JP2007536674A - 追記形ディスクに対するデータ疑似書換え - Google Patents

Abstract

疑似書換え方法によって、追記形ディスクに対してＶＡＴの代わりにメタデータパーティションを使用することが可能であるファイルシステムが提供される。本発明を、疑似書換えメディアをサポートするドライブ装置へ適用すると、ファイルシステムは上書きするデータと追加するデータとを区別する。論理セクタへデータを新たに書込むと（Ｓ１３０５）、ドライブ装置はそのデータを論理セクタと対応する物理セクタへ書込む（Ｓ１３１１）。論理セクタを上書きすると、データはボリューム空間内の他の未記録の物理セクタへ書込まれ（Ｓ１３２１）、元のアドレスを指定するリマッピング情報およびリマッピングアドレスがリマッピングテーブル内に保存される（Ｓ１３２２）。

Description

本発明は、論理的な上書可能メカニズムを用いる、追記形ディスクへの記録方法と、記録装置および／または再生装置に使用するための半導体集積回路とに関する。

ＯＳＴＡ（Ｏｐｔｉｃａｌ Ｓｔｏｒａｇｅ Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ Ａｓｓｏｃｉａｔｉｏｎ）から公開されているＵＤＦ（Ｕｎｉｖｅｒｓａｌ Ｄｉｓｋ Ｆｏｒｍａｔ（登録商標））仕様を開発する様々な活動を通じ、光ディスク用のファイルシステムは進歩した。

追記形ディスクに関しては、マルチセッション記録からＶＡＴ（Ｖｉｒｔｕａｌ Ａｌｌｏｃａｔｉｏｎ Ｔａｂｌｅ）を利用するファイルごとの記録へと記録方法が改善された。

他方、書換え可能なディスクに関しては、国際規格であるＥＣＭＡ１６７に定義される非連続記録を用いた構造から、ＵＤＦ Ｒｅｖｉｓｉｏｎ２．５（以下、ＵＤＦ２．５という）に規定されるメタデータパーティションを用いた構造へとボリューム構造およびファイル構造が改善された。メタデータパーティションを用いることの利点は、ファイルエントリ／ディレクトリ等のメタデータを検索する際の性能の向上、メディアのダメージに対する堅牢性の向上である。

しかしながら、メタデータパーティションは、追記形ディスクへのデータ追加用途には使用することができない。これは、メタデータパーティションとＶＡＴとの組み合わせを実施することが困難であることから、ＵＤＦ２．５ではメタデータパーティションをＶＡＴと共に使用することが可能でないためである。

一般的に、追記形ディスク用の新規な記録方法を開発することも困難である。これは、追記形ディスクの物理的特性上、一度書込まれたデータが上書きされることが可能でないためである。したがって、コンピュータアーキテクチャと整合をとるために、ドライブ装置の実装の可能性、民生用機器がそのリソースを特定の用途に特化していることによる制限等をいくつかの局面から研究する必要があった。

本発明は、上記主題を鑑みてなされ、追記形ディスクへの記録用途において、メタデータパーティションの利点を提供するという目的を含む。

疑似書換え機能を有するドライブ装置に、追記形ディスク上にデータを書込むことを命令するための記録方法であって、該記録方法は、（ａ）少なくとも書込まれるファイルに対するデータを指定する、書込み要求を受け取るステップと、（ｂ）追記形ディスクの位置からファイルを管理するためのメタデータを読出してメタデータを取得することをドライブ装置に命令するステップと、（ｃ）次にデータが書込まれる位置を示す新たな書込み可能アドレスをドライブ装置に問い合わせ、次の書込み可能アドレスを取得するステップと、（ｄ）メタデータを更新して、書込み要求によって指定されたデータの書込みを反映する、ステップと、（ｅ）書込み要求によって指定されたデータを追記形ディスク内の次の書込み可能なアドレスによって示される位置へ書込むことを、ドライブ装置に命令する、ステップと、（ｆ）更新済みのメタデータのうちの少なくとも一部を、ステップ（ｂ）においてメタデータが読み出された追記形ディスク内の位置へ書込むことをドライブ装置に命令する、ステップとを包含する、記録方法である。

本発明の一実施形態において、ステップ（ｅ）および（ｆ）は同一の書込み命令を用いて実行される。

本発明の一実施形態において、ステップ（ｆ）はステップ（ｅ）が実行された後に実行される。

本発明の一実施形態において、更新済みメタデータは、ファイルが記録されるディレクトリのファイルエントリを含む。

本発明の一実施形態において、更新済みメタデータはファイルのファイルエントリを含む。

本発明の別の態様によると、疑似書換え機能を有するドライブ装置に、追記形ディスク上にデータを書込むことを命令するためのシステムコントローラであって、システムコントローラはドライブ装置を制御するためのコントローラを備え、コントローラが、（ａ）少なくとも書込まれるファイルに対するデータを指定する、書込み要求を受け取るステップと、（ｂ）追記形ディスクの位置からファイルを管理するためのメタデータを読出してメタデータを取得することをドライブ装置に命令するステップと、（ｃ）次にデータが書込まれる位置を示す新たな書込み可能アドレスをドライブ装置に問い合わせ、次の書込み可能アドレスを取得するステップと、（ｄ）メタデータを更新して、書込み要求によって指定されたデータの書込みを反映する、ステップと、（ｅ）書込み要求によって指定されたデータを追記形ディスク内の次の書込み可能なアドレスによって示される位置へ書込むことを、ドライブ装置に命令する、ステップと、（ｆ）更新済みのメタデータのうちの少なくとも一部を、ステップ（ｂ）においてメタデータが読み出された追記形ディスク内の位置へ書込むことをドライブ装置に命令する、ステップとを含む処理を実行するように構成されている、システムコントローラが提供される。

本発明の一実施形態において、コントローラは半導体集積回路を含む。

本発明の別の態様によると、疑似書換え機能を有するドライブ装置に、追記形ディスク上にデータを書込むことを命令するためのシステムコントローラにおいて使用するプログラムであって、プログラムが、（ａ）少なくとも書込まれるファイルに対するデータを指定する、書込み要求を受け取るステップと、（ｂ）追記形ディスクの位置からファイルを管理するためのメタデータを読出してメタデータを取得することをドライブ装置に命令するステップと、（ｃ）次にデータが書込まれる位置を示す新たな書込み可能アドレスをドライブ装置に問い合わせ、次の書込み可能アドレスを取得するステップと、（ｄ）メタデータを更新して、書込み要求によって指定されたデータの書込みを反映する、ステップと、（ｅ）書込み要求によって指定されたデータを追記形ディスク内の次の書込み可能なアドレスによって示される位置へ書込むことを、ドライブ装置に命令する、ステップと、（ｆ）更新済みのメタデータのうちの少なくとも一部を、ステップ（ｂ）においてメタデータが読み出された追記形ディスク内の位置へ書込むことをドライブ装置に命令する、ステップとを含む処理を実行するように構成されている、プログラムが提供される。

添付図面を参照し以下の詳細な説明を読み、理解すれば、本発明のこれらの利点および他の利点が当業者にとって明白となろう。

ドライブ装置によって実行される、追記形ディスク用の上書きを可能にする機能が研究されてきた。しかしながら、ドライブ装置は将来上書きされるデータの量やデータが上書きされる場所を知ることができないため、この機能を実用化するのは困難であった。

たとえば、上書きされるデータは追記形ディスクということで、他の位置へ保存され、元の位置を特定するための情報および代替位置を示す情報がドライブ装置内で扱われなければならない。上書きされるデータの量が増えると、そのデータを代替する場所を探すためにはより長い時間がかかる。したがって、このようなドライブ装置は、リソース（たとえばＣＰＵの速度およびメモリ）が小さいため十分な性能で読出し／書込みができなかった。

新規なファイルシステムは上書きされるデータと新たに書込まれるデータとを区別すべきであり、それによって新規なファイルシステムは上書き可能な機能を有するドライブ装置と適合することができると考えられる。そうすれば、追記形ディスクへのデータ追加用途にＶＡＴを使用せずに、メタデータパーティションを適用する可能性が見出される。

このアイデアの戦略上の重要な点としては、実在のブロックの上書きを機器に扱わせることによって、ファイルシステムはその論理を導入する必要がないということが挙げられる。このことによって、ファイルシステムドライバの複雑性が低減される。

以下の実施形態において、この発想に基づく研究を詳細に示す。

（実施形態１）
上書きされるデータの量は、ファイルシステムにおける手順を最適化することによって削減され得る。この実施形態では、追記形ディスクの上書き可能な機能を備えるドライブ装置に対する新規な記録方法に従った、基本的な読出し／書込み操作を説明する。

以下、図面を参照し、本発明の実施形態を説明する。

図１および図２は、領域の構成を示す図である。図４は、ファイルを記録するための手順を示すフローチャートである。図１は、論理フォーマット操作の後にファイルを記録した後の状態を示す。図２は、図１に示す状態のディスク上の、ルートディレクトリ内にＤａｔａ−Ａファイルを記録した後の状態を示す。

図１について初めに説明する。

データ領域は、リードイン領域と、ボリューム空間と、リードアウト領域とを含む（リードイン領域およびリードアウト領域は物理層によって管理される）。物理セクタはデータ領域内のアドレス指定可能な単位であり、各物理セクタには物理セクタ番号が昇順に割当てられている。ボリューム空間は論理セクタからなり、各論理セクタには論理セクタ番号が昇順に割当てられている。各論理セクタは、あらかじめ物理セクタと一意に対応している。たとえば、論理セクタ番号０を有する論理セクタは物理セクタ番号１００００を有する物理セクタに対応し、ボリューム空間の開始アドレスはリードイン領域内に保存されている。

欠陥管理領域（ＤＭＡ）は、代替操作における、代替されるブロックのアドレスと代替済のブロックのアドレスとの対応を示す情報が、欠陥リストとして記録される領域である。

臨時ＤＭＡ（ＴＤＭＡ）は、追記操作において臨時欠陥リストが記録される領域である。ディスクをファイナライズして追記操作を禁止すると、臨時欠陥リストが欠陥リストとしてＤＭＡ内に登録される。ＤＭＡは、ディスクの内側部分と外側部分との２箇所に設定され、欠陥リストは２つの異なる領域に２度記録される。ＤＭＡには、トラック情報、スペア領域の位置情報などのディスク情報が記録される。

スペア領域は、代替領域であり、リニアリプレースメント（ｌｉｎｅａｒ ｒｅｐｌａｃｅｍｅｎｔ）方法と同等の代替操作によってデータが記録される。スペア領域は、ファイルシステムが扱うボリューム空間の外側に割り当てられる。この例では、データはスペア領域の一部分に記録済みである。本来、スペア領域内のアドレスは物理アドレスを用いて特定されるが、説明を簡潔にするために、スペア領域内の相対アドレスをＳＡ（スペア領域内アドレス）として示している。ＳＡ＃ｍ上のセクタおよびＳＡ＃ｍの後のセクタは未記録状態である。

本発明では、一般的に欠陥管理に利用されているリニアリプレースメントアルゴリズムを、ドライブ装置によって実行される上書きに応用する。

ボリューム空間は３つのトラックを含む。トラックとは１つの領域であり、追記形ディスクにおいて、トラックの始めからシーケンシャルにデータが記録される。トラック内にある記録済み領域の終端がドライブ装置によって管理される。トラック状態（クローズおよびオープン）は、トラックの状態を示すものである。「クローズ」は、トラック内の全てのセクタがデータ記録に使用されたことを示し、「オープン」は、データ記録に使用されていないセクタが少なくとも１つトラック内に存在することを示している。すなわち、オープン状態であるトラックにはデータを追記することができる。

（ボリューム構造）
ボリューム構造およびファイル構造は、ＵＤＦ２．５に準拠している。より小さな論理セクタ番号を有する領域に配置されているボリューム構造は、アンカーボリューム記述子ポインタと、ボリューム認識シーケンスと、ボリューム記述子シーケンスと、論理ボリューム保全シーケンスとを含む。より大きな論理セクタ番号を有する領域に配置されているボリューム構造は、アンカーボリューム記述子ポインタとボリューム記述子シーケンスとを含む。論理ボリューム保全記述子が記録されている論理ボリューム保全シーケンスは、ボリューム構造の一部である。しかしながら、この例の説明の便宜上、論理ボリューム保全記述子は、ボリューム構造の下で明示的に記述される。ボリューム構造が既に記録されているため、トラック＃１およびトラック＃３はクローズ状態である。トラック＃２として記述される領域は、ＵＤＦによって規定されたパーティションとして割当てられる。メタデータファイルはメタデータパーティションとも呼ばれる。メタデータパーティションと区別するために、トラック＃２は、物理パーティションと呼ばれる。メタデータファイルでは、未使用領域があらかじめ記録される。トラック＃２は、ファイルのデータを記録するために割当てられた領域である。したがって、記録済み領域に続く領域は未記録状態である。

（ファイル構造）
メタデータビットマップＦＥ（メタデータビットマップファイルファイルエントリ）とは、メタデータビットマップに対して割付けられた領域を編成するためのファイルエントリである。メタデータビットマップは、メタデータファイル内にある使用の準備が整った利用可能なセクタを指定するためのビットマップである。未記録領域のみでなく、ファイルエントリまたはディレクトリを消去することによって未使用となった領域も、利用可能な領域としてビットマップ内に登録されている。メタデータファイルＦＥ（メタデータファイルファイルエントリ）は、メタデータファイルに対して割付けられた領域を編成するファイルエントリである。メタデータファイルには、ファイルエントリとディレクトリとが記録されている。ＵＤＦではファイル集合記述子も記録されているが、図には示していない。

ルートディレクトリＦＥ（ルートディレクトリファイルエントリ）は、ルートディレクトリに対して割付けられた領域を編成するファイルエントリである。ＭＡ＃ｉ内にはルートディレクトリＦＥが記録されている。ＭＡ＃ｉ＋１内にはルートディレクトリが記録されている。示していないが、ルートディレクトリＦＥおよびルートディレクトリは、実際は、スペア領域内のセクタに物理的に保存されている。スペア領域内のどのセクタがルートディレクトリＦＥおよびルートディレクトリを代替するかを示す情報は、ＴＤＭＡ内に記録されている。ＭＡ（メタデータファイルアドレス）は、メタデータファイル内の相対アドレスを示す。ファイルが既に記録されているので、ＭＡ＃ｋ上の領域およびＭＡ＃ｋの後の領域が利用可能である。

（ファイル記録手順）
図２および図４に関連して、図１の追記形ディスクへＤａｔａ−Ａファイルを記録する例示的な手順を説明する。

ステップＳ１０１において、メタデータファイル内で記録する領域を取得するために、メタデータビットマップをメモリ上に読み出し、メモリ上で更新する。

ステップＳ１０２において、ファイルを登録するディレクトリをメモリ上に読み出し、メモリ上で更新する。この例では、ルートディレクトリを読み出し、Ｄａｔａ−Ａファイルを登録する。

ステップＳ１０３において、ディレクトリのファイルエントリをメモリ上に読み出し、ディレクトリの情報（サイズ、更新時等）を更新する。

ステップＳ１０４において、トラック＃２内の未記録領域の先頭からＤａｔａ−Ａファイルのデータを記録する。

ステップＳ１０５において、記録したデータの位置情報を登録するために、Ｄａｔａ−Ａファイルのファイルエントリをメモリ上に生成する。

ステップＳ１０６において、メモリ上で更新または生成されたデータとを記録する。図２の例では、ドライブ装置はメタデータビットマップファイルを同一の場所に記録することを命令される。特定された領域が既に記録済みの領域であるため、ドライブ装置はデータをＳＡ＃ｍに記録する。ＳＡ＃ｍはそのスペア領域内にある未記録領域の先頭である。ルートディレクトリをＭＡ＃ｋへ記録することが命令される。したがって、ＭＡ＃ｉ＋１に記録されたルートディレクトリは無効になり、ＭＡ＃ｉ＋１にあるセクタが論理空間内の利用可能なセクタになる。メタデータファイル内の利用可能な領域内にデータを書込むことが命令された場合でも、そのメタデータファイル内にある全ての領域が以前に既に記録済みであるため、その領域内にデータを記録することは不可能である。したがって、ルートディレクトリのデータは、代替操作によってスペア領域内のＳＡ＃ｍ＋１へ記録される。

代替操作は、本発明の疑似書換え操作である。本明細書において使用する「疑似書換え操作」という用語は、論理的な上書き操作を指す。疑似書換え操作においては、既に記録済みの領域へデータを書込むという命令に応じてデータを未記録領域へ書込むために、代替操作のメカニズムが用いられる。

ルートディレクトリのファイルエントリをＭＡ＃ｉに書込むことが命令される。この場合、ＭＡ＃ｉは既に記録されている領域である。したがって、データは、疑似書換え操作によってスペア領域内のＳＡ＃ｍ＋２へ保存される。Ｄａｔａ−ＡファイルのファイルエントリをＭＡ＃ｋ＋１へ書込むことが命令される。データは、疑似書換え操作によってＳＡ＃ｍ＋３へ保存される。

ステップＳ１０７において、ファイル構造の保全状態を示すために、論理ボリューム保全記述子を更新することが命令される。データは疑似書換え操作によってＳＡ＃ｍ＋４へ保存される。

ステップＳ１０６で説明したように、可能な限り多くの細切れのデータが同じＥＣＣブロック（記録タイミング）内に記録されるように、キャッシュを用いて複数の細切れのデータをまとめて記録することによって、スペア領域内の未記録領域を有効に利用することが出来る。特に、メタデータビットマップや論理ボリューム保全記述子は、ファイルを記録する毎に更新しなくてもよい。メタデータビットマップや論理ボリューム保全記述子を複数のファイルが記録された後に記録することによって、スペア領域内の未記録領域を有効に利用することができる。

図５は、本発明による光ディスク情報記録再生システム５００を示す。情報記録再生システム５００は、システムコントローラ５１０と、光ディスクから情報を読み出したり、光ディスクへ情報を書込んだりするためのドライブ装置５２０と、入力／出力バス５３０とを備える。

システムコントローラ５１０とドライブ装置５２０との間で、コマンドセットを用いた命令および応答と、読出しデータ／書込みデータの転送とが入力／出力バス５３０を介して実行される。

システムコントローラ５１０は、コントローラ５１１とメモリ５１２とを含む。システムコントローラ５１０はパーソナルコンピュータであり得る。コントローラ５１１は、たとえばＣＰＵ（中央処理装置）のような半導体集積回路であり得、本発明の実施形態に記載の方法を実行する。

さらに、実施形態に記載の方法をコントローラ５１１に実行させるためのプログラムがメモリ５１２に格納されている。コントローラ５１１では、ファイルシステムか、ユーティリティプログラムか、デバイスドライバかが実行され得る。

ドライブ装置５２０はシステムＬＳＩ５２１と、メモリ５２２と、ドライブメカニズム５２３とを含む。本発明の実施形態において説明する方法をシステムＬＳＩ５２１に実行させるためのプログラムが、メモリ５２２内に格納され得る。システムＬＳＩ５２１は半導体チップ上に形成され得、マイクロプロセッサを含み得る。

ドライブメカニズム５２３は、光ディスクをローディングするためのメカニズムと、ディスクへデータを書込む／ディスクからデータを読出すためのピックアップ５２４と、ピックアップ５２４を移動するためのトラバースメカニズムとを含む。ドライブメカニズム５２３はシステムＬＳＩ５２１によって制御されている。

以上に説明したように、ファイルのデータは上書きせずに記録し、メタデータのいくつかは疑似書換えを用いて記録することができる。一般的に、ファイルを更新する必要のあるメタデータのサイズは、ファイルのデータサイズよりも小さく、上書きされるデータのサイズを削減することができる。ファイルエントリのサイズは２０４８バイトであり、ディレクトリのサイズは、ファイルの数とファイル名の長さとに依存する。一例として、各ファイル名が１２文字であり、３９個のファイルがディレクトリ内に記録されている場合、ディレクトリ情報は２０４８バイトのセクタ内に記録できる。したがって、読出し操作／書込み操作は基本的に、新規な記録方法と、上書き機能を備えるドライブ装置とを組み合わせることによって、追記形ディスクに対して実現可能である。

（実施形態２）
この実施形態は、実施形態１において説明した図２のような状態にある追記形ディスクにファイルを書込むためのさらなる記録方法を記載する。

図２において、未記録領域はＳＡ＃ｍ＋５および＃ｍ＋６の２セクタのみであるため、メタデータビットマップおよびルートディレクトリがスペア領域内に書込まれると、ルートディレクトリのファイルエントリおよびファイルのファイルエントリにはそれ以上書込むことができない。したがって、メタデータファイル内の利用可能な領域をメタデータビットマップが指示しても、スペア領域内の未記録領域が使い果たされているため、さらなるファイルを記録することができない。

そこで、スペア領域内の未記録領域のサイズのチェックを伴う、ファイルを記録する記録方法を以下に記載する。

図３は、図２に示すのと同様のデータが書込まれるディスク上の領域の構成を示す図である。図３では、より大きなサイズのスペア領域が論理フォーマット操作によって提供されているので、スペア領域は、図２の未記録領域よりも大きな未記録領域を有する。

図６は、ドライブ装置とシステムコントローラとの間のコマンドのデータのやり取りを示す図である。特定のコマンドをＡＮＳＩ（Ａｍｅｒｉｃａｎ Ｎａｔｉｏｎａｌ Ｓｔａｎｄａｒｄｓ Ｉｎｓｔｉｔｕｔｅ）によって定義される規格、あるいは、ＩＮＣＩＴＳ（Ｉｎｔｅｒ Ｎａｔｉｏｎａｌ Ｃｏｍｍｉｔｔｅｅ ｆｏｒ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ Ｓｔａｎｄａｒｄｓ）のＴ１０によって定義されるＭｕｌｔｉ−Ｍｅｄｉａ Ｃｏｍｍａｎｄ Ｓｅｔ規格に適用することができる。

ステップＳ６０１、Ｓ６０３、Ｓ６０５、およびＳ６０７は、システムコントローラによって実行される手順を示す。ステップＳ６０２、Ｓ６０４、Ｓ６０６、およびＳ６０８は、ドライブ装置の手順を示す。

ステップＳ６０１において、ドライブ装置へローディングされたメディアのタイプがシステムコントローラから要求され、システムコントローラは、メディアが追記形疑似書換え可能ディスクであることを認識し、また、ドライブ装置が疑似書換え機能をサポートしていることを認識する。

ステップＳ６０２において、ドライブ装置はローディングされたディスクのタイプ情報を読み出す。ドライブ装置はまた、そのディスクに対して疑似書換え機能がサポートされているか否かを判断する。ドライブ装置は、これらの細切れの情報をシステムコントローラへ通知する。

ステップＳ６０３において、システムコントローラは、追記形ディスクのトラック情報を要求することによってドライブ装置からトラック情報を取得する。具体的には、トラック＃２内の未記録領域のサイズと、トラック内にある次の書込み可能なアドレスまたはトラック内にある最後の記録済みアドレスとが要求される。ファイルのデータを書込むためには、上記情報をあらかじめ得ることが必要であり、未記録領域が規定のサイズ以上であるか否かがチェックされる。トラック＃２には追加のメタデータファイルが割付けられ得るため、たとえば、規定サイズは全容量が２３ＧＢのディスクに対して１２８ＭＢであり得る。未記録領域のサイズが規定サイズ未満である場合、ディスクは読取り専用ディスクとして使用される。サイズが規定サイズ以上である場合、手順は次のステップへ行く。ファイルエントリのサイズは２ＫＢである。１２８ＭＢの利用可能な領域内にファイルエントリのみを記録する場合、最大で６５，５３６個のファイルに対応するファイルエントリを記録することができる。

ステップＳ６０４において、ドライブ装置は、トラック数に関連する情報か、各トラックの位置情報およびオープン／クローズ状態か、最後の記録済みアドレス情報かを、ローディングしたディスクのリードイン領域、ＤＭＡ、またはＴＤＭＡから読出す。システムコントローラはこれらの情報を通知される。

ステップＳ６０５において、ドライブ装置は、メタデータビットマップ領域を読出すように命令される。その結果、システムコントローラはメタデータビットマップを取得し、利用可能なセクタがあるか否かをチェックする。利用可能なセクタがある場合、手順は次のステップへ行く。利用可能なセクタがない場合、利用可能なセクタを予約するために、メタデータファイル用の追加領域がトラック＃２の未記録領内に割当てられる。このチェックにおいて、システムコントローラは、利用可能なセクタに対する規定サイズを用いて、メタデータファイル用の追加領域が予約されるか否かを決定し得る。たとえば、規定サイズは１２８ＫＢであり得る。

ステップＳ６０６において、ドライブ装置は指定された領域からデータを読出し、そのデータをシステムコントローラへ転送する。

ステップＳ６０７において、システムコントローラは、ドライブ装置にスペア領域情報を要求することによって情報を取得し、スペア領域内に規定サイズ以上の未記録領域があるか否かをチェックする。

たとえば、未記録領域のサイズが８ＭＢ以上である場合、ディスクは記録可能なディスクとして使用可能である。サイズが８ＭＢ未満である場合、ディスクは読取り専用ディスクとして使用される。スペア領域は、疑似書換えのみでなく欠陥管理にも使用される。したがって、ディスク上の欠陥セクタを回復するために、追加の未記録領域が必要である。

ステップＳ６０８において、ドライブ装置は、スペア領域の数と、スペア領域のサイズと、各スペア領域内の未記録領域のサイズとを、ローディングしたディスクのリードイン領域、ＤＭＡ、またはＴＤＭＡから読出す。システムコントローラはこれらの細切れの情報を通知される。

上述したように、データは、疑似書換えまたは欠陥管理によってスペア領域内の未記録領域に記録される。本発明の追記形ディスクドライブ装置は、メディアのタイプ情報と同じく空き領域情報をもシステムコントローラへ送る機能を有する。これは、ドライブ装置はどこかの位置にデータを保存し、その位置はファイルシステムが予期する位置とは異なり得るためである。ファイルを記録する度にこの空き領域情報を要求することによって、システムコントローラはファイルを記録することができるか否かを決定する。その結果、システムコントローラは、関連データと共に正確にファイルをメタデータファイル内に記録することができる。

（実施形態３）
先の実施形態２では、十分なサイズのスペア領域を、フォーマット時に追記形ディスク上で割り当てなければならない。しかしながら、ユーザは、ディスク上に記録されるファイルの数やファイルのサイズを知ることができない。したがって、フォーマット時にスペア領域の適切なサイズを決定するのは困難である。スペア領域が全て使用されている場合、未記録領域がユーザデータ領域内に残っていても、ファイルをディスクに記録することはできない。他方、より大きなスペア領域が割り当てられている場合、ユーザデータ領域がすべて使用された後、未記録領域はスペア領域内に残り得る。

さらに、ファイルシステムドライバはファイルが記録される度にスペア領域内の未記録領域をチェックしなければならず、そのため空間管理が実行困難になる。これはコンピュータシステムのファイルシステムドライバの実装に適切ではない。

そこで、以下に、データを代替する方向がスペア領域内のみでなくユーザデータ領域内でもある記録方法を説明する。

初めに、本発明のアイデアを説明する。

デバイスは、次の書込み可能なブロックに新たなデータを書込み、ドライブ装置が保存しているリマッピングテーブル中にエントリを作成することによって、既存データの上書きを扱う。ファイルシステムは同じ論理ブロック番号を使用し続け、ドライブ装置は、テーブル中のエントリに基づく新たな位置へ要求をリマップする。このテーブルのサイズを縮小するために、ブロックが解放された後、ファイルシステムはこれらのブロックを再使用しない。すなわち、ファイルシステムは追記形メディアを使用していることを知っていなければならず、また、それに従って動作を調整しなければならない。

デバイスは、リマップされたデータを保存するために通常のボリューム空間を用いる。すなわち、デバイスは、元のブロックが存在するのと同じトラック内にある、次の書込み可能な位置へ書込んでいる。新たな空間を割付けることが必要になる度に、ファイルシステムは次の書込み可能なブロックをデバイスに問い合わせる。したがって、ファイルシステムおよびデバイスの双方は同じ書込み用空間を共有する。

次に、図７Ａ〜図７Ｄ、図８Ａ〜図８Ｂ、および図９を用いて、上記のアイデアの有効性を説明する。

図７Ａ〜図７Ｄおよび図８Ａ〜図８Ｂは、ユーザデータ領域内のブロックを示す。ここでは、セクタではなくブロックを用いてこのアイデアを一般的に説明する。ユーザデータ領域は、ファイルシステムによってボリューム空間として認識される。各ブロックには物理ブロックアドレス（以下、ＰＢＡと記載する）と論理ブロックアドレス（以下、ＬＢＡと記載する）とが割当てられ、その結果、ＰＢＡとＬＢＡとの間の対応があらかじめ決定される。ここでは、一例として、ＰＢＡは１００番から割当てられ、ＬＢＡは０番から割当てられている。

図９は、ドライブ装置が保存しているリマッピングテーブルのデータ構造を示す。テーブルはエントリを有し、各エントリは元のアドレスとリマッピングアドレスとを指定する。このデータ構造は、書換え可能なディスクに対する欠陥管理のために使用される欠陥リストと共通のデータ構造であり得る。

一般的に、書換え可能なディスクに適用した場合に矛盾があるため、上記のアイデアは有効でないように思われた。

図７Ａに示すように、書換え可能なディスクは、たとえば２００番からＰＢＡが割当てられているスペア領域を有する。書換え可能なディスクの通常の場合、ＬＢＡ２およびＬＢＡ５のブロックにデータが書込まれており、これらのブロックが欠陥のあるものである場合、これらのデータは、リニアリプレースメントアルゴリズムを用いてスペア領域内のブロックＰＢＡ２００およびＰＢＡ２０１へ保存される。このことは、ＬＢＡ２およびＬＢＡ５がＰＢＡ２００およびＰＢＡ２０１へ再度割り当てられることを意味する。したがって、ボリューム空間内のいくつかのブロックが欠陥によって使用不可能なブロックになると、そのブロックはスペア領域内にある有効なブロックによって補われる。

上記のアイデアを、図７Ｂに示すように書換え可能なディスクに適用したとすると、ＬＢＡ２およびＬＢＡ５を書込むデータは、ユーザデータ領域（たとえばＰＢＡ１０３およびＰＢＡ１０７）内のブロックに保存されよう。しかしながら、ＰＢＡ１０３およびＰＡＢ１０７のうちのこれらのリマップされたブロックは、ＬＢＡ３およびＬＢＡ７へ要求されたデータを保存するのに使用され得ない。それは、これらのブロックがＬＢＡ２およびＬＢＡ５として代替されるためである。この状況は、欠陥のない論理空間を提供するという前提を破り、ファイルシステムが任意のデータを記録した場合に、書換え可能なディスク上のデータ容量を減らす。さらに、この状況では、ドライブ装置はデータをリマップする位置を決定することができない。これは、ファイルシステムがランダムにデータを書込み得、ファイルシステムのみが、記録用に利用可能な領域を指定する空間ビットマップを扱うためである。

実施形態１で説明したように、リニアリプレースメントアルゴリズムは追記形ディスクへも適用できる。図７Ｃに示すように、スペア領域はあらかじめ追記形ディスクに対して割当てられる。ブロックが上書きされるか、欠陥のため書込みできない場合、ブロックはスペア領域内のブロックによって補われる。例として、データＤ１がＬＢＡ２へ書込まれる際に、ブロックが欠陥のあるものである場合、ブロックはＰＢＡ２００のブロックによって補われる。ＬＢＡ５がデータＤ２によって書込まれる場合、ＰＢＡ１０５が既に記録済みであっても、データはＰＢＡ２０１内に保存される。

上書きされるブロックおよび欠陥のあるブロックがボリューム空間外に属する別のブロックによって補われることが想定されている。本発明のアイデアは、書換え可能なディスクに対してのみでなく追記形ディスクに対しても矛盾であるように見える。

しかしながら、本発明によれば、追記形ディスクは書換え可能なディスクのように欠陥のない論理空間を提供することを保証しなくてもよい。それは、追記形ディスク上のブロックは一度書込まれると、ブロック内のデータを変更することができないためである。また、追記形ディスク用の新規なファイルシステムはシーケンシャルな記録を用いてデータを書込み得る。この点において、本発明のアイデアは図７Ｄに示すような追記形ディスクに有効である。データＤ１、Ｄ２、およびＤ３は、ＬＢＡ０、ＬＢＡ１、ＬＢＡ２へシーケンシャルに書込まれている。この時点でブロックＰＢＡ１０２が欠陥のあるものである場合、データは次のブロックＰＢＡ１０３へ書込まれ得る。さらに、データＤ４、Ｄ５、およびＤ６がＬＢＡ４、ＬＢＡ５、ＬＢＡ６へシーケンシャルに書込まれ、次いで更新されたデータＤ５’がＬＢＡ５へ上書きされ得る。この上書きを行うと、データは次の書込み可能な位置であるブロックＰＢＡ１０７へ保存される。このように、ユーザデータ領域を使い果たすまでは、上書きが必要になる度にデータを次の書込み可能な位置へ書込むことができるため、このアイデアは論理ブロック番号の割当てを変更する必要がない。書換え可能なディスクの場合、データはリマッピングに用いられるブロックへは記録できないが、追記形ディスクの本発明に関しては何の問題もない。たとえば、データはさらにＬＢＡ７のブロックへ記録され得る。この場合、データはＰＢＡ１０８へ保存され、ＰＢＡ１０７という元のアドレスからＰＢＡ１０８というリマッピングアドレスへのこのリマッピングを指定するエントリが、リマッピングテーブルへ追加される。

先に説明したように、本発明によれば、論理ブロックアドレスがダブルブッキングであっても、新たな物理ブロックアドレスをＮＷＡに割当てることによってドライブ装置がデータを記録できる。

上記のアイデアによって実用的な、別の重要な点は、ファイルシステムからドライブ装置へ次の書込み可能なアドレスを問い合わせることによって、リマッピングテーブル内に保存されるエントリを節約するということである。図８Ａおよび図８Ｂは、テーブルのサイズを縮小するためのメカニズムを示す。この図では、ブロックＰＢＡ１００〜１０５はあらかじめ記録されている。図８Ａに示すように、データＤ１をＬＢＡ１に書込むと、データは次の書込み可能な位置ＰＢＡ１０６に保存され、ＰＢＡ１０１がＰＢＡ１０６へリマップされることを指定する１つのエントリが追加される。この瞬間、ファイルシステムはデータがリマップされる場所を知らない。新たなデータＤ２を以前の次の書込み可能な位置ＬＢＡ６へ書込むようにファイルシステムが命令した場合、データは次のブロックＰＢＡ１０７へ保存され、１つのエントリが追加される。本発明では、ファイルシステムは上書きを行わずに任意のデータを記録する前に、更新された次の書込み可能なアドレスをチェックし、更新された次の書込み可能なアドレスにデータを書込むように命令する。更新された次の書込み可能なアドレスは図８ＢのＬＢＡ７である。このように、追加のエントリは不必要である。ファイルシステムは、同様の理由で、上書きの必要がなければ、消去されたファイル領域へデータを再度割付けることもない。

さらに、ファイルシステムは記録用の新たな領域を割付けるのにＮＷＡのみを各トラック内で用いるため、ファイルシステムによる空間管理を単純化することができる。このことは、ファイルシステムがスペア領域内でチェックされなくてもよいこと、また、空間ビットマップ、特にメタデータビットマップを記録しなくてもよいことを意味する。

領域をリマップする単位は、複数の物理セクタを有するＥＣＣブロックであり得る。物理セクタをリマップすると、その物理セクタが属するＥＣＣブロック内の全ての物理セクタがリマップされる。この場合、リマッピングテーブルのエントリ内にある元のアドレスおよびリマッピングアドレスは、ＥＣＣブロックの開始セクタの物理アドレスによって指定される。アドレス可能な単位として、物理ブロックおよび論理ブロックは物理セクタおよび論理セクタであり得る。１つのセクタを新たに書込む場合でも、そのセクタを含む１つのＥＣＣブロックが書込まれ、ＮＷＡが次のＥＣＣブロックの開始セクタへ移動される。したがって、いくつかのデータを書込む場合、これらのデータは、これらのデータが同じＥＣＣブロックに対して書込まれるように割付けられる。

本発明によって、追記形ディスク上で使用できるメタデータパーティションを用いることにメリットが提供され得る。初めに、上書きされるデータはメタデータ書込み用のトラック内にリマップされ、その結果メタデータを検索するためのアクセスが局所化され、検索の性能が改善する。通常どおり、上書きされたデータは、トラックが未記録セクタを有する限り同じトラック内に保存される。トラックがデータ記録によって使い果たされると、そのブロックには同じトラック内にあるその他の未記録の物理ブロックへのデータの書込みの優先順位が与えられ、上書きされたデータはその他のトラックへ保存され得る。次に、追加のトラックがメタデータミラーファイルへ割当てられると、エラーへの堅牢性（ｒｏｂｕｓｔｎｅｓｓ）を改善するためにメタデータミラーファイルを記録することができる。

ここで、ディスクの容量が２３ＧＢ（＝２３×１０２４＾３バイト）であり、ＥＣＣブロックが３２セクタからなり、セクタのサイズが２ＫＢ（＝２×１０２４バイト）である例示の場合について、上書きのポテンシャルを概算する。ディスク上に記録されているファイルの平均サイズが１２８ＫＢであり、平均１０個のファイルがディレクトリ内に記録されている場合、約１８８，０００のファイルおよび１８，８００のディレクトリをディスク上に記録することができる。更新するファイルエントリをファイルシステムがＥＣＣブロック内に集める場合、リマッピングテーブルには約６，４００のエントリが必要である。エントリのサイズが８バイトである場合、テーブルのサイズは約５０ＫＢになる。ドライブ装置がリマッピングテーブルのうちの２５６ＫＢを最大サイズとして扱うことができる場合、１８８，０００のファイルおよび１８，８００のディレクトリがランダムに書込まれる。このように、本発明は、ブルーレーザ技術を用いた次世代の追記形光ディスクに実用的である。

上記のアイデアを、ＵＤＦと次世代の追記形ディスクとに基づく新たなファイルシステムに適用する例について説明する。

図１０は、上記のリマッピングを説明するための、領域の構成を示す図である。実施形態１において説明した領域のレイアウトをこの実施形態にも使用する。

欠陥管理領域（ＤＭＡ）は欠陥リストが記録される領域であり、臨時ＤＭＡ（ＴＤＭＡ）は臨時欠陥リストが記録される領域である。リマッピングテーブルは、欠陥リストおよび臨時欠陥リストと共にＤＭＡおよびＴＤＭＡ内に記録され得る。ここで、欠陥リストおよび臨時欠陥リストは、欠陥管理による代替情報と、同じデータ構造を用いたリマッピング情報との両方を指定するために使用され得る。エントリの解釈は欠陥管理と疑似書換えとで共通しているため、それはドライブ装置の実装を単純化するのに役立つ。エントリがリマッピング情報を指定する場合、テーブル内のエントリは、リマップされるブロックのアドレスとリマップされたブロックのアドレスとの対応を示す。

スペア領域は、ボリューム空間の外側に割り当てられ、スペア領域内のアドレスはＳＡ（スペア領域アドレス）によって示されている。

ボリューム空間は３つのトラックを含む。各トラックにはデータがシーケンシャルに記録される。トラック内の未記録領域の開始アドレスが次の書込み可能なアドレス（ＮＷＡ；Ｎｅｘｔ Ｗｒｉｔａｂｌｅ Ａｄｄｒｅｓｓ）として管理される。これらのトラック内のデータが上書き可能であり、予約されたトラック内でデータがリマップされ得るということを示すために、トラックの状態を「使用済み」、「予約済み」という新たな用語によって説明する。使用済みトラックは、トラック内の全てのセクタがデータの記録に使用されたということを意味する。予約済みトラックは、まだ記録されていないセクタが存在することを意味する。換言すれば、データは予約済みのトラックへ追記され得るということである。ボリューム構造が以前に記録されているため、トラック＃１は使用済みトラックである。トラック＃２は、メタデータ記録用に割当てられた予約済みトラックである。トラック＃３は、ユーザデータ記録用に割り当てられた予約済みトラックである。

Ｄａｔａ−Ａファイルを更新したり、Ｄａｔａ−Ｂファイルを追記形光ディスクへ記録したりするための例示的な手順を示す。

初めに、メタデータファイルに対して割付けられた領域を得るためにメタデータファイルＦＥを読出す。ここで、ＭＡ（メタデータファイルアドレス）はメタデータファイルにおける相対アドレスを示す。

ファイルシステムがＤａｔａ−Ａファイルを更新する際には、更新済みのデータを書込む位置を特定するための情報と関連情報（たとえば、サイズ、更新時刻等）とをメモリに登録するために、ファイルエントリをメモリ上に読出し、そのファイルエントリを更新する。ファイルシステムは、Ｄａｔａ−Ａファイルのデータを論理的に上書きするようにドライブ装置に命令する。次いで、対応する物理セクタが既に記録済みであるため、ドライブ装置はデータ（Ｄａｔａ−Ａ’）を物理的にＮＷＡへ保存し、ドライブ装置は欠陥リストにエントリを追加する。ファイルシステムが、ドライブ装置に問い合わせた後でデータをＮＷＡへ書込むように命令した場合、欠陥リストにエントリを追加する必要はない。データの位置をファイルエントリ内に登録できるため、本発明では、エントリを節約するこの方法が薦められるが、大きなファイルの一部を更新しなければならない場合、更新されるデータは、ファイルの全体のデータを書込む代わりに、上書きされ得る。データをディスクに書込んだ後、ファイルシステムは、書込まれたデータの位置および更新時を特定するために、ファイルエントリ（Ｄａｔａ−Ａ’ＦＥ）を論理的に上書きするように命令する。次いで、ドライブ装置は、ＭＡ＃ｋ＋１に示すセクタへデータを物理的に書込み、エントリを欠陥リストへ保存する。

ファイルシステムがＤａｔａ−Ｂファイルをルートディレクトリ下に新たに記録する際、そのディレクトリをメモリ内に読出し、ディレクトリを更新してその新たなファイル（Ｄａｔａ−Ｂファイル）をメモリ上でこのディレクトリに追加する。Ｄａｔａ−Ｂファイルのファイルエントリは、あらかじめメモリ内で作成され、Ｄａｔａ−Ｂファイルのデータはトラック＃３内のＮＷＡへ書込まれ、次いで、そのファイルエントリ（Ｄａｔａ−Ｂ ＦＥ）と、メモリ上のルートディレクトリとがトラック＃２内のＭＡ＃ｋ＋２として示すＮＷＡから書込まれる。ルートディレクトリの新たな位置を特定するために、そのディレクトリに関する更新済みのファイルエントリは、上書きされるように命令され、ＭＡ＃ｋ＋４として示すＮＷＡにデータが書込まれる。このようにして、メタデータの中からディレクトリのファイルエントリのみを上書きしてエントリを節約し、その他のメタデータ（ファイルのファイルエントリおよびディレクトリ）とファイルのデータとを上書きせずに書込む。

ファイル構造の保全性を示すために、更新済みの論理ボリューム保全記述子は上書きを命令され、スペア領域内のセクタＳＡ＃ｍにデータが書込まれる。

上記の疑似書換え操作では、上書きされるデータは、既に記録済みの領域へデータを書込む命令に応じて、スペア領域または予約済みのトラック内のＮＷＡへ保存され得る。データを保存する先は、ドライブ装置によって決定され得る。同様に、欠陥のためにデータをセクタ内に保存できない場合、データは欠陥管理によってスペア領域またはトラック内のＮＷＡ内に代替され得る。

書換え可能なディスクの場合、ファイルシステムは利用可能な領域を再使用する。しかしながら、本発明では、利用可能な領域を一度使用すると、その利用可能な領域は再使用されない。たとえば、図１０では、ルートディレクトリが書込まれたＭＡ＃ｉ＋１の論理セクタは利用可能なセクタになったが、ファイルシステムはＭＡ＃ｉ＋１にはデータを割付けない。データを再びＭＡ＃ｉ＋１へ書込むと、そのデータはリマップされる。ＥＣＣブロックを基準としてデータを書込む場合、そのＥＣＣブロックのうちの１つのセクタのみを書込み、そのＥＣＣブロックの他のセクタには無効データを記録するように命令した場合でも、１つのＥＣＣが書込まれる。同様の理由で、ファイルシステムは、無効データが記録されている領域も再使用しない。

以下、本発明の書込み手順を説明する。この書込み手順は、図５で説明した光ディスク情報記録再生システムによって実行される。

図１５Ａ〜図１５Ｄは、疑似書換え方法を用いてデータが書込まれる際の、ユーザデータ領域内のブロックを示す図をそれぞれ含む。ユーザデータ領域ＰＢＡおよびＬＢＡは、図７で説明したのと同様の定義である。

ファイルを更新するための手順を図１５Ａおよび図１５Ｂで説明する。図１５Ａに示すように、ファイルが更新される前に、ブロックＰＢＡ１００、ＰＢＡ１０１、ＰＢＡ１０２が記録されている。更新されるファイルのファイルエントリ（Ｄ３）はブロックＬＢＡ２内に保存されている。図１５Ｂに示すように、ファイルシステムは、
１）あらかじめＬＢＡ２からファイルエントリを読出すことを命令し、
２）ドライブ装置にＮＷＡを問い合わせ、
３）ファイルの更新済みデータ（Ｄ４）を、上書きを行わずにデータが書込まれるように、ＮＷＡ（ＬＢＡ３）へ書込むことを命令し、また、読出されたファイルエントリ内の位置情報が、更新されたデータが書込まれる領域を指定するように変更されるように、ファイルエントリ（Ｄ３’）を作成し、次いで、
４）更新済みのファイルエントリ（Ｄ３’）を、ファイルエントリが上書きされるように、ＬＢＡ２へ書込むことを命令する。

ファイルをディレクトリ内に記録するための手順を図１５Ｃおよび図１５Ｄで説明する。図１５Ｃに示すように、ブロックＰＢＡ１００、ＰＢＡ１０１、ＰＢＡ１０２、ＰＢＡ１０８、ＰＢＡ１０９が記録されており、２つのトラックが予約されている。ディレクトリのファイルエントリ（Ｄ１）およびディレクトリ（Ｄ２）は、ブロックＬＢＡ０およびＬＢＡ１内に保存されている。図１５Ｄに示すように、ファイルシステムは、
１）ディレクトリのファイルエントリとディレクトリとをＬＢＡ０から読出すことを命令し、
２）ＬＢＡ１からディレクトリを読出すことを命令し、
３）上書きを行わずにデータを書込む位置を決定するために、ドライブ装置に各トラックのＮＷＡを問い合わせ、
３−１）ファイルのデータに対して割付けられた領域の位置情報を有する、ファイルのファイルエントリ（Ｄ６）を作成し、
３−２）新たなファイルが、読出されたディレクトリ（Ｄ２）内に登録されるように、ディレクトリ（Ｄ７）を作成し、
３−３）読出されたファイルエントリ（Ｄ１）内の位置情報が、更新されたディレクトリが割付けられる領域を指定するように変更されるように、ディレクトリのファイルエントリ（Ｄ１’）を作成し、
４）ファイルのデータ（Ｄ５）を、トラック＃２内にあるＮＷＡ（ＬＢＡ１０）へ書込むことを命令し、
５）ファイルのファイルエントリ（Ｄ６）をトラック＃１内にあるＮＷＡ（ＬＢＡ３）から書込むことを命令し、
６）データが連続的に書込まれるように、ディレクトリ（Ｄ７）を次のアドレスへ書込むことを命令し、次いで、
７）更新されたファイルエントリ（Ｄ１’）を、ファイルエントリが上書きされるようにＬＢＡ０へ書込むことを命令する。

このように、任意のデータを書込む前に、ファイルシステムはＮＷＡを問い合わせる。これは、ドライブ装置がリマッピングを用いてドライブ装置自体の中へデータを書込むと、ＮＷＡが変化し得るからである。次に、ファイルシステムは、データが上書きを行わずに書込まれるように、ＮＷＡからデータを書込む命令を与える。次いで、ファイルシステムは、上書きを伴って更新済みデータを書込むように命令する。データを書込むためのこの順序は、リマッピングテーブル内のエントリを節約するために重要である。

図１５Ｂの場合には、書込み手順がこの順でなかった場合、すなわち、データＤ４が書込まれる前にデータＤ３’が上書きされた場合、データＤ３’はＰＢＡ１０３へ書込まれ得、ＮＷＡが変更される。このことは、データＤ４は上書きを伴ってＬＢＡ３へ書込まれるが、データはＰＢＡ１０４へリマップされるということを意味する。図１５Ｄの場合には、書込み手順がこの順序でなかった場合、同様に、追加のエントリがリマッピングテーブルに追加される。

書換え可能なディスクの場合、このような必要条件はない。一般的に、書換え可能なディスクの場合には、書込み手順が誤って終了した場合の回復を考慮して信頼性を改善するために、異なる順序が用いられる。他方で、追記形ディスクの場合には、このような回復は重要でない。それよりも、リマッピングテーブル内のエントリをセーブすることが重要である。これは、追記形の特徴上、以前の状態が残っているためである。

図１１Ａおよび図１１Ｂは、追記形光ディスクにデータを書込むための手順を図示するフローチャートをそれぞれ含む。この書込み手順は、図５で説明した光ディスク情報記録再生システムによって実行される。

ファイルを更新する際に、ファイルシステムは、データが上書きを行わずに書込まれるようにファイルのデータを書込むことを命令し、ファイルシステムは、書込まれたファイルエントリを更新することによってファイルエントリを作成し、また、そのファイルエントリが上書きされるように、ファイルエントリを書込むことを命令する。

新たなファイルがディレクトリ下に記録されると、ファイルシステムは、そのファイルのファイルエントリを作成し、メモリ内にある書込まれたディレクトリとそのファイルエントリとを更新することによって、ディレクトリとそのディレクトリのファイルエントリとを作成し、また、上書きを行わずにファイル、ファイルエントリ、ディレクトリのデータを書込むように命令する。次いで、ファイルシステムは、そのファイルエントリが上書きされるようにディレクトリのファイルエントリを書込むことを命令する。

図１１Ａは、追記形光ディスクへデータを書込むための手順に含まれるステップを示す。プログラムはその手順を実施するために用いられ、システムコントローラ５１０に含まれているコントローラ５１１によって実行される。システムコントローラ５１０は、ドライブ装置５２０に、追記形光ディスクにデータを書込むように命令する。コントローラ５１１は半導体集積回路を含み得る。プログラムは様々な方法で提供される。たとえば、プログラムは、記録されたプログラムを有するコンピュータ可読媒体という形で提供され得る。代替的に、プログラムは、インターネットを介してサーバからプログラムをダウンロードすることによって提供され得る。プログラムが一度コンピュータへインストールされると、コンピュータはシステムコントローラ５１０として機能する。

図１１Ｂは、ドライブ装置５２０によって実行される手順を示す。

ステップＳ１１０１において、システムコントローラ５１０は、書込まれるファイルに対して少なくとも１つのデータを指定する、書込みの要求をユーザから受け取る。たとえば、要求は、Ｄａｔａ−Ａファイルを新たなデータとして代替すること、あるいは他のメディアからディスク上のルートディレクトリ下へＤａｔａ−Ｂファイルをコピーすることの要求である。書込まれるデータは、システムコントローラ５１０内のメモリ５１２へ転送され、ディレクトリツリー構造内のパスネームによってデータの記録先が示されている。

ステップＳ１１０２において、コントローラ５１１は、ユーザによって要求されたディレクトリまたはファイルを管理するためのメタデータを読出すようにドライブ装置５２０に命令する。ファイルエントリやディレクトリ等のメタデータはメタデータファイルから読み出される。

ステップＳ１１０３において、コントローラ５１１は、ドライブ装置５２０にデータを書込むように命令する前に、データが次に書込まれる位置を示す次の書込み可能アドレスＮＷＡをドライブ装置５２０に問い合わせる。これは、ドライブ装置５２０がＮＷＡを移動する可能性があるためである。ドライブ装置５２０は、問い合わせられたＮＷＡをシステムコントローラ５１０へ送信し、システムコントローラ５１０はＮＷＡをコントローラ５１１へ送信する。

ステップＳ１１０４において、ユーザの書込み要求に応じて、コントローラ５１１は、メタデータの少なくとも一部を、上書きされるデータ量が最小になるように、書込まれるデータの種類を区別することによって作成または更新する。図１０に対する説明において記載したように、ファイルが更新される場合、ファイルシステムは、書込まれるデータの位置を指定するためのファイルエントリを作成する。このファイルエントリが上書きされるデータである。ディレクトリ下に新たなファイルが記録される場合、ファイルシステムは新たなファイルのファイルエントリを作成し、新たなファイルを登録するためにディレクトリとディレクトリのファイルエントリを更新する。ディレクトリのファイルエントリは上書きされるデータであり、その他のメタデータは、上書きを伴わずに書込まれ得るデータである。更新済みメタデータの例として、更新済みメタデータはファイルが記録されるディレクトリのファイルエントリ、あるいはそのファイルのファイルエントリを含み得る。

ステップＳ１１０５において、コントローラ５１１は上書きの必要がないデータをＮＷＡによって指示された位置へ書込むようにドライブ装置５２０に命令する。

ステップＳ１１０６において、コントローラ５１１は、ドライブ装置５２０に、メタデータを読出す位置にある更新済みメタデータのうちの少なくとも一部を、データが論理セクタ内へ上書きされるように書込むことを命令する。ドライブ装置５２０は、ステップＳ１１１１において論理セクタの状態をチェックすることによって、データが上書きを伴って書込まれるべきか、上書きされずに書込まれるべきかを決定することができるため、ステップＳ１１０５およびステップＳ１１０６において、データを書込むことを命令するために同様の書込みコマンドを用いることができる。ステップＳ１１０５およびステップＳ１１０６において、データは、異なる方法で示された異なるアドレスへ書込まれる。たとえば、ステップＳ１０５はユーザの書込み要求によって指定されたデータを書込み（ステップＳ１１０１）、ステップＳ１１０６は読出されたメタデータを書込む（ステップＳ１１０２）。考えられるエラーを避けるために、ステップＳ１１０６はステップＳ１１０５の後に実行される。

ステップＳ１１１１において、ドライブ装置５２０は、少なくともデータを書込む論理セクタを指定する、書込み命令をコントローラ５１１から受け取り、論理セクタが対応する物理セクタが予め記録済みであるか否かを決定する。このチェックにおいて、ドライブ装置５２０は、コントローラ５１１によって書込みを命令された論理セクタ番号を用いて、物理セクタの状態を判断する。論理セクタ番号がＮＷＡよりも小さい場合、物理セクタは記録済みであり、そうでなければ未記録である。物理セクタが未記録であればＳ１１１２へ進み、そうでなければ（記録済みであれば）Ｓ１１１３へ進む。

ステップＳ１１１２において、ドライブ装置５２０は、予め論理セクタと対応している物理セクタへデータを書込む。

ステップＳ１１１３において、ドライブ装置５２０は、その他の未記録の物理セクタへデータを書込む。データがＥＣＣブロックを基準にリマップされる場合、他の未記録の物理セクタは、次の書込み可能なブロックであるＥＣＣブロックに属するセクタの１つである。たとえば、ＥＣＣブロックが３２セクタからなる場合、そのＥＣＣブロック内の第２のセクタは上書きされるように命令され、データは、次の書込み可能なＥＣＣブロック内にある第２のセクタへ物理的に書込まれる。このように、ＥＣＣブロック内での相対アドレスは、リマップされたＥＣＣブロックに対して維持される。

ステップＳ１１１４において、ドライブ装置５２０は、論理セクタに予め対応している物理セクタに関連する元のアドレスを指定するためのリマッピング情報としてのエントリと、データが書込まれる物理セクタに関連するリマッピングアドレスとを作成し、そのリマッピング情報を欠陥リスト／リマッピングテーブルへ保存する。ＥＣＣブロックが３２セクタからなる場合、元のアドレスは、元の物理セクタが属するＥＣＣブロックの開始アドレスであり、リマップ済みアドレスは、リマップ済みの物理セクタが属するＥＣＣブロックの開始アドレスである。

消費者用のビデオレコーダまたは消費者用のビデオプレーヤ等の記録再生システムに本発明を適用した場合、ファイルシステムおよびドライブ装置は、図１２に示す一般的なマイクロプロセッサによって制御され得る。この場合、記録再生システムがＮＷＡを知っているため、ファイルシステムはドライブ装置にＮＷＡを問い合わせなくてもよい。ディスクがドライブユニットへローディングされたときに、初めに各トラック内のＮＷＡがチェックされ、その後、何らかのデータが書込まれた後、このシステムはＮＷＡを管理することができる。

図１２は、消費者用のビデオレコーダまたは消費者用のビデオプレーヤの一部である、光ディスク情報記録再生システム１２００を示す。情報記録再生システム１２００は、コントローラ１２１１と、メモリ１２１２と、光ディスクから情報を読出したり、光ディスクへ情報を書込んだりするためのドライブメカニズム５２３とを備える。コントローラ１２１１は、たとえば、ＣＰＵ（中央処理装置）のような半導体集積回路であり得、本発明の実施形態に記載の方法を実行する。さらに、実施形態に記載の方法をコントローラ１２１１に実行させるためのプログラムがメモリ１２１２に格納されている。コントローラ１２１１において、ファイルシステムか、ユーティリティプログラムか、デバイスドライバかが実行され得る。ドライブメカニズム５２３はコントローラ１２１１によって制御され得る。

図１３は、図１２において説明する情報記録再生システムによって追記形光ディスクへデータを書込むための手順を示すフローチャートである。

ステップＳ１３０１において、コントローラ１２１１はユーザからの要求を受け取る。たとえば、要求はＤａｔａ−Ａファイルを新たなデータとして代替すること、あるいはＤａｔａ−Ｂファイルを他のメディアからこのディスク上のルートディレクトリへコピーすることへの要求である。書込まれるデータはメモリ１２１２へ転送され、ディレクトリツリー構造内のパスネームによってデータの記録先が示される。

ステップＳ１３０２において、ファイルシステムはユーザが要求しているディレクトリまたはファイルを引き出すためにデータを読出す。ファイルエントリやディレクトリ等のメタデータがメタデータファイルから読出される。

ステップＳ１３０３において、ファイルシステムはデータの書込み前のＮＷＡを取得する。

ステップＳ１３０４において、ユーザの要求に応じて、ファイルシステムは、書込むデータのタイプを区別することによって、上書きされるデータ量が最小化されるように、メタデータの一部を作成する。図１０の説明で述べたように、ファイルを更新する際、ファイルシステムは、書込むデータの位置を特定するためにファイルエントリを作成する。このファイルエントリが、上書きされるデータである。新たなファイルがディレクトリ下に記録されると、ファイルシステムはその新たなファイルのファイルエントリを作成し、ディレクトリを更新してその新たなファイルとディレクトリのファイルエントリとを登録する。ディレクトリのファイルエントリは上書きされるデータであり、その他のデータは上書きを行わずに書込むことのできるデータである。データタイプは、タイプＩ：上書きの必要がないものと、タイプＩＩ：上書きの必要のあるものとに区別される。

ステップＳ１３０５において、ファイルシステムは、タイプＩのデータをＮＷＡから論理セクタへ書込むように命令する。次いで、ステップＳ１３１１へ行く。ステップＳ１３１１はタイプＩのデータを書込む操作である。

ステップＳ１３０６において、ファイルシステムは、タイプＩＩのデータを論理セクタへ書込むように命令する。次いで、ステップＳ１３２１へ行き、データを論理セクタ内へ上書きする操作を実行する。データを書込むために命令された書込みコマンドは、タイプＩとタイプＩＩとでは異なり得る。

ステップＳ１３１１において、データは、あらかじめ論理セクタと対応している物理セクタへ書込まれる。

ステップＳ１３２１において、データは論理セクタ内に論理的に上書きされ、他の未記録の物理セクタ、特にＮＷＡへ、物理的に書込まれる。

ステップＳ１３２２において、論理セクタと予め対応している物理セクタの元のアドレスを特定するためのリマッピング情報としてのエントリと、データが書込まれる物理セクタのリマッピングアドレスとが作成され、欠陥リスト内へ保存される。

先に説明した図１１Ａ、図１１Ｂ、図１３の方法を用いてディスクデータが書込まれている追記形ディスクからの、再生手順を以下に説明する。図１４は、図５および図１２において説明する情報記録再生システムによって追記形光ディスクからデータを読出すための手順を示すフローチャートである。記録再生システムは、少なくともデータを読出す論理セクタを特定する、読出し命令を受け取る。

ステップＳ１４０１において、リマッピングテーブルに保存されている全てのエントリの元のアドレスが検索される。読出される論理セクタ番号が命令されると、あらかじめその論理セクタと対応している物理セクタ番号が、物理セクタがリマップされていることを示すエントリを検索するために用いられる。リマッピングがＥＣＣブロックを基準として実行される場合、ＥＣＣブロックの開始アドレスがエントリ内に登録される。この場合、物理セクタ番号がリマップ済みＥＣＣブロックに属しているか否かがチェックされる。図５で説明したような情報記録再生システムの場合、この操作はドライブ装置によって行われ得る。

ステップＳ１４０２において、エントリが見つかった場合、ステップＳ１４０３へ行き、そうでなければステップＳ１４０４へ行く。

ステップＳ１４０３において、物理セクタの元のアドレスは、その物理セクタのリマッピングアドレスで代替される。このリマッピングアドレスは、見つかったエントリ内に示されている。ステップＳ１４０２でエントリが見つからなかった場合、読出されるアドレスは、読出し命令によって指定された論理セクタに対応する、物理セクタのアドレスと決定される。Ｓ１４０２でエントリが見つかった場合、読出されるアドレスは、リマッピングテーブル内で見つかった元のアドレスに対応する、リマッピングアドレスと決定される。

ステップＳ１４０４において、所定のアドレスでデータが読出される。

先に説明したように、アドレスが見つからない場合、データはあらかじめ論理セクタと対応している物理セクタから読出される。それは、論理セクタ内に保存されたデータは他の物理セクタへリマップされていないということをリマッピングテーブルが示しているためである。

アドレスが見つかると、見つかったリマッピング情報の中のリマッピングアドレスによって特定される物理セクタから、データが読出される。それは、その論理セクタ内に保存されたデータはリマップ済みであるということをリマッピングテーブル内で見つかったエントリが示しているためである。

ボリューム空間内でデータをリマップする場合、特に、スペア領域へリマップするのではなく、トラック内のＮＷＡへリマップする場合、データはより速く読出され得る。

上記の実施形態において説明したように、本発明は、上書きされるデータ量をファイルシステムが最小化し、また、上書きを行わずにデータを書込む場合には、ドライブ装置へ問い合わせることによって未記録のセクタへデータを書込むことをファイルシステムが命令するという前提に基づいて、ドライブ装置へ適用され得る。

（実施形態４）
本実施形態では、一例として、ＵＤＦファイルシステムの実施のためのガイドラインおよび必要条件を説明する。

（疑似書換え方法を用いることの利点）
物理的特性による複雑性を軽減するために、疑似書換え可能なメディアとして、上書き可能な特徴を備えた新規なシーケンシャル記録媒体が導入される。疑似書換え方法は、この疑似書換え可能なメディアへ適用される。以下は、新規なシーケンシャル記録媒体を導入することの一部の利点を示す。
１）書換え可能なメディアと同様、上書き可能なボリューム空間と欠陥のない空間とが提供される。換言すれば、上書き可能なメカニズムと欠陥管理とをサポートするドライブユニットによって追記形ディスクとの互換性が保証されている。
２）疑似書換えメディアをサポートする読取り専用ドライブユニットは未記録領域へのアクセスを有するため、セッションのクローズやボーダのクローズが不要である。
３）メタデータパーティションとそのミラーを使用することができる。

（疑似書換え可能なメディアの特性）
疑似書換え可能なメディアの物理的特性を、ファイルシステムドライバが要求する観点から説明する。

疑似書換え可能なメディアは、ボリューム空間内の論理セクタに対し、マルチトラック記録および上書き可能な機能をサポートする。２つ以上のトラックを記録に用いることができる。新たなトラックを予約済みトラックとして割当てることができる。空間管理を単純化するために、シーケンシャルな記録方式はトラック内で使用される。記録可能な領域に対するポインタは次の書込み可能なアドレス（ＮＷＡ）であり、これはドライブ装置の問い合わせを通じて取得される。

データが記録済みの論理セクタへ記録されるように意図されている場合、データはスペア領域内にリニアリプレースメントアルゴリズムによって記録されるか、ボリューム空間内のＮＷＡへ記録されるかのいずれかである。ボリューム空間内のＮＷＡへデータをリマップすることの利点としては、スペア領域が全て記録済みであったとしても、全ての利用可能なメディア容量を使用することができるということである。Ｒｅａｄ ｍｏｄｉｆｙ ｗｒｉｔｅ操作もサポートされているため、各論理セクタは個別に上書きされ得る。

データが元のアドレスから代替またはリマップされるアドレス情報は、ボリューム空間の欠陥リストエントリとして保存され、ドライブ装置によって管理されている。

（ファイルシステムによる書込み方針）
一般的に、トラックは、たとえばメタデータ、あるいは音声／映像データ、静止画像データ、音楽データのような特定のデータ等、データタイプを考慮することによって割当てることが可能である。マルチトラック記録では、予約されたトラックが使い果たされると、記録済みのデータ量に適合可能な新たなトラックが割当てられる。メタデータ書込み用のトラックは、メタデータファイルまたはメタデータミラーファイルの拡張として、明示的に示されている。

ボリューム空間の終端にトラックが割当てられた後には新たなトラックを割当てることができないという制限を疑似書換えメディアが有する場合、１つのＡＶＤＰのみがＬＳＮ２５６に記録されるという中間状態においてマルチトラック記録が用いられる。ＥＣＭＡ１６７の必要条件に従うためには、ＡＶＤＰは３つの位置（すなわちＬＳＮ２５６、ＬＳＮ−２５６、Ｌａｓｔ ＬＳＮ）のうち少なくとも２つの位置に記録されることになる。この例では、ＡＶＤＰを記録するためにＬａｓｔ ＬＳＮ−２５６またはＬａｓｔ ＬＳＮへトラックが割当てられる。

メタデータミラーファイルも使用可能である。ディスクを保管用に保存する場合、メタデータミラーファイルを作成することが薦められる。各トラックの記録条件によって各トラック内のＮＷＡのオフセットは時として同じでないこともあり得るが、オンラインの利用の場合、実装はメタデータファイルおよびメタデータミラーファイル内に記録されている内容が各ファイル内に同様のオフセットを有するように記録するように実施される。

図１６Ａは、論理フォーマット後のトラックレイアウトの一例を示す。初めに、ＬＳＮ２５６にＡＶＤＰを含むボリューム構造と、それに関連するファイル構造が記録される。次いで、メタデータ記録用にトラックが割当てられ、メタデータはそのトラック内に記録される。ボリューム空間内の残りの領域は、ファイルデータ記録に使用される。

図１６Ｂは、いくつかのファイルが記録された後のトラックレイアウトの一例を示す。第１のトラックが使い果たされた後、新たなトラックが割当てられている。このように、追加のトラックが次々に割当てられ得る。

図１６Ｃは、いくつかのファイルが記録された後のトラックレイアウトの一例を示す。メタデータ記録用のトラックが使い果たされると、メタデータファイル用の追加の、トラックではなく領域が、エクステントとしてデータトラック内に割り付けられ得る。

（ファイルシステムに対する必要条件）
疑似書換え方法に対する必要条件を、以下のように挙げる。
１）実装は、ドライブユニットへ問い合わせることによって疑似書換えメディアを認識するようにされる。
２）未割付け空間ビットマップおよび未割付け空間テーブルが記録されない。
３）メタデータビットマップファイルが記録されない。
４）実装は、常に、追加のデータ記録を書込む前に各トラック内のＮＷＡを問い合わせるべきである。書込みコマンドが既に記録済みの領域に対して出されている場合、欠陥リストエントリが用いられる。したがって、欠陥リストのサイズが制限されるため、この必要条件は不必要な欠陥リストを削減するために重要である。
５）同様の理由で、消去されたブロックはＮＷＡを問い合わせるため再度使用されるべきでない。
６）上書きされるメタデータは最小化されるべきである。ディレクトリファイルエントリのみを上書きすることが薦められる。

本発明は、論理的な上書き可能メカニズムを用いた、追記形ディスクへの記録方法と、記録装置または再生装置内で使用するための半導体集積回路とを提供するのに有用である。

図１は、ファイルを記録する際の領域の構成を示す図である。 図２は、図１に示す状態を有するディスクのルートディレクトリ内にＤａｔａ−Ａファイルを記録する際の領域の構成を示す図である。 図３は、より大きなスペア領域を有するディスクのルートディレクトリ内にＤａｔａ−Ａファイルを記録する際の領域の構成を示す図である。 図４は、ファイルを記録するための手順を示すフローチャートである。 図５は、光ディスク情報記録再生システムを示す図である。 図６は、ドライブ装置とシステムコントローラとの間でのコマンドのやり取りを示す図である。 図７Ａ〜図７Ｄは、書換え可能なディスクの場合と追記形ディスクの場合とに対し、データがリマップされる際のユーザデータ領域内のブロックを示す図をそれぞれ含む。 図８Ａおよび図８Ｂは、データがＮＷＡへ書込まれる際の、ユーザデータ領域内のブロックを示す図をそれぞれ含む。 図９は、リマッピングテーブルのデータ構造を示す図である。 図１０は、疑似書換え方法を説明するための、領域の構成を示す図である。 図１１Ａおよび図１１Ｂは、光ディスク情報記録再生システムによってデータを書込むための手順を示すフローチャートである。 図１２は、消費者ビデオレコーダまたは消費者ビデオプレーヤの一部である光ディスク情報記録再生システムを示す図である。 図１３は、図１２において説明する情報記録再生システムによって追記形光ディスクへデータを書込むための手順を示すフローチャートである。 図１４は、図５および図１２において説明する情報記録再生システムによって追記形光ディスクのデータを読出すための手順を示すフローチャートである。 図１５Ａ〜図１５Ｄは、疑似書換え方法を用いてデータが書込まれる際の、ユーザデータ領域内のブロックを示す図をそれぞれ含む。 図１６Ａ〜図１６Ｃは、論理フォーマット後およびいくつかのファイルが記録された後のトラックレイアウトの一例をそれぞれ含む。

Claims (8)

1. 疑似書換え機能を有するドライブ装置に、追記形ディスク上にデータを書込むことを命令するための記録方法であって、該記録方法は、
   （ａ）少なくとも書込まれるファイルに対するデータを指定する、書込み要求を受け取るステップと、
   （ｂ）該追記形ディスクの位置から該ファイルを管理するためのメタデータを読出して該メタデータを取得することを該ドライブ装置に命令するステップと、
   （ｃ）次にデータが書込まれる位置を示す新たな書込み可能アドレスをドライブ装置に問い合わせ、該次の書込み可能アドレスを取得するステップと、
   （ｄ）該メタデータを更新して、該書込み要求によって指定された該データの書込みを反映する、ステップと、
   （ｅ）該書込み要求によって指定されたデータを該追記形ディスク内の該次の書込み可能なアドレスによって示される位置へ書込むことを、該ドライブ装置に命令する、ステップと、
   （ｆ）該更新済みのメタデータのうちの少なくとも一部を、該ステップ（ｂ）において該メタデータが読み出された該追記形ディスク内の位置へ書込むことを該ドライブ装置に命令する、ステップと
   を包含する、記録方法。
2. 前記ステップ（ｅ）および（ｆ）が同一の書込み命令を用いて実行される、請求項１に記載の記録方法。
3. 前記ステップ（ｆ）が、前記ステップ（ｅ）が実行された後に実行される、請求項１に記載の記録方法。
4. 前記更新済みメタデータが、ファイルが記録されるディレクトリのファイルエントリを含む、請求項１に記載の記録方法。
5. 前記更新済みメタデータが前記ファイルのファイルエントリを含む、請求項１に記載の記録方法。
6. 疑似書換え機能を有するドライブ装置に、追記形ディスク上にデータを書込むことを命令するためのシステムコントローラであって、
   該システムコントローラは該ドライブ装置を制御するためのコントローラを備え、
   該コントローラが、
   （ａ）少なくとも書込まれるファイルに対するデータを指定する、書込み要求を受け取るステップと、
   （ｂ）該追記形ディスクの位置から該ファイルを管理するためのメタデータを読出して該メタデータを取得することを該ドライブ装置に命令するステップと、
   （ｃ）次にデータが書込まれる位置を示す新たな書込み可能アドレスをドライブ装置に問い合わせ、該次の書込み可能アドレスを取得するステップと、
   （ｄ）該メタデータを更新して、該書込み要求によって指定された該データの書込みを反映する、ステップと、
   （ｅ）該書込み要求によって指定されたデータを該追記形ディスク内の該次の書込み可能なアドレスによって示される位置へ書込むことを、該ドライブ装置に命令する、ステップと、
   （ｆ）該更新済みのメタデータのうちの少なくとも一部を、該ステップ（ｂ）において該メタデータが読み出された該追記形ディスク内の位置へ書込むことを該ドライブ装置に命令する、ステップと
   を含む処理を実行するように構成されている、システムコントローラ。
7. 前記コントローラが半導体集積回路を含む、請求項６に記載のシステムコントローラ。
8. 疑似書換え機能を有するドライブ装置に、追記形ディスク上にデータを書込むことを命令するためのシステムコントローラにおいて使用するプログラムであって、
   該プログラムは、
   （ａ）少なくとも書込まれるファイルに対するデータを指定する、書込み要求を受け取るステップと、
   （ｂ）該追記形ディスクの位置から該ファイルを管理するためのメタデータを読出して該メタデータを取得することを該ドライブ装置に命令するステップと、
   （ｃ）次にデータが書込まれる位置を示す新たな書込み可能アドレスをドライブ装置に問い合わせ、該次の書込み可能アドレスを取得するステップと、
   （ｄ）該メタデータを更新して、該書込み要求によって指定された該データの書込みを反映する、ステップと、
   （ｅ）該書込み要求によって指定されたデータを該追記形ディスク内の該次の書込み可能なアドレスによって示される位置へ書込むことを、該ドライブ装置に命令する、ステップと、
   （ｆ）該更新済みのメタデータのうちの少なくとも一部を、該ステップ（ｂ）において該メタデータが読み出された該追記形ディスク内の位置へ書込むことを該ドライブ装置に命令する、ステップと
   を含む処理を実行するように構成されている、プログラム。

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