JP3243220B2 - 交替処理方法 - Google Patents

交替処理方法

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JP3243220B2
JP3243220B2 JP26027498A JP26027498A JP3243220B2 JP 3243220 B2 JP3243220 B2 JP 3243220B2 JP 26027498 A JP26027498 A JP 26027498A JP 26027498 A JP26027498 A JP 26027498A JP 3243220 B2 JP3243220 B2 JP 3243220B2
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    • 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

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は、高密度記録を特
徴とする書き換え可能な情報記録媒体（ＤＶＤ（Digita
l Video Disk）−ＲＡＭなど）にて実行される交替処理
方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、高密度記録を特徴とするＤＶＤの
研究開発が盛んに進められている。ＤＶＤには、大きく
分けて、再生専用のＤＶＤ−ＲＯＭと、書き換え可能な
ＤＶＤ−ＲＡＭとがある。ＤＶＤ−ＲＡＭの場合、ウォ
ブルが施されたトラックが設けられており、所定トラッ
ク長によりセクタフィールドが形成されている。そし
て、このセクタフィールドが、データ記録の最小単位と
して取り扱われる。また、このセクタフィールドには、
ディスク（ＤＶＤ−ＲＡＭ）上の絶対位置を示すアドレ
ス情報が含まれており、このアドレス情報を頼りにデー
タの記録再生が行われるようになっている。
【０００３】しかし、ディスク上の傷や埃などの影響
で、セクタフィールドの中には、アドレス情報が正常に
再生できないセクタフィールドが存在することがある。
このような場合には、ウォブルを頼りに（ウォブルをカ
ウントして）データの記録再生を行うことができる。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】ところが、ウォブルだ
けを頼りにすると、正常にデータの記録再生ができない
ことがある。これは、１セクタフィールドが約６mmで、
ウォブル周期がセクタ長の２３２分の１であることに起
因する。つまり、このような微少な変化（ウォブル）だ
けを頼りにして、データの記録再生を行い続けると、デ
ータの記録再生の精度が著しく低下する。これ以外に
も、データの記録再生精度が落ちる原因として、ウォブ
ルの欠陥によるウォブルのミスカウント等が考えられ
る。
【０００５】この発明の目的は、上記したような事情に
鑑み成されたものであって、データの記録再生精度の低
下を防止することが可能な交替処理方法を提供すること
にある。
【０００６】
【課題を解決するための手段】上記課題を解決し目的を
達成するために、この発明の交替処理方法は、以下に示
す通りである。
【０００７】この発明は、アドレス情報を有するセクタ
フィールドが連続して配置された情報記録媒体に対して
実行される交替処理方法であって、アドレス情報が正常
に再生できないセクターフィールドを欠陥セクタフィー
ルドと見なし、この欠陥セクタフィールドが３つ以上連
続したとき、これら３つ以上連続した欠陥セクタフィー
ルドを交替処理の対象とする。
【０００８】
【発明の実施の形態】以下、この発明の実施の形態につ
いて図面を参照して説明する。
【０００９】最初に、図１を参照して、この発明に係る
情報記録媒体としての光ディスク（ＤＶＤ−ＲＡＭディ
スク）の一例を説明する。
【００１０】図１は、光ディスク上のリードインエリ
ア、データエリア、及びリードアウトエリアなどの配置
を示す図である。
【００１１】図１に示すように、光ディスク１には、内
周側から順に、リードインエリアＡ１、データエリアＡ
２、及びリードアウトエリアＡ３が設けられている。リ
ードインエリアＡ１には、エンボスデータゾーン、ミラ
ーゾーン（無記録ゾーン）、及びリライタブルデータゾ
ーンが設けられている。データエリアＡ２には、リライ
タブルデータゾーンが設けられており、このリライタブ
ルデータゾーンには、複数のゾーン、ゾーン０〜ゾーン
Ｎが設けられている。リードアウトエリアＡ３には、リ
ライタブルデータゾーンが設けられている。
【００１２】リードインエリアＡ１のエンボスデータゾ
ーンには、光ディスク１の製造時に、リファレンスシグ
ナルやコントロールデータがエンボス記録される。リー
ドインエリアＡ１のリライタブルデータゾーンには、デ
ィスクの種類を識別するための識別データ、及び欠陥エ
リアを管理するための欠陥管理データなどが記録されて
いる。なお、この欠陥管理データが記録されるエリア
を、欠陥管理エリア（ＤＭＡ：Defect Management Are
a）とする。リードアウトエリアＡ３のリライタブルデ
ータゾーンには、リードインエリアＡ１のリライタブル
データゾーンに記録されたデータと同じデータが記録さ
れる。
【００１３】リードインエリアＡ１に設けられたエンボ
スデータゾーンは、複数のトラックにより構成されてお
り、各トラックは複数のセクタフィールドにより構成さ
れている。また、このゾーンは、所定の回転速度で処理
される。
【００１４】リードインエリアＡ１に設けられたリライ
タブルデータゾーン及びデータエリアＡ２に設けられた
リライタブルデータゾーンのゾーン０は、Ｘ個のトラッ
クにより構成されており、各トラックはＹ個のセクタフ
ィールドにより構成されている。また、このゾーンは、
回転速度Ｚ０（Ｈｚ）で処理される。
【００１５】データエリアＡ２に設けられたリライタブ
ルデータゾーンのゾーン１は、Ｘ個のトラックにより構
成されており、各トラックは（Ｙ＋１）個のセクタフィ
ールドにより構成されている。また、このゾーンは、回
転速度Ｚ１（Ｈｚ）で処理される（Ｚ０＞Ｚ１）。
【００１６】データエリアＡ２に設けられたリライタブ
ルデータゾーンのゾーン２は、Ｘ個のトラックにより構
成されており、各トラックは（Ｙ＋２）個のセクタフィ
ールドにより構成されている。また、このゾーンは、回
転速度Ｚ２（Ｈｚ）で処理される（Ｚ１＞Ｚ２）。
【００１７】以下、データエリアＡ２に設けられたリラ
イタブルデータゾーンのゾーン３〜ゾーンＮは、夫々
が、Ｘ個のトラックにより構成されている。そして、ゾ
ーン３の各トラックは（Ｙ＋３）個のセクタフィールド
により構成されており、ゾーン４の各トラックは（Ｙ＋
４）個のセクタフィールドにより構成されている。つま
り、ゾーンＮの各トラックは（Ｙ＋Ｎ）個のセクタフィ
ールドにより構成されている。また、ゾーン３は、回転
速度Ｚ３（Ｈｚ）で処理され（Ｚ２＞Ｚ３）、ゾーン４
は、回転速度Ｚ４（Ｈｚ）で処理される（Ｚ３＞Ｚ
４）。つまり、ゾーンＮは、回転速度ＺＮ（Ｈｚ）で処
理される（Ｚ（Ｎ−１）＞ＺＮ）。
【００１８】リードアウトエリアＡ３に設けられたリラ
イタブルデータゾーンは、複数のトラックにより構成さ
れており、各トラックは（Ｙ＋Ｎ）個のセクタフィール
ドにより構成されている。また、このゾーンは、回転速
度ＺＮ（Ｈｚ）で処理される。
【００１９】上記説明したように、光ディスク１の内周
側のゾーンから順に、１トラックあたりのセクタフィー
ルド数が増加するようになっており、且つ回転速度が低
下するようになっている。つまり、光ディスク１は、Ｚ
ＣＬＶ（Zone Constant Linear Velocity）方式が対象
のディスクである。
【００２０】続いて、図２を参照して、ＤＶＤ−ＲＡＭ
ディスク上のセクタフィールドのフォーマットについて
説明する。
【００２１】図２に示すように、１セクタフィールド
は、およそ２６９７バイトで構成されている。このセク
タフィールドには、８−１６変調により変調されたデー
タが記録される。８−１６変調は、８ビットの入力符号
系列を、１６ビットの出力符号系列に変調する変調方式
である。また、入力符号系列は入力ビットと呼ばれ、出
力符号系列はチャネルビットと呼ばれる。因みに、１バ
イトは１６チャネルビットと同じ意味である。
【００２２】ここで、１セクタフィールドの内訳につい
て説明する。１セクタフィールドは、１２８バイトのヘ
ッダフィールドＨＦ、２バイトのミラーフィールドＭ
Ｆ、２５６７バイトのレコーディングフィールドＲＦで
構成される。
【００２３】ヘッダフィールドＨＦには、光ディスクの
製造工程においてヘッダデータがエンボス記録される。
このヘッダフィールドＨＦには、ヘッダデータの検出精
度を向上させるためにヘッダデータが４重書きされてい
る。つまり、このヘッダフィールドＨＦには、ヘッダ１
フィールド、ヘッダ２フィールド、ヘッダ３フィール
ド、及びヘッダ４フィールドが含まれる。ヘッダ１フィ
ールド及びヘッダ３フィールドは４６バイトで構成され
ている。ヘッダ２フィールド及びヘッダ３フィールドは
１８バイトで構成されている。
【００２４】ヘッダ１フィールドには、３６バイトのＶ
ＦＯ（Variable Frequency Oscillator）１、３バイト
のＡＭ（Address Mark）、４バイトのＰＩＤ（Physical
ID）１、２バイトのＩＥＤ（ID Error Detection Cod
e)１、１バイトのＰＡ（Post Ambles）１が含まれてい
る。
【００２５】ヘッダ２フィールドには、８バイトのＶＦ
Ｏ２、３バイトのＡＭ、４バイトのＰＩＤ２、２バイト
のＩＥＤ２、１バイトのＰＡ２が含まれている。
【００２６】ヘッダ３フィールドには、３６バイトのＶ
ＦＯ１、３バイトのＡＭ、４バイトのＰＩＤ３、２バイ
トのＩＥＤ３、１バイトのＰＡ１が含まれている。
【００２７】ヘッダ４フィールドには、８バイトのＶＦ
Ｏ２、３バイトのＡＭ、４バイトのＰＩＤ４、２バイト
のＩＥＤ４、１バイトのＰＡ２が含まれている。
【００２８】ＰＩＤ１、ＰＩＤ２、ＰＩＤ３、及びＰＩ
Ｄ４には、セクタインフォメーション及び物理セクター
ナンバー（物理アドレス）が含まれている。ＶＦＯ１及
びＶＦＯ２には、ＰＬＬ（Phase Locked Loop）の引き
込みを行うための連続的な繰返しパターン（１０００１
０００１０００…）が含まれている。ＡＭには、ＰＩＤ
の位置を示すためのランレングス制限に違反する特殊な
パターン（アドレスマーク）が記録されている。ＩＥＤ
１、ＩＥＤ２、ＩＥＤ３、及びＩＥＤ４には、ＰＩＤの
エラーを検出するためのエラー検出符号が含まれてい
る。ＰＡには、復調に必要なステート情報が含まれてお
り、ヘッダフィールドＨＦがスペースで終了するよう極
性調整の役割も持つ。ミラーフィールドＭＦは、鏡面の
フィールドである。
【００２９】レコーディングフィールドＲＦは、主に、
ユーザデータが記録されるフィールドである。レコーデ
ィングフィールドには、（１０＋Ｊ／１６）バイトのギ
ャップフィールド、（２０＋Ｋ）バイトのガード１フィ
ールド、３５バイトのＶＦＯ３フィールド、３バイトの
ＰＳ（pre-synchronous code）フィールド、２４１８バ
イトのデータフィールド（ユーザデータフィールド）、
１バイトのポストアンブルＰＡ３フィールド、（５５−
Ｋ）バイトのガード２フィールド、および（２５−Ｊ／
１６）バイトのバッファフィールドが含まれている。因
みに、Ｊは０〜１５、Ｋは０〜７の整数でランダムな値
をとる。これにより、データ書始めの位置がランダムに
シフトされる。その結果、オーバーライトによる記録膜
の劣化を低減できる。
【００３０】ギャップフィールドには、何も記録されて
いない。ガード１フィールドは、相変化記録膜特有の繰
返しオーバーライトの始端劣化を吸収するための捨て領
域である。ＶＦＯ３フィールドは、ＰＬＬロック用のフ
ィールドであるとともに、同一パターンの中に同期コー
ドを挿入し、バイト境界の同期をとる役割も果たす。Ｐ
Ｓフィールドは、同期コードが記録されるフィールドで
ある。
【００３１】データフィールドは、データＩＤ、データ
ＩＤエラー訂正コードＩＥＤ（DataID Error Detection
Code）、同期コード、エラー訂正コードＥＣＣ（Error
Collection Code ）、エラー検出コードＥＤＣ（Error
Detection Code）、２０４８バイトのユーザデータ等
が記録されるフィールドである。データＩＤには、論理
セクタナンバー（論理アドレス）が含まれる。データＩ
Ｄエラー訂正コードＩＥＤは、データＩＤ用の２バイト
（１６ビット）構成のエラー訂正コードである。
【００３２】ポストアンブルＰＡ３フィールドは、復調
に必要なステート情報を含んでおり、前のデータフィー
ルドの最終バイトの終結を示すフィールドである。ガー
ド２フィールドは、相変化記録媒体特有の繰り返し記録
時の終端劣化がデータフィールドにまで及ばないように
するために設けられたフィールドである。バッファフィ
ールドは、データフィールドが次のヘッダフィールドに
かからないように、光ディスク１を回転するモータの回
転変動などを吸収するために設けられたフィールドであ
る。
【００３３】続いて、ＰＩＤ１、ＰＩＤ２、ＰＩＤ３、
及びＰＩＤ４について具体的に説明する。これらＰＩＤ
には、８ビットのセクタインフォメーションと、２４ビ
ットの物理セクタナンバーが含まれている。物理セクタ
ナンバーには、セクタフィールドの絶対位置を示すアド
レスデータが記録される。セクタインフォメーションに
は、２ビットのリザーブ、２ビットのＰＩＤナンバー、
３ビットのセクタタイプ、１ビットのレイヤーナンバー
などの情報が含まれる。リザーブは、無記録領域であ
る。ＰＩＤナンバーには、ＰＩＤナンバーが記録され
る。例えば、ヘッダ１フィールド中におけるＰＩＤナン
バーにはＰＩＤ１を示す“００”、ヘッダ２フィールド
中におけるＰＩＤナンバーにはＰＩＤ２を示す“０
１”、ヘッダ３フィールド中におけるＰＩＤナンバーに
はＰＩＤ３を示す“１０”、ヘッダ４フィールド中にお
けるＰＩＤナンバーにはＰＩＤ４を示す“１１”が記録
される。
【００３４】セクタタイプには、読み出し専用セクタ
（Read only sector）であることを示す“０００”、リ
ザーブセクタ（Reserved）であることを示す“００
１”、“０１０”、又は“０１１”、ランド又はグルー
ブトラックの書き換え可能な先頭セクタ（Rewritable f
irst sector）であることを示す“１００”、ランド又
はグルーブトラックの書き換え可能な最終セクタ（Rewr
itable last sector）であることを示す“１０１”、ラ
ンド又はグルーブトラックの書き換え可能な最終セクタ
の一つ手前のセクタ（Rewritable before last secto
r）であることを示す“１１０”、ランド又はグルーブ
トラックの書き換え可能なその他のセクタ（Rewritable
other sector）であることを示す“１１１”が記録さ
れる。
【００３５】レイヤーナンバーには、レイヤー１又は０
を示す“１”又は“０”が記録される。
【００３６】続いて、図３〜図４を参照して、ＤＶＤ−
ＲＡＭに記録されるデータの構造及びＤＶＤ−ＲＡＭか
ら再生されるデータの構造について説明する。図３は、
ＥＣＣブロックデータの構造を概略的に示す図である。
図４は、図２に示すデータフィールドに記録されるセク
ターデータのデータ構造を概略的に示す図である。
【００３７】ＤＶＤ−ＲＡＭには、データが記録される
トラックが形成されており、このトラックには所定単位
のデータが記録されるセクタフィールドが複数形成され
ている。また、ＤＶＤ−ＲＡＭには、ＥＣＣブロックデ
ータと呼ばれるフォーマットのデータが記録されるよう
になっている。厳密に言うと、ＥＣＣブロックデータか
ら生成される１６個のセクタデータが、１６個のセクタ
フィールドに分散記録されるようになっている。さらに
言うと、一塊りのセクタデータは、図２に示す２４１８
バイトのデータフィールドに記録される。
【００３８】図３に示すように、ＥＣＣブロックデータ
は、データブロックＤＢ（ユーザデータを含む）、横方
向のエラー訂正コードＥＣＣ１、及び縦方向のエラー訂
正コードＥＣＣ２で構成されている。
【００３９】データブロックＤＢは、所定数の行及び列
に沿って配列されたデータにより構成されており、この
データブロックＤＢは１６個のデータユニットＤＵに分
割することができる。さらに詳しく言うと、データブロ
ックＤＢは、１７２（バイト数）×１２（データユニッ
トを構成する行数）×１６（データブロックを構成する
データユニット数）のデータにより構成されている。デ
ータユニットＤＵは、１７２（バイト数）×１２（デー
タユニットを構成する行数）のデータにより構成されて
いる。また、データユニットＤＵには、データＩＤ、デ
ータＩＤエラー訂正コードＩＥＤ、エラー検出コードＥ
ＤＣ、２０４８バイトのユーザデータ等が含まれてい
る。データＩＤは、データユニットＤＵに含まれるユー
ザデータのスクランブルに利用される。エラー検出コー
ドＥＤＣは、データユニット内の一部のデータの集まり
に含まれるエラーを検出するためのものである。
【００４０】横方向のエラー訂正コードＥＣＣ１は、デ
ータブロックＤＢのうちの列方向のデータに含まれるエ
ラーを訂正するものである。さらに詳しく言うと、横方
向のエラー訂正コードＥＣＣ１は、１０（バイト）×１
２（データユニットＤＵを構成する行数）×１６（デー
タブロックＤＢを構成するデータユニットＤＵの数）の
データにより構成されている。
【００４１】縦方向のエラー訂正コードＥＣＣ２は、デ
ータブロックＤＢのうちの行方向のデータに含まれるエ
ラーを訂正するものである。さらに詳しく言うと、縦方
向のエラー訂正コードＥＣＣ２は、｛１７２（バイト）
＋１０（バイト）｝×１６（データブロックＤＢを構成
するデータユニットＤＵの数）のデータにより構成され
ている。
【００４２】続いて、図４を参照して、セクタデータに
ついて説明する。
【００４３】一つのＥＣＣブロックデータから１６個の
セクタデータが生成される。一つのセクタデータは、デ
ータユニットＤＵ、このデータユニットＤＵに対して付
与されている横方向のエラー訂正コードＥＣＣ１の一
部、及び縦方向のエラー訂正コードＥＣＣ２の一部によ
り構成されている。さらに詳しく言うと、セクタデータ
は、｛１７２（バイト）＋１０（バイト）｝×１２（デ
ータユニットＤＵを構成する行数）＋１（縦方向のエラ
ー訂正コードＥＣＣ２の１列分）のデータにより構成さ
れている。
【００４４】続いて、図１２参照して、欠陥管理エリア
のデータ構造を説明する。
【００４５】光ディスク上に、欠陥管理エリアは、全部
で４つ設けられており、これら各々の欠陥管理エリアに
は、同じデータが記録される。４つの欠陥管理エリア
（ＤＭＡ１〜４）のうち、二つ（ＤＭＡ１〜２）はリー
ドインエリアに設けられ、残りの二つはリードアウトエ
リア（ＤＭＡ３〜４）に設けられる。
【００４６】欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜４）には、初
期欠陥リストエリアａ１、二次欠陥リストエリアａ２、
及びスペアリストエリアａ３が設けられている。因み
に、初期欠陥は、一次欠陥とも称する。初期欠陥リスト
エリアａ１には、複数の初期欠陥リスト（ＰＤＬ：Prim
ary Defect List）がエントリされる。二次欠陥リスト
エリアａ２には、複数の二次欠陥リスト（ＳＤＬ：Seco
ndary Defect List）がエントリされる。スペアリスト
エリアａ３には、複数のスペアエリアリスト（ＳＡＬ：
Spare Area List）がエントリされる。
【００４７】図５は、初期欠陥リストエリアａ１にエン
トリされる初期欠陥リストのデータ構造の概略を示す図
である。図６は、二次欠陥リストエリアａ２にエントリ
される二次欠陥リストのデータ構造の概略を示す図であ
る。図７（ａ）は、スペアリストエリアａ３にエントリ
されるスペアエリアリストデータのデータ構造の概略を
示す図であり、図７（ｂ）は、スペアエリアリストデー
タに複数のスペアエリアリストがエントリされた様子を
示す図である。
【００４８】図５に示すように、初期欠陥リストには、
先頭から順に、エントリのタイプを示すエントリタイプ
が記録されるエリア、リザーブされたエリア、及び欠陥
セクタ（欠陥があるセクタフィールドのことを指す）の
物理セクタナンバーが記録されるエリアが含まれてい
る。
【００４９】図６に示すように、二次欠陥リストには、
先頭から順に、割り当てマーク（ＦＲＭ）が記録される
エリア、リザーブされたエリア、欠陥ブロック中の先頭
セクタ（欠陥ブロックを構成する１６個のセクタフィー
ルドのうちの先頭のセクタフィールドのことを指す）の
物理セクターナンバーが記録されるエリア、リザーブさ
れたエリア、及び交替ブロック中の先頭セクタ（交替ブ
ロックを構成する１６個のセクタフィールドのうちの先
頭のセクタフィールドのことを指す）の物理セクターナ
ンバーが記録されるエリアが含まれている。
【００５０】図７（ａ）に示すように、スペアエリアリ
ストデータ（１セクタデータ）には、順に、スペアエリ
アＩＤ（２バイト）、スペアエリアリストのエントリ数
（１バイト）、リザーブ（７バイト）、先頭ＳＡＬのエ
ントリ（８バイト）、…、最終ＳＡＬのエントリ（８バ
イト）が含まれる。先頭ＳＡＬのエントリは１個目のエ
ントリであり、最終ＳＡＬのエントリは２５５個目のエ
ントリである。つまり、スペアエリアリストデータに
は、図７（ｂ）に示すように、最大２５５個のスペアエ
リアリストがエントリされる（１セクタで２５５箇所の
スペアエリアを管理することができる）。各スペアエリ
アリストには、順に、ＲＳＶ（１バイト）、スペアエリ
アｎの先頭セクタの物理アドレスナンバー（３バイ
ト）、ＲＳＶ、スペアエリアｎの最終セクタの物理アド
レスナンバー（３バイト）が含まれる。スペアエリアｎ
の先頭セクタの物理アドレスナンバーとは、スペアエリ
アｎのスタート位置を示すスタートアドレスのことを指
す。スペアエリアｎの終端セクタの物理アドレスナンバ
ーとは、スペアエリアｎのエンド位置を示すエンドアド
レスのことを指す。
【００５１】続いて、交替処理について説明する。交替
処理には、スリッピング交替処理、リニア交替処理、及
びスキッピング交替処理がある。スリッピング交替処理
は、初期欠陥に対する処理であり、セクターフィールド
の単位で行われる交替処理である。リニア交替処理は、
二次欠陥に対する処理であり、ＥＣＣブロックデータの
単位で行われる交替処理である。スキッピング交替処理
は、初期欠陥及び二次欠陥に関係なく対応できる処理で
あり、セクターフィールド単位で行われるセクタスキッ
ピング交替処理と、ＥＣＣブロックデータの単位で行わ
れるブロックスキッピング交替処理とがある。詳細は、
以下説明する。
【００５２】第１に、スリッピング交替処理について説
明する。
【００５３】光ディスクの出荷前には、光ディスク上に
おけるリライタブルデータゾーンに欠陥（＝初期欠陥）
がないか検証（サーティファイ）される。つまり、リラ
イタブルデータゾーンに対して、データが正常に記録で
きるかが検証される。この検証は、セクタフィールドの
単位で行われる。
【００５４】検証中に、欠陥セクタ（＝一次欠陥エリ
ア：初期欠陥があるセクタフィールドのことを指す）が
発見された場合、この欠陥セクタの物理セクタナンバー
が、初期欠陥リストに記録される。さらに、この欠陥セ
クタには、論理セクタナンバーは付与されない。詳しく
言うと、この欠陥セクタを飛ばして、この欠陥セクタの
前後に配置されている正常セクタ（欠陥がないセクタフ
ィールドのことを指す）に対してだけ、シリアルに論理
セクタナンバーが付与される。つまり、欠陥セクタは、
存在しないセクタとして見なされることになる。これに
より、このような欠陥セクタに対して、ユーザデータの
書き込み等は行われなくなる。上記した一連の処理が、
スリッピング交替処理である。つまり、このスリッピン
グ交替処理では、欠陥セクタがスリップされることにな
る。
【００５５】さらに、図８を参照して、スリッピング交
替処理について説明する。
【００５６】図８に示すように、ユーザエリア（図１２
に示すユーザエリアＵＡ）とスペアエリア（図１２に示
すスペアエリアＳＡ）が存在しているとする。このユー
ザエリアとスペアエリアは、図１で説明したゾーン０〜
ゾーンＮのうちのどこかに存在しているものとする（具
体例は後述する）。また、スペアエリアの存在位置は、
図７に示すスペアエリアリストにより管理されている。
【００５７】例えば、検証中に、ｍ個の欠陥セクタと、
ｎ個の欠陥セクタが発見された場合、（ｍ＋ｎ）個の欠
陥セクタが、スペアエリアにより補償される。つまり、
図８の上段に示すユーザエリアを構成するセクタ数が、
スペアエリアにより補償されることになる。また、上記
説明したように、ｍ個の欠陥セクタ及びｎ個の欠陥セク
タには、論理セクタナンバーは付与されない。さらに言
うと、スペアエリアもスリッピング交替処理の対象エリ
アである。従って、スペアエリア中に、欠陥セクタが発
見されれば、上記説明したスリップ交替処理により処理
される。なお、欠陥セクタ、正常セクタにかかわらず、
全セクタは、物理セクタナンバーを有している。
【００５８】第２に、リニア交替処理について説明す
る。
【００５９】光ディスクの出荷後、ユーザデータの書き
込みを行うときには、ユーザデータが正常に書き込まれ
たか否かの確認（ベリファイ）が行われる。ユーザデー
タが正常に書き込まれない状況を二次欠陥と称する。こ
の二次欠陥の有無は、図３に示すＥＣＣブロックデータ
が記録された１６個のセクタフィールド（ＥＣＣブロッ
クフィールド）の単位で行われる。
【００６０】欠陥ブロック（＝二次欠陥エリア：二次欠
陥があるＥＣＣブロックフィールドのことを指す）が発
見された場合、この欠陥ブロック中の先頭セクタの物理
セクタナンバー、及びこの欠陥ブロックの交替先の交替
ブロック（スペアエリア中に確保されるＥＣＣブロック
フィールドのことを指す）中の先頭セクタの物理セクタ
ナンバーが二次欠陥リストに記録される。また、欠陥ブ
ロック中の１６個のセクタフィールドに付与された論理
セクタナンバーが、そのまま、交替ブロック中の１６個
のセクタフィールドに付与される。これにより、欠陥ブ
ロックに対して記録されるはずのデータは、交替ブロッ
クに記録されることになる。以後、欠陥ブロックへのア
クセスは、交替ブロックへのアクセスと見なされる。上
記した一連の処理が、リニア交替処理である。つまり、
このリニア交替処理では、欠陥ブロックがリニアに交替
されることになる。
【００６１】さらに、図９を参照して、リニア交替処理
について説明する。
【００６２】図９に示すように、ユーザエリア（図１２
に示すユーザエリアＵＡ）とスペアエリア（図１２に示
すスペアエリアＳＡ）が存在しているとする。このユー
ザエリアとスペアエリアは、図１で説明したゾーン０〜
ゾーンＮのうちのどこかに存在しているものとする。ま
た、スペアエリアの存在位置は、図７に示すスペアエリ
アリストにより管理されている。
【００６３】例えば、ユーザデータの書き込みの際に、
ｍ個の欠陥ブロックと、ｎ個の欠陥ブロックが発見され
た場合、（ｍ＋ｎ）個の欠陥ブロックが、スペアエリア
の（ｍ＋ｎ）個の交替ブロックにより補償される。ま
た、上記説明したように、ｍ個の欠陥ブロック及びｎ個
の欠陥ブロックを構成する｛１６×（ｍ＋ｎ）｝個のセ
クタフィールドに付与されていた論理セクタナンバー
は、（ｍ＋ｎ）個の交替ブロックを構成する｛１６×
（ｍ＋ｎ）｝個のセクタフィールドに引き継がれる。さ
らに言うと、スペアエリアもリニア交替処理の対象エリ
アである。従って、スペアエリア中に、欠陥ブロックが
発見されれば、上記説明したリニア交替処理によって処
理される。なお、欠陥ブロック、正常ブロックにかかわ
らず、ブロックを構成する全セクタフィールドは、物理
セクタナンバーを有している。
【００６４】第３に、ブロックスキッピング交替処理に
ついて説明する。
【００６５】図１４の例１及び例２は、ＥＣＣブロック
データの記録先である１６個のセクタフィールドの集ま
りを示している。 ＥＣＣブロックデータの記録先であ
る１６個のセクタフィールドの集まりを、ブロックと称
する。つまり、０、１、２、…、Ｅ、Ｆは、ブロックを
構成する物理セクタナンバーであるとする。図１４の例
１は、物理セクタナンバー６、物理セクタナンバー７、
及び物理セクタナンバー８から、ＰＩＤエラーが検出さ
れた様子を示している。図１４の例２は、物理セクタナ
ンバーＣ、物理セクタナンバーＤ、物理セクタナンバー
Ｅ、及び物理セクタナンバーＦから、ＰＩＤエラーが検
出された様子を示している。つまり、図１４の例１では
物理セクタナンバー６、物理セクタナンバー７、及び物
理セクタナンバー８が欠陥ＰＩＤセクタに該当し、図１
４の例２では物理セクタナンバーＣ、物理セクタナンバ
ーＤ、物理セクタナンバーＥ、及び物理セクタナンバー
ＦがＰＩＤ欠陥セクタに該当することになる。図１４の
例１及び例２に示すようなＰＩＤ欠陥セクタを３つ以上
含むブロックをＰＩＤ欠陥ブロックと称し、図１４の下
段に示すようにＰＩＤ欠陥ブロックがブロックスキッピ
ング交替処理の対象となる。
【００６６】つまり、ＥＣＣブロックデータ０はブロッ
ク０に記録され、ＥＣＣブロックデータ１はブロック１
に記録され、ＰＩＤ欠陥ブロックを飛ばして、ＥＣＣブ
ロックデータ２はブロック２に記録され、ＥＣＣブロッ
クデータ３はブロック３に記録され、ＥＣＣブロックデ
ータ４はブロック４に記録される。
【００６７】ＰＩＤ欠陥ブロック（例えば図１４の下段
に示すＰＩＤ欠陥ブロック）が発見された場合、このＰ
ＩＤ欠陥ブロック中の先頭セクタの物理セクタナンバ
ー、及びこのＰＩＤ欠陥ブロックの交替先のブロック
（例えば図１４の下段に示すブロック２）中の先頭セク
タの物理セクタナンバーが二次欠陥リストに記録され
る。また、欠陥ブロック中の１６個のセクタフィールド
に付与された論理セクタナンバーが、そのまま、交替ブ
ロック中の１６個のセクタフィールドに付与される。こ
れにより、ＰＩＤ欠陥ブロックに対して記録されるはず
のデータは、交替先のブロックに記録されることにな
る。以後、欠陥ブロックへのアクセスは、交替先のブロ
ックへのアクセスと見なされる。上記した一連の処理
が、ブロックスキッピング交替処理である。
【００６８】さらに、図１５を参照して、ブロックスキ
ッピング交替処理について説明する。図１５に示すよう
なデータ（オブジェクトデータ）を記録する場合につい
て説明する。
【００６９】図１５に示すようなデータ（オブジェクト
データ）を記録する場合、ホスト装置３（図１３参照）
から光ディスクドライブ２（図１３参照）に対してライ
トコマンドが送信される。ライトコマンドには、スター
ト論理セクタナンバー、ブロック数（レングス）、及び
エンド論理セクターナンバーが含まれている。ライトコ
マンドを受けた光ディスクドライブ２はホスト装置３に
対して、レスポンスを返す。レスポンスには、グッド／
エラー、記録済みブロック総数（レングス）、及びラス
ト論理セクタナンバーが含まれている。
【００７０】また、図１５に示すようなデータ（オブジ
ェクトデータ）を再生する場合、ホスト装置３から光デ
ィスクドライブ２に対してリードコマンドが送信され
る。リードコマンドには、スタート論理セクタナンバ
ー、ブロック数（レングス）、及びエンド論理セクタナ
ンバーが含まれている。リードコマンドを受けた光ディ
スクドライブ２はホスト装置３に対して、レスポンスを
返す。レスポンスには、要求されたデータ（オブジェク
トデータ）などが含まれる。
【００７１】つまり、図１５の上段に示すように、デー
タ（オブジェクトデータ）の記録には、データ（オブジ
ェクトデータ）の容量以上の記憶容量がディスク上に確
保される。これは、ブロックスキップ交替処理の影響を
吸収するためのである。
【００７２】ここで、ブロックスキッピング交替処理の
実行条件について説明する。
【００７３】先に説明したように、一つのセクタフィー
ルド（約６mm）のヘッダフィールドには、ヘッダ１フィ
ールド、ヘッダ２フィールド、ヘッダ３フィールド、及
びヘッダ４フィールドが含まれている。そして、ヘッダ
１フィールドにはＰＩＤ１が含まれており、ヘッダ２フ
ィールドにはＰＩＤ２が含まれており、ヘッダ３フィー
ルドにはＰＩＤ３が含まれており、ヘッダ４フィールド
にはＰＩＤ４が含まれている。
【００７４】光ディスクドライブは、原則、ヘッダフィ
ールドに含まれる４つのＰＩＤ（ＰＩＤ１〜４）を頼り
に、光ディスクの目的位置にデータを記録したり、光デ
ィスクの目的位置からデータを再生したりする。また、
光ディスクに設けられたトラックには、ウォブルが施さ
れている。このウォブルの周期は、例えば、セクタ長の
２３２分の１である。仮に、光ディスク上の傷又は埃な
どの影響により、ヘッダフィールドから全くＰＩＤが読
みとれなくても、このウォブルを頼りに（ウォブルをカ
ウントして）、光ディスクの目的位置にデータを記録し
たり、光ディスクの目的位置からデータを再生したりす
ることもできる。
【００７５】しかし、ウォブルだけを頼りに、データの
記録再生を行い続けることはできない。ウォブルは、あ
くまでも、たまたまＰＩＤが読めなかった場合の補助的
な役割を果たす。つまり、正常にＰＩＤを読み取ること
ができないセクタフィールドは、欠陥セクタとして扱う
ことが望まれる。
【００７６】上記したように、一つのセクタフィールド
には、４つのＰＩＤが記録されていることになる。読み
取ることができないＰＩＤをエラーＰＩＤと称する。一
つのセクタフィールドに含まれる４つのＰＩＤのうち、
３つ以上のＰＩＤがエラーＰＩＤに該当する場合、この
セクタフィールドはＰＩＤエラーとなる。ＰＩＤエラー
に該当するセクタフィールドが３つ以上連続する場合、
ブロックスキップの対象となる。
【００７７】１セクタフィールドは約６mmであり、３セ
クターフィールドは約１８mmということになる。また、
上記したようにウォブルの周期はセクタ長の２３２分の
１である。つまり、３セクターフィールドを越えると、
ウォブルカウントの信頼性が低下するため（誤差が大き
くなる）、ウォブルカウントだけに頼って正確にデータ
の記録再生を行うことは困難になる。そこで、この発明
では、このような信頼性に欠けるデータの記録再生を無
くすために、ＰＩＤエラーに該当するセクタフィールド
が３つ以上連続する場合をブロックスキップの対象と
し、ＰＩＤエラーに該当するセクタフィールドが３つ以
上連続するようなエリアは、データ記録対象外とする。
【００７８】第４に、セクタスキッピング交替処理につ
いて説明する。
【００７９】図１６に示すように、ブロックｎ〜ブロッ
ク（ｎ＋５）を仮定する。各ブロックは、１６個のセク
タフィールド（物理セクタナンバー０〜Ｆ、論理セクタ
ナンバー０〜Ｆ）の集まりで構成されている。
【００８０】このような状況において、例えば、ライト
コマンドによりデータの書き込みが行われるとする。こ
のとき、ライトコマンドが、スタートブロック＝ブロッ
クｎ、ブロックレングス＝４ブロック、エンドブロック
＝ブロック（ｎ＋４）を示しているとする。
【００８１】そして、ブロックｎの物理セクタナンバー
３（＝論理セクタナンバー３）のセクタが欠陥セクタで
あったとする。同様に、ブロック（ｎ＋２）の物理セク
タナンバー４（＝論理セクタナンバー４）及び物理セク
タナンバー５（＝論理セクタナンバー５）のセクタが欠
陥セクタであったとする。
【００８２】この場合、これら欠陥セクタがスキッピン
グ交替処理の対象となる。つまり、初期欠陥リストに
は、ブロックｎの物理セクタナンバー３、ブロック（ｎ
＋２）の物理セクタナンバー４、及ブロック（ｎ＋２）
のび物理セクタナンバー５が登録される。このとき、こ
れらブロックｎの物理セクタナンバー３、ブロック（ｎ
＋２）の物理セクタナンバー４、及ブロック（ｎ＋２）
の物理セクタナンバー５には、論理アドレスナンバーは
付与されない。つまり、これら、ブロックｎの物理セク
タナンバー３、ブロック（ｎ＋２）の物理セクタナンバ
ー４、及ブロック（ｎ＋２）の物理セクタナンバー４を
飛ばして、シリアルに論理アドレスナンバーが付与され
る。このとき、図１６に示すようにブロックが再構成さ
れる。そして、スキッピング交替処理の余波を受けたブ
ロック（ｎ＋４）がリニア交替処理の対象となる。つま
り、二次欠陥リストには、欠陥ブロック中の先頭セクタ
の物理セクタナンバーとしてブロック（ｎ＋４）の物理
セクタナンバー１が登録され、交替ブロック中の先頭セ
クタの物理セクタナンバーとしてブロックＫの物理セク
タナンバー１が登録される。
【００８３】さらに、図１７を参照して、セクタスキッ
ピング交替処理について説明する。
【００８４】図１７に示すように、ブロックｎ〜ブロッ
ク（ｎ＋５）を仮定する。各ブロックは、１６個のセク
タフィールド（物理セクタナンバー０〜Ｆ、論理セクタ
ナンバー０〜Ｆ）の集まりで構成されている。
【００８５】このような状況において、例えば、ライト
コマンドによりデータの書き込みが行われるとする。こ
のとき、ライトコマンドが、スタートブロック＝ブロッ
クｎ、ブロックレングス＝４ブロック、エンドブロック
＝ブロック（ｎ＋４）を示しているとする。
【００８６】（１）欠陥セクタ数が０の場合、ブロック
ｎ〜ブロック（ｎ＋４）に変動はなく、これら各ブロッ
クを構成するセクタの論理セクタナンバーにも変動はな
い。
【００８７】（２）欠陥セクタ数が０より多く１６未満
の場合、欠陥セクタの余波を受けたブロック（ｎ＋４）
がリニア交替処理の対象となる。初期欠陥リストには欠
陥セクタの物理アドレスナンバーが登録され、二次欠陥
リストにはブロック（ｎ＋４）と所定の交替ブロックと
が交替されたことを示すアドレスが記録される。図１７
の（２）では、欠陥セクタ数が３の場合を示している。
【００８８】（３）欠陥セクタ数が１６の場合、欠陥セ
クタの余波を受けたブロック（ｎ＋４）がリニア交替処
理の対象となる。初期欠陥リストには欠陥セクタの物理
アドレスナンバーが登録され、二次欠陥リストにはブロ
ック（ｎ＋４）と所定の交替ブロックとが交替されたこ
とを示すアドレスが記録される。図１７の（３）では、
欠陥セクタ数が１６の場合を示している。
【００８９】（４）欠陥セクタ数が１６より多く３２未
満の場合、欠陥セクタの余波を受けたブロック（ｎ＋
３）及びブロック（ｎ＋４）がリニア交替処理の対象と
なる。初期欠陥リストには欠陥セクタの物理アドレスナ
ンバーが登録され、二次欠陥リストにはブロック（ｎ＋
３）と所定の交替ブロックとが交替されたことを示すア
ドレス、及びブロック（ｎ＋４）と所定の交替ブロック
とが交替されたことを示すアドレスが記録される。図１
７の（４）では、欠陥セクタ数が１８の場合を示してい
る。
【００９０】上記したブロックスキッピング交替処理及
びセクタスキッピング交替処理の利点は、リニア交替処
理に比べて、光学ヘッドの移動距離を短くできる点であ
る。リニア交替処理は、比較的、光学ヘッドの移動距離
が長くなる傾向にあるため、リアルタイム記録を不得意
とした。しかし、上記したブロックスキッピング交替処
理及びセクタスキッピング交替処理を利用することで、
光学ヘッドの移動距離を極力抑えてリアルタイム記録が
可能となる。
【００９１】続いて、上記したスリッピング交替処理、
リニア交替処理、ブロックスキッピング交替処理、及び
セクタスキッピング交替処理に対応したユーザデータの
書き込み処理について説明する。
【００９２】ユーザエリアに対するユーザデータの書き
込みは、一次欠陥リスト及び二次欠陥リストに基づき行
われる。つまり、あるセクタフィールドに対してユーザ
データを書き込むとき、このセクタフィールドが一次欠
陥リストにリストされた欠陥セクタに該当する場合に
は、この欠陥セクタをスリップして、この欠陥セクタの
次に存在する正常セクタに対してユーザデータの書き込
みが行われる。また、ユーザデータの書き込み先のブロ
ックが、二次欠陥リストにリストされた欠陥ブロックで
ある場合、この欠陥ブロックに対応した交替ブロックに
ユーザデータの書き込みが行われる。
【００９３】続いて、光ディスクのフォーマットについ
て説明する。
【００９４】パーソナルコンピュータ用の情報記憶媒体
（ハードディスクや光磁気ディスクなど）のファイルシ
ステムで多く使われるＦＡＴ（ファイルアロケーション
テーブル）では、２５６バイトまたは５１２バイトを最
小単位として情報記憶媒体へ情報が記録される。
【００９５】それに対し、ＤＶＤ-ビデオ、ＤＶＤ−Ｒ
ＯＭ、ＤＶＤ−Ｒ、ＤＶＤ−ＲＡＭ等の情報記憶媒体で
は、ファイルシステムとしてＯＳＴＡで策定されたＵＤ
Ｆ（ユニバーサルディスクフォーマット）及びＩＳＯ１
３３４６が採用されている。ここでは２０４８バイトを
最小単位として情報記憶媒体へ情報が記録される。ファ
イル管理方法としては、基本的にルートディレクトリを
親に持ち、ツリー状にファイルを管理する階層ファイル
システムを前提としている。
【００９６】図１３に示すように、光ディスク１に対す
るフォーマットは、ホスト装置３に接続された光ディス
クドライブ２により行われる。ホスト装置３は、光ディ
スクドライブ装置２に対して各種指示を出す。光ディス
クドライブ２は、ホスト装置３から送信される指示に従
い各種動作を実行する。
【００９７】例えば、図１３に示すように、ホスト装置
３から光ディスクドライブ２に対してフォーマット実行
の指示が送られると、光ディスクドライブ２はこの指示
に従い光ディスク１をフォーマットする。つまり、光デ
ィスク１には、ホスト装置３の指示に従った所定のフォ
ーマットが施されることになる。このフォーマット時
に、例えば、光ディスク１のリードインエリアＡ１に設
けられた欠陥管理エリアに対して、初期欠陥リスト、二
次欠陥リスト、及びスペアエリアリストが作成される。
つまり、ホスト装置３から光ディスクドライブ２に対し
て、初期欠陥リスト、二次欠陥リスト、及びスペアエリ
アリストを作成するためのデータが送信される。光ディ
スクドライブ２は、これら各リストを作成するためのデ
ータを格納し、この格納されたデータに従い各リストを
光ディスク１の欠陥管理エリアに作成する。
【００９８】スペアエリアリストに対するスペアエリア
のアドレス（スペアエリアのスタート位置を示すスター
トアドレス及びスペアエリアのエンド位置を示すエンド
アドレス）の記録は、ホスト装置３から送信される指示
に従い光ディスクドライブ２が実行する。スペアエリア
リストに対するスペアエリアのアドレスの記録は、フィ
ーマット時、サーティファイ時（初期欠陥の検証時）、
及びベリファイ時（ユーザデータの記録時）の少なくと
も一つ以上のタイミングで行われるものとする。つま
り、スペアエリアリストに対するスペアエリアのアドレ
スの記録は、フォーマット時だけ、サーティファイ時だ
け、ベリファイ時だけに行うようにしてもよいし、フォ
ーマット時とサーティファイ時、フォーマット時とベリ
ファイ時、サーティファイ時とベリファイ時、フォーマ
ット時とサーティファイ時とベリファイ時に行うように
してもよい。換言すれば、上記したようなタイミング
で、ホスト装置３の指示に従い、スペアエリアが確保さ
れる。さらに、上記したタイミングに加えて、光ディス
クドライブ３がスペアエリア不足の判断を下したタイミ
ングでスペアエリアが確保される。
【００９９】このように、フォーマット時だけでなく、
サーティファイ時及びベリファイ時にもスペアエリアが
確保できると、仮に、スリッピング交替処理及びリニア
交替処理によりフォーマット時に確保されたスペアエリ
アが容量不足になった場合に、新たにスペアエリアを追
加することができる。スペアエリアの容量不足は、光デ
ィスクドライブ２からホスト装置３に伝えられ、ホスト
装置３からディスクドライブ２に対してスペアエリア追
加の指示が出される。この指示を受けた光ディスクドラ
イブ２は、この指示に従い光ディスク１に対してスペア
エリアを追加する。
【０１００】上記説明したように、情報記録媒体（光デ
ィスク）は、スペアエリアリストを有することにより、
任意の位置に任意の容量のスペアエリアを確保すること
ができる。これにより、情報記録媒体の記憶容量を最大
限に有効活用することができる。
【０１０１】なお、光ディスクに対するサーティファイ
及びベリファイは、必ずしも行われるものではなく、省
略される場合もある。また、前記したような階層ファイ
ルシステム（ホスト装置３の指示によるスペアエリアリ
スト）と、光ディスクドライブ内で管理されているスペ
アエリアリストとの同期を取るために、例えば、デフラ
グ（再配置）は禁止とされる。
【０１０２】続いて、スペアエリアの確保について説明
する。
【０１０３】図１０に示すように、欠陥処理前は、ユー
ザエリア＝４．７ＧＢ、スペアエリア＝２６ＭＢであ
る。欠陥処理後は、ユーザエリア＝４．７ＧＢ、スペア
エリア＝２６ＭＢ−ｍ（欠陥エリアの合計サイズ）＝ｎ
である。つまり、欠陥処理前及び欠陥処理前、共に、ユ
ーザエリアは４．７ＧＢ確保される。
【０１０４】スペアエリアの確保のパターンには、例え
ば、図１１に示すような５つのモデルが考えられる。勿
論、これ以外にも様々なパターンが考えられる。これら
５つのパターンは、スペアエリアリストに対して、所定
のアドレス（スペアエリアｎの先頭セクタの物理アドレ
スナンバー及びスペアエリアｎの最終セクタの物理アド
レスナンバー）を格納することにより、実現できる。
【０１０５】図１１に示すモデル１は、ゾーン０だけに
スペアエリア（容量ｎ）を確保したものである。このモ
デル１の場合、ユーザエリアは４．７ＧＢ、スペアエリ
アの容量はｎ、スペアエリアのエントリ数は１というこ
とになる。
【０１０６】図１１に示すモデル２は、ゾーンＮだけに
スペアエリア（容量ｎ）を確保したものである。このモ
デル２の場合、ユーザエリアは４．７ＧＢ、スペアエリ
アの容量はｎ、スペアエリアのエントリ数は１というこ
とになる。
【０１０７】図１１に示すモデル３は、ゾーン０及びゾ
ーンＮにスペアエリア（容量ｎ／２）を確保したもので
ある。このモデル１の場合、ユーザエリアは４．７Ｇ
Ｂ、スペアエリアの容量はｎ（２×ｎ／２）、スペアエ
リアのエントリ数は２ということになる。
【０１０８】図１１に示すモデル４は、ゾーン０、ゾー
ン１、ゾーン２、…、ゾーンＮにスペアエリアを確保し
たものである。このモデル４の場合、ユーザエリアは
４．５６ＧＢ、スペアエリアのエントリ数はＮというこ
とになる。
【０１０９】上記したようなモデル１〜モデル４をスペ
アエリアの推奨モデルとして実現できるようにしてもよ
い。つまり、スペアエリアリストに対してスペアエリア
のアドレスを記録する際に、光ディスクドライブ２から
モデル１〜モデル４を実現するようなアドレス（推奨ア
ドレス）を自動的に記録するようにしてもよい。
【０１１０】あるいは、光ディスクに、モデル１〜モデ
ル４を実現するようなアドレス（推奨アドレス）をデフ
ォルト値として持たせるようにしてもよい。そして、光
ディスクドライブ２がモデル１〜モデル４のどれかを指
定するだけで、簡単に、モデル１〜モデル４に示すよう
なスペアエリアが確保されるようにしてもよい。モデル
１〜モデル４を実現するようなアドレス（推奨アドレ
ス）の記録先は、リードインエリア（ＤＭＡなど）及び
リードアウトエリアとなる。
【０１１１】従来の情報記録媒体（ＤＶＤ−ＲＡＭ）に
おいては、スペアエリアの位置及び記憶容量は、予め規
格化されたフォーマットにより決定されてた。このた
め、スペアエリアが過剰になったり、足りなくなったり
するなどの問題があった。
【０１１２】これに対して、この発明の情報記録媒体
（ＤＶＤ−ＲＡＭ）は、スペアエリアリストを有するこ
とにより、任意の位置に任意の容量のスペアエリアを確
保することができる。つまり、スペアエリアの拡張及び
縮小が自由に行え、情報記録媒体の用途に応じたスペア
エリアを確保することができる。これにより、情報記録
媒体の容量を有効に活用することができる。
【０１１３】
【発明の効果】この発明によれば、データの記録再生精
度の低下を防止することが可能な交替処理方法を提供す
ることができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】この発明に係る光ディスク（ＤＶＤ−ＲＡＭ）
上のデータ構造を概略的に示す図である。
【図２】図１に示す光ディスク（ＤＶＤ−ＲＡＭ）上の
セクタフィールドのフォーマットの構造を概略的に示す
図である。
【図３】図１に示す光ディスクに記録されるＥＣＣブロ
ックデータの構造を概略的に示す図である。
【図４】図２に示すデータフィールドに記録されるセク
ターデータのデータ構造を概略的に示す図である。
【図５】初期欠陥リストエリアにエントリされる初期欠
陥リストのデータ構造を概略的に示す図である。
【図６】二次欠陥リストエリアにエントリされる二次欠
陥リストのデータ構造を概略的に示す図である。
【図７】スペアリストエリアにエントリされるスペアエ
リアリストデータ及びスペアエリアリストデータに含ま
れるスペアエリアリストのデータ構造を概略的に示す図
である。
【図８】スリッピング交替処理を説明するための図であ
る。
【図９】リニア交替処理を説明するための図である。
【図１０】欠陥処理前及び欠陥処理後のユーザエリア及
びスペアエリアの容量変化を示す図である。
【図１１】スペアエリアの確保の一例であるモデル１〜
４を示す図である。
【図１２】この発明に係る光ディスク（ＤＶＤ−ＲＡ
Ｍ）上のデータ構造、特に、欠陥管理エリア（ＤＭＡ）
のデータ構造を概略的に示す図である。
【図１３】ホスト装置からのフォーマットの指示を受け
た光ディスクドライブが、フォーマットの指示に従い光
ディスクをフォーマットする様子を示す図である。
【図１４】ブロックスキッピング交替処理を説明するた
めの図である。
【図１５】図１４と同様に、ブロックスキッピング交替
処理を説明するための図である。
【図１６】セクタスキッピング交替処理を説明するため
の図である。
【図１７】図１６と同様に、セクタスキッピング交替処
理を説明するための図である。
【符号の説明】
１…光ディスク Ａ１…リードインエリア Ａ２…データエリア Ａ３…リードアウトエリア ａ１…初期欠陥リストエリア ａ２…二次欠陥リストエリア ａ３…スペアリストエリア ＵＡ…ユーザデータ ＳＡ…スペアエリア
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G11B 20/12 G11B 20/10

Claims (6)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】光ディスクのデータエリアには、複数のゾ
    ーンが設けられており、 これら各ゾーンは、複数のセクタフィールドにより構成
    されており、 これら各セクタフィールドは、ヘッダフィールド及びレ
    コーディングフィールドで構成されており、 このヘッダフィールドには、アドレスを含むヘッダデー
    タが４重書きされており、 ＥＣＣブロックデータから生成される１６個のセクタデ
    ータが、１６個の前記セクタフィールドに分散記録さ
    れ、 前記ＥＣＣブロックデータは、データブロック、横方向
    のエラー訂正コード、及び縦方向のエラー訂正コードで
    構成され、 前記データブロックは、所定数の行及び列に沿って配置
    されたデータにより構成され、このデータブロックは、
    １６個のデータユニットに分割でき、 前記横方向のエラー訂正コードは、前記データブロック
    のうちの列方向のデータのエラーを訂正し、 前記縦方向のエラー訂正コードは、前記データブロック
    のうちの行方向のデータのエラーを訂正し、 前記セクタデータは、前記データユニット、このデータ
    ユニットに対して付与されている横方向のエラー訂正コ
    ードの一部、及び縦方向のエラー訂正コードの一部によ
    り構成されており、 前記光ディスクに対して所定のデータを記録するとき、
    スタート論理セクタナンバー、ブロック数、及びエンド
    論理セクタナンバーを含むライトコマンドにより、ブロ
    ックスキップ交替処理の影響を吸収するために、この所
    定のデータの容量以上の記憶容量を前記光ディスク上に
    確保し、 １６個のセクタフィールドの集まりからなるブロックの
    うちの欠陥ブロックをブロックスキップ交替処理の対象
    とし、前記ライトコマンドに対して、ラスト論理セクタナンバ
    ーを含むレスポンスを返す、 ことを特徴とする交替処理方法。
  2. 【請求項２】欠陥セクタフィールドが３つ以上連続した
    とき、これら３つ以上連続した欠陥セクタフィールドを
    含むブロックを欠陥ブロックとみなす、 ことを特徴とする請求項１に記載の交替処理方法。
  3. 【請求項３】４重書きされたアドレスのうち、３つ以上
    のアドレスが再生できないセクターフィールドを欠陥セ
    クタフィールドとみなす、 ことを特徴とする請求項２に記載の交替処理方法。
  4. 【請求項４】光ディスクのデータエリアには、複数のゾ
    ーンが設けられており、 これら各ゾーンは、複数のセクタフィールドにより構成
    されており、 これら各セクタフィールドは、ヘッダフィールド及びレ
    コーディングフィールドで構成されており、 このヘッダフィールドには、アドレスを含むヘッダデー
    タが４重書きされており、 ＥＣＣブロックデータから生成される１６個のセクタデ
    ータが、１６個の前記セクタフィールドに分散記録さ
    れ、 前記ＥＣＣブロックデータは、データブロック、横方向
    のエラー訂正コード、及び縦方向のエラー訂正コードで
    構成され、 前記データブロックは、所定数の行及び列に沿って配置
    されたデータにより構成され、このデータブロックは、
    １６個のデータユニットに分割でき、 前記横方向のエラー訂正コードは、前記データブロック
    のうちの列方向のデータのエラーを訂正し、 前記縦方向のエラー訂正コードは、前記データブロック
    のうちの行方向のデータのエラーを訂正し、 前記セクタデータは、前記データユニット、このデータ
    ユニットに対して付与されている横方向のエラー訂正コ
    ードの一部、及び縦方向のエラー訂正コードの一部によ
    り構成されており、 前記光ディスクに対して所定のデータを記録するとき、
    スタート論理セクタナンバー、ブロック数、及びエンド
    論理セクタナンバーを含むライトコマンドにより、ブロ
    ックスキップ交替処理の影響を吸収するために、この所
    定のデータの容量以上の記憶容量を前記光ディスク上に
    確保し、 １６個のセクタフィールドの集まりからなるブロックの
    うちの欠陥ブロックをブロックスキップ交替処理の対象
    とし、 前記ライトコマンドに対して、記録済みブロック総数及
    びラスト論理セクタナンバーを含むレスポンスを返す、 ことを特徴とする交替処理方法。
  5. 【請求項５】欠陥セクタフィールドが３つ以上連続した
    とき、これら３つ以上連続した欠陥セクタフィールドを
    含むブロックを欠陥ブロックとみなす、 ことを特徴とする請求項４に記載の交替処理方法。
  6. 【請求項６】４重書きされたアドレスのうち、３つ以上
    のアドレスが再生できないセクターフィールドを欠陥セ
    クタフィールドとみなす、 ことを特徴とする請求項５に記載の交替処理方法。
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