セクタを検出すると、目標セ
クタからのデータ再生を試みる。
（Ｇ）目標セクタが記録済である場合、記録再生制御回
路８は光デイスクドライブ１０から読み出された再生デ
ータを復調して転送データバッファ５に転送する。次に
主制御回路１はエラー検出訂正回路７を起動して再生デ
ータに対するエラー訂正処理を行う。そして、主制御回
路１はホストインタフェース回路４を起動して転送デー
タバッファ５から再生データを転送する。転送された再
生データは、ボリューム管理ブロックとしてホストコン
ピユータ１２内部に保持される。
（Ｈ）一方、目標セクタが未記録である場合、主制御回
路１は記録再生制御回路８から送出される未記録フラッ
グを検出すると目標セクタが未記録状態であることを意
味するセンスデータを生成し、ホストインタフェース回
路４を介してホストコンピュータ１２に通知する。ホス
トコンピュータ１２はボリューム管理領域が未記録状態
であることから情報記録媒体自体が未使用状態にあると
判断して、ヘッダーのみをもつボリューム管理ブロック
を生成し内部に保持する。このヘングーでは、論理ボリ
ュームの登録数がＯであるとともに、ユーザ領域全体が
未使用領域であるとして未使用領域の管理情報が登録さ
れる。
以上の動作から、ホストコンピュータはアクセスしよう
とするとディスクのボリューム管理ブロックを内部に保
持する。
次に、ホストコンピュータが新たな論理ポリュ−ムを登
録する動作について第８図のフローチャートにしたがっ
て以下に説明する。
Ｎ）ホストコンピュータ１２は、内部に保持したボリュ
ーム管理ブロックのヘンデーから読み出された未使用領
域の先頭アドレスと登録すべき論理ボリュームの容量と
そして欠陥セクタの代替管理方式を保持したデバイスコ
マンド（ＡＳＳＩＧＮＶＯＬＵＭＥ　Ｃｏｎｕｗａｎｄ
）を生成・送出する。次に、主制御回路１は、ホストイ
ンタフェース回路４に取り込まれたデバイスコマンドを
読み出して解釈すると、デバイスコマンドが指定した代
替管理方式と論理ボリュームの容量からいくつかの物理
パーティションを未使用領域の先頭から割り当てる。そ
して、主制御回路１は新たに割り当てられた物理パーテ
ィションの管理情報を保持したパーティションエントリ
を生成して、管理データバッファ６内に保持されたパー
ティション管理ブロックを更新する。
（Ｊ）次に、主制御回路１はエラー検出訂正回路７を起
動し管理データバッファ６内の記録デー・り（パーティ
ション管理ブロック）にエラー検出訂正符号を付加する
。さらに主制御回路１は記録再生制御回路８に対して目
標セクタアドレスとしてパーティシコン管理領域のアド
レスを指定してデータ記録動作を起動し、記録データを
パーティション管理領域内に記録する。
（Ｋ）主制？１回路１は、新たに形成されたデータ領域
の先頭アドレスや論理ボリューム登録後における未使用
領域の先頭アドレスを保持したセンスデータを生成し、
ホストインタフェース回路４を介してホストコンピュー
タ１２に通知する。ホストコンピュータ１２は転送され
たセンスデータから、論理ボリュームの登録数や未使用
領域の管理情報に関してヘソグーの書き換えを行うと同
時に、新たな論理ボリュームの管理情報が保持されたボ
リュームエントリの追加登録として内部に保持したボリ
ューム管理ブロックを更新する。
（Ｌ）ホストコンピュータ１２は更新されたボリューム
管理ブロックを記録するために、データ記録領域として
ボリューム管理領域を指定したデバイスコマンド（ＷＲ
ＩＴＥ　Ｃｏ１ａｎｄ）を送出する。主制御回路１は、
ホストインタフェース回路４内からデバイスコマンドを
読み出して解釈すると、光デイスクドライブｌＯに対し
てドライブコマンドを送出してボリューム管理領域への
シークを指令する。主制御回路ｌは光デイスクドライブ
１０からシーク動作の完了を通知されると、ホストイン
タフェース回路４を起動し記録されるボリューム管理ブ
ロックのデータをホストコンピュータ１２から転送デー
タバッファ５内に転送する。次に主制御回路ｌはエラー
検出訂正回路７を起動して記録データ（転送データバッ
ファ５内のボリューム管理ブロック）にエラー検出訂正
符号を付加する。
さらに主制御回路ｌは記録再生制御回路８に対して目標
セクタアドレスとしてボリューム管理領域のアドレスを
指定してデータ記録動作を起動し、記録データをボリュ
ーム管理領域内に記録する。
以上で述べた論理ボリュームの登録動作から、新たな物
理パーティションが未使用領域内に割り当てられるとと
もにボリューム管理ブロックとパーティション管理ブロ
ックが書き換えられる。
次に、代替管理方式としてオートモードが設定された論
理ボリューム内において欠陥セクタの検出動作とその代
替記録動作をともなうようなファイルの記録動作につい
て、第９図のフローチャートにしたがって説明する。
（Ｍ）ホストコンピュータ１２は、ファイルの記録領域
が士旨定されたデバイスコマンド（ＷＲＩＴＥｃｏｌｓ
ａｎｄ　）を送出する。主制御回路１はホストインタフ
ェース回路４内に取り込まれたデバイスコマンドを読み
出すと、まず管理データバッファ６内に保持されたパー
ティション管理ブロックを参照してファイルの記録領域
が含まれる物理パーティションを割り出し、その管理情
報を保持したパーティションエントリを読み出す０次に
、主制御回路１は光デイスクドライブ１０に対してドラ
イブコマンドを送出してこの物理パーティションのテー
ブル領域へのシークを指令する。光デイスクドライブ１
０はシーク動作が完了すると、ドライブインタフェース
９を介してドライブコマンドの完了を主制御回路１に通
知する。
（Ｎ）主制御回路１は記録再生制御回路８に目標セクタ
アドレスとしてテーブル領域のアドレスを指定してデー
タ再生動作を起動する。記録再生制Ｊ’ｌＪ回路８は、
目標セクタを検出すると、目標セクタからのデータ再生
を試みる。
（０）目標セクタが記録済である場合、記録再生制御回
路８は光デイスクドライブ１０から読み出された再生デ
ータを復調して管理データバッファ６に転送する。主制
御回路１は続いてエラー検出訂正回路７を起動して再生
データに対するエラー訂正処理を行う、なお、上記の動
作から読み出される代替管理テーブルは、管理データバ
ッファ６内において先に読み出されたパーティション管
理ブロックとは異なる領域に保持される０次に、主制御
回路ｌは管理データバッファ６内に保持された代替管理
テーブルの中からファイルの記録ｔｌＪｌｊｌｌに含ま
れる欠陥セクタを検索する。欠陥セクタが検出された場
合に、主制御回路ｌはその欠陥セクタを管理するテーブ
ルエントリを読み出して内部に保持する。
（Ｐ）一方、目標セクタが未記録である場合、主制御回
路ｌは記録再生制御回路８から送出される未記録フラッ
グを検出すると代替管理テーブルが未記録状態にあると
判断してテーブルエントリの登録数をＯとするとともに
、代替セクタ管理情報として代替領域の先頭セクタのア
ドレスを保持したヘッダーのみをもつ代替管理テーブル
を生成し管理データバッファ６内に記録する。
（Ｑ）主制御回路１は、まず光デイスクドライブ１０に
対してドライブコマンドを送出してファイルの記録領域
として割り当てられたセクタを目標セクタとしてシーク
を指令する。このとき割り当てられたセクタが（０）の
処理手順において欠陥セクタであると判別された場合、
主制御回路１は欠陥セクタに代わって代替セクタを目標
セクタとしたドライブコマンドを生成・送出して代替領
域へのシークを指令する。主制御回路１は光デイスクド
ライブ１０からシーク動作が完了を通知されると、ホス
トインタフェース回路４を起動してホストコンピュータ
１２から記録されるデータを転送データバッファ５に転
送する０次に主制御回路１はエラー検出訂正回路７を起
動して記録データにエラー検出訂正符号を付加する。さ
らに、主制御回路１は記録再生制御回路８に対して目標
セクタアドレスを指定してデータ記録動作を起動し、目
標セクタ内にデータを記録する。以上のようなデータ記
録動作は、ファイルの記録領域として割り当てられた全
セクタについて実行される。
（Ｒ）主制御回路１は、再び光デイスクドライブ１０に
対してドライブコマンドを送出してファイルの記録領域
として割り当てられたセクタを目標セクタとしてシーク
を指令する。このとき割り当てられたセクタが（０）の
処理手順において欠陥セクタであると判別された場合、
主制御回路１は欠陥セクタに代わって代替セクタを目標
セクタとしたドライブコマンドを生成・送出して代替領
域へのシークを指令する。主制御回路１は光デイスクド
ライブ１０からシーク動作が完了を通知されると、記録
再生制御回路８に対して目標セクタアドレスを指定しデ
ータ再生動作を起動する０次に、記録再生制御回路８が
光デイスクドライブ１０から転送された再生データを復
調して転送データバッファ５に送出すると、主制御回路
１はエラー検出訂正回路７を起動して再生データに含ま
れるエラーの検出を試みる。このとき、エラー検出訂正
回路７が検出したエラーが所定の基準値（エラー検出訂
正回路７が余裕を持って訂正可能となるエラー）よりも
小さい場合やエラーを全く検出しない場合、主・制御回
路ｌは目標セクタに対するベリファイ動作が正常に終了
したものと判断する。
方、基準値を越えるエラーが目標セクタから検出された
場合、主制御回路１はこの目標セクタが欠陥セクタであ
ると判断して欠陥セクタのアドレスを内部に保持する。
以上のようなベリファイ動作は、（Ｑ）の処理手順の中
でデータが記録された全セクタについて実行される。
（Ｓ）（Ｒ）の処理手順において欠陥セクタが検出され
た場合に、主制御回路ｌは管理データバッファ６内に保
持された代替管理テーブルのヘノダ−を参照し、検出さ
れた全ての欠陥セクタに対して代替領域の一端から順に
未使用の代替セクタを割り当てる。次に、主制御回路１
は管理データバッファ６内の代替管理テーブルに対し新
たなテーブルエントリの登録とへラダーの更新を行う。
（Ｔ）主制御回路１は光デイスクドライブ１０にドライ
ブコマンドを送出して割り当てられた代替セクタへのシ
ークを指令する。主制御回路ｌは光デイスクドライブ１
０からシーク動作の完了を通知されると、（Ｑ）の処理
手順においてホストコンピュータ１２から転送されて転
送データバッファ５内に保持されている記録データの中
で欠陥セクタに記録されるべきデータにエラー検出訂正
符号を付加した後、記録再生制御回路８に対して目標セ
クタアドレスとして代替セクタアドレスを指定しデータ
記録動作を起動作する。さらに、データ記録動作が完了
すると、主制御回路ｌは（Ｒ）の処理手順と同様に代替
セクタに対するベリファイ動作を実行する。このとき、
代替セクタから再びベリファイエラーが検出されると、
主制御回路１は新たな代替セクタ割り当てとこの代替セ
クタに対するデータ記録動作を繰り返し実行する。また
、主制御回路１は検出された全ての欠陥セクタについて
以上のような代替記録動作を実行する。
（Ｕ）代替記録動作が完了すると、主制御回路１は管理
データバッファ６内で更新された代替管理テーブルを記
録するために、光デイスクドライブ１０にドライブコマ
ンドを送出してテーブル領域へのシークを指令する。光
デイスクドライブ１０からシーク動作の完了を通知され
ると、主制御回路１はエラー検出訂正回路７を起動作し
管理データバッファ６内の記録データ（代替管理テーブ
ル）にエラー検出訂正符号を付加する。そして、記録再
生制御回路８に対して目標セクタアドレスとしてテーブ
ル領域のアドレスを指定してデータ記録動作を起動して
、記録データ（代置管理テーブル）をテーブル領域内に
記録する。
以上で述べた処理手順にしたがうて、オートモードが設
定された論理ボリューム内におけるファイルの記録動作
が実行される。上記の動作説明の中で代替セクタの割り
当てについて記述した（Ｓ）の処理手順では、説明の簡
単化のために検出された全ての欠陥セクタが物理パーテ
ィション内で一次代替されるものとして説明した。しか
し、制限された代替領域の容量を越える欠陥セクタが検
出された場合、物理パーティシジン内で一次代替は不可
能となり、以下に述べるような二次代替領域を用いた代
替記録動作が実行される。まず、代替管理テーブルのへ
ラダー内に記録された内容から代替領域のオーバーフロ
ーを検出すると、管理データバッファ６内に保持したパ
ーティション管理ブロックのへ７グー内から二次代替領
域内で未使用状態にある二次代替セクタの先頭アドレス
を読み出して、二次代替領域内に代替セクタを割り当て
る。次に（Ｔ）の処理手順と同様にして割り当てられた
代替セクタに対するデータ記録動作とベリファイ動作を
実行する。そして、二次代替領域を用いた代替記録が完
了すると、物理パーティションと代替管理テーブルは管
理データバッファ６内で更新された後、（Ｊ）あるいは
（Ｕ）の処理手順にしたがってそれぞれパーティション
管理領域とテーブル領域に記録される。
一方、代替管理方式としてホストモードが設定された論
理ボリューム内におけるファイルの記録動作は、以下の
ように実行される。まず、主制御回路１はホストコンビ
エータ１２から送出されたデバイスコマンド（ＷＲＩＴ
Ｅｉ　Ｃｏｍｍａｎｄ）をホストインタフェース回路４
内から読み出すと、光デイスクドライブ１０にドライブ
コマンドを送出してデータが記録される目標セクタへの
シークを指令する。
主制御回路１は光デイスクドライブ１０からシーク動作
が完了を通知されると、ホストインタフェース回路４を
起動してホストコンビエータ１２から記録されるデータ
を転送データバッファ５に転送する０次に主制御回路１
はエラー検出訂正回路７を起動して記録データにエラー
の検出訂正符号を付加し、さらに記録再生制御回路８を
起動してファイル記録領域に割り当てられた目標セクタ
に対してデータ記録動作を実行する。そして、ファイル
の記録領域として割り当てられた全セクタに対してこの
ようなデータ記録動作が完了すると、次に主制御回路ｌ
はデータ記録が行われた全セクタに対するベリファイ動
作を実行する。つまり、主制御回路１は記録再生制御回
路８を起動して光デイスクドライブ１０から転送された
再生データを復調して転送データバッファ５に送出した
後、エラー検出訂正回路７を起動して再生データに含ま
れるエラー検出を試みる。このときエラー検出訂正回路
７が目標セクタから基準値を越えるエラーを検出すると
、主制御回路１はこの目標セクタが欠陥セクタであるこ
とを意味するセンスデータを生成し、ホストインタフェ
ース回路４を介してホストコンピュータ１２に通知して
デバイスコマンドの実行を終了する。このときホストコ
ンピュータ１２は、Ｏ８やアプリケーションプログラム
などが指定した処理手順にしたがって欠陥セクタの代替
処理を実行する。
次に、代替管理方式としてオートモードが設定された論
理ボリューム内において代替セクタからの代替再往動作
をともなうファイルの再生動作について、第１０図のフ
ローチャートにしたがって説明する。
（Ｖ）ホストコンピュータ１２は、ファイルの再生領域
が指定されたデバイスコマンド（ＲＥＡＤＣｏｍｍａｎ
ｄ　）を送出する。主制御回路１はホストインタフェー
ス回路４内に取り込まれたデバイスコマンドを読み出し
解釈すると、まず管理データバッファ６内に保持された
パーティション管理ブロックを参照してファイルの再生
領域が含まれる物理パーティションを割り出し、その管
理情報を保持したパーティションエントすを読み出す。
次に、主制御回路１は光デイスクドライブ１０に対して
ドライブコマンドを送出してこの物理パーティションの
テーブル領域へのシークを指令する。光デイスクドライ
ブ１０はシーク動作が完了すると、ドライブインタフェ
ース９を介してドライブコマンドの完了を主制御回路１
に通知する。
（Ｗ）主制御回路１は記録再生制御回路８に目標セクタ
アドレスとしてテーブル領域のアドレスを指定してデー
タ再生動作を起動する。記録再生制御回路８は、目標セ
クタを検出すると目標セクタからのデータ再生を試みる
。そして、目標セクタが未記録である場合に記録再生制
御回路８から未記録フラッグが送出されると、主制御回
路１は代替管理テーブルが未記録状態にあることを検出
しファイルの再生領域が含まれる物理パーティ′ジョン
内に欠陥セクタが存在しないものと判断する。
（Ｘ）一方、目標セクタが記録済である場合に、記録再
生制御回路８は光デイスクドライブ１０から読み出され
た再生データを復調して管理データバッファ６に転送す
る。主制御回路１は、続いてエラー検出訂正回路７を起
動して再生データに対するエラー訂正処理を行う。なお
上記の動作によって読み出される代替管理テーブルは、
管理データバッファ６内において先に読み出されたパー
ティション管理ブロックとは異なる領域に保持されてる
。そして、主制御回路１は管理データバッファ６内に読
み出された代替管理テーブルの中からファイルの再生領
域に含まれる欠陥セクタを検索する。欠陥セクタが検出
された場合に、主制御回路１はその欠陥セクタを管理す
るテーブルエントリを読み出して内部に保持する。
（Ｙ）主制御回路１は、まず光デイスクドライブ１０に
対してドライブコマンドを送出してファイルの再生領域
として割り当てられたセクタを目標セクタとしてシーク
を指令する。このとき割り当てられたセクタが（Ｘ）の
処理手順において欠陥セクタであると判別された場合、
主制御回路工は欠陥セクタに代わって代替セクタを目標
セクタとしたドライブコマンドを生成・送出して代替令
頁域へのシークを指令する。主制御回路ｌは光デイスク
ドライブ１０からシーク動作が完了を通知されると、記
録再生制御回路８に対して目標セクタアドレスを指定し
、データ再生動作を起動する０次に、記録再生制御回路
８が光デイスクドライブ１０から転送された再生データ
を復調して転送データバッファ５に送出すると、主制御
回路１はエラー検出訂正回路７を起動して再生データに
対するエラー訂正処理を行う。そして、主制御回路ｌは
ホストインタフェース回路４を起動して転送デ−タバッ
ファ５から再生データを転送する。
以上のような処理手順にしたがって、代替管理方式とし
てオートモードが指定された論理ボリューム内からファ
イルの読み出し動作が実行される。
一方、代替管理方式としてホスモードが指定された論理
ボリュームでは、代替領域に対するアクセスの可能性が
ない。したがってファイルの再生領域として割り当てら
れたセクタについて（Ｙ）の処理手順と同様なデータ再
生動作だけが実行される。
これまでに述べた動作説明の中で、パーティション管理
ブロックやボリューム管理ブロックそして代替管理テー
ブルの記録再生動作は書き換え可能型光ディスクを対象
とし、その内部に割り当てられたパーティション管理領
域やボリューム管理領域そしてテーブル領域内で更新さ
れるものとして説明した。しかしながら、追記型光ディ
スクのように書き換え不能な特性を待つ媒体は同一領域
内でデータの更新が出来ないことから、これら管理情報
のデータ構造や記録再生手順が異なる。第１１図は、追
記型光ディスクの内部に形成されるパーティション管理
領域とボリューム管理領域そしてテーブル領域の構成図
である。まずパーティション管理領域を例に、そのデー
タ構造や記録再生手順を以下に説明する。パーティショ
ン管理領域には、第１１図（ａ）に示すように多数のパ
ーティション管理ブロックを記録可能とする領域が割り
当てられる。そして、新たな物理パーティションの登録
動作や二次代替領域を用いた欠陥セクタの代替記録動作
において、パーティション管理ブロックはパーティショ
ン管理領域の一端から未使用セクタを連続的に用いて更
新記録される。したがって、パーティション管理領域内
に記録された多数のパーティション管理ブロックの中で
未使用領域の直前に記録されたものが最新である。そし
て、光デイスク装着時におけるパーティション管理ブロ
ックの読み出し動作では、パーティション管理領域の一
端に位置するセクタから連続的にデータ再生動作を実行
し、未使用セクタの直前に位置して最後に再生されたも
のが最新のパーティション管理ブロックであるとして管
理データバッファ６内に読み込まれ保持される。またボ
リューム管理ブロックや代替管理テーブルも、第１１図
［有］）や（Ｃ）に示すようにボリューム管理領域ある
いはテーブル領域内において同様なデータ構造を待つ。
そして、これらの管理情報もまたボリューム管理領域や
テーブル領域の一端から未使用セクタを連続的に用いて
更新記録されるとともに、未使用セクタの直前に位置し
て最後に再生されたものが最新の管理情報であるとして
読み出される。
発明の効果 以上で説明したように、本発明では情報記録媒体内に任
意の容量を待つ論理ボリュームが形成されるにもかかわ
らず、論理ボリュームを欠陥セクタの代替管理に適した
容量の物理パーティションに分割して物理パーティショ
ン単位で一次代替処理を実行するとともに、二次代替領
域を用いて物理パーティション内部で代替不能となった
欠陥セクタの二次代替処理を実行する。したがって代替
管理テーブルの容器を制限し、代替管理テーブル自体の
書き換え回数を小さくするとともに容量オーバーヘッド
少ない欠陥セクタの代替管理が実用的な書き換え回数が
制限されたり書き換え不能な特性を待つ情報記録媒体に
おいて実現されることにより、その実用的効果は大きい
。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明の一実施例の情報記録媒体の領域構成図
、第２図はボリューム管理ブロックの構成図、第３図は
パーティション管理ブロックの構成図、第４図は代替管
理テーブルの構成図、第５図は本発明の情報記録方式を
適用した光デイスク制御装置のブロック図、第６図はパ
ーティション管理ブロックの読み出し動作を説明するフ
ローチャート、第７図はボリューム管理ブロックの読み
出し動作を説明するフローチャート、第８図は論理ボリ
ュームの登録動作を説明するフローチャート、第９図は
ファイルの記録動作を説明するフローチャート、第１０
図はファイルの再生動作を説明するフローチャート、第
１１図は追記型光ディスクにおける管理情報の記録領域
の構成図である。 １・・・・・・主制御回路、２・・・・・・光デイスク
制御回路、３・・・・・・パスライン、４・・・・・・
ホストインタフェース回路、５・・・・・・転送データ
バッファ、６・・・・・・管理データバッファ、７・・
・・・・エラー検出訂正回路、８・・・・・・記録再生
制御回路、９・・・・・・ドライブインタフェース、１
０・・・・・・光デイスクドライブ、１１・・・・・・
ホストインタフェース、１２・・・・・・ホストコンピ
ュータ。 代理人の氏名　弁理士　粟野重孝　ほか１名第 図 第 図 第１０ 図 ！５Ｓ１１ 図 （ａＪ） （ｂ） （Ｃン ハ６・テ４シコシ彎エエ羽牡べ 本°リューｌ ９６一

Claims (4)

    【特許請求の範囲】
  1. （１）セクタ単位で情報が記録再生されるディスク状の
    情報記録媒体内に一つのボリューム管理領域と一つ以上
    の論理ボリュームを形成するとともに論理ボリュームの
    管理情報を一括して保持したボリューム管理ブロックを
    ボリューム管理領域に記録して論理ボリュームを管理す
    る手段と、情報記録媒体内に一つのパーティション管理
    領域と各論理ボリューム内に一つ以上の物理パーティシ
    ョンを形成するとともに物理パーティションの管理情報
    を一括して保持したパーティション管理ブロックをパー
    ティション管理領域に記録して物理パーティションを管
    理する手段と、物理パーティション内にユーザデータを
    記録するデータ領域と欠陥セクタを代替する代替セクタ
    が記録される代替領域とそして欠陥セクタと代替セクタ
    との対応関係を一括して保持した代替管理テーブルを記
    録するテーブル領域とを形成してデータ領域から検出さ
    れた欠陥セクタを物理パーティション内で代替管理する
    手段と、情報記録媒体内に一つの二次代替領域を形成し
    て物理パーティション内で代替不能となった全ての欠陥
    セクタを一括して代替記録する手段とを備えたことを特
    徴とする情報記録方式。
  2. （２）書き換え不能な特性を待つ情報記録媒体を使用す
    るときに、ボリューム管理ブロックとパーティション管
    理ブロックと代替管理テーブルは、それぞれボリューム
    管理領域とパーティション管理領域とテーブル領域内に
    おいて領域の一端から未記録セクタを連続的に用いて更
    新記録されることを特徴とする請求項１記載の情報記録
    方式。
  3. （３）セクタ単位で情報が記録再生されるディスク状の
    情報記録媒体内にユーザデータが記録されるユーザ領域
    と、ユーザ領域内から検出された欠陥セクタを代替する
    代替セクタが記録される代替領域と、そして欠陥セクタ
    と代替セクタの対応関係を保持した代替管理テーブルが
    記録されるテーブル領域から構成される物理パーティシ
    ョンと、各物理パーティションの管理情報を一括して保
    持するパーティション管理ブロックが記録されるパーテ
    ィション管理領域と、一つ以上の物理パーティションか
    ら構成される論理ボリュームと、各論理ボリュームの管
    理情報を一括して保持するボリューム管理ブロックが記
    録されるボリューム管理領域と物理パーティション内で
    代替不能となった全ての欠陥セクタを一括して代替記録
    する二次代替領域とを形成することを特徴とした情報記
    録媒体。
  4. （４）論理パーティションが複数の物理パーティション
    から構成されるとき、物理パーティションを構成する各
    ユーザ領域は連続した領域に配置されたことを特徴とす
    る請求項３記載の情報記録媒体。
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