JP4519889B2 - 情報記憶媒体、情報記憶媒体の再生方法及び装置及び記録方法 - Google Patents

Description

本発明は情報記憶媒体、情報記憶媒体の再生方法及び装置及び記録方法に関する。

映像情報または音声情報が記録されている情報記憶媒体としてＬＤ（レーザーディスク（登録商標））やＤＶＤビデオディスクが存在する。しかし上記の情報記憶媒体は再生専用であり、情報記憶媒体上での欠陥領域は存在しない。

コンピューター情報を記録する媒体としてＤＶＤ−ＲＡＭディスクが現存する。この媒体は追加記録が可能であり、情報記憶媒体上に発生した欠陥領域に対する代替え処理方法も確立されている。

ＲＡＭディスクに対するコンピューター情報記録時の欠陥領域に対する代替え処理方法としてリニアリプレイスメント（ Linear Replacement） 処理と言われるものがある。

この処理は、欠陥領域があった場合、ユーザエリア（User Area）とは物理的に離れた別の領域に確保されているスペアエリア（Spare Area）内の代替領域を確保して、ここに論理ブロック番号（ＬＢＮ）を設定する方法である。この方法は、ディスク上への情報記録や再生時において、ディスク上で光ヘッドは記録又は再生の途中に欠陥領域があると、物理的に離れた位置のスペアエリアにデータを記録したりあるいは記録したりし、その後、中断した位置に戻って続きのデータを記録しなければならない。このために光ヘッドの動きを頻繁にしなければならない（図１６（ｄ）を参照）。

一方、ファイルシステムの技術もアクセスを効率的に行なうために重要な技術である。ファイルシステムの技術として特許文献１、２に記載された技術がある。
特願平１０−２６３７１６号（特開２０００−０１３７２８号） 国際公開第９８／１４９３８号パンフレット

ここコンピューターシステムにおいて情報処理や情報の記録再生をおこなう担当部門は、録画再生アプリケーションソフト（以後、録再アプリと略する）１レイヤー、ファイルシステム（File System ）２レイヤー、オプティカルディスクドライブ（Optical Disk Drive ；ODD）３レイヤーと、制御階層を分割することが考えられている。

ここではそれぞれの階層間に、インターフェースとなるコマンドが定義されている。またそれぞれの階層で扱うアドレスも異なる。つまり録再アプリ１は、エーブイアドレス（AV Address）を取り扱い、ファイルシステム（File System）２は、AV Addressに基き論理セクタ番号（LSN）または論理ブロック番号（LBN）を取り扱い、ODD３は、論理セクタ番号（BSN）、論理ブロック番号（LBN）に基き物理セクタ番号（PSN）を扱うようになっている（図５を参照）。

しかしファイルシステムと録再アプリケーションの層間、さらに物理層との間で相互に効果的な情報を用いそれが効率的な動作につながらないと、スムーズなアクセス、情報処理の高速化を得られない。

そこでこの発明では、アプリケーション層とファイルシステム層とディスクドライブ層がそれぞれ使用するアドレスを専門化し、アプリケーション層を利用するプロバイダーが、他の層のアドレスを考慮する必要なく、コンテンツの再生順序などを設計できるように図られ、またファイルの取り扱い及び未記録領域の検索を容易にした情報記憶媒体、情報記憶媒体の再生方法、再生装置及び記録方法を提供することを目的とする。

この発明は、ＡＶデータ及び管理情報が記録される情報記録媒体において、
前記ＡＶデータが保存されるＡＶファイルと前記ＡＶファイルの記録位置を管理するファイル管理情報とが定義されており、
前記ＡＶファイルへの情報処理方法を設定したアプリケーション層と、ファイルシステムの層と、情報記録再生の制御を設定したディスクドライブ層とが設定され、
前記情報記録媒体に対するアドレス情報に関しては、前記アプリケーション層がＡＶアドレスをアドレス情報として用い、前記ファイルシステム層が論理ブロック番号と論理セクタ番号をアドレス情報として使用し、前記ディスクドライブ層が物理セクタ番号をアドレス情報として使用し、前記論理ブロック番号と前記論理セクタ番号とが互いに関連付けられ、前記論理セクタ番号と前記物理セクタ番号とが関連付けられ、
前記ファイル管理情報は前記ＡＶファイルのためのファイルエントリー情報を含み、
このファイルエントリー情報には前記ＡＶファイルを構成するエクステント毎の記録位置情報を示すアロケーションディスクリプタ−を含み、
前記ファイル管理情報はさらにメインボリュームディスクリプタ−シーケンスを含み、
前記メインボリュームディスクリプタ−シーケンスは論理ボリュームの内容を記述するロジカルボリュームディスクリプタ−を含み、
前記メインボリュームディスクリプタ−シーケンスが記録される領域では前記論理セクタ番号が設定されると共に前記論理ブロック番号が設定されない情報記録媒体を基本とする。

上記の手段により、アプリケーション層とファイルシステム層とディスクドライブ層がそれぞれ使用するアドレスを専門化し、アプリケーション層を利用するプロバイダーが、他の層のアドレスを考慮する必要なく、コンテンツの再生順序などを設計できるように図られ、またボリウムの認識が容易になる。

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。なお、各図において、符号はブロック内に書き込むことにした。

図３４、図３５、図７３、及び図７４は、この発明の情報記憶媒体の特徴を示す代表図である。最初に、これら図３４、図３５、図７３、及び図７４を参照して、この発明の情報記憶媒体の特徴を簡単に説明する。

まず、図３４を参照して、情報記録再生装置が管理する情報記憶媒体上の欠陥管理情報のデータ構造について説明する。図３４は、情報記録再生装置が管理する情報記憶媒体上の欠陥管理情報のデータ構造を示す図である。

データエリア（Data Area）１００４には、必要に応じて、ＰＣ情報及びＡＶ情報が記録される。Data Area１００４に対してＰＣ情報を記録する場合、このＰＣ情報の記録先に相当するエリアに欠陥が存在すると、リニア交替処理（ Linear Replacement Algorithm ）が実行される。このとき、このリニア交替処理に伴う欠陥管理情報（第１の欠陥管理情報）は、 ＳＤＬ（Secondary Defect List）３４１３に記録される。一方、Data Area１００４に対してＡＶ情報を記録する場合、このＡＶ情報の記録先に相当するエリアに欠陥が存在すると、スキッピング交替処理（ Skipping Replacement Algorithm ）が実行される。このスキッピング交替処理に伴う欠陥管理情報（第２の欠陥管理情報）は、 ＴＤＬ（Tertiary Defect List）に記録される。また、情報記録再生装置が管理する情報記憶媒体上の欠陥管理情報（上記した第１及び第２の欠陥管理情報）は、欠陥エリアを物理アドレスで示すものである。リニア交替処理及びスキッピング交替処理に関しては後に詳しく説明するが、ＡＶ情報のような連続記録が望まれる情報の記録には、連続記録を阻害しないスキッピング交替処理が適用される。逆に、ＰＣ情報のような連続記録を重視しない情報の記録には、スペアエリアを利用したリニア交替処理が適用される。

続いて、ファイルシステム（File System ）２が管理する情報記憶媒体上の欠陥管理情報のデータ構造について説明する。図３５は、ファイルシステム２が管理する情報記憶媒体上の欠陥管理情報のデータ構造を示す図である。

データエリア（Data Area）１００４には、必要に応じて、ＰＣ情報及びＡＶ情報が記録される。Data Area１００４に対してＰＣ情報を記録する場合、このＰＣ情報の記録先に相当するエリアに欠陥が存在すると、リニア交替処理が実行される。このとき、このリニア交替処理に伴う欠陥管理情報（第１の欠陥管理情報）は、 ＳＤＭ（Secondary Defect Map）３４７１に記録される。一方、Data Area１００４に対してＡＶ情報を記録する場合、このＡＶ情報の記録先に相当するエリアに欠陥が存在すると、スキッピング交替処理が実行される。このスキッピング交替処理に伴う欠陥管理情報（第２の欠陥管理情報）は、 ＴＤＭ（Tertiary Defect Map）に記録される。また、ファイルシステムが管理する情報記憶媒体上の欠陥管理情報（上記した第１及び第２の欠陥管理情報）は、欠陥エリアを論理アドレスで示すものである。

さらに、図７３及び図７４に示すように、ファイルシステムが管理する情報記憶媒体上の欠陥管理情報（上記した第１及び第２の欠陥管理情報）を、欠陥エクステント（Extent）として登録するようにしてもよい。

次に、この発明における情報記録再生装置の概略構造について説明する。

図１に示すように、情報再生装置もしくは情報記録再生装置１０３は大きく２つのブロックから構成される。情報再生部もしくは情報記録再生部（物理系ブロック）１０１は情報記憶媒体（光ディスク）を回転させ、光学ヘッドを用いて情報記憶媒体（光ディスク）にあらかじめ記録して有る情報を読み取る（または情報記憶媒体（光ディスク）に新たな情報を記録する）機能を有する。具体的には情報記憶媒体（光ディスク）を回転させるスピンドルモータ、情報記憶媒体（光ディスク）に記録して有る情報を再生する光学ヘッド、再生したい情報が記録されている情報記憶媒体（光ディスク）上の半径位置に光学ヘッドを移動させるための光学ヘッド移動機構、や各種サーボ回路などから構成されている。なお図２を用いたこのブロックに関する詳細説明は後述する。

応用構成部（アプリケーションブロック）１０２は情報再生部もしくは情報記録再生部（物理系ブロック）１０１から得られた再生信号ｃに処理を加えて情報再生装置もしくは情報記録再生装置１０３の外に再生情報ａを伝送する働きをする。情報再生装置もしくは情報記録再生装置１０３の具体的用途（使用目的）に応じてこのブロック内の構成が変化する。この応用構成部（アプリケーションブロック）１０２の構成に付いても後述する。

また情報記録再生装置の場合には、以下の手順で外部から与えられた記録情報ｂを情報記憶媒体（光ディスク）に記録する。
・外部から与えられた記録情報ｂは直接応用構成部（アプリケーションブロック）１０２に転送される。
・応用構成部（アプリケーションブロック）１０２内で記録情報ｂに処理を加えた後、記録信号ｄを情報記録再生部（物理系ブロック）１０１へ伝送する。
・伝送された記録信号ｄを情報記録再生部（物理系ブロック）１０１内で情報記憶媒体に記録する。

次に、情報記録再生装置１０３内の情報記録再生部（物理系ブロック）１０１の内部構造を説明する。

図２は情報記録再生装置の情報記録再生部（物理系ブロック）内の構成の一例を説明するブロック図である。

情報記録再生部の基本機能の説明。

情報記録再生部では、情報記憶媒体（光ディスク）２０１上の所定位置に、レーザビームの集光スポットを用いて、新規情報の記録あるいは書き替え（情報の消去も含む）を行う。また情報記憶媒体２０１上の所定位置から、レーザビームの集光スポットを用いて、既に記録されている情報の再生を行う。

情報記録再生部の基本機能達成手段の説明。

上記基本機能を達成するために、情報記録再生部では、情報記憶媒体２０１上のトラックに沿って集光スポットをトレース（追従）させる。情報記憶媒体２０１に照射する集光スポットの光量（強さ）を変化させて情報の記録／再生／消去の切り替えを行う。外部から与えられる記録信号ｄを高密度かつ低エラー率で記録するために最適な信号に変換する。

機構部分の構造と検出部分の動作の説明。

＜＜光ヘッド２０２基本構造と信号検出回路＞＞
＜光ヘッド２０２による信号検出＞
光ヘッド２０２は、基本的には、光源である半導体レーザ素子と光検出器と対物レンズから構成されている。半導体レーザ素子から発光されたレーザ光は、対物レンズにより情報記憶媒体（光ディスク）２０１上に集光される。情報記憶媒体２０１の光反射膜または光反射性記録膜で反射されたレーザ光は光検出器により光電変換される。

光検出器で得られた検出電流は、アンプ２１３により電流−電圧変換されて検出信号となる。この検出信号は、フォーカス・トラックエラー検出回路２１７あるいは２値化回路２１２で処理される。

一般的に、光検出器は、複数の光検出領域に分割され、各光検出領域に照射される光量変化を個々に検出している。この個々の検出信号に対してフォーカス・トラックエラー検出回路２１７で和・差の演算を行い、フォーカスずれおよびトラックずれの検出を行う。この検出とサーボ動作によりフォーカスずれおよびトラックずれを実質的に取り除いた後、情報記憶媒体２０１の光反射膜または光反射性記録膜からの反射光量変化を検出して、情報記憶媒体２０１上の信号を再生する。

＜フォーカスずれ検出方法＞
フォーカスずれ量を光学的に検出する方法としては、たとえば次のようなものがある：
［非点収差法］…情報記憶媒体２０１の光反射膜または光反射性記録膜で反射されたレーザ光の検出光路に非点収差を発生させる光学素子（図示せず）を配置し、光検出器上に照射されるレーザ光の形状変化を検出する方法である。光検出領域は対角線状に４分割されている。各検出領域から得られる各検出信号に対し、フォーカス・トラックエラー検出回路２１７内で対角上の検出領域からの信号の和を取り、その和間の差を取ってフォーカスエラー検出信号を得る。

［ナイフエッジ法］…情報記憶媒体２０１で反射されたレーザ光に対して非対称に一部を遮光するナイフエッジを配置する方法である。光検出領域は２分割され、各検出領域から得られる検出信号間の差を取ってフォーカスエラー検出信号を得る。

通常、上記非点収差法あるいはナイフエッジ法のいずれかがが採用される。

＜トラックずれ検出方法＞
情報記憶媒体（光ディスク）２０１はスパイラル状または同心円状のトラックを有し、トラック上に情報が記録される。このトラックに沿って集光スポットをトレースさせて情報の再生または記録／消去を行う。安定して集光スポットをトラックに沿ってトレースさせるため、トラックと集光スポットの相対的位置ずれを光学的に検出する必要がある。

トラックずれ検出方法としては一般に、次の方法が用いられている：
［位相差検出（Differential Phase Detection）法］…情報記憶媒体（光ディスク）２０１の光反射膜または光反射性記録膜で反射されたレーザ光の光検出器上での強度分布変化を検出する。光検出領域は対角線上に４分割されている。各検出領域から得られる各検出信号に対し、フォーカス・トラックエラー検出回路２１７内で対角上の検出領域からの信号の和を取り、その和間の差を取ってトラックエラー検出信号を得る。

［プッシュプル（Push-Pull）法］…情報記憶媒体１２０１反射されたレーザ光の光検出器上での強度分布変化を検出する。光検出領域は２分割され、各検出領域から得られる検出信号間の差を取ってトラックエラー検出信号を得る。

［ツインスポット（Twin-Spot）法］…半導体レーザ素子と情報記憶媒体２０１間の送光系に回折素子などを配置して光を複数に波面分割し、情報記憶媒体２０１上に照射する±１次回折光の反射光量変化を検出する。再生信号検出用の光検出領域とは別に＋１次回折光の反射光量と−１次回折光の反射光量を個々に検出する光検出領域を配置し、それぞれの検出信号の差を取ってトラックエラー検出信号を得る。

＜対物レンズアクチュエータ構造＞
半導体レーザ素子から発光されたレーザ光を情報記憶媒体２０１上に集光させる対物レンズ（図示せず）は、対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８の出力電流に応じて２軸方向に移動可能な構造になっている。この対物レンズの移動方向には、次の２つがある。すなわち、フォーカスずれ補正のために、情報記憶媒体２０１に対して垂直方向に移動し、トラックずれ補正のために情報記憶媒体２０１の半径方向に移動する方向である。

対物レンズの移動機構（図示せず）は対物レンズアクチュエータと呼ばれる。対物レンズアクチュエータ構造には、たとえば次のようなものがよく用いられる：
［軸摺動方式］…中心軸（シャフト）に沿って対物レンズと一体のブレードが移動する方式で、ブレードが中心軸に沿った方向に移動してフォーカスずれ補正を行い、中心軸を基準としたブレードの回転運動によりトラックずれ補正を行う方法である。

［４本ワイヤ方式］…対物レンズ一体のブレードが固定系に対し４本のワイヤで連結されており、ワイヤの弾性変形を利用してブレードを２軸方向に移動させる方法である。

上記いずれの方式も永久磁石とコイルを持ち、ブレードに連結したコイルに電流を流すことによりブレードを移動させる構造になっている。

＜情報記憶媒体２０１の回転制御系＞
スピンドルモータ２０４の駆動力によって回転する回転テーブル２２１上に情報記憶媒体（光ディスク）２０１を装着する。

情報記憶媒体１０の回転数は、情報記憶媒体２０１から得られる再生信号によって検出する。すなわち、アンプ２１３出力の検出信号（アナログ信号）は２値化回路２１２でデジタル信号に変換され、この信号からＰＬＬ回路２１１により一定周期信号（基準クロック信号）を発生させる。情報記憶媒体回転速度検出回路２１４では、この信号を用いて情報記憶媒体２０１の回転数を検出し、その値を出力する。

情報記憶媒体２０１上で再生あるいは記録／消去する半径位置に対応した情報記憶媒体回転数の対応テーブルは、半導体メモリ２１９に予め記録されている。再生位置または記録／消去位置が決まると、制御部２２０は半導体メモリ２１９情報を参照して情報記憶媒体２０１の目標回転数を設定し、その値をスピンドルモータ駆動回路２１５に通知する。

スピンドルモータ駆動回路２１５では、この目標回転数と情報記憶媒体回転速度検出回路２１４の出力信号（現状での回転数）との差を求め、その結果に応じた駆動電流をスピンドルモータ２０４に与えて、スピンドルモータ２０４の回転数が一定になるように制御する。情報記憶媒体回転速度検出回路２１４の出力信号は、情報記憶媒体２０１の回転数に対応した周波数を有するパルス信号であり、スピンドルモータ駆動回路２１５では、このパルス信号の周波数およびパルス位相の両方に対して、制御（周波数制御および位相制御）を行なう。

＜光ヘッド移動機構＞
この機構は、情報記憶媒体２０１の半径方向に光ヘッド２０２を移動させるため光ヘッド移動機構（送りモータ）２０３を持っている。

光ヘッド２０２を移動させるガイド機構としては、棒状のガイドシャフトを利用する場合が多い。このガイド機構では、このガイドシャフトと光ヘッド２０２の一部に取り付けられたブッシュ間の摩擦を利用して、光ヘッド２０２を移動させる。それ以外に回転運動を使用して摩擦力を軽減させたベアリングを用いる方法もある。

光ヘッド２０２を移動させる駆動力伝達方法は、図示していないが、固定系にピニオン（回転ギヤ）の付いた回転モータを配置し、ピニオンとかみ合う直線状のギヤであるラックを光ヘッド２０２の側面に配置して、回転モータの回転運動を光ヘッド２０２の直線運動に変換している。それ以外の駆動力伝達方法としては、固定系に永久磁石を配置し、光ヘッド２０２に配置したコイルに電流を流して直線的方向に移動させるリニアモータ方式を使う場合もある。

回転モータ、リニアモータいずれの方式でも、基本的には送りモータに電流を流して光ヘッド２０２移動用の駆動力を発生させている。この駆動用電流は送りモータ駆動回路２１６から供給される。

＜＜各制御回路の機能＞＞
＜集光スポットトレース制御＞
フォーカスずれ補正あるいはトラックずれ補正を行うため、フォーカス・トラックエラー検出回路２１７の出力信号（検出信号）に応じて光ヘッド２０２内の対物レンズアクチュエータ（図示せず）に駆動電流を供給する回路が、対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８である。この駆動回路２１８は、高い周波数領域まで対物レンズ移動を高速応答させるため、対物レンズアクチュエータの周波数特性に合わせた特性改善用の位相補償回路を、内部に有している。

対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８では、制御部２２０の命令に応じて、
（イ）フォーカス／トラックずれ補正動作（フォーカス／トラックループ）のオン／オフ処理と；
（ロ）情報記憶媒体２０１の垂直方向（フォーカス方向）へ対物レンズを低速で移動させる処理（フォーカス／トラックループオフ時に実行）と；
（ハ）キックパルスを用いて、対物レンズを情報記憶媒体２０１の半径方向（トラックを横切る方向）にわずかに動かして、集光スポットを隣のトラックへ移動させる処理とが行なわれる。

＜＜レーザ光量制御＞＞
＜再生と記録／消去の切り替え処理＞
再生と記録／消去の切り替えは情報記憶媒体２０１上に照射する集光スポットの光量を変化させて行う。

相変化方式を用いた情報記憶媒体に対しては、一般的に、
［記録時の光量］＞［消去時の光量］＞［再生時の光量］ …（１）
の関係が成り立ち、光磁気方式を用いた情報記憶媒体に対しては、一般的に、
［記録時の光量］≒［消去時の光量］＞［再生時の光量］ …（２）
の関係がある。光磁気方式の場合では、記録／消去時には情報記憶媒体２０１に加える外部磁場（図示せず）の極性を変えて記録と消去の処理を制御している。

情報再生時では、情報記憶媒体２０１上に一定の光量を連続的に照射している。

新たな情報を記録する場合には、この再生時の光量の上にパルス状の断続的光量を上乗せする。半導体レーザ素子が大きな光量でパルス発光した時に情報記憶媒体２０１の光反射性記録膜が局所的に光学的変化または形状変化を起こし、記録マークが形成される。すでに記録されている領域の上に重ね書きする場合も同様に半導体レーザ素子をパルス発光させる。

すでに記録されている情報を消去する場合には、再生時よりも大きな一定光量を連続照射する。連続的に情報を消去する場合にはセクタ単位など特定周期毎に照射光量を再生時に戻し、消去処理と平行して間欠的に情報再生を行う。これにより、間欠的に消去するトラックのトラック番号やアドレスを再生することで、消去トラックの誤りがないことを確認しながら消去処理を行っている。

＜レーザ発光制御＞
図示していないが、光ヘッド２０２内には、半導体レーザ素子の発光量を検出するための光検出器が内蔵されている。レーザ駆動回路２０５では、その光検出器出力（半導体レーザ素子発光量の検出信号）と記録・再生・消去制御波形発生回路２０６から与えられる発光基準信号との差を取り、その結果に基づき、半導体レーザへの駆動電流をフィードバック制御している。

＜＜機構部分の制御系に関する諸動作＞＞
＜起動制御＞
情報記憶媒体（光ディスク）２０１が回転テーブル２２１上に装着され、起動制御が開始されると、以下の手順に従った処理が行われる。

（１）制御部２２０からスピンドルモータ駆動回路２１５に目標回転数が伝えられ、スピンドルモータ駆動回路２１５からスピンドルモータ２０４に駆動電流が供給されて、スピンドルモータ２０４が回転を開始する。

（２）同時に制御部２２０から送りモータ駆動回路２１６に対してコマンド（実行命令）が出され、送りモータ駆動回路２１６から光ヘッド駆動機構（送りモータ）２０３に駆動電流が供給されて、光ヘッド２０２が情報記憶媒体１０の最内周位置に移動する。その結果、情報記憶媒体２０１の情報が記録されている領域を越えてさらに内周部に光ヘッド２０２が来ていることを確認する。

（３）スピンドルモータ２０４が目標回転数に到達すると、そのステータス（状況報告）が制御部２２０に出される。

（４）制御部２２０から記録・再生・消去制御波形発生回路２０６に送られた再生光量信号に合わせて半導体レーザ駆動回路２０５から光ヘッド２０２内の半導体レーザ素子に電流が供給されて、レーザ発光が開始する。

なお、情報記憶媒体（光ディスク）２０１の種類によって再生時の最適照射光量が異なる。起動時には、そのうちの最も照射光量の低い値に対応した値に、半導体レーザ素子に供給される電流値を設定する。

（５）制御部２２０からのコマンドに従って、光ヘッド２０２内の対物レンズ（図示せず）を情報記憶媒体２０１から最も遠ざけた位置にずらし、ゆっくりと対物レンズを情報記憶媒体２０１に近付けるよう対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８が対物レンズを制御する。

（６）同時にフォーカス・トラックエラー検出回路２１７でフォーカスずれ量をモニターし、焦点が合う位置近傍に対物レンズがきたときにステータスを出して、「対物レンズが合焦点位置近傍にきた」ことを制御部２２０に通知する。

（７）制御部２２０では、その通知をもらうと、対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８に対して、フォーカスループをオンにするようコマンドを出す。

（８）制御部２２０は、フォーカスループをオンにしたまま送りモータ駆動回路２１６にコマンドを出して、光ヘッド２０２をゆっくり情報記憶媒体２０１の外周部方向へ移動させる。

（９）同時に光ヘッド２０２からの再生信号をモニターし、光ヘッド２０２が情報記憶媒体２０１上の記録領域に到達したら、光ヘッド２０２の移動を止め、対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８に対してトラックループをオンさせるコマンドを出す。

（１０）続いて情報記憶媒体２０１の内周部に記録されている「再生時の最適光量」および「記録／消去時の最適光量」が再生され、その情報が制御部２２０を経由して半導体メモリ２１９に記録される。

（１１）さらに制御部２２０では、その「再生時の最適光量」に合わせた信号を記録・再生・消去制御波形発生回路２０６に送り、再生時の半導体レーザ素子の発光量を再設定する。

（１２）そして、情報記憶媒体２０１に記録されている「記録／消去時の最適光量」に合わせて記録／消去時の半導体レーザ素子の発光量が設定される。

＜アクセス制御＞
情報記憶媒体２０１に記録されたアクセス先情報が再生情報記憶媒体２０１上のどの場所に記録されまたどのような内容を持っているかについての情報は、情報記憶媒体２０１の種類により異なる。たとえばＤＶＤディスクでは、この情報は、情報記憶媒体２０１内のディレクトリー管理領域またはナビゲーションパックなどに記録されている。

ここで、ディレクトリー管理領域は、通常は情報記憶媒体２０１の内周領域または外周領域にまとまって記録されている。また、ナビゲーションパックは、ＭＰＥＧ２のＰＳ（プログラムストリーム）のデータ構造に準拠したＶＯＢＳ（ビデオオブジェクトセット）中のＶＯＢＵ（ビデオオブジェクトユニット）というデータ単位の中に含まれ、次の映像がどこに記録してあるかの情報を記録している。

特定の情報を再生あるいは記録／消去したい場合には、まず上記の領域内の情報を再生し、そこで得られた情報からアクセス先を決定する。

＜粗アクセス制御＞
制御部２２０ではアクセス先の半径位置を計算で求め、現状の光ヘッド２０２位置との間の距離を割り出す。

光ヘッド２０２移動距離に対して最も短時間で到達できる速度曲線情報が事前に半導体メモリ２１９内に記録されている。制御部２２０は、その情報を読み取り、その速度曲線に従って以下の方法で光ヘッド２０２の移動制御を行う。

すなわち、制御部２２０から対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８に対してコマンドを出してトラックループをオフした後、送りモータ駆動回路２１６を制御して光ヘッド２０２の移動を開始させる。

集光スポットが情報記憶媒体２０１上のトラックを横切ると、フォーカス・トラックエラー検出回路２１７内でトラックエラー検出信号が発生する。このトラックエラー検出信号を用いて情報記憶媒体２０１に対する集光スポットの相対速度を検出することができる。

送りモータ駆動回路２１６では、このフォーカス・トラックエラー検出回路２１７から得られる集光スポットの相対速度と制御部２２０から逐一送られる目標速度情報との差を演算し、その結果で光ヘッド駆動機構（送りモータ）２０３への駆動電流にフィードバック制御をかけながら、光ヘッド２０２を移動させる。

前記＜光ヘッド移動機構＞の項で述べたように、ガイドシャフトとブッシュあるいはベアリング間には常に摩擦力が働いている。光ヘッド２０２が高速に移動している時は動摩擦が働くが、移動開始時と停止直前には光ヘッド２０２の移動速度が遅いため静止摩擦が働く。この静止摩擦が働く時には（特に停止直前には）、相対的に摩擦力が増加している。この摩擦力増加に対処するため、光ヘッド駆動機構（送りモータ）２０３に供給される電流が大きくなるように、制御部２２０からのコマンドによって制御系の増幅率（ゲイン）を増加させる。

＜密アクセス制御＞
光ヘッド２０２が目標位置に到達すると、制御部２２０から対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８にコマンドを出して、トラックループをオンさせる。

集光スポットは、情報記憶媒体２０１上のトラックに沿ってトレースしながら、その部分のアドレスまたはトラック番号を再生する。

そこでのアドレスまたはトラック番号から現在の集光スポット位置を割り出し、到達目標位置からの誤差トラック数を制御部２２０内で計算し、集光スポットの移動に必要なトラック数を対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８に通知する。

対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８内で１組のキックパルスを発生させると、対物レンズは情報記憶媒体２０１の半径方向にわずかに動いて、集光スポットが隣のトラックへ移動する。

対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８内では、一時的にトラックループをオフさせ、制御部２２０からの情報に合わせた回数のキックパルスを発生させた後、再びトラックループをオンさせる。

密アクセス終了後、制御部２２０は集光スポットがトレースしている位置の情報（アドレスまたはトラック番号）を再生し、目標トラックにアクセスしていることを確認する。

＜連続記録／再生／消去制御＞
フォーカス・トラックエラー検出回路２１７から出力されるトラックエラー検出信号は、送りモータ駆動回路２１６に入力されている。上述した「起動制御時」と「アクセス制御時」には、送りモータ駆動回路２１６内では、トラックエラー検出信号を使用しないように制御部２２０により制御されている。

アクセスにより集光スポットが目標トラックに到達したことを確認した後、制御部２２０からのコマンドにより、モータ駆動回路２１６を経由してトラックエラー検出信号の一部が光ヘッド駆動機構（送りモータ）２０３への駆動電流として供給される。連続に再生または記録／消去処理を行っている期間中、この制御は継続される。

情報記憶媒体２０１の中心位置は回転テーブル２２１の中心位置とわずかにずれた偏心を持って装着されている。トラックエラー検出信号の一部を駆動電流として供給すると、偏心に合わせて光ヘッド２０２全体が微動する。

また長時間連続して再生または記録／消去処理を行うと、集光スポット位置が徐々に外周方向または内周方向に移動する。トラックエラー検出信号の一部を光ヘッド移動機構（送りモータ）２０３への駆動電流として供給した場合には、それに合わせて光ヘッド２０２が徐々に外周方向または内周方向に移動する。

このようにして対物レンズアクチュエータのトラックずれ補正の負担を軽減することにより、トラックループを安定化させることができる。

＜終了制御＞
一連の処理が完了し、動作を終了させる場合には以下の手順に従って処理が行われる。

（１）制御部２２０から対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８に対して、トラックループをオフさせるコマンドが出される。

（２）制御部２２０から対物レンズアクチュエータ駆動回路２１８に対して、フォーカスループをオフさせるコマンドが出される。

（３）制御部２２０から記録・再生・消去制御波形発生回路２０６に対して、半導体レーザ素子の発光を停止させるコマンドが出される。

（４）スピンドルモータ駆動回路２１５に対して、基準回転数として０が通知される。

＜＜＜情報記憶媒体への記録信号／再生信号の流れ＞＞＞
＜＜再生時の信号の流れ＞＞
＜２値化・ＰＬＬ回路＞
先の＜光ヘッド２０２による信号検出＞の項で述べたように、情報記憶媒体（光ディスク）２０１の光反射膜または光反射性記録膜からの反射光量変化を検出して、情報記憶媒体２０１上の信号を再生する。アンプ２１３で得られた信号は、アナログ波形を有している。２値化回路２１２は、コンパレーターを用いて、そのアナログ信号を“１”および“０”からなる２値のデジタル信号に変換する。

こうして２値化回路２１２で得られた再生信号から、ＰＬＬ回路２１１において、情報再生時の基準信号が取り出される。すなわち、ＰＬＬ回路２１１は周波数可変の発振器を内蔵しており、この発振器から出力されるパルス信号（基準クロック）と２値化回路２１２出力信号との間で周波数および位相の比較が行われる。この比較結果を発振器出力にフィードバックすることで、情報再生時の基準信号を取り出している。

＜信号の復調＞
復調回路２１０は、変調された信号と復調後の信号との間の関係を示す変換テーブルを内蔵している。復調回路２１０は、ＰＬＬ回路２１１で得られた基準クロックに合わせて変換テーブルを参照しながら、入力信号（変調された信号）を元の信号（復調された信号）に戻す。復調された信号は、半導体メモリ２１９に記録される。

＜エラー訂正処理＞
エラー訂正回路２０９の内部では、半導体メモリ２１９に保存された信号に対し、内符号ＰＩと外符号ＰＯを用いてエラー箇所を検出し、エラー箇所のポインタフラグを立てる。その後、半導体メモリ２１９から信号を読み出しながらエラーポインタフラグに合わせて逐次エラー箇所の信号を訂正した後、再度半導体メモリ２１９に訂正後情報を記録する。

情報記憶媒体２０１から再生した情報を再生信号ｃとして外部に出力する場合には、半導体メモリ２１９に記録されたエラー訂正後情報から内符号ＰＩおよび外符号ＰＯをはずして、バスライン２２４を経由してデータＩ／Ｏインターフェース２２２へ転送する。データＩ／Ｏインターフェース２２２が、エラー訂正回路２０９から送られてきた信号を再生信号ｃとして出力する。

＜情報記憶媒体２０１に記録される信号形式＞
情報記憶媒体２０１上に記録される信号に対しては、以下のことを満足することが要求される：
（イ）情報記憶媒体２０１上の欠陥に起因する記録情報エラーの訂正を可能とす
ること；
（ロ）再生信号の直流成分を“０”にして再生処理回路の簡素化を図ること；
（ハ）情報記憶媒体２０１に対してできるだけ高密度に情報を記録すること。

以上の要求を満足するため、情報記録再生部（物理系ブロック）では、「エラー訂正機能の付加」と「記録情報に対する信号変換（信号の変復調）」とを行っている。

＜＜記録時の信号の流れ＞＞
＜エラー訂正コードＥＣＣ付加処理＞
エラー訂正コードＥＣＣ付加処理について説明する。情報記憶媒体２０１に記録したい情報ｄが、生信号の形で、データＩ／Ｏインターフェース２２２に入力される。この記録信号ｄは、そのまま半導体メモリ２１９に記録される。その後、ＥＣＣエンコーダ２０８内において、以下のようなＥＣＣの付加処理が実行される。

以下、積符号を用いたＥＣＣ付加方法の具体例について説明を行なう。

記録信号ｄは、半導体メモリ２１９内で、１７２バイト毎に１行ずつ順次並べられ、１９２行で１組のＥＣＣブロックとされる（１７２バイト行×１９２バイト列でおよそ３２ｋバイトの情報量になる）。この「１７２バイト行×１９２バイト列」で構成される１組のＥＣＣブロック内の生信号（記録信号ｄ）に対し、１７２バイトの１行毎に１０バイトの内符号ＰＩを計算して半導体メモリ２１９内に追加記録する。さらにバイト単位の１列毎に１６バイトの外符号ＰＯを計算して半導体メモリ２１９内に追加記録する。

そして、１０バイトの内符号ＰＩを含めた１２行分（１２×（１７２＋１０）バイト）と外符号ＰＯの１行分（１×（１７２＋１０）バイト）の合計２３６６バイト（＝（１２＋１）×（１７２＋１０））を単位として、エラー訂正コードＥＣＣ付加処理のなされた情報が、情報記憶媒体１０の１セクタ内に記録される。

ＥＣＣエンコーダ２０８は、内符号ＰＩと外符号ＰＯの付加が完了すると、その情報を一旦半導体メモリ２１９へ転送する。情報記憶媒体２０１に情報が記録される場合には、半導体メモリ２１９から、１セクタ分の２３６６バイトずつの信号が、変調回路２０７へ転送される。

＜信号変調＞
再生信号の直流成分（ＤＳＶ：Digital Sum ValueまたはDigital Sum Variation）を“０”に近付け、情報記憶媒体２０１に対して高密度に情報を記録するため、信号形式の変換である信号変調を変調回路２０７内で行う。変調回路２０７および復調回路２１０は、それぞれ、元の信号と変調後の信号との間の関係を示す変換テーブルを内蔵している。

変調回路２０７は、ＥＣＣエンコーダ２０８から転送されてきた信号を所定の変調方式に従って複数ビット毎に区切り、上記変換テーブルを参照しながら、別の信号（コード）に変換する。たとえば、変調方式として８／１６変調（ＲＬＬ（２、１０）コード）を用いた場合には、変換テーブルが２種類存在し、変調後の直流成分（ＤＳＶ）が０に近付くように逐一参照用変換テーブルを切り替えている。

＜記録波形発生＞
情報記憶媒体（光ディスク）２０１に記録マークを記録する場合、一般的には、記録方式として、次のものが採用される：
［マーク長記録方式］記録マークの前端位置と後端末位置に“１”がくるもの。

［マーク間記録方式］記録マークの中心位置が“１”の位置と一致するもの。

なお、マーク長記録を採用する場合、比較的長い記録マークを形成する必要がある。この場合、一定期間以上記録用の大きな光量を情報記憶媒体１０に照射し続けると、情報記憶媒体２０１の光反射性記録膜の蓄熱効果によりマークの後部のみ幅が広がり、「雨だれ」形状の記録マークが形成されてしまう。この弊害を除去するため、長さの長い記録マークを形成する場合には、記録用レーザ駆動信号を複数の記録パルスに分割したり、記録用レーザの記録波形を階段状に変化させる等の対策が採られる。

記録・再生・消去制御波形発生回路２０６内では、変調回路２０７から送られてきた記録信号に応じて、上述のような記録波形を作成し、この記録波形を持つ駆動信号を、半導体レーザ駆動回路２０５に送っている。

次に、上記の記録再生装置におけるブロック間の信号の流れをまとめておく。

１）記録すべき生信号の情報記録再生装置への入力
情報記録再生装置内の情報記憶媒体（光ディスク）２０１に対する情報の記録処理と再生処理に関連する部分をまとめた情報記録再生部（物理系ブロック）内の構成を例示している。ＰＣ（パーソナルコンピュータ）やＥＷＳ（エンジニアリングワークステーション）などのホストコンピュータから送られて来た記録信号ｄはデータＩ／Ｏインターフェース２２２を経由して情報記録再生部（物理系ブロック）１０１内に入力される。

２）記録信号ｄの２０４８バイト毎の分割処理
データＩ／Ｏインターフェース２２２では記録信号ｄを時系列的に２０４８バイト毎に分割し、データＩＤ５１０などを付加した後、スクランブル処理を行う。その結果得られた信号はＥＣＣエンコーダ２０８に送られる。

３）ＥＣＣブロックの作成
ＥＣＣエンコーダ２０８では、記録信号に対してスクランブルを掛けた後の信号を１６組集めて「１７２バイト×１９２列」のブロックを作った後、内符号ＰＩ（内部パリティコード）と外符号ＰＯ（外部パリティコード）の付加を行う。

４）インターリーブ処理
ＥＣＣエンコーダ２０８ではその後、外符号ＰＯのインターリーブ処理を行う。

５）信号変調処理
変調回路２０７では、外外符号ＰＯのインターリーブ処理した後の信号を変調後、同期コードを付加する。

６）記録波形作成処理
その結果得られた信号に対応して記録・再生・消去制御波形発生回路２０６で記録波形が作成され、この記録波形がレーザ駆動回路２０５に送られる。

情報記憶媒体（ＤＶＤ−ＲＡＭディスク）２０１では「マーク長記録」の方式が採用されているため、記録パルスの立ち上がりタイミングと記録パルスの立ち下がりタイミングが変調後信号の“１”のタイミングと一致する。

７）情報記憶媒体（光ディスク）１０への記録処理
光ヘッド２０２から照射され、情報記憶媒体（光ディスク）２０１の記録膜上で集光するレーザ光の光量が断続的に変化して情報記憶媒体（光ディスク）２０１の記録膜上に記録マークが形成される。

図３、図４は、情報記憶媒体に対するＡＶ（オーディオ／ビデオ）情報の記録時に必要な機能であり、本発明による独自の効果が期待できる内容の一覧表を示している。

図５は、図３、図４で分類したアプリケーション、ファイルシステム、ＯＤＤの関係を示す。図５の情報記録再生装置（ ＯＤＤ：Optical Disk Drive ）３は、例えば後述するパーソナルコンピュータ（PC）システムの情報記録再生装置１４０と同一のものである。また、図５の File System ２と録画再生アプリケーションソフト（録再アプリ）１の両者のプログラムは通常は、例えば後述するＰＣシステム中のＨＤＤ１２１内に保存されており、File System ２はパーソナルコンピューターシステム１１０の起動時にメインメモリ１１２に転送され、また録画再生アプリケーションソフトプログラム使用時に録画再生アプリケーションソフト（録再アプリ）１のプログラムがメインメモリ１１２上に転送される。

ここで、上記のＰＣシステムについて、図６を参照して説明しておくことにする。本発明の対象は、パーソナルコンピュータを構成する要素の全体あるいはその一部を用いた状態で実現されるからである。

図６に情報再生装置を用いたパーソナルコンピューターシステム構成を示す。

Ａ…一般的なパーソナルコンピューターシステム１１０の内部構造説明。

Ａ−１…メインＣＰＵに直接接続されるデータ／アドレスライン説明。

パーソナルコンピュータ１１０内のメインＣＰＵ１１１はメインメモリ１１２との間の情報入出力を直接行うメモリデータライン１１４と、メインメモリ１１２内に記録されている情報のアドレスを指定するメモリアドレスライン１１３を持ち、メインメモリ１１２内にロードされたプログラムに従ってメインＣＰＵ１１１の実行処理が進む。更にメインＣＰＵ１１１はＩ／Ｏデータライン１４６を通して各種コントローラーとの情報転送を行うと共に、Ｉ／Ｏアドレスライン１４５のアドレス指定により情報転送先コントローラーの指定と転送される情報内容の指定を行っている。

Ａ−２…ＣＲＴディスプレーコントロールとキーボードコントロール説明。

ＣＲＴディスプレー１１６の表示内容制御を行うＬＣＤコントローラー１１５はメモリデータライン１１４を介しメインＣＰＵ１１１間の情報交換を行っている。更に高解像度・豊富な表現色を実現するためＣＲＴディスプレー１１６専用のメモリとしてビデオＲＡＭ１１７を備えている。ＬＣＤコントローラー１１５はメモリデータライン１１４を経由してメインメモリ１１２から直接情報を入力し、ＣＲＴディスプレー１１６に表示する事も出来る。

キーボード１１９から入力されたテンキー情報はキーボードコントローラー１１８で変換されてＩ／Ｏデータライン１４６を経由してメインＣＰＵ１１１に入力される。

Ａ−３…内蔵型ＨＤＤ／情報再生装置の制御系統説明。

パーソナルコンピュータ１１０内に内蔵されたＨＤＤ１２１やＣＤ−ＲＯＭドライブ・ＤＶＤ−ＲＯＭドライブなどの光学式の情報再生装置１２２にはＩＤＥインターフェースが使われる場合が多い。ＨＤＤ１２１や情報再生装置１２２からの再生情報、またはＨＤＤ１２１への記録情報はＩＤＥコントローラー１２０を経由してＩ／Ｏデータライン１４６に転送される。

特にブートディスクとしてＨＤＤ１２１を用いた場合にはパーソナルコンピューターシステム１１０起動時にメインＣＰＵ１１１がＨＤＤ１２１にアクセスし、必要な情報がメインメモリ１１２に転送される。

Ａ−４…外部とのシリアル／パラレルインターフェース説明。

パーソナルコンピューターシステム１１０の外部機器との情報転送にはシリアルラインとパラレルラインがそれぞれ用意されている。

“セントロ”に代表されるパラレルラインを制御するパラレルＩ／Ｆコントローラー１２３は例えばネットワークを介さずに直接プリンター１２４やスキャナー１２５を駆動する場合に使われる。スキャナー１２５から転送される情報はパラレルＩ／Ｆコントローラー１２３を経由してＩ／Ｏデータライン１４６に転送される。またＩ／Ｏデータライン１４６上で転送される情報はパラレルＩ／Ｆコントローラー１２３を経由してプリンター１２４へ転送される。

例えばＣＲＴディスプレー１１６に表示されているビデオＲＡＭ１１７内の情報やメインメモリ１１２内の特定情報をプリントアウトする場合、これらの情報をメインＣＰＵ１１１を介してＩ／Ｏデータライン１４６に転送した後、パラレルＩ／Ｆコントローラー１２３でプロトコル変換してプリンター１２４に出力される。

外部に出力されるシリアル情報に関してはＩ／Ｏデータライン１４６で転送された情報がシリアルＩ／Ｆコントローラー１３０でプロトコル変換され、例えばＲＳ−２３２Ｃ信号ｅとして出力される。

Ａ−５…機能拡張用バスライン説明。

パーソナルコンピューターシステム１１０は機能拡張用に各種のバスラインを持っている。デスクトップのパーソナルコンピュータではバスラインとしてＰＣＩバス１３３とＥＩＳＡバス１２６を持っている場合が多い。各バスラインはＰＣＩバスコントローラー１４３またはＥＩＳＡバスコントローラー１４４を介してＩ／Ｏデータライン１４６とＩ／Ｏアドレスライン１４５に接続されている。バスラインに接続される各種ボードはＥＩＳＡバス１２６専用ボードとＰＣＩバス１３３専用ボードに分かれている。比較的ＰＣＩバス１３３の方が高速転送に向くため図ではＰＣＩバス１３３に接続しているボードの数が多くなっているが、それに限らずＥＩＳＡバス１２６専用ボードを使用すれば例えばＬＡＮボード１３９やＳＣＳＩボード１３８をＥＩＳＡバス１２６に接続する事も可能である。

Ａ−６…バスライン接続の各種ボードの概略機能説明。

・サウンドブラスターボード１２７：
マイク１２８から入力された音声信号はサウンドブラスターボード１２７によりデジタル情報に変換され、ＥＩＳＡバス１２６、Ｉ／Ｏデータライン１４６を経由してメインメモリ１１２やＨＤＤ１２１、情報記録再生装置１４０に入力され、加工される。また音楽や音声を聞きたい場合にはＨＤＤ１２１、１４１や情報再生装置１２２、情報記録再生装置１４０内に記録されているファイル名をユーザーが指定する事によりデジタル音源信号がＩ／Ｏデータライン１４６、ＥＩＳＡバス１２６を経由してサウンドブラスターボード１２７に転送され、アナログ信号に変換された後、スピーカー１２９から出力される。

・専用ＤＳＰ１３７：
ある特殊な処理を高速で実行したい場合、その処理専用のＤＳＰ１３７ボードをバスラインに接続する事が出来る。

・ＳＣＳＩインターフェース：
外部記憶装置との間の情報入出力にはＳＣＳＩインターフェースを利用する場合が多い。情報バックアップ用ＭＴ（磁気テープ）１４２、外部据置き型ＨＤＤ１４１、情報記録再生装置１４０等の外部記憶装置との間で入出力されるＳＣＳＩフォーマット情報をＰＣＩバス１３３またはＥＩＳＡバス１２６に転送するためのプロトコル変換や転送情報フォーマット変換をＳＣＳＩボード１３８内で実行している。

・情報圧縮・伸長専用ボード：
音声、静止画、動画像などマルチメディア情報は情報圧縮してＨＤＤ１２１、１４１や情報記録再生装置１４０（情報再生装置１２２）に記録される。ＨＤＤ１２１、１４１や情報記録再生装置１４０、情報再生装置１２２に記録されている情報を伸長してＣＲＴディスプレー１１６に表示したり、スピーカー１２９を駆動する。またマイク１２８から入力された音声信号などを情報圧縮してＨＤＤ１２１、１４１や情報記録再生装置１４０に記録する。

この情報の圧縮・伸長機能を各種専用ボードが受け持っている。音楽・音声信号の圧縮・伸長を音声符号化・復号化ボード１３６で行い、動画像（ビデオ映像）の圧縮・伸長をＭＰＥＧボード１３４で行い、静止画像の圧縮・伸長をＪＰＥＧボード１３５で行っている。

Ｂ…パーソナルコンピュータの外部ネットワークとの接続説明。

Ｂ−１…電話回線を用いたネットワーク接続説明。

電話回線ｆを経由して外部に情報転送したい場合には、モデム１３１を用いる。すなわち希望の相手先へ電話接続するには図示して無いがＮＣＵ（Network Control Unit）が電話回線ｆを介して電話交換機に相手先電話番号を伝達する。電話回線が接続されると、シリアルＩ／Ｆコントローラー１３０がＩ／Ｏデータライン１４６上の情報に対して転送情報フォーマット変換とプロトコル変換を行い、その結果得られるデジタル信号のＲＳ−２３２Ｃ信号をモデム１３１でアナログ信号に変換して電話回線ｆに転送される。

Ｂ−２…ＩＥＥＥ１３９４を用いたネットワーク接続説明。

音声、静止画、動画像などマルチメディア情報を外部装置（図示して無い）へ転送する場合にはＩＥＥＥ１３９４インターフェースが適している。

動画や音声では一定時間内に必要な情報を送り切れないと画像の動きがギクシャクしたり、音声が途切れたりする。その問題を解決するためＩＥＥＥ１３９４では１２５μｓ毎にデータ転送が完了する isochronous 転送方式を採用している。ＩＥＥＥ１３９４ではこの isochronous 転送と通常の非同期転送の混在も許しているが、１サイクルの非同期転送時間は最大６３．５μｓと上限が決められている。この非同期転送時間が長過ぎると isochronous 転送を保証できなくなるためである。ＩＥＥＥ１３９４ではＳＣＳＩのコマンド（命令セット）をそのまま使用する事が出来る。

ＰＣＩバス１３３を伝わって来た情報に対し、isochronous 転送用の情報フォーマット変換やプロトコル変換、ノード設定のようなトポロジーの自動設定などの処理をＩＥＥＥ１３９４Ｉ／Ｆボード１３２が行っている。

このようにパーソナルコンピューターシステム１１０内で持っている情報をＩＥＥＥ１３９４信号ｇとして外部に転送するだけで無く、同様に外部から送られて来るＩＥＥＥ１３９４信号ｇを変換してＰＣＩバス１３３に転送する働きもＩＥＥＥ１３９４Ｉ／Ｆボード１３２は持っている。

Ｂ−３…ＬＡＮを用いたネットワーク接続説明。

企業内や官庁・学校など特定地域内のローカルエリア情報通信には図示して無いがＬＡＮケーブルを媒体としてＬＡＮ信号ｈの入出力を行っている。

ＬＡＮを用いた通信のプロトコルとしてＴＣＰ／ＩＰ、ＮｅｔＢＥＵＩなどが存在し、各種プロトコルに応じて独自のデータパケット構造（情報フォーマット構造）を持つ。ＰＣＩバス１３３上で転送される情報に対する情報フォーマット変換や各種プロトコルに応じた外部との通信手続き処理などをＬＡＮボード１３９が行う。

例としてＨＤＤ１２１内に記録してある特定ファイル情報をＬＡＮ信号ｈに変換して外部のパーソナルコンピュータやＥＷＳ、あるいはネットワークサーバー（図示して無い）に転送する場合の手続きと情報転送経路について説明する。ＩＤＥコントローラー１２０の制御によりＨＤＤ１２１内に記録されているファイルディレクトリーを出力させ、その結果のファイルリストをメインＣＰＵ１１１がメインメモリ１１２に記録すると共に、ＣＲＴディスプレー１１６に表示させる。ユーザーが転送したいファイル名をキーボード１１９入力するとその内容がキーボードコントローラー１１８を介してメインＣＰＵ１１１に認識される。メインＣＰＵ１１１がＩＤＥコントローラー１２０に転送するファイル名を通知すると、ＨＤＤが内部の情報記録場所を判定してアクセスし、再生情報がＩＤＥコントローラー１２０を経由してＩ／Ｏデータライン１４６に転送される。Ｉ／Ｏデータライン１４６からＰＣＩバスコントローラー１４３にファイル情報が入力された後、ＰＣＩバス１３３を経由してＬＡＮボード１３９へ転送される。ＬＡＮボード１３９では一連の通信手続きにより転送先とセッションを張った後、ＰＣＩバス１３３からファイル情報を入力し、伝送するプロトコルに従ったデータパケット構造に変換後ＬＡＮ信号ｈとして外部へ転送する。

Ｃ…情報再生装置または情報記憶再生装置(光ディスク装置)からの情報転送説明。

Ｃ−１…標準的インターフェースと情報転送経路説明。

ＣＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ−ＲＯＭなどの再生専用光ディスク装置である情報再生装置１２２やＤＶＤ−ＲＡＭ、ＰＤ、ＭＯなどの記録再生可能な光ディスクである情報記録再生装置１４０をパーソナルコンピューターシステム１１０内に組み込んで使用する場合、標準的なインターフェースとして“ＩＤＥ”“ＳＣＳＩ”“ＩＥＥＥ１３９４”などが存在する。

一般的にはＰＣＩバスコントローラー１４３やＥＩＳＡバスコントローラー１４４は内部にＤＭＡを持っている。ＤＭＡの制御によりメインＣＰＵ１１１を介在させる事無く各ブロック間で直接情報を転送する事が出来る。

例えば情報記録再生装置１４０の情報をＭＰＥＧボード１３４に転送する場合メインＣＰＵ１１１からの処理はＰＣＩバスコントローラー１４３へ転送命令を与えるだけで、情報転送管理はＰＣＩバスコントローラー内のＤＭＡに任せる。その結果、実際の情報転送時にはメインＣＰＵは情報転送処理に悩殺される事無く並列して他の処理を実行できる。

同様に情報再生装置１２２内に記録されている情報をＨＤＤ１４１へ転送する場合もメインＣＰＵ１１１はＰＣＩバスコントローラー１４３またはＩＤＥコントローラー１２０へ転送命令を出すだけで、後の転送処理管理をＰＣＩバスコントローラー１４３内のＤＭＡまたはＩＤＥコントローラー１２０内のＤＭＡに任せている。

Ｃ−２…認証（ authentication ）機能説明。

情報記録再生装置１４０もしくは情報再生装置１２２に関する情報転送処理には上述したようにＰＣＩバスコントローラー１４３内のＤＭＡ、ＥＩＳＡバスコントローラー１４４内のＤＭＡまたはＩＤＥコントローラー１２０内のＤＭＡが管理を行っているが、実際の転送処理自体は情報記録再生装置１４０もしくは情報再生装置１２２が持つ認証（ authentication ）機能部が実際の転送処理を実行している。

ＤＶＤvideo、ＤＶＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ−ＲなどのＤＶＤシステムではビデオ、オーディオのビットストリームは ＭＰＥＧ２ Program stream フォーマットで記録されており、オーディオストリーム、ビデオストリーム、サブピクチャーストリーム、プライベートストリームなどが混在して記録されている。情報記録再生装置１４０は情報の再生時にプログラムストリーム（ Program stream ）からオーディオストリーム、ビデオストリーム、サブピクチャーストリーム、プライベートストリームなどを分離抽出し、メインＣＰＵ１１１を介在させる事無くＰＣＩバス１３３を介して直接音声符号化復号化ボード１３６、ＭＰＥＧボード１３４あるいはＪＰＥＧボード１３５に転送する。

同様に情報再生装置１２２もそこから再生されるプログラムストリーム（ Program stream ）を各種のストリーム情報に分離抽出し、個々のストリーム情報をＩ／Ｏデータライン１４６、ＰＣＩバス１３３を経由して直接（メインＣＰＵ１１１を介在させる事無く）音声符号化復号化ボード１３６、ＭＰＥＧボード１３４あるいはＪＰＥＧボード１３５に転送する。

情報記録再生装置１４０や情報再生装置１２２と同様音声符号化復号化ボード１３６、ＭＰＥＧボード１３４あるいはＪＰＥＧボード１３５自体にも内部に認証（ authentication ）機能を持っている。情報転送に先立ち、ＰＣＩバス１３３（およびＩ／Ｏデータライン１４６）を介して情報記録再生装置１４０や情報再生装置１２２と音声符号化復号化ボード１３６、ＭＰＥＧボード１３４、ＪＰＥＧボード１３５間で互いに認証し合う。相互認証が完了すると情報記録再生装置１４０や情報再生装置１２２で再生されたビデオストリーム情報はＭＰＥＧボード１３４だけに情報転送する。同様にオーディオストリーム情報は音声符号化復号化ボード１３６のみに転送される。また静止画ストリームはＪＰＥＧボード１３５へ、プライベートストリームやテキスト情報はメインＣＰＵ１１１へ送られる。

図７には、本発明の実施形態の分類を示している。図３、図４に示したＡＶ情報の記録時に必要な機能（効果）を実現する本発明の実施形態としては９種類存在する。各実施形の態を区別する記号としてＸＸ， ＸＸ−ＰＳ、 LBN／ＯＤＤ， ＬＢＮ／ＯＤＤ−ＰＳ， ＬＢＮ／ＵＤＦ， ＬＢＮ／ＵＤＦ−ＰＳ， ＬＢＮ／ＵＤＦ−ＣＤＡＦｉ， ＬＢＮ／ＸＸＸ，ＬＢＮ／ＸＸＸ−ＰＳを示している。図には各実施の形態の特徴的な機能を要約して記述している。

左蘭の縦方向にＬＢＮを設定しない場合と、設定した場合を区分している。また、最上部の欄の横方向には、コンティギュアスデータエリア作成時に事前に予備のスペアエリアを確保しない場合と確保した場合の区分を示し、また、右の欄には、AV File内での未使用領域の管理場所と管理方法を示している。

次に、本発明の具体的実施例を説明するに当たり、情報記憶媒体としてＤＶＤ−ＲＡＭディスクを使用し、File System としてＵＤＦを利用した場合の実施例説明を行う。

本発明の具体的実施例を説明する前に前提としたＤＶＤ−ＲＡＭディスクについての説明を行う。

図８は、ＤＶＤ−ＲＡＭディスク内の概略記録内容のレイアウトを説明する図である。

すなわち、ディスク内周側の Lead-in Area 607 は光反射面が凹凸形状をしたエンボスドデータ領域（ Embossed data Zone） 611 、表面が平坦（鏡面）なミラーゾーン（ Mirror Zone） 612 および書替可能なリライタブルデータゾーン（ Rewritable data Zone） 613 で構成される。Embossed data Zone 611 は図９のように基準信号を表すリファレンス信号ゾーン（ Reference signal Zone） 653 および 制御データゾーン（Control data Zone） 655 を含み、Mirror Zone 612 は Connection Zone 657 を含む。

Rewritable data Zone 613 は、ディスクテストゾーン（Disk test Zone ）658 と、ドライブテストゾーン（Drive test Zone）660 と、ディスクＩＤ（識別子）が示された Disc identification Zone 662 と、欠陥管理エリアＤＭＡ１およびＤＭＡ２ 663 を含んでいる。

ディスク外周側の Lead-out Area 609 は、図１０に示すように欠陥管理エリアＤＭＡ３およびＤＭＡ４ 691 と、ディスクＩＤ（識別子）が示されたディスク識別ゾーン（ Disc identification Zone） 692 、Drive test Zone 694 と Disk test Zone 695 を含む書替可能な Rewritable data Zone 645で構成される。

Lead-in Area 607 と Lead-out Area 609 との間の Data Area 608 は２４個の年輪状の Zone 00 620 〜 Zone 23 643 に分割されている。各ゾーン（ Zone ）は一定の回転速度を持っているが、異なるゾーン間では回転速度が異なる。また、各ゾーンを構成するセクタ数も、ゾーン毎に異なる。具体的には、ディスク内周側の Zone 00 620 等 は回転速度が早く構成セクタ数は少ない。一方、ディスク外周側の Zone 23 643 等 は回転速度が遅く構成セクタ数が多い。このようなレイアウトによって、各ゾーン内ではＣＡＶのような高速アクセス性を実現し、ゾーン全体でみればＣＬＶのような高密度記録性を実現している。

図９と図１０は図８のレイアウトにおける Lead-in Area 607 と Lead-out Area 609 の詳細を説明する図である。

Embossed data Zone 611 の Control data Zone 655 には、適用されるＤＶＤ規格のタイプ（ＤＶＤ−ＲＯＭ・ＤＶＤ−ＲＡＭ・ＤＶＤ−Ｒ等）およびパートバージョンを示すブックタイプ・アンド・パートバージョン（ Book type and Part version） 671 と、ディスクサイズおよび最小読出レートを示すディスクサイズ・アンド・ミニマムリードアウトレート（ Disc size and minimum read-out rate）672 と、１層ＲＯＭディスク、１層ＲＡＭディスク、２層ＲＯＭディスク等のディスク構造を示すディスク構成（ Disc structure ）673 と、記録密度を示す レコーディングデンティシー（Recording density） 674 と、データが記録されている位置を示すデータロケーション（ Data Area allocation ）675 と、情報記憶媒体の内周側に情報記憶媒体個々の製造番号などが書き換え不可能な形で記録された BCA（ Burst Cutting Area ）descriptor 676 と、記録時の露光量指定のための線速度条件を示す Velocity 677 と、再生時の情報記憶媒体への露光量を表す リードパワー（Read power） 678 、記録時に記録マーク形成のために情報記憶媒体に与える最大露光量を表すピークパワー（ Peak power） 679 と 、消去時に情報記憶媒体に与える最大露光量を表すバイアスパワー（ Bias power） 680 と、媒体の製造に関する情報 682 が記録されている。

別の言い方をすると、この Control data Zone 655 には、記録開始・記録終了位置を示す物理セクタ番号などの情報記憶媒体全体に関する情報と、記録パワー、記録パルス幅、消去パワー、再生パワー、記録・消去時の線速などの情報と、記録・再生・消去特性に関する情報と、個々のディスクの製造番号など情報記憶媒体の製造に関する情報等が事前に記録されている。

Lead-in Area 607 および Lead-out Area 609 の Rewritable data Zone 613 、645 には、各々の媒体ごとの固有ディスク名記録領域（ Disc identification Zone 662 、692 ）と、試し記録領域（記録消去条件の確認用である Drive test Zone 660 、694 と Disk test Zone 659 、695 ）と、データエリア内の欠陥領域に関する管理情報記録領域（ディフェクトマネジメントエリア； ＤＭＡ１＆ＤＭＡ２ 663 、 ＤＭＡ３＆ＤＭＡ４ 691）が設けられている。これらの領域を利用することで、個々のディスクに対して最適な記録が可能となる。

図１１は図８のレイアウトにおける Data Area 608 内の詳細を説明する図である。

２４個のゾーン（ Zone ）毎に同数のグループ（ Group ）が割り当てられ、各グループはデータ記録に使用する User Area 723 と交替処理に使用する Spare Area 724のペアを含んでいる。また User Area 723 と Spare Area 724 のペアは各ゾーン毎にガード領域（ Guard Area） 771 、772 で分離されている。更に各グループの User Area 723 およびスペア領域（ Spare Area）724 は同じ回転速度のゾーンに収まっており、グループ番号の小さい方が高速回転ゾーンに属し、グループ番号の大きい方が低速回転ゾーンに属する。低速回転ゾーンのグループは高速回転ゾーンのグループよりもセクタ数が多いが、低速回転ゾーンはディスクの回転半径が大きいので、ディスク１０上での物理的な記録密度はゾーン全体（グループ全て）に渡りほぼ均一になる。

各グループにおいて User Area 723 はセクタ番号の小さい方（つまりディスク上で内周側）に配置され、Spare Area 724 はセクタ番号の大きい方（ディスク上で外周側）に配置される。

次に情報記憶媒体としてＤＶＤーＲＡＭディスク上に記録される情報の記録信号構造とその記録信号構造の作成方法について説明する。なお、媒体上に記録される情報の内容そのものは「情報」と呼び、同一内容の情報に対しスクランブルしたり変調したりしたあとの構造や表現、つまり信号形態が変換された後の“１”〜“０”の状態のつながりは「信号」と表現して、両者を適宜区別することにする。

図１２は図８のデータエリア部分に含まれるセクタ内部の構造を説明する図である。図１２の１セクタ 501a は図１０のセクタ番号の１つに対応し、図１３に示すように２０４８バイトのサイズを持つ。各セクタは図示していないが情報記憶媒体（ ＤＶＤ−ＲＡＭディスク ）の記録面上にエンボスなどの凹凸構造で事前に記録されたヘッダ５７３、５７４を先頭に、同期コード５７５、５７６と変調後の信号５７７、５７８を交互に含んでいる。

次に、ＤＶＤ−ＲＡＭディスクにおけるＥＣＣブロック処理方法について説明する。

図１３は図８の Data Area 608 に含まれる情報の記録単位（ Error Correction Code のＥＣＣ単位）を説明する図である。

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ＨＤＤや光磁気ディスクＭＯなど）のファイルシステムで多く使われるＦＡＴ（ File Allocation Table ）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。

それに対し、ＣＤ−ＲＯＭやＤＶＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ−ＲＡＭなどの情報記憶媒体ではファイルシステムとしてＵＤＦ（ Universal Disk Format ；詳細は後述）を用いており、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。この最小単位をセクタと呼ぶ。つまりＵＤＦを用いた情報記憶媒体に対しては、図１３に示すようにセクタ５０１毎に２０４８バイトずつの情報を記録して行く。

ＣＤ−ＲＯＭやＤＶＤ−ＲＯＭではカートリッジを使わず裸ディスクで取り扱うため、ユーザサイドで情報記憶媒体表面に傷が付いたり表面にゴミが付着し易い。情報記憶媒体表面に付いたゴミや傷の影響で特定のセクタ（たとえば図１３のセクタ５０１ｃ）が再生不可能（もしくは記録不能）な場合が発生する。

ＤＶＤでは、そのような状況を考慮したエラー訂正方式（積符号を利用したＥＣＣ）が採用されている。具体的には１６個ずつのセクタ（図１３ではセクタ５０１ａからセクタ５０１ｐまでの１６個のセクタ）で１個のＥＣＣ（ Error Correction Code ）ブロック５０２を構成し、その中で強力なエラー訂正機能を持たせている。その結果、たとえばセクタ５０１ｃが再生不可能といったような、ＥＣＣブロック５０２内のエラーが生じても、エラー訂正され、ＥＣＣブロック５０２のすべての情報を正しく再生することが可能となる。

図１４は図８の Data Area 608 内でのゾーンとグループ（図１１参照）との関係を説明する図である。

図８の各ゾーン：Zone 00 620 〜 Zone 23 643 はＤＶＤ−ＲＡＭディスクの記録面上に物理的に配置されるもので、図８の物理セクタ番号６０４の欄と図１４に記述してあるように Data Area 608 内の User Area 00 705 の最初の物理セクタの物理セクタ番号（開始物理セクタ番号７０１）は０３１０００ｈ（ｈ：１６進数表示の意味）に設定されている。更に物理セクタ番号は外周側７０４に行くに従って増加し、User Area 00 705、01 709、23 707、Spare Area 00 708、01 709、23 710、Guard Area 711、712、713 のいかんに関わらず連続した番号が付与されている。従って Zone 620 〜 643 をまたがって物理セクタ番号には連続性が保たれている。

これに対して User Area 705、706、707 と Spare Area 708、709、710 のペアで構成される各 Group 714、715、716 の間にはそれぞれ Guard Area 711、712、713 が挿入配置されている。そのため各 Group 714、715、716 をまたがった物理セクタ番号には図１１のように不連続性を有する。

図１４の構成を持つＤＶＤーＲＡＭディスクが、情報記録再生部（物理系ブロック）を有した情報記録再生装置で使用された場合には、光学ヘッド２０２が Guard Area 711、712、713 通過中にＤＶＤ−ＲＡＭディスクの回転速度を切り替える処理を行なうことができる。例えば光ヘッド２０２が Group 00 705 から Group 01 715 にシークし、Guard Area 711 を通過中にＤＶＤ−ＲＡＭディスクの回転速度が切り替えられる。

図１５は図８の Data Area 608 内での論理セクタ番号の設定方法を説明した図である。論理セクタの最小単位は物理セクタの最小単位と一致し、２０４８バイト単位になっている。各論理セクタは以下の規則に従い、対応した物理セクタ位置に割り当てられる。

図１４に示したように物理的に Guard Area 711、712、713 がＤＶＤ−ＲＡＭディスクの記録面上に設けられているため各 Group 714、715、716 をまたがった物理セクタ番号には不連続性が生じるが、論理セクタ番号は各 Group 00 714 、01 715 、23 716 をまたがった位置で連続につながるような設定方法を取っている。この Group 00 714 、01 715 〜 23 716 の並びは、グループ番号の小さい方（物理セクタ番号の小さい方）がＤＶＤ−ＲＡＭディスクの内周側（ Lead-in Area 607 側）に配置され、グループ番号の大きい方（物理セクタ番号の大きい方）がＤＶＤ−ＲＡＭディスクの外周側（ Lead-out Area 609 側）に配置される。

この配置においてＤＶＤ−ＲＡＭディスクの記録面上に全く欠陥がない場合には、各論理セクタは図１４の User Area 00 705 〜 23 707 内の全物理セクタに１対１に割り当てられ、物理セクタ番号が０３１０００ｈである開始物理セクタ番号７０１位置でのセクタの論理セクタ番号は０ｈに設定される（図１１の各 Group 内最初のセクタの論理セクタ番号７７４の欄を参照）。

このように記録面上に全く欠陥がない場合には Spare Area 00 708 〜 23 710 内の各セクタに対しては論理セクタ番号は事前には設定されていない。

ＤＶＤ−ＲＡＭディスクへの記録前に行う記録面上の事前の欠陥位置検出処理である サーティファイ（Certify） 処理時や再生時、あるいは記録時に User Area 00 705 〜 23 707内に欠陥セクタを発見した場合には、交替処理の結果、代替え処理を行ったセクタ数だけ Spare Area 00 708 〜 23 710 内の対応セクタに対して論理セクタ番号が設定される。

次に、ユーザエリアで生じた欠陥を処理する方法を幾つか説明する。その前に、欠陥処理に必要な欠陥管理エリア（図９または図１０のディフェクトマネジメントエリア（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ４ 663、691 ）およびその関連事項について説明しておく。

［欠陥管理エリア］
欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ４ 663、691 ）はデータエリアの構成および欠陥管理の情報を含むもので例えば３２セクタで構成される。２つの欠陥管理エリア（ＤＭＡ１、ＤＭＡ２ 663 ）はＤＶＤ―ＲＡＭディスクの Lead-in Area 607 内に配置され、他の２つの欠陥管理エリア（ＤＭＡ３、ＤＭＡ４ 691 ）はＤＶＤ−ＲＡＭディスクの Lead-out Area 609 内に配置される。各欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ４ 663、691 ）の後には、適宜予備のセクタ（スペアセクタ）が付加されている。

各欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ４ 663、691 ）は、２つのブロックに分かれている。各欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ４ 663、691 ）の最初のブロックには、ＤＶＤ―ＲＡＭディスクの定義情報構造（ＤＤＳ; Disc Definition Structure）および一次欠陥リスト（ＰＤＬ; Primary Defect List）が含まれる。各欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ４ 663、691 ）の２番目のブロックには、二次欠陥リスト（ＳＤＬ; Secondary Defect List）が含まれる。４つの欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ４ 663、691 ）の４つの一次欠陥リスト（ＰＤＬ）は同一内容となっており、それらの４つの二次欠陥リスト（ＳＤＬ）も同一内容となっている。

４つの欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ４ 663、691 ）の４つの定義情報構造（ＤＤＳ）は基本的には同一内容であるが、４つの欠陥管理エリアそれぞれのＰＤＬおよびＳＤＬに対するポインタについては、それぞれ個別の内容となっている。

ここでＤＤＳ／ＰＤＬブロックは、ＤＤＳおよびＰＤＬを含む最初のブロックを意味する。また、ＳＤＬブロックは、ＳＤＬを含む２番目のブロックを意味する。

ＤＶＤーＲＡＭディスクを初期化したあとの各欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ４ 663、691 ）の内容は、以下のようになっている：
（１）各ＤＤＳ／ＰＤＬブロックの最初のセクタはＤＤＳを含む；
（２）各ＤＤＳ／ＰＤＬブロックの２番目のセクタはＰＤＬを含む；
（３）各ＳＤＬブロックの最初のセクタはＳＤＬを含む。

一次欠陥リストＰＤＬおよび二次欠陥リストＳＤＬのブロック長は、それぞれのエントリ数によって決定される。各欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ４ 663、691 ）の未使用セクタはデータ０ＦＦｈで書き潰される。また、全ての予備セクタは００ｈで書き潰される。

［ディスク定義情報］
定義情報構造ＤＤＳは、１セクタ分の長さのテーブルからなる。このＤＤＳはディスク１０の初期化方法と、ＰＤＬおよびＳＤＬそれぞれの開始アドレスを規定する内容を持つ。ＤＤＳは、ディスク１０の初期化終了時に、各欠陥管理エリア（ＤＭＡ）の最初のセクタに記録される。

［スペアセクタ］
各 Data Area 608 内の欠陥セクタは、所定の欠陥管理方法（後述する検証、スリッピング交替、スキッピング交替、リニア交替）により、正常セクタに置換（交替）される。この交替のためのスペアセクタの位置は、図１４に示した Spare Area 00 708 〜 23 710 の各グループのスペアエリアに含まれる。またこの各 Spare Area 内のでの物理セクタ番号は図１１の Spare Area 724 の欄に記載されている。

ＤＶＤ−ＲＡＭディスクは使用前に初期化できるようになっているが、この初期化は検証の有無に拘わらず実行可能となっている。

欠陥セクタは、スリッピング交替処理（ Slipping Replacement Algorithm ）、スキッピング交替処理（ Skipping Replacement Algorithm ）あるいはリニア交替処理（ Linear Replacement Algorithm ）により処理される。これらの処理（ Algorithm ）により前記ＰＤＬおよびＳＤＬにリストされるエントリ数の合計は、所定数、たとえば４０９２以下とされる。

［初期化・ Certify ］
ＤＶＤ−ＲＡＭディスクの Data Area 608 にユーザー情報を記録する前に初期化処理を行い、 Data Area 608 内の全セクタの欠陥状況の検査（ Certify ）を行なう場合が多い。初期化段階で発見された欠陥セクタは特定され、連続した欠陥セクタ数に応じてスリッピング交替処理あるいはリニア交替処理により User Area 723 内の欠陥セクタは Spare Area 724 内の予備セクタで補間される。Certify の実行中にＤＶＤ−ＲＡＭディスクのゾーン内スペアセクタを使い切ってしまったときは、そのＤＶＤ−ＲＡＭディスクは不良と判定し、以後そのＤＶＤ−ＲＡＭディスクは使用しないものとする。

全ての定義情報構造ＤＤＳのパラメータは、４つのＤＤＳセクタに記録される。一次欠陥リストＰＤＬおよび二次欠陥リストＳＤＬは、４つの欠陥管理エリア（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ４ 663、691 ）に記録される。最初の初期化では、ＳＤＬ内のアップデートカウンタは００ｈにセットされ、全ての予約ブロックは００ｈで書き潰される。

なお、ディスク１０をコンピュータのデータ記憶用に用いるときは上記初期化・ Certify が行われるが、ビデオ録画用に用いられるときは、上記初期化・ Certify を行うことなく、いきなりビデオ録画することもあり得る。

図１６（ａ），（ｂ）は図８の Data Area 608 内でのスリッピング交替処理（ Slipping Replacement Algorithm ）を説明する図である。

ＤＶＤ−ＲＡＭディスク製造直後（ディスクにまだ何もユーザー情報が記録されて無い時）、あるいは最初にユーザー情報を記録する場合（既に記録されている場所上に重ね書き記録するのでは無く、未記録領域に最初に情報を記録する場合）には欠陥処理方法としてこのスリッピング交替処理が適用される。

すなわち発見された欠陥データセクタ（たとえばｍ個の欠陥セクタ７３１）は、その欠陥セクタの後に続く最初の正常セクタ（ユーザエリア７２３ｂ）に交替（あるいは置換）使用される（交替処理７３４）。これにより、該当グループの末端に向かってｍセクタ分のスリッピング（論理セクタ番号後方シフト）が生じる。同様に、その後にｎ個の欠陥セクタ７３２が発見されれば、その欠陥セクタはその後に続く正常セクタ（ユーザエリア７２３ｃ）と交替使用され、同じく論理セクタ番号の設定位置が後方にシフトする。その交代処理の結果 Spare Area 724 内の最初から ｍ＋ｎセクタ分 737 に論理セクタ番号が設定され、ユーザー情報記録可能領域になる。その結果、Spare Area 724 内の不使用領域７２６はｍ＋ｎセクタ分減少する。

この時の欠陥セクタのアドレスは一次欠陥リスト（ＰＤＬ）に書き込まれ、欠陥セクタはユーザ情報の記録を禁止される。もし Certify 中に欠陥セクタが発見されないときは、ＰＤＬには何も書き込まない。同様にもしも Spare Area 724 内の記録使用領域７４３内にも欠陥セクタが発見された場合には、そのスペアセクタのアドレスもＰＤＬに書き込まれる。

上記のスリッピング交替処理の結果、欠陥セクタのない User Area 723a 〜 723c と Spare Area 724 内の記録使用領域７４３がそのグループの情報記録使用部分（論理セクタ番号設定領域７３５）となり、この部分に連続した論理セクタ番号が割り当てられる。

図１６（ｃ）は、図８の Data Area 608 内での他の交替処理であるスキッピング交替処理（ Skipping Replacement Algorithm ）を説明する図である。

スキッピング交替処理は、映像情報や音声情報など途切れる事無く連続的（シームレス）にユーザー情報を記録する必要がある場合の欠陥処理に適した処理方法である。このスキッピング交替処理は、１６セクタ単位、すなわちＥＣＣブロック単位（１セクタが２ｋバイトなので３２ｋバイト単位）で実行される。

たとえば、正常なＥＣＣブロックで構成される User Area 732a の後に１個の欠陥ＥＣＣブロック７４１が発見されれば、この欠陥ＥＣＣブロック７４１に記録予定だったデータは、直後の正常な User Area 723b のＥＣＣブロックに代わりに記録される（交替処理７４４）。同様にｋ個の連続した欠陥ＥＣＣブロック７４２が発見されれば、これらの欠陥ブロック７４２に記録する予定だったデータは、直後の正常な User Area 723c のｋ個のＥＣＣブロックに代わりに記録される。

こうして、該当グループの User Area 内で１＋ｋ個の欠陥ＥＣＣブロックが発見された時は、（１＋ｋ）ＥＣＣブロック分が Spare Area 724 の領域内にずれ込み、 Spare Area 724 内の情報記録に使用する延長領域７４３がユーザー情報記録可能領域となり、ここに論理セクタ番号が設定される。その結果 Spare Area 724 の不使用領域７２６は（１＋ｋ）ＥＣＣブロック分減少し、残りの不使用領域７４６は小さくなる。

上記交代処理の結果，欠陥ＥＣＣブロックのない User Area 723a 〜 723c と情報記録に使用する延長領域７４３がそのグループ内での情報記録使用部分（論理セクタ番号設定領域）となる。この時の論理セクタ番号の設定方法として、欠陥ＥＣＣブロックのない User Area 723a 〜 723c は初期設定（上記交代処理前の）時に事前に割り振られた論理セクタ番号のまま不変に保たれる所に大きな特徴がある。

その結果、欠陥ＥＣＣブロック７４１内の各物理セクタに対して初期設定時に事前に割り振られた論理セクタ番号がそのまま情報記録に使用する延長領域７４３内の最初の物理セクタに移動して設定される。またｋ個連続欠陥ＥＣＣブロック７４２内の各物理セクタに対して初期設定時に割り振られた論理セクタ番号がそのまま平行移動して、情報記録に使用する延長領域７４３内の該当する各物理セクタに設定される。

このスキッピング交替処理法では、ＤＶＤ−ＲＡＭディスクが事前に Certify されていなくても、ユーザー情報記録中に発見された欠陥セクタに対して即座に交替処理を実行出来る。

図１６（ｄ）は図８の Data Area 608 内でのさらに他の交替処理であるリニア交替処理（ Linear Replacement Algorithm ）を説明する図である。

このリニア交替処理も、１６セクタ単位すなわちＥＣＣブロック単位（３２ｋバイト単位）で実行される。リニア交替処理では、欠陥ＥＣＣブロック７５１が該当グループ内で最初に使用可能な正常スペアブロック（ Spare Area 724 内の最初の交代記録箇所７５３）と交替（置換）される（交替処理７５８）。この交代処理の場合、欠陥ＥＣＣブロック７５１上に記録する予定だったユーザー情報はそのまま Spare Area 724 内の交代記録箇所７５３上に記録されると共に、論理セクタ番号設定位置もそのまま交代記録箇所７５３上に移される。同様にｋ個の連続欠陥ＥＣＣブロック７５２に対しても記録予定だったユーザー情報と論理セクタ番号設定位置が Spare Area 724 内の交代記録箇所７５４に移る。

リニア交替処理とスキッピング交替処理の場合には欠陥ブロックのアドレスおよびその最終交替（置換）ブロックのアドレスは、ＳＤＬに書き込まれる。ＳＤＬ（二次欠陥リスト）アップされた交替ブロックが、後に欠陥ブロックであると判明したときは、ダイレクトポインタ法を用いてＳＤＬに登録を行なう。このダイレクトポインタ法では、交替ブロックのアドレスを欠陥ブロックのものから新しいものへ変更することによって、交替された欠陥ブロックが登録されているＳＤＬのエントリが修正される。上記二次欠陥リストＳＤＬを更新するときは、ＳＤＬ内の更新カウンタを１つインクリメントする。

［書込処理］
あるグループのセクタにデータ書込を行うときは、一次欠陥リスト（ＰＤＬ）にリストされた欠陥セクタはスキップされる。そして、前述したスリッピング交替処理にしたがって、欠陥セクタに書き込もうとするデータは次に来るデータセクタに書き込まれる。もし書込対象ブロックが二次欠陥リスト（ＳＤＬ）にリストされておれば、そのブロックへ書き込もうとするデータは、前述したリニア交替処理またはスキッピング交替処理にしたがって、ＳＤＬにより指示されるスペアブロックに書き込まれる。

なお、パーソナルコンピュータの環境下では、パーソナルコンピュータファイルの記録時にはリニア交替処理が利用され、ＡＶファイルの記録時にはスキッピング交替処理が利用される。

［一次欠陥リスト；ＰＤＬ］
一次欠陥リスト（ＰＤＬ）は常にＤＶＤ−ＲＡＭディスクに記録されるものであるが、その内容が空であることはあり得る。

ＰＤＬは、初期化時に特定された全ての欠陥セクタのアドレスを含む。これらのアドレスは、昇順にリストされる。ＰＤＬは必要最小限のセクタ数で記録するようにする。そして、ＰＤＬは最初のセクタの最初のユーザバイトから開始する。ＰＤＬの最終セクタにおける全ての未使用バイトは、０ＦＦｈにセットされる。このＰＤＬには、以下のような情報が書き込まれることになる：
バイト位置 ＰＤＬの内容
０ ００ｈ；ＰＤＬ識別子
１ ０１ｈ；ＰＤＬ識別子
２ ＰＤＬ内のアドレス数；ＭＳＢ
３ ＰＤＬ内のアドレス数；ＬＳＢ
４ 最初の欠陥セクタのアドレス（セクタ番号；ＭＳＢ）
５ 最初の欠陥セクタのアドレス（セクタ番号）
６ 最初の欠陥セクタのアドレス（セクタ番号）
７ 最初の欠陥セクタのアドレス（セクタ番号；ＬＳＢ）
… …
ｘ−３ 最後の欠陥セクタのアドレス（セクタ番号；ＭＳＢ）
ｘ−２ 最後の欠陥セクタのアドレス（セクタ番号）
ｘ−１ 最後の欠陥セクタのアドレス（セクタ番号）
ｘ 最後の欠陥セクタのアドレス（セクタ番号；ＬＳＢ）
＊注；第２バイトおよび第３バイトが００ｈにセットされているときは、第３バイトはＰＤＬの末尾となる。

なお、マルチセクタに対する一次欠陥リスト（ＰＤＬ）の場合、欠陥セクタのアドレスリストは、２番目以降の後続セクタの最初のバイトに続くものとなる。つまり、ＰＤＬ識別子およびＰＤＬアドレス数は、最初のセクタにのみ存在する。

ＰＤＬが空の場合、第２バイトおよび第３バイトは００ｈにセットされ、第４バイトないし第２０４７バイトはＦＦｈにセットされる。

また、ＤＤＳ／ＰＤＬブロック内の未使用セクタには、ＦＦｈが書き込まれる。

［二次欠陥リスト；ＳＤＬ］
二次欠陥リスト（ＳＤＬ）は初期化段階で生成され、Certify の後に使用される。全てのディスクには、初期化中にＳＤＬが記録される。

このＳＤＬは、欠陥データブロックのアドレスおよびこの欠陥ブロックと交替するスペアブロックのアドレスという形で、複数のエントリを含んでいる。ＳＤＬ内の各エントリには、８バイト割り当てられている。つまり、その内の４バイトが欠陥ブロックのアドレスに割り当てられ、残りの４バイトが交替ブロックのアドレスに割り当てられている。

上記アドレスリストは、欠陥ブロックおよびその交替ブロックの最初のアドレスを含む。欠陥ブロックのアドレスは、昇順に付される。

ＳＤＬは必要最小限のセクタ数で記録され、このＳＤＬは最初のセクタの最初のユーザデータバイトから始まる。ＳＤＬの最終セクタにおける全ての未使用バイトは、０ＦＦｈにセットされる。その後の情報は、４つのＳＤＬ各々に記録される。

ＳＤＬにリストされた交替ブロックが、後に欠陥ブロックであると判明したときは、ダイレクトポインタ法を用いてＳＤＬに登録を行なう。このダイレクトポインタ法では、交替ブロックのアドレスを欠陥ブロックのものから新しいものへ変更することによって、交替された欠陥ブロックが登録されているＳＤＬのエントリが修正される。その際、ＳＤＬ内のエントリ数は、劣化セクタによって変更されることはない。

このＳＤＬには、以下のような情報が書き込まれることになる：
バイト位置 ＳＤＬの内容
０ （００）；ＳＤＬ識別子
１ （０２）；ＳＤＬ識別子
２ （００）
３ （０１）
４ 更新カウンタ；ＭＳＢ
５ 更新カウンタ
６ 更新カウンタ
７ 更新カウンタ；ＬＳＢ
８〜２６ 予備（００ｈ）
２７〜２９ ゾーン内スペアセクタを全て使い切ったことを示すフラグ
３０ ＳＤＬ内のエントリ数；ＭＳＢ
３１ ＳＤＬ内のエントリ数；ＬＳＢ
３２ 最初の欠陥ブロックのアドレス
（セクタ番号；ＭＳＢ）
３３ 最初の欠陥ブロックのアドレス（セクタ番号）
３４ 最初の欠陥ブロックのアドレス（セクタ番号）
３５ 最初の欠陥ブロックのアドレス
（セクタ番号；ＬＳＢ）
３６ 最初の交替ブロックのアドレス
（セクタ番号；ＭＳＢ）
３７ 最初の交替ブロックのアドレス（セクタ番号）
３８ 最初の交替ブロックのアドレス（セクタ番号）
３９ 最初の交替ブロックのアドレス
（セクタ番号；ＬＳＢ）
… …
ｙ−７ 最後の欠陥ブロックのアドレス
（セクタ番号；ＭＳＢ）
ｙ−６ 最後の欠陥ブロックのアドレス（セクタ番号）
ｙ−５ 最後の欠陥ブロックのアドレス（セクタ番号）
ｙ−４ 最後の欠陥ブロックのアドレス
（セクタ番号；ＬＳＢ）
ｙ−３ 最後の交替ブロックのアドレス
（セクタ番号；ＭＳＢ）
ｙ−２ 最後の交替ブロックのアドレス（セクタ番号）
ｙ−１ 最後の交替ブロックのアドレス（セクタ番号）
ｙ 最後の交替ブロックのアドレス
（セクタ番号；ＬＳＢ）
＊注；第３０〜第３１バイト目の各エントリは８バイト長。

なお、マルチセクタに対する二次欠陥リスト（ＳＤＬ）の場合、欠陥ブロックおよび交替ブロックのアドレスリストは、２番目以降の後続セクタの最初のバイトに続くものとなる。つまり、上記ＳＤＬの内容の第０バイト目〜第３１バイト目は、最初のセクタにのみ存在する。また、ＳＤＬブロック内の未使用セクタには、ＦＦｈが書き込まれる。

ＤＶＤーＲＡＭディスク等に対する論理ブロック番号の設定動作の一例を説明する。

ターンテーブル２２１に情報記憶媒体（光ディスク）２０１が装填されると、制御部２２０はスピンドルモータ２０４の回転を開始させる。

情報記憶媒体（光ディスク）２０１回転が開始したあと光学ヘッド２０２のレーザー発光が開始され、光ヘッド２０２内の対物レンズのフォーカスサーボループがオンされる。

レーザ発光後、制御部２２０は送りモータ２０３を作動させて光ヘッド２０２を回転中の情報記憶媒体（光ディスク）２０１の Lead-in Area 607 に移動させる。そして光ヘッド２０２内の対物レンズのトラックサーボループがオンされる。

トラックサーボがアクティブになると、光ヘッド２０２は情報記憶媒体（光ディスク）２０１の Lead-in Area 607 内の Control data Zone 655 の情報を再生する。この Control data Zone 655 内の Book type and Part version 671 を再生することで、現在回転駆動されている情報記憶媒体（光ディスク）２０１が記録可能な媒体（ＤＶＤ−ＲＡＭディスクまたはＤＶＤ−Ｒディスク）であると確認される。ここでは、媒体１０がＤＶＤ−ＲＡＭディスクであるとする。

情報記憶媒体（光ディスク）２０１がＤＶＤ−ＲＡＭディスクであると確認されると、再生対象の Control data Zone 655 から、再生・記録・消去時の最適光量（半導体レーザの発光パワーおよび発光期間またはデューティ比等）の情報が再生される。

続いて、制御部２２０は、現在回転駆動中のＤＶＤ−ＲＡＭディスク２０１に欠陥がないものとして、物理セクタ番号と論理セクタ番号との変換表を作成する。

この変換表が作成されたあと、制御部２２０は情報記憶媒体（光ディスク）２０１の Lead-in Area 607 内の欠陥管理エリアＤＭＡ１／ＤＭＡ２ 663 および Lead-out Area 609 内の欠陥管理エリアＤＭＡ３／ＤＭＡ４ 691 を再生して、その時点における情報記憶媒体（光ディスク）２０１の欠陥分布を調査する。

上記欠陥分布調査により情報記憶媒体（光ディスク）２０１上の欠陥分布が判ると、制御部２２０は、ステップＳＴ１４０で「欠陥がない」として作成された変換表を、実際の欠陥分布に応じて修正する。具体的には、欠陥があると判明したセクタそれぞれの部分で、物理セクタ番号ＰＳＮに対応していた論理セクタ番号ＬＳＮがシフトされる。

次に、ＤＶＤ−ＲＡＭディスク等における欠陥処理動作（ドライブ側の処理）の一例を説明する。最初にたとえば制御部２２０内のＭＰＵに対して、現在ドライブに装填されている媒体（たとえばＤＶＤ−ＲＡＭディスク）２０１に記録する情報の先頭論理ブロック番号ＬＢＮおよび記録情報のファイルサイズを指定する。すると、制御部２２０のＭＰＵは、指定された先頭論理ブロック番号ＬＢＮから，記録する情報の先頭論理セクタ番号ＬＳＮを算出する。こうして算出された先頭論理セクタ番号ＬＳＮおよび指定されたファイルサイズから、情報記憶媒体（光ディスク）２０１への書込論理セクタ番号が定まる。

次に制御部２２０のＭＰＵはＤＶＤ−ＲＡＭディスク２０１の指定アドレスに記録情報ファイルを書き込むとともに、ディスク２０１上の欠陥を調査する。

このファイル書込中に欠陥が検出されなければ、記録情報ファイルが所定の論理セクタ番号に異常なく（つまりエラーが発生せずに）記録されたことになり、記録処理が正常に完了する。

一方、ファイル書込中に欠陥が検出されれば、所定の交替処理（たとえばリニア交替処理（ Linear Replacement Algorithm ）が実行される。この交替処理後、新たに検出された欠陥がディスクのLead-in Area 607 のＤＭＡ１／ＤＭＡ２ 663 および Lead-out Area 609 のＤＭＡ３／ＤＭＡ４ 691 に追加登録される。情報記憶媒体（光ディスク）２０１へのＤＭＡ１／ＤＭＡ２ 663 およびＤＭＡ３／ＤＭＡ４ 691 の追加登録後、このＤＭＡ１／ＤＭＡ２ 663 およびＤＭＡ３／ＤＭＡ４ 691 の登録内容に基づいて、変換表の内容が修正される。

図１７は、たとえばＤＶＤーＲＡＭディスク等に対する論理ブロック番号の設定動作の一例を説明するフローチャートである。図２も参照しながら説明する。

ターンテーブル２２１に情報記憶媒体（光ディスク）２０１が装填されると（ステップＳＴ１３１）、制御部２２０はスピンドルモータ２０４の回転を開始させる（ステップＳＴ１３２）。

情報記憶媒体（光ディスク）２０１回転が開始したあと光学ヘッド２０２のレーザー発光が開始され（ステップＳＴ１３３）、光ヘッド２０２内の対物レンズのフォーカスサーボループがオンされる（ステップＳＴ１３４）。

レーザ発光後、制御部２２０は送りモータ２０３を作動させて光ヘッド２０２を回転中の情報記憶媒体（光ディスク）２０１の Lead-in Area 607 に移動させる（ステップＳＴ１３５）。そして光ヘッド２０２内の対物レンズのトラックサーボループがオンされる（ステップＳＴ１３６）。

トラックサーボがアクティブになると、光ヘッド２０２は情報記憶媒体（光ディスク）２０１の Lead-in Area 607 内の Control data Zone 655 （図９参照）の情報を再生する（ステップＳＴ１３７）。この Control data Zone 655 内の Book type and Part version 671 を再生することで、現在回転駆動されている情報記憶媒体（光ディスク）２０１が記録可能な媒体（ＤＶＤ−ＲＡＭディスクまたはＤＶＤ−Ｒディスク）であると確認される（ステップＳＴ１３８）。ここでは、媒体１０がＤＶＤ−ＲＡＭディスクであるとする。

情報記憶媒体（光ディスク）２０１がＤＶＤ−ＲＡＭディスクであると確認されると、再生対象の Control data Zone 655 から、再生・記録・消去時の最適光量（半導体レーザの発光パワーおよび発光期間またはデューティ比等）の情報が再生される（ステップＳＴ１３９）。

続いて、制御部２２０は、現在回転駆動中のＤＶＤ−ＲＡＭディスク２０１に欠陥がないものとして、物理セクタ番号と論理セクタ番号との変換表（図１１参照）を作成する（ステップＳＴ１４０）。

この変換表が作成されたあと、制御部２２０は情報記憶媒体（光ディスク）２０１の Lead-in Area 607 内の欠陥管理エリアＤＭＡ１／ＤＭＡ２ 663 および Lead-out Area 609 内の欠陥管理エリアＤＭＡ３／ＤＭＡ４ 691 を再生して、その時点における情報記憶媒体（光ディスク）２０１の欠陥分布を調査する（ステップＳＴ１４１）。

上記欠陥分布調査により情報記憶媒体（光ディスク）２０１上の欠陥分布が判ると、制御部２２０は、ステップＳＴ１４０で「欠陥がない」として作成された変換表を、実際の欠陥分布に応じて修正する（ステップＳＴ１４２）。具体的には、欠陥があると判明したセクタそれぞれの部分で、物理セクタ番号ＰＳＮに対応していた論理セクタ番号ＬＳＮがシフトされる。

図１８は、たとえばＤＶＤ−ＲＡＭディスク等における欠陥処理動作（ドライブ側の処理）の一例を説明するフローチャートである。以下図２も参照しながら、図１８のフローチャートを説明する。最初にたとえば制御部２２０内のＭＰＵに対して、現在ドライブに装填されている媒体（たとえばＤＶＤ−ＲＡＭディスク）２０１に記録する情報の先頭論理ブロック番号ＬＢＮおよび記録情報のファイルサイズを指定する（ステップＳＴ１５１）。

すると、制御部２２０のＭＰＵは、指定された先頭論理ブロック番号ＬＢＮから，記録する情報の先頭論理セクタ番号ＬＳＮを算出する（ステップＳＴ１５２）。こうして算出された先頭論理セクタ番号ＬＳＮおよび指定されたファイルサイズから、情報記憶媒体（光ディスク）２０１への書込論理セクタ番号が定まる。

次に制御部２２０のＭＰＵはＤＶＤ−ＲＡＭディスク２０１の指定アドレスに記録情報ファイルを書き込むとともに、ディスク２０１上の欠陥を調査する（ステップＳＴ１５３）。

このファイル書込中に欠陥が検出されなければ、記録情報ファイルが所定の論理セクタ番号に異常なく（つまりエラーが発生せずに）記録されたことになり、記録処理が正常に完了する（ステップＳＴ１５５）。

一方、ファイル書込中に欠陥が検出されれば、所定の交替処理（たとえばリニア交替処理（ Linear Replacement Algorithm ）が実行される（ステップＳＴ１５６）。

この交替処理後、新たに検出された欠陥がディスクのLead-in Area 607 のＤＭＡ１／ＤＭＡ２ 663 および Lead-out Area 609 のＤＭＡ３／ＤＭＡ４ 691 に追加登録される（図９と図１０を参照）（ステップＳＴ１５７）。情報記憶媒体（光ディスク）２０１へのＤＭＡ１／ＤＭＡ２ 663 およびＤＭＡ３／ＤＭＡ４ 691 の追加登録後、このＤＭＡ１／ＤＭＡ２ 663 およびＤＭＡ３／ＤＭＡ４ 691 の登録内容に基づいて、図１７のステップＳＴ１４０で作成した変換表の内容が修正される（ステップＳＴ１５８）。

次に以下に File System の一種であるＵＤＦについて説明する
次に、図１９から図２７ではFile System の一種であるＵＤＦについて説明する。

［Ａ−１］…ＵＤＦとはユニバーサルディスクフォーマット（ Ｕｎｉｖｅｒｓａｌ Ｄｉｓｋ Ｆｏｒｍａｔ） の略で、主にディスク状情報記憶媒体における“ファイル管理方法に関する規約”を示す。ＣＤ−ＲＯＭ、ＣＤ−Ｒ、ＣＤ−ＲＷ、ＤＶＤ-Video、ＤＶＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ−Ｒ、ＤＶＤ−ＲＡＭは“ＩＳＯ９６６０”で規格化されたＵＤＦフォーマットを採用している。

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ー（ Root Directory） 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。ここでは主にＤＶＤ−ＲＡＭ規格（ File System Specifications ）に準拠したＵＤＦフォーマットについての説明を行うが、この説明内容の多くの部分はＤＶＤ−ＲＯＭ規格内容とも一致している。

［Ａ−２］…ＵＤＦの概要
［Ａ−２−１］情報記憶媒体へのファイル情報記録内容
情報記憶媒体に情報を記録する場合、情報のまとまりを“ファイルデータ”（ File Data ）と呼び、ファイルデータ単位で記録を行う。他のファイルデータと識別するためファイルデータ毎に独自のファイル名が付加されている。共通な情報内容を持つ複数ファイルデータ毎にグループ化するとファイル管理とファイル検索が容易になる。この複数ファイルデータ毎のグループを“ディレクトリー”（ Directory ）または“フォルダー”（ Folder ）と呼ぶ。各ディレクトリー（フォルダー）毎に独自のディレクトリー名（フォルダー名）が付加される。更にその複数のディレクトリー（フォルダー）を集めて、その上の階層のグループとして上位のディレクトリー（上位フォルダー）でまとめる事が出来る。ここではファイルデータとディレクトリー（フォルダー）を総称してファイル（ File ）と呼ぶ。

情報を記録する場合には、
＊ファイルデータの情報内容そのもの、＊ファイルデータに対応したファイル名、＊ファイルデータの保存場所（どのディレクトリーの下に記録するか）、に関する情報をすべて情報記憶媒体上に記録する。

また各ディレクトリー（フォルダー）に対する ＊ディレクトリー名（フォルダー名）、＊各ディレクトリー（フォルダー）が属している位置（その親となる上位ディレクトリー（上位フォルダー）の位置）、に関する情報もすべて情報記憶媒体上に記録されている。

［Ａ−２−２］情報記憶媒体上での情報記録形式
情報記憶媒体上の全記録領域は２０４８Ｂｙｔｅｓを最小単位とする論理セクタに分割され、全論理セクタには論理セクタ番号が連番で付けられている。情報記憶媒体上に情報を記録する場合にはこの論理セクタ単位で情報が記録される。情報記憶媒体上での記録位置はこの情報を記録した論理セクタの論理セクタ番号で管理される。

図１９、図２０に示すように ファイル構成（File Structure） 486 と ファイルデータ（File Data） 487 に関する情報が記録されている論理セクタは特に“論理ブロック”とも呼ばれ、論理セクタ番号（ＬＳＮ）に連動して論理ブロック番号（ＬＢＮ）が設定されている。（論理ブロックの長さは論理セクタと同様２０４８Ｂｙｔｅｓになっている。）
［Ａ−２−３］階層ファイルシステムを簡素化した一例
階層ファイルシステムを簡素化した一例を図２１（ａ）に示す。

ＵＮＩＸ（登録商標）、ＭａｃＯＳ、ＭＳ−ＤＯＳ、Ｗｉｎｄｏｗｓ（登録商標）等ほとんどのＯＳのファイル管理システムが図２１（ａ）に示したようなツリー状の階層構造を持つ。

１個のディスクドライブ（例えば１台のＨＤＤが複数のパーティションに区切られている場合には各パーティション単位を示す）毎にその全体の親となる１個のルートディレクトリー（ Root Directory ）401 が存在し、その下に サブディレクトリー（SubDirectory ）402 が属している。この SubDirectory 402 の中に File Data 403 が存在している。

実際にはこの例に限らず Root Directory 401 の直接下に File Data 403 が存在したり、複数の SubDirectory 402 が直列につながった複雑な階層構造を持つ場合もある。

［Ａ−２−４］情報記憶媒体上ファイル管理情報の記録内容
ファイル管理情報は上述した論理ブロック単位で記録される。各論理ブロック内に記録される内容は主に
＊ファイルに関する情報を示す記述文 ＦＩＤ( ファイル識別記述子；File Identifier Descriptor )
… ファイルの種類やファイル名（ Root Directory 名、SubDirectory名、File Data 名など）を記述している。

… ＦＩＤの中にそれに続く File Data のデータ内容や、Directory の中味の記録場所を示す記述文（つまり該当ファイルに対応した以下に説明する ＦＥ ）の記録位置も記述されている。

＊ファイル中味の記録位置を示す記述文 ＦＥ（ファイルエントリー； File Entry ）
… File Data のデータ内容や、Directory（ SubDirectory など）の中味に関する情報が記録されている情報記憶媒体上の位置（論理ブロック番号）などを記述している。

File Identifier Descriptor の記述内容の抜粋を図２６（後述する）に示した。またその詳細の説明は“［Ｂ−４］File Identifier Descriptor”で行う。File Entry の記述内容の抜粋は図１９（後述する）に示し、その詳細な説明は“［Ｂ−３］File Entry”で行う。

次に、情報記憶媒体上の記録位置を示す記述文は、図２２に示す ロングアロケーションディスクリプター（Long Allocation Descriptor ）と図２３に示す ショートアロケーションディスクリプター（Short Allocation Descriptor） を使っている。それぞれの詳細説明は“［Ｂ−１−２］Long Allocation Descriptor”と“［Ｂ−１−３］Short Allocation Descriptor”で行う。

例として図２１（ａ）のファイルシステム構造の情報を情報記憶媒体に記録した時の記録内容を図２１（ｂ）に示す。図２１（ｂ）の記録内容は以下の通りとなる。

・論理ブロック番号“１”の論理ブロックに Root Directory 401 の中味が示されている。

… 図２１（ａ）の例では Root Directory 401 の中には Sub Directory 402 のみが入っているので、Root Directory 401 の中味として Sub Directory 402 に関する情報が File Identifier Descriptor 文 ４０４で記載している。また図示して無いが同一論理ブロック内に Root Directory 401 自身の情報も File Identifier Descriptor 文で並記してある。

…この Sub Directory 402 の File Identifier Descriptor 文 ４０４ 中に Sub Directory 402 の中味が何処に記録されているかを示す File Entry 文４０５ の記録位置（図２１（ｂ）の例では２番目の論理ブロック）が Long Allocation Descriptor 文で記載（ LAD(2) ）されている。

・論理ブロック番号“２”の論理ブロックに Sub Directory 402 の中味が記録されている位置を示す File Entry 文 ４０５ が記録されている。

…図２１（ａ）の例では Sub Directory 402 の中には File Data 403 のみが入っているので、Sub Directory 402 の中味として実質的には 、File Data 403 に関する情報が記述されている File Identifier Descriptor 文 ４０６ の記録位置を示す事になる。

…File Entry 文中の Short Allocation Descriptor 文で３番目の論理ブロックに SubDirectory 402 の中味が記録されている事（ AD(3) ）が記述されている。

・論理ブロック番号“３”の論理ブロックに Sub Directory 402 の中味が記録されている。

…図２１（ａ）の例では Sub Directory 402 の中には File Data 403 のみが入っているので、Sub Directory 402 の中味として File Data403 に関する情報が File Identifier Descriptor 文 ４０６ で記載されている。また図示して無いが同一論理ブロック内に Sub Directory402 自身の情報も File Identifier Descriptor 文で並記してある。

…File Data 403 に関する File Identifier Descriptor 文 ４０６ の中にその File Data 403 の内容が何処に記録されている位置を示す FileEntry 文 ４０７ の記録位置（図２１（ｂ）の例では４番目の論理ブロックに記録されている）が、 Long Allocation Descriptor 文で記載（ LAD(4) ）されている。

・論理ブロック番号“４”の論理ブロックに File Data 403 内容４０８、４０９が記録されている位置を示す File Entry 文 ４０７ が記録されている。

…File Entry 文 ４０７ 内の Short Allocation Descriptor 文で File Data 403 内容４０８、４０９が５番目と６番目の論理ブロックに記録している事が記述（ AD(5),AD(6) ）されている。

・論理ブロック番号“５”の論理ブロックに File Data 403 内容情報(ａ)４０８が記録されている。

・論理ブロック番号“６”の論理ブロックに File Data 403 内容情報(ｂ)４０９が記録されている。

［Ａ−２−５］図２１（ｂ）情報に沿った File Data へのアクセス方法
“［Ａ−２−４］情報記憶媒体上のファイルシステム情報記録内容”で簡単に説明したように File Identifier Descriptor ４０４、４０６ と File Entry ４０５、４０７ には、それに続く情報が記述してある論理ブロック番号が記述してある。 Root Directory から階層を下りながら SubDirectory を経由して File Data へ到達するのと同様に、 File Identifier Descriptor と File Entry 内に記述してある論理ブロック番号に従って情報記憶媒体上の論理ブロック内の情報を順次再生しながら File Data のデータ内容へアクセスする。

つまり図２１（ｂ）に示した情報に対して File Data 403 へアクセスするには、まず始めに１番目の論理ブロック情報を読む。 File Data 403 は Sub Directory 402 の中に存在しているので、１番目の論理ブロック情報の中から Sub Directory 402 の File Identifier Descriptor ４０４ を探し、LAD(2)を読み取った後、それに従って２番目の論理ブロック情報を読む。２番目の論理ブロックには１個の File Entry 文しか記述してないので、その中の AD(3) を読み取り、３番目の論理ブロックへ移動する。３番目の論理ブロックでは File Data 403 に関して記述してある File Identifier Descriptor ４０６ を探し、LAD(4)を読み取る。LAD(4) に従い４番目の論理ブロックへ移動すると、そこには１個のFile Entry 文 ４０７ しか記述してないので、AD(5) と AD(6) を読み取り、File Data 403 の内容が記録してある論理ブロック番号（５番目と６番目）を見付ける。

なおＡＤ（＊）、ＬＡＤ（＊）の内容については“［Ｂ］ＵＤＦの各記述文（ Descriptor ）の具体的内容説明”で詳細に説明する。

［Ａ−３］ＵＤＦの特徴
［Ａ−３−１］ＵＤＦ特徴説明
以下にＨＤＤやＦＤＤ、ＭＯなどで使われているＦＡＴとの比較によりＵＤＦの特徴を説明する。

１）（最小論理ブロックサイズ、最小論理セクタサイズなどの）最小単位が大きく、記録すべき情報量の多い映像情報や音楽情報の記録に向く。

…ＦＡＴの論理セクタサイズが５１２Ｂｙｔｅｓに対して、ＵＤＦの論理セクタ（ブロック）サイズは２０４８Ｂｙｔｅｓと大きくなっている。

２）ＦＡＴはファイルの情報記憶媒体への割り当て管理表（ File Allocation Table ）が情報記憶媒体上で局所的に集中記録されるのに対し、ＵＤＦではファイル管理情報をディスク上の任意の位置に分散記録できる。

…ＵＤＦではファイル管理情報やファイルデータに関するディスク上での記録位置は論理セクタ（ブロック）番号として Allocation Descriptor に記述される。

＊ＦＡＴではファイル管理領域（ File Allocation Table ）で集中管理されているため頻繁にファイル構造の変更が必要な用途〔主に頻繁な書き換え用途〕に適している（集中箇所に記録されているので管理情報を書き換え易いため）。またファイル管理情報（ File Allocation Table ）の記録場所はあらかじめ決まっているので記憶媒体の高い信頼性（欠陥領域が少ない事）が前提となる。

＊ＵＤＦではファイル管理情報が分散配置されているので、ファイル構造の大幅な変更が少なく、階層の下の部分（主に Root Directory より下の部分）で後から新たなファイル構造を付け足して行く用途〔主に追記用途〕に適している（追記時には以前のファイル管理情報に対する変更箇所が少ないため）。また分散されたファイル管理情報の記録位置を任意に指定できるので、先天的な欠陥箇所を避けて記録する事が出来る。

ファイル管理情報を任意の位置に記録できるので全ファイル管理情報を一箇所に集めて記録し上記ＦＡＴの利点も出せるので、より汎用性の高いファイルシステムと考えることが出来る。

［Ｂ］ＵＤＦの各記述文（ Descriptor ）の具体的内容説明
［Ｂ−１］論理ブロック番号の記述文
［Ｂ−１−１］Allocation Descriptor
“［Ａ−２−４］情報記憶媒体上のファイルシステム情報記録内容”に示したように File Identifier Descriptor や File Entry などの一部に含まれ、その後に続く情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を示した記述文を Allocation Descriptor と呼ぶ。 Allocation Descriptor には以下に示すLong Allocation Descriptor と Short Allocation Descriptor がある。

［Ｂ−１−２］Long Allocation Descriptor
図２２に示すように
・エクステント（Extent） の長さ 410 … 論理ブロック数を ４Bytes で表示、
・Extent の位置４１１…該当する論理ブロック番号を ４Bytes で表示、
・インプリメンテンション（Implementation Use）４１２…演算処理に利用する情報で ８Bytes で表示、
などから構成される。ここの説明文では記述を簡素化して“ＬＡＤ(論理ブロック番号)”で記述する。

［Ｂ−１−３］Short Allocation Descriptor
図２３に示すように
・Extent の長さ 410…論理ブロック数を ４Bytes で表示、
・Extent の位置４１１…該当する論理ブロック番号を ４Bytes で表示、
のみで構成される。ここの説明文では記述を簡素化して“ＡＤ(論理ブロック番号)”で記述する。

［Ｂ−２］アンロケイテッドスペイスエントリー（Unallocated Space Entry）
図２４に示すように情報記憶媒体上の“未記録状態の Extent 分布”をExtent 毎に Short Allocation Descriptor で記述し、それを並べる記述文で、Space Table（図１９，図２０参照） に用いられる。具体的な内容としては
・Descriptor Tag 413…記述内容の識別子を表し、この場合は“２６３”、
・ＩＣＢ Tag 414…ファイルタイプを示す、
ＩＣＢ Tag 内の File Type＝１ は Unallocated Space Entry を意味し、File Type＝４ は Directory 、File Type＝５ は File Data を表している。

・Allocation Descriptors 列の全長 415…４Bytes で総 Bytes 数を示す。

などが記述されている。

［Ｂ−３］File Entry
“［Ａ−２−４］情報記憶媒体上のファイルシステム情報記録内容”で説明した記述文。

図２５に示すように
・ディスクリプタータッグ（Descriptor Tag）417…記述内容の識別子を表し、この場合は“２６１”、
・ＩＣＢ Tag 418…ファイルタイプを示す→内容は［Ｂ−２］と同じ、
・パーミッション（Permissions）419…ユーザー別の記録・再生・削除許可情報を示す、主にファイルのセキュリティー確保を目的として使われる、
・Allocation Descriptors 420…該当ファイルの中味が記録してある位置をExtent 毎にShort Allocation Descriptor を並べて記述する、
などが記述されている。

［Ｂ−４］File Identifier Descriptor
“［Ａ−２−４］情報記憶媒体上のファイルシステム情報記録内容”で説明したようにファイル情報を記述した記述文。

図２６に示すように
・Descriptor Tag 421…記述内容の識別子を表し、この場合は“２５７”、
・ファイル特徴（File Characteristics ）422…ファイルの種別を示し、 Parent Directory、Directory、File Data、ファイル削除フラグのどれかを意味する。

・情報制御ブロック（Information Control Block ）423…このファイルに対応したＦＥ位置がLong Allocation Descriptor で記述されている。

・File Identifier 424…ディレクトリー名またはファイル名。

・Padding 437…File Identifier Descriptor 全体の長さを調整するために付加されたダミー領域で、通常は全て“０”が記録されている。

などが記述される。

［Ｃ］ＵＤＦに従って情報記憶媒体上に記録したファイル構造記述例
“［Ａ−２］ＵＤＦの概要”で示した内容について具体的な例を用いて以下に詳細に説明する。

図１９（ａ）に対して、より一般的なファイルシステム構造例を図２７に示す。括弧内は Directory の中身に関する情報または File Data のデータ内容が記録されている情報記憶媒体上の論理ブロック番号を示している。

図２７のファイルシステム構造の情報をＵＤＦフォーマットに従って情報記憶媒体上に記録した例を図１９、図２０のファイル構成（File Structure ）４８６に示す。

情報記憶媒体上の未記録位置管理方法として
＊スペースビットマップ（ Space Bitmap ）方法
…Space Bitmap Descriptor 470 を用いた、情報記憶媒体内記録領域の全論理ブロックに対してビットマップ的に“記録済み”または“未記録”のフラグを立てる。

＊スペーステーブル（ Space Table ）方法
…Unallocated Space Entry 471 の記述方式を用いて Short Allocation Descriptor の列記として未記録の全論理ブロック番号を記載している。

の２方式が存在する。

本実施の形態の説明では、説明のためわざと図１９、図２０に両方式を併記しているが、実際には両方が一緒に使われる（情報記憶媒体上に記録される）ことはほとんど無く、どちらか一方のみ使われている。

図１９、図２０に記述されている主な Descriptor の内容の概説は以下の通りである。

・Beginning Extended Area Descriptor 445…Volume Recognition Sequence の開始位置を示す。

・Volume Structure Descriptor 446…Volume の内容説明を記述、
・Boot Descriptor 447…ブート時の処理内容を記述、
・Terminating Extended Area Descriptor 448…Volume Recognition Sequence の終了位置を示す、
・Partition Descriptor 450…パーティション情報（サイズなど）を示す。 ＤＶＤ−ＲＡＭでは１Volume 当たり１パーティション（Partition ）を原則としている。

・Logical Volume Descriptor 454…論理ボリュームの内容を記述している、
・Anchor Volume Descriptor Pointer 458…情報記憶媒体記録領域内でのMain Volume Descriptor Sequence 449 とMain Volume Descriptor Sequence 467 の記録位置を示している。

・Reserved (all 00h bytes) 459 〜 465…特定の Descriptor を記録する論理セクタ番号を確保するため、その間に全て“０”を記録した調整領域を持たせている。

・Reserve Volume Descriptor Sequence 467…Main Volume Descriptor。Sequence 449 に記録された情報のパックアップ領域。

［Ｄ］再生時のファイルデータへのアクセス方法
図１９、図２０に示したファイルシステム情報を用いて例えば File Data Ｈ 432（図２７参照）のデータ内容を再生するための情報記憶媒体上のアクセス処理方法について説明する。

１）情報記録再生装置起動時または情報記憶媒体装着時のブート（ Boot ）領域として Volume Recognition Sequence 444 領域内の Boot Descriptor 447 の情報を再生に行く。

２）Boot Descriptor 447 の記述内容に沿ってブート（ Boot ）時の処理が始まる。特に指定されたブート時の処理が無い場合には、始めにメインボリウム記述順（ Main Volume Descriptor Sequence） 449 領域内の 論理ボリウムディスクリプター（Logical Volume Descriptor） 454 の情報を再生する。

３）Logical Volume Descriptor 454 の中に 論理ボリウムコンテンツユース（Logical Volume Contents Use） 455が記述されており、そこに ファイルセットディスクリプター（File Set Descriptor） 472 が記録してある位置を示す論理ブロック番号が Long Allocation Descriptor（図２２）形式で記述してある（図１９、図２０の例ではＬＡＤ(１００)から１００番目の論理ブロックに記録してある）。

４）１００番目の論理ブロック（論理セクタ番号では３７２番目になる）にアクセスし、File Set Descriptor 472 を再生する。その中のRoot Directory ICB 473 に Root Directory Ａ 425 に関する File Entry が記録されている場所（論理ブロック番号）が Long Allocation Descriptor（図２２）形式で記述してある（図１９、図２０の例ではＬＡＤ(１０２)から１０２番目の論理ブロックに記録してある）。

Root Directory ICB 473 のＬＡＤ(１０２)に従い、
５）１０２番目の論理ブロックにアクセスし、Root Directory Ａ 425 に関するFile Entry 475 を再生し、Root Directory Ａ 425 の中身に関する情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（ＡＤ(１０３)）。

６）１０３番目の論理ブロックにアクセスし、Root Directory Ａ 425 の中身に関する情報を再生する。

File Data Ｈ 432 は Directory Ｄ ４２８ 系列の下に存在するので、Directory Ｄ ４２８ に関する File Identifier Descriptor を探し、Directory Ｄ ４２８ に関する File Entry が記録してある論理ブロック番号（図１９、図２０には図示して無いがＬＡＤ(１１０)）を読み取る。

７）１１０番目の論理ブロックにアクセスし、Directory Ｄ ４２８ に関するFile Entry 480 を再生し、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（ＡＤ(１１１)）。

８）１１１番目の論理ブロックにアクセスし、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報を再生する。

File Data Ｈ 432 は SubDirectory Ｆ ４３０の直接下に存在するので、SubDirectory Ｆ ４３０ に関する File Identifier Descriptor を探し、SubDirectory Ｆ ４３０ に関する File Entry が記録してある論理ブロック番号（図１９、図２０には図示して無いがＬＡＤ(１１２)）を読み取る。

９）１１２番目の論理ブロックにアクセスし、SubDirectory Ｆ ４３０ に関する File Entry 482 を再生し、SubDirectory Ｆ ４３０ の中身に関する情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（ＡＤ(１１３)）。

１０）１１３番目の論理ブロックにアクセスし、SubDirectory Ｆ ４３０ の中身に関する情報を再生し、File Data Ｈ 432 に関する File Identifier Descriptor を探す。そしてそこから File Data Ｈ 432 に関する File Entry が記録してある論理ブロック番号（図１９、図２０には図示して無いがＬＡＤ(１１４)）を読み取る。

１１）１１４番目の論理ブロックにアクセスし、File Data Ｈ 432 に関するFile Entry 484 を再生し File Data Ｈ 432 のデータ内容 ４８９ が記録されている位置を読み取る。

１２）File Data Ｈ 432 に関する File Entry 484 内に記述されている論理ブロック番号順に情報記憶媒体から情報を再生して File Data Ｈ 432 のデータ内容 ４８９ を読み取る。

［Ｅ］特定のファイルデータ内容変更方法
図１９、図２０に示したファイルシステム情報を用いて例えば File Data Ｈ 432 のデータ内容を変更する場合のアクセスも含めた処理方法について説明する。

１）File Data Ｈ 432 の変更前後でのデータ内容の容量差を求め、その値を２０４８Ｂｙｔｅｓで割り、変更後のデータを記録するのに論理ブロックを何個追加使用するかまたは何個不要になるかを事前に計算しておく。

２）情報記録再生装置起動時または情報記憶媒体装着時のブート（ Boot ）領域として Volume Recognition Sequence 444 領域内の Boot Descriptor 447 の情報を再生に行く。Boot Descriptor 447 の記述内容に沿ってブート（ Boot ）時の処理が始まる。特に指定されたブート時の処理が無い場合には
３）始めに Main Volume Descriptor Sequence 449 領域内の Partition Descriptor 450 を再生し、その中に記述してある Partition Contents Use 451 の情報を読み取る。この Partition Contents Use 451（ Partition Header Descriptor とも呼ぶ）の中に Space Table もしくは Space Bitmap の記録位置が示してある。

・Space Table 位置は Unallocated Space Table 452 の欄に Short Allocation Descriptor の形式で記述されている（図１９、図２０の例ではＡＤ(５０)）。また
・Space Bitmap 位置は Unallocated Space Bitmap 453 の欄に Short Allocation Descriptor の形式で記述されている。（図１９、図２０の例ではＡＤ(０)）
４）３）で読み取った Space Bitmap が記述してある論理ブロック番号（０）へアクセスする。Space Bitmap Descriptor 470 から Space Bitmap 情報を読み取り、未記録の論理ブロックを探し、１）の計算結果分の論理ブロックの使用を登録する（ Space Bitmap Descriptor 460 情報の書き換え処理）。もしくは
４'）３）で読み取った Space Table が記述してある論理ブロック番号（５０）へアクセスする。Space Table の USE(AD(*),AD(*),…,AD(*)) 471 から未記録の論理ブロックを探し、１）の計算結果分の論理ブロックの使用を登録する。

（ Space Table 情報の書き換え処理）
＊ 実際の処理は“４）”か“４'）”かどちらか一方の処理を行う。

５）次に Main Volume Descriptor Sequence 449 領域内の Logical Volume Descriptor 454 の情報を再生する。

６）Logical Volume Descriptor 454 の中に Logical Volume Contents Use 455が記述されており、そこに File Set Descriptor 472 が記録してある位置を示す論理ブロック番号が Long Allocation Descriptor（図２２）形式で記述し
てある（図１９、図２０の例ではＬＡＤ(１００)から１００番目の論理ブロックに記録してある）。

７）１００番目の論理ブロック（論理セクタ番号では４００番目になる）にアクセスし、File Set Descriptor 472 を再生する。その中のRoot Directory ICB 473 に Root Directory Ａ 425 に関する File Entry が記録されている場所（論理ブロック番号）が Long Allocation Descriptor（図２２）形式で記述してある（図１９、図２０の例ではＬＡＤ(１０２)から１０２番目の論理ブロックに記録してある）。

Root Directory ICB 473 のＬＡＤ(１０２)に従い、
８）１０２番目の論理ブロックにアクセスし、Root Directory Ａ 425 に関するFile Entry 475 を再生し、Root Directory Ａ 425 の中味に関する情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（ＡＤ(１０３)）。

９）１０３番目の論理ブロックにアクセスし、Root Directory Ａ 425 の中味に関する情報を再生する。

File Data Ｈ 432 は Directory Ｄ ４２８ 系列の下に存在するので、Directory Ｄ ４２８に関する File Identifier Descriptor を探し、Directory Ｄ ４２８ に関する File Entry が記録してある論理ブロック番号（図１９、図２０には図示して無いがＬＡＤ(１１０)）を読み取る。

１０）１１０番目の論理ブロックにアクセスし、Directory Ｄ ４２８ に関するFile Entry 480 を再生し、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（ＡＤ(１１１)）。

１１）１１１番目の論理ブロックにアクセスし、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報を再生する。

File Data Ｈ 432 は SubDirectoryＦ ４３０の直接下に存在するので、SubDirectory Ｆ ４３０に関する File Identifier Descriptor を探し、SubDirectoryＦ ４３０ に関する File Entry が記録してある論理ブロック番号（図１９、図２０には図示して無いがＬＡＤ(１１２)）を読み取る。

１２）１１２番目の論理ブロックにアクセスし、SubDirectoryＦ ４３０に関する File Entry 482 を再生し、SubDirectory Ｆ ４３０の中身に関する情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（ＡＤ(１１３)）。

１３）１１３番目の論理ブロックにアクセスし、SubDirectory Ｆ ４３０の中身に関する情報を再生し、File Data Ｈ 432 に関する File Identifier Descriptor を探す。そしてそこから File Data Ｈ 432 に関する File Entry が記録してある論理ブロック番号（図１９、図２０には図示して無いがＬＡＤ(１１４)）を読み取る。

１４）１１４番目の論理ブロックにアクセスし、File Data Ｈ 432 に関するFile Entry 484 を再生し File Data Ｈ 432 のデータ内容 ４８９ が記録されている位置を読み取る。

１５）４）か４'）で追加登録した論理ブロック番号も加味して変更後の File Data Ｈ 432 のデータ内容４８９を記録する。

［Ｆ］特定のファイルデータ／ディレクトリー消去処理方法
例として File Data Ｈ 432 または SubDirectory Ｆ ４３０ を消去する方法について説明する。

情報記録再生装置起動時または情報記憶媒体装着時のブート（ Boot ）領域として Volume Recognition Sequence 444 領域内の Boot Descriptor 447 の情報を再生に行く。
Boot Descriptor 447 の記述内容に沿ってブート（ Boot ）時の処理が始まる。特に指定されたブート時の処理が無い場合には、始めに Main Volume Descriptor Sequence 449 領域内の Logical Volume Descriptor 454 の情報を再生する。

３）Logical Volume Descriptor 454 の中に Logical Volume Contents Use 455が記述されており、そこに File Set Descriptor 472 が記録してある位置を示す論理ブロック番号が Long Allocation Descriptor（図２２）形式で記述し
てある（図１９、図２０の例ではＬＡＤ(１００)から１００番目の論理ブロックに記録してある）。

４）１００番目の論理ブロック（論理セクタ番号では４００番目になる）にアクセスし、File Set Descriptor 472 を再生する。その中のRoot Directory ICB 473 に Root Directory Ａ 425 に関する File Entry が記録されている場所（論理ブロック番号）が Long Allocation Descriptor（図２２）形式で記述してある（図１９、図２０の例ではＬＡＤ(１０２)から１０２番目の論理ブロックに記録してある）。

Root Directory ICB 473 のＬＡＤ(１０２)に従い、
５）１０２番目の論理ブロックにアクセスし、Root Directory Ａ 425 に関するFile Entry 475 を再生し、Root Directory Ａ 425 の中身に関する情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（ＡＤ(１０３)）。

６）１０３番目の論理ブロックにアクセスし、Root Directory Ａ 425 の中身に関する情報を再生する。

File Data Ｈ 432 はDirectory Ｄ ４２８系列の下に存在するので、Directory Ｄ ４２８に関する File Identifier Descriptorを探し、Directory Ｄ ４２８に関する File Entry が記録してある論理ブロック番号（図１９、図２０には図示して無いがＬＡＤ(１１０)）を読み取る。

７）１１０番目の論理ブロックにアクセスし、Directory Ｄ ４２８ に関するFile Entry 480 を再生し、Directory Ｄ ４２８の中身に関する情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（ＡＤ(１１１)）。

８）１１１番目の論理ブロックにアクセスし、Directory Ｄ ４２８ の中味に関する情報を再生する。

File Data Ｈ 432 は SubDirectoryＦ ４３０の直接下に存在するので、SubDirectory Ｆ ４３０に関する File Identifier Descriptor を探す。

《 SubDirectory Ｆ ４３０ を消去する場合には 》
SubDirectoryＦ ４３０に関するFile Identifier Descriptor内のFile Characteristics ４２２（図２６）に“ファイル削除フラグ”を立てる。

SubDirectory Ｆ ４３０に関する File Entry が記録してある論理ブロック番号（図１９、図２０には図示して無いがＬＡＤ(１１２)）を読み取る。

９）１１２番目の論理ブロックにアクセスし、SubDirectory Ｆ ４３０に関するFile Entry 482 を再生し、SubDirectory Ｆ ４３０の中味に関する情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（ＡＤ(１１３)）。

１０）１１３番目の論理ブロックにアクセスし、SubDirectory Ｆ ４３０の中味に関する情報を再生し、File Data Ｈ 432 に関する File Identifier Descriptor を探す。

《 File Data Ｈ 432 を消去する場合には 》
File Data Ｈ 432 に関する File Identifier Descriptor 内の File Characteristics ４２２（図２６）に“ファイル削除フラグ”を立てる。さらにそこから File Data Ｈ 432 に関する File Entryが記録してある論理ブロック番号（図１９、図２０には図示して無いがＬＡＤ(１１４)）を読み取る。

１１）１１４番目の論理ブロックにアクセスし、File Data Ｈ 432 に関するFile Entry 484 を再生し File Data Ｈ 432 のデータ内容 ４８９ が記録されている位置を読み取る。

《 File Data Ｈ 432 を消去する場合には 》
以下の方法で File Data Ｈ 432 のデータ内容 ４８９ が記録されていた論理ブロックを解放する（その論理ブロックを未記録状態に登録する）。

１２）次に Main Volume Descriptor Sequence 449 領域内の Partition Descriptor 450 を再生し、その中に記述してある Partition Contents Use 451 の情報を読み取る。この Partition Contents Use 451（ Partition Header Descriptor とも呼ぶ）の中に Space Table もしくは Space Bitmap の記録位置が示してある。

・Space Table 位置はUnallocated Space Table 452の欄に Short Allocation Descriptorの形式で記述されている（図１９、図２０の例ではＡＤ(５０)）。また
・Space Bitmap 位置は Unallocated Space Bitmap 453 の欄に Short Allocation Descriptor の形式で記述されている（図１９、図２０の例ではＡＤ(０)）。

１３）１２）で読み取った Space Bitmap が記述してある論理ブロック番号（０）へアクセスし、１１）の結果得られた“解放する論理ブロック番号”を Space Bitmap Descriptor 470 に書き換える。もしくは
１３'）１２）で読み取った Space Table が記述してある論理ブロック番号（５０）へアクセスし、１１）の結果得られた“解放する論理ブロック番号”を Space Table に書き換える。

＊ 実際の処理は“１３）”か“１３'）”かどちらか一方の処理を行う。

《 File Data Ｈ 432 を消去する場合には 》
１２）１０）〜１１）と同じ手順を踏んで File Data Ｉ 433 のデータ内容４９０ が記録されている位置を読み取る。

１３）次に Main Volume Descriptor Sequence 449 領域内の Partition Descriptor 450 を再生し、その中に記述してある Partition Contents Use 451 の情報を読み取る。この Partition Contents Use 451（ Partition Header Descriptor とも呼ぶ）の中に Space Table もしくは Space Bitmap の記録位置が示してある。

・Space Table 位置は Unallocated Space Table 452 の欄に Short Allocation Descriptor の形式で記述されている（図１９、図２０の例ではＡＤ(５０)）。また
・Space Bitmap 位置は Unallocated Space Bitmap 453 の欄に Short Allocation Descriptor の形式で記述されている（図１９、図２０例ではＡＤ(０)）。

１４）１３）で読み取った Space Bitmap が記述してある論理ブロック番号（０）へアクセスし、１１）と１２）の結果得られた“解放する論理ブロック番号”を Space Bitmap Descriptor 470 に書き換える。もしくは
１４'）１３）で読み取った Space Table が記述してある論理ブロック番号（５０）へアクセスし、１１）と１２）の結果得られた“解放する論理ブロック番号”を Space Table に書き換える。

＊ 実際の処理は“１４）”か“１４'）”かどちらか一方の処理を行う。

［Ｇ］ファイルデータ／ディレクトリーの追加処理
例として Sub Directory Ｆ ４３０の下に新たにファイルデータもしくはディレクトリーを追加する時のアクセス・追加処理方法について説明する。

１）ファイルデータを追加する場合には追加するファイルデータ内容の容量を調べ、その値を２０４８Ｂｙｔｅｓで割り、ファイルデータを追加するために必要な論理ブロック数を計算しておく。

２）情報記録再生装置起動時または情報記憶媒体装着時のブート（ Boot ）領域としてVolume Recognition Sequence 444領域内のBoot Descriptor 447の情報を再生に行く。Boot Descriptor 447 の記述内容に沿ってブート（ Boot ）時の処理が始まる。特に指定されたブート時の処理が無い場合には
３）始めに Main Volume Descriptor Sequence 449 領域内の Partition Descriptor 450 を再生し、その中に記述してある Partition Contents Use 451 の情報を読み取る。この Partition Contents Use 451（ Partition Header Descriptor とも呼ぶ）の中に Space Table もしくは Space Bitmap の記録位置が示してある。

・Space Table 位置は Unallocated Space Table 452 の欄に Short Allocation Descriptor の形式で記述されている（図１９、図２０の例ではＡＤ(５０)）。また
・Space Bitmap 位置は Unallocated Space Bitmap 453 の欄に Short Allocation Descriptor の形式で記述されている（図１９、図２０例ではＡＤ(０)）。

４）３）で読み取った Space Bitmap が記述してある論理ブロック番号（０）へアクセスする。Space Bitmap Descriptor 470 から Space Bitmap 情報を読み取り、未記録の論理ブロックを探し、１）の計算結果分の論理ブロックの使用を登録する（ Space Bitmap Descriptor 460 情報の書き換え処理）。もしくは
４'）３）で読み取った Space Table が記述してある論理ブロック番号（５０）へアクセスする。Space Table の USE(AD(*),AD(*),…,AD(*)) 471 から未記録の論理ブロックを探し、１）の計算結果分の論理ブロックの使用を登録する。

（ Space Table 情報の書き換え処理）
＊ 実際の処理は“４）”か“４'）”かどちらか一方の処理を行う。

５）次に Main Volume Descriptor Sequence 449 領域内の Logical Volume Descriptor 454 の情報を再生する。

６）Logical Volume Descriptor 454 の中に Logical Volume Contents Use 455が記述されており、そこに File Set Descriptor 472 が記録してある位置を示す論理ブロック番号が Long Allocation Descriptor（図２２）形式で記述してある（図１９、図２０の例ではＬＡＤ(１００)から１００番目の論理ブロックに記録してある）。

７）１００番目の論理ブロック（論理セクタ番号では４００番目になる）にアクセスし、File Set Descriptor 472 を再生する。その中のRoot Directory ICB 473 に Root Directory Ａ 425 に関する File Entry が記録されている場所（論理ブロック番号）が Long Allocation Descriptor（図２２）形式で記述してある（図１９、図２０の例ではＬＡＤ(１０２)から１０２番目の論理ブロックに記録してある）。

Root Directory ICB 473 のＬＡＤ(１０２)に従い、
８）１０２番目の論理ブロックにアクセスし、Root Directory Ａ 425 に関するFile Entry 475 を再生し、Root Directory Ａ 425 の中身に関する情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（ＡＤ(１０３)）。

９）１０３番目の論理ブロックにアクセスし、Root Directory Ａ 425 の中身に関する情報を再生する。

Directory Ｄ ４２８に関する File Identifier Descriptorを探し、Directory Ｄ ４２８に関するFile Entry が記録してある論理ブロック番号（図１９、図２０には図示して無いがＬＡＤ(１１０)）を読み取る。

１０）１１０番目の論理ブロックにアクセスし、Directory Ｄ ４２８ に関するFile Entry 480 を再生し、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（ＡＤ(１１１)）。

１１）１１１番目の論理ブロックにアクセスし、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報を再生する。

Sub DirectoryＦ ４３０に関するFile Identifier Descriptorを探し、Sub Directory Ｆ ４３０に関する File Entry が記録してある論理ブロック番号（図１９、図２０には図示して無いがＬＡＤ(１１２)）を読み取る。

１２）１１２番目の論理ブロックにアクセスし、Sub Directory Ｆ ４３０に関する File Entry 482 を再生し、Sub Directory Ｆ ４３０の中身に関する情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（ＡＤ(１１３)）。

１３）１１３番目の論理ブロックにアクセスし、Sub Directory Ｆ ４３０ の中身に関する情報内に新たに追加するファイルデータもしくはディレクトリーのFile Identifier Descriptor を登録する。

１４）４）または４'）で登録した論理ブロック番号位置にアクセスし、新たに追加するファイルデータもしくはディレクトリーに関する File Entry を記録する。

１５）１４）の File Entry 内の Short Allocation Descriptor に示した論理ブロック番号位置にアクセスし、追加するディレクトリーに関する Parent Directory の File Identifier Descriptor もしくは追加するファイルデータのデータ内容を記録する。

映像情報は従来のコンピューター情報と異なり、図３、図４の一覧表に示すように記録時の連続性の保証が必須条件となる。以下にこの記録時の連続性を阻害する理由の説明と、記録時の連続性を保証する方法について説明する。

図２８には、記録時の連続性を説明するための記録系システム概念図を示す。

外部から送られてきた映像情報はバッファメモリ（半導体メモリ）ＢＭ２１９に一時保管される。粗アクセス１３３４と密アクセス１３３３動作により光学ヘッド２０２が情報記憶媒体２０１上の記録位置へ到達すると、上記バッファメモリ（半導体メモリ）ＢＭ２１９に一時保管された映像情報が光学ヘッド２０２を経由して情報記憶媒体２０１上に記録される。バッファメモリ（半導体メモリ）ＢＭ２１９から光学ヘッド２０２へ送られる映像情報の転送レートをここでは物理転送レート（ＰＴＲ：Physical Transmission Rate ）１３８７と定義する。外部からバッファメモリ（半導体メモリ）ＢＭ２１９へ転送される映像情報の転送レートの平均値をシステム転送レート（ＳＴＲ：System Transmission Rate ）１３８８とここで定義する。一般には物理転送レートＰＴＲとシステム転送レートＳＴＲとは異なる値になっている。

情報記憶媒体２０１上の異なる場所に順次映像情報を記録するには光学ヘッド２０２の集光スポット位置を移動させるアクセス操作が必要となる。大きな移動に対しては光学ヘッド２０２全体を動かす粗アクセス１３３４を行い、微少距離の移動には図示してないがレーザー光集光用の対物レンズのみを動かす密アクセス１３３３を行う。

図２９と図３０は、外部から転送されて来る映像情報に対して光学ヘッド２０２のアクセス制御を行いながら情報記憶媒体２０１上の所定位置に順次映像情報を記録する場合のバッファメモリ（半導体メモリ）ＢＭ２１９内に一時的に保存される映像情報量の時間的推移を示す。一般にシステム転送レートＳＴＲより物理転送レートＰＴＲの方が速いので映像情報記録時間１３９３、１３９７、１３９８ の期間ではバッファメモリ２１９内に一時的に保存される映像情報量は減少し続ける。バッファメモリ２１９内に一時保管される映像情報量が“０”になる。その時には連続的に転送されて来る映像情報はバッファメモリ２１９内に一時保管される事無くそのまま連続的に情報記憶媒体２０１上に記録され、バッファメモリ２１９内に一時的に保存される映像情報量は“０”の状態のまま推移する。

次にそれに続けて情報記憶媒体２０１上の別位置に映像情報を記録する場合には、記録動作に先立ち光学ヘッド２０２のアクセス処理が実行される。光学ヘッド２０２のアクセス期間として図３０に示すように粗アクセス時間１３４８、１３７６、密アクセス時間１３４２、１３４３と情報記憶媒体２０１の回転待ち時間１３４５、１３４６の３種類の時間が必要となる。この期間は情報記憶媒体２０１への記録処理が行われないので、この期間の物理転送レートＰＴＲ１３８７は実質的に“０”の状態になっている。それに反して外部からバッファメモリ（半導体メモリ）ＢＭ２１９へ送られる映像情報の平均システム転送レートＳＴＲ１３８８は不変に保たれるため、バッファメモリ（半導体メモリ）ＢＭ２１９内の映像情報一時保存量１３４１は増加の一途をたどる。

光学ヘッド２０２のアクセスが完了し、再度情報記憶媒体２０１への記録処理を開始する（映像情報記録時間１３９７、１３９８の期間）とバッファメモリ（半導体メモリ）ＢＭ２１９内の映像情報一時保存量１３４１はふたたび減少する。この減少勾配は
〔平均システム転送レートＳＴＲ１３３２〕−〔物理転送レートＰＴＲ１３３１〕
で決まる。

その後、情報記憶媒体上の記録位置の近傍位置に再度アクセスする場合には密アクセスのみでアクセス可能なので密アクセス時間１３６３、１３６４、１３６５、１３６６と回転待ち時間１３６７、１３６８、１３６９、１３７０のみが必要となる。

このように連続記録を可能にする条件として“特定期間内のアクセス回数の上限値”で規定することが出来る。以上は連続記録について説明したが、連続再生を可能にする条件も上述した内容と類似の理由から“特定期間内のアクセス回数の上限値”で規定することが出来る。

連続記録を絶対的に不可能にするアクセス回数条件について図２９を用いて説明する。最もアクセス頻度の高い場合は図２９のように映像情報記録時間１３９３が非常に短く、密アクセス時間１３６３、１３６４、１３６５、１３６６と回転待ち時間１３６７、１３６８、１３６９、１３７０のみが連続して続く場合になる。この場合には物理転送レートＰＴＲ１３８７がどんなに早くても記録連続性の確保が不可能になる。今バッファメモリ２１９の容量をＢＭで表すと
ＢＭ÷ＳＴＲの期間でバッファメモリ２１９内の一時保管映像情報が満杯となり、新たに転送されて来た映像情報をバッファメモリ（半導体メモリ）２１９内への一時保管が不可能となる。その結果、バッファメモリ（半導体メモリ）２１９内への一時保管がなされなかった分の映像情報が連続記録出来なくなる。

図３０に示すように映像情報記録時間とアクセス時間のバランスが取れ、グローバルに見てバッファメモリ２１９内の一時保管映像情報がほぼ一定に保たれている場合にはバッファメモリ２１９内の一時保管映像情報が溢れる事無く外部システムから見た映像情報記録の連続性が確保される。各粗アクセス時間を ＳＡＴi（対物レンズの Seek Access Time）、ｎ回アクセス後の平均粗アクセス時間を ＳＡＴa とし、各アクセス毎の映像情報記録時間を ＤＷＴi（ Data Write Time ）、ｎ回アクセス後の平均値として求めた１回毎のアクセス後に情報記憶媒体上に映像情報を記録する平均的な映像情報記録時間を ＤＷＴa とする。また１回毎の回転待ち時間をＭＷＴi （ Spindle Motor Wait Time ）とし、ｎ回アクセス後の平均回転待ち時間を ＭＷＴa とする。

ｎ回アクセスした場合の全アクセス期間での外部からバッファメモリ２１９へ転送される映像情報データ量は、
ＳＴＲ × ( Σ( ＳＡＴi ＋ＪＡＴi ＋ ＭＷＴi ))
≒ＳＴＲ × ｎ × ( ＳＡＴa ＋ ＪＡＴa ＋ ＭＷＴa )…（１）
となる。この値とｎ回アクセスして映像情報記録時にバッファメモリ２１９から情報記憶媒体２０１へ転送された映像情報量
（ ＰＴＲ−ＳＴＲ ）× Σ ＤＷＴi
≒（ ＰＴＲ−ＳＴＲ ）× ｎ・ＤＷＴa…（２）
との間で
（ ＰＴＲ−ＳＴＲ ）×ｎ・ＤＷＴa ≧
ＳＴＲ×ｎ× ( ＳＡＴa＋ＪＡＴa＋ＭＷＴa )
すなわち（ ＰＴＲ−ＳＴＲ ）× ＤＷＴa ≧
ＳＴＲ × ( ＳＡＴa＋ＪＡＴa＋ＭＷＴa )…（３）
の関係にある時に外部システム側から見た映像情報記録時の連続性が確保される。ここで１回のアクセスに必要な平均時間を Ｔa とすると、
Ｔa ＝ ＳＡＴa＋ＪＡＴa＋ＭＷＴa…（４）となるので、
（３）式は、（ ＰＴＲ−ＳＴＲ ）× ＤＷＴa ≧ ＳＴＲ × Ｔa…（５）
と変形される。

本発明では一回のアクセス後に連続記録するデータサイズの下限値に制限を加えて平均アクセス回数を減らす所に大きな特徴がある。一回のアクセス後に情報記憶媒体上に連続記録するデータ領域を“ Contiguous Data Area ”と定義する。

（５）式から、ＤＷＴa ≧ ＳＴＲ × Ｔa ／（ ＰＴＲ−ＳＴＲ ）…（６）
と変形できる。

Contiguous Data Area サイズＣＤＡＳは、
ＣＤＡＳ ＝ ＤＷＴa × ＰＴＲ…（７）
で求まるので、（６）式と（７）式から
ＣＤＡＳ ≧ ＳＴＲ × ＰＴＲ × Ｔa ／（ ＰＴＲ−ＳＴＲ ）…（８）
となる。

（８）式から連続記録を可能にするための Contiguous Data Area サイズの下限値を規定できる。粗アクセス、密アクセスに必要な時間は情報記録再生装置の性能により大きく異なる。今仮にＳＡＴa ≒ ２００ ｍｓ …（９）を仮定する。前述したように例えば ＭＷＴa ≒ １８ｍｓ 、ＪＡＴa ≒ ５ｍｓ を計算に使う。

２.６ＧＢ ＤＶＤ−ＲＡＭ では
ＴＲ ＝ １１.０８Ｍｂｐｓ…（１０）
である。ＭＰＥＧ２の平均転送レートが、
ＳＴＲ ≒ ４Ｍｂｐｓ… （１１）
の場合には上記の数値を（８）式に代入すると、
ＣＤＡＳ ≧ １.４Ｍbits…（１２）
を得る。また別の見積もりとして、
ＳＡＴa＋ＪＡＴa＋ＭＷＴa ＝ １.５秒…（１３）
とした場合には（８）式から
ＣＤＡＳ ≧ ９.４Ｍbits…（１４）
となる。

また録再ＤＶＤの規格上ではＭＰＥＧ２の最大転送レートとして
ＳＴＲ ＝ ８Ｍｂｐｓ…（１５）
以下になるように規定しているので、
（１５）式の値を（８）式に代入すると、
ＣＤＡＳ ≧ ４３.２Ｍbits ≒ ５.４ ＭBytes…（１６）
を得る。

既に、図１６を用いて情報記憶媒体上に発生した欠陥領域に対する代替え方法としての Linear Replacement と Skipping Replacement の比較説明を行った。ここでは各交替処理時のＬＢＮ（ Logical Block Number ）設定方法の比較を重点的に説明する。既に説明したように情報記憶媒体上の全記録領域は２０４８バイト毎のセクタに分割され、全セクタにはあらかじめ物理的にセクタ番号（ＰＳＮ：Physical Sector Number ）が付与されている。このＰＳＮは図５で説明したように情報記録再生装置（ＯＤＤ：Optical Disk Drive ）３により管理されている。図３２（β）に示すように Linear Replacement 法では代替え領域３４５５の設定場所は Spare Area ７２４内に限られており、任意の場所に設定することは出来ない。情報記憶媒体上に欠陥領域が一ヶ所も存在しない場合には、User Area ７２３内の全セクタに対してＬＢＮが割り振られ、Spare Area ７２４内のセクタにはＬＢＮは設定されて無い。User Area ７２３内にＥＣＣブロック単位の欠陥領域３４５１が発生するとこの場所でのＬＢＮの設定は外され（３４６１）、そのＬＢＮ値が代替え領域３４５５内の各セクタに設定される。図３２（β）の例では記録領域３４４１の先頭セクタのＰＳＮとして“ｂ”、ＬＢＮとして“ａ”の値がそれぞれ設定されている。同様に記録領域３４４２の先頭セクタのＰＳＮは“ｂ＋３２”、ＬＢＮは“ａ＋３２”が設定されている。情報記憶媒体上に記録すべきデータとして図３２（α）に示すように記録データ＃１、記録データ＃２、記録データ＃３が存在したとき、記録領域３４４１には記録データー＃１が記録され、記録領域３４４２には記録データ＃３が記録される。記録領域３４４１と３４４２に挟まれ、先頭セクタのＰＳＮが“ｂ＋１６”で始まる領域が欠陥領域３４５１だった場合には、ここにはデータが記録されないと共にＬＢＮも設定されない。その代わり Spare Area ７２４内の先頭セクタのＰＳＮが“ｄ”で始まる代替え領域３４５５に記録データ＃２が記録されると共に先頭セクタ“ａ＋１６”で始まるＬＢＮが設定される。図５に示すように File System ２が管理するアドレスはＬＢＮであり、Linear Replacement 法では欠陥領域３４５１を避けてＬＢＮを設定しているので、File System ２には情報記憶媒体上の欠陥領域３４５１を意識させない事が Linear Replacement 法の特徴となっている。逆にこの方法の場合、File System ２側では全く情報記憶媒体上の欠陥領域３４５１に関する対応が取れないと言う欠点もある。

それに対して Skipping Replacement 法においては図３２（γ）に示すように欠陥領域３４５２に対してもＬＢＮを設定し、File System ２側でも情報記憶媒体上に発生した欠陥領域に対して対応が取れる（管理範囲内に入れる）ようにした所に本発明の大きな特徴がある。図３２（γ）の例では欠陥領域３４５２の先頭セクタのＬＢＮは“ａ＋１６”と設定されている。また欠陥領域３４５２に対する代替え領域３４５６を User Area ７２３内の任意の位置に設定可能とした所に本発明の次の特徴がある。その結果、欠陥領域３４５２の直後に代替え領域３４５６を配置し、本来欠陥領域３４５２上に記録すべき記録データ＃２をすぐに代替え領域３４５６内に記録できる。図３２（β）に示す Linear Replacement 法では記録データ＃２を記録するために光学ヘッドを Spare Area ７２４まで移動させる必要があり、光学ヘッドのアクセス時間が掛かっていた。それに対し Skipping Replacement 法では光学ヘッドのアクセスを不要とし、欠陥領域直後に記録データ＃２を記録することが出来る。図３２（γ）に示すように Skipping Replacement 法では Spare Area ７２４を使用せず、非記録領域３４５９として扱っている。

図３２（β）に示すような記録方法を行った場合は、図３３に示すように光ヘッドの物理的移動が頻繁に行われる。

図３３に示すように、例えば図示の点Ａまで記録したときに、欠陥領域が有ったとすると、代替のためにスペア領域のポイントＢまでジャンプし、ここで書き込みが終わると、欠陥領域の次の書き込み領域のポイントＣへジャンプして戻るような動きが必要である。このような方式であると、欠陥領域が数多くなると光ヘッドの移動は更に頻繁となり、書き込むべき入力データの転送速度が速いと追従できなくなる場合がある。

これに対して、本発明の大きな特徴を示す図３２に示した実施の形態のポイントとそれに対応した効果は
Ａ〕欠陥領域３４５２に対してもＬＢＮを設定する。

… 図３２（β）に示した Linear Replacement 法や図１６に示した欠陥処理方法では直接欠陥領域にＬＢＮが付与されてないため、File System ２からは正確な欠陥領域は分からない。情報記憶媒体上に発生する欠陥量が少量の場合には図３２（β）や図１６に示すように欠陥管理を完全に情報記録再生装置３に任せることは可能である。また、 Spare Area のサイズを越えるような多量な欠陥が発生した場合、欠陥管理を情報記録再生装置３だけで行うと破綻が生じることになる。
それに対し欠陥領域３４５２にＬＢＮを設定し、File System ２側でも欠陥領域３４５２の場所が認知できるようにすると、後で説明する記録手順のステップＳＴ３−０５〜−０７に示すような方法で情報記録再生装置３と File System ２が協調して欠陥処理に当たることが出来、情報記憶媒体上に多量な欠陥が発生した場合でも破綻無く連続して映像情報の記録を続ける事が出来る。

Ｂ〕User Area 723 内に発生し、ＬＢＮを設定した欠陥領域３４５２はそのままＬＢＮ空間上に残存させておく。

… 図３２（β）に示した Linear Replacement 法や同じ Skipping Replacement 法でもＬＢＮ設定方法として図１６（ｃ）のように Spare Area 724 内（情報記録に使用する延長領域７４３）にＬＢＮを設定した場合、（初期記録時には問題が生じないが、）記録した情報を削除し、新たな情報を記録する時に問題が生じる。

すなわち File System ２から見るとＬＢＮ空間上は全て連続したアドレスが設定されている（ Spare Area 746 に設定されたＬＢＮは User Area 723 から物理的に離れた位置に配置された事を File System ２は知らない ）ので、File System ２はＬＢＮ空間上の連続した範囲に情報を記録しようとする。一度 Spare Area 724 内にＬＢＮを設定してしまうと、情報記録再生装置３は File System ２の指定に従って情報を情報記憶媒体上に記録しなければならず、記録時に Spare Area 724 上のＬＢＮ設定場所へ移動して情報記録する必要が生じ、光学ヘッドのアクセス頻度が高まり、情報記録再生装置内の半導体メモリ内の映像情報一時保存量が飽和し、その結果連続記録が不可能になる場合がある。

それに対して図３２（γ）のように設定されるＬＢＮが常に User Area 723 内に設定されると、情報削除後にその場所に別の情報を記録した場合に光学ヘッドの不必要なアクセスを制限でき、映像情報の連続記録が可能となる。

Ｃ〕User Area 723 内に発生した欠陥領域３４５２の直後に代替え領域３４５６を設定する。

… 上述したように図３２（β）に示した Linear Replacement 法に比べて図３２（γ）の Skipping Replacement 法では欠陥領域直後に記録データ＃２を記録することが出来、その結果光学ヘッドの不要なアクセスを制限でき、映像情報の連続記録が可能となる。と言う所にある。

Skipping Replacement 法を行った場合の欠陥管理情報のデータ構造について説明する。この場合の欠陥管理情報の記録方法としては本発明実施の形態では、
１）図３４に示すようにＰＳＮ情報として情報記憶媒体上に記録管理し、その情報を情報記録再生装置３が読み取った後、情報記録再生装置内でＬＢＮ情報に変換後、File System ２側に通知する方法と、
２）図３５に示すようにＬＢＮ情報として情報記憶媒体上に記録管理し、情報記録再生装置３を介在する事無く直接 File System 側で再生し処理する方法（この場合、情報記憶媒体上に欠陥管理情報を記録する処理も直接File System 側で対応する）の方法を提示している。

図７に示す本発明の実施の形態の内、ＸＸ、ＸＸ−ＰＳ、ＬＢＮ／ＯＤＤ、ＬＢＮ／ＯＤＤ−ＰＳ、ＬＢＮ／ＸＸＸ、ＬＢＮ／ＸＸＸ−ＰＳが図３４の方法を使用し、ＬＢＮ／ＵＤＦ、ＬＢＮ／ＵＤＦ−ＰＳ、ＬＢＮ／ＵＤＦ-CDA Fixが図３５の方法を使用する。

図９、図１０に示したように Linear Replacement 法に対応した欠陥管理情報がＰＳＮ情報として図３４の Lean-in Area 1002、Lean-out Area １００５内の Rewritable data Zone ６１３、６４５にＤＭＡ領域６６３、６９１が設けられ、Secondary Defect List ３４１３として既に記録されている。本発明実施の形態ではＰＣデータに対応した欠陥管理情報（ＳＤＬ３４１３）とＡＶデータ（映像情報）に対応した欠陥管理情報（ＴＤＬ３４１４）を区別して記録した所に大きな特徴がある。

すなわち本発明では Skipping Replacement 法に対応した欠陥管理情報を Tertiary Defect List ３４１４と定義する。一回の代替え処理（例えば図３２（γ）での欠陥領域３４５２に対する代替え領域３４５６の設定）に対してそれぞれ１個ずつのＴＤＬ entry ３４２７、３４２８情報を持たせる。

Linear Replacement 法に対しては欠陥領域場所情報である欠陥ＥＣＣブロック内の先頭セクタ３４３１と代替え領域場所を示す前記欠陥ブロックの代替えＥＣＣブロック内の先頭位置セクタ番号３４３２の組情報として登録してある。Skipping Replacement 法の場合には代替え領域３４５６の場所が欠陥領域３４５２の直後と決まっているのでＴＤＬ entry ３４２７、３４２８内の情報として欠陥ＥＣＣブロック内の先頭セクタ番号（ＰＳＮ）３４３３と代替え領域場所指定の代わりに Skipping Replacement 識別情報として“ＦＦＦＦＦＦｈ”を記録した場所３４３４の組情報とする。この記録方法により Linear Replacement 法に対応した ＳＤＬ entry ３４２２、３４２３との統一性の取れた欠陥管理情報を情報記憶媒体上に記録することが出来る。図３４に示した欠陥管理情報は全て情報記録再生装置３側で管理される。情報記録再生装置３側で再生したＴＤＬ３４１４情報あるいはＳＤＬ３４１３情報は全てＰＳＮで記録されている。図３２（β）（γ）で示すように各欠陥処理方法毎にＰＳＮとＬＢＮ間の一対一の対応が付く。具体的には図１１に示した関係を用いて“ＰＳＮ→ＬＳＮ変換”を行った後、図１９、図２０の関係を用いて“ＬＳＮ→ＬＢＮ変換”を行った後、上記欠陥管理情報をＬＢＮ情報として File System ２側に通知する。

図３４で示した欠陥管理情報を情報記録再生装置が管理するのに対し、図３５に示した欠陥管理情報は File System ２側で管理されるものであり、ＬＢＮ情報形式で情報記憶媒体（ Optical Disk 1001 ）に記録されている。

この情報は Volume ＆ File Manager Information 1003 内のＵＤＦが管理する Main Volume Descriptor Sequence 449 内に記録されている。欠陥情報を総称して Sparing Table 469 と呼び、Linear Replacement に対応した欠陥管理情報は Secondary Defect Map 3471 に、また Skipping Replacement に対応した欠陥管理情報は Tertiary Defect Map 3472 に記録される。どちらも個々の代替え処理毎に ＳＤ Map entry 3482、3483 と ＴＤ Map entry 3487、3488 を持つ。各 Map entry 内の情報記述内容は図３４（ｇ）と同様な内容になっている。

図３６には、図３５で示した欠陥管理情報と、情報記憶媒体上に記録された欠陥／代替え処理との関係において、スピッキングリプレイスメント処理と、リニアリプレイスメント処理の場合の比較を示している。

ＴＤＭ３４７２内の欠陥ＥＣＣブロック内の先頭セクタ番号３４９３は図３６（γ）の欠陥領域３４５２（ＥＣＣブロック＝１６セクタ単位で管理する）を指定し、その場所に対する映像情報を記録するための代替え領域３４５６は必ず欠陥領域３４５２の直後なので図３５（ｇ）に示すように“ＦＦＦＦＦＦｈ”３４９４が記録されている。

File System ２側で管理する管理情報の本発明における他の実施の形態として図３７に示すように
１） 隠しファイルを作成し、そこに欠陥マップ情報を記述する
２） ＡＶ File に Long Allocation Descriptor（図２２で説明）を採用し、Implementation Use ４１２に欠陥フラグを設定する、方法がある。

上記説明したようにＡＶ情報記録時には代替え領域３４５６を任意に追加設定できるが、ＰＣ情報に対する欠陥発生時の代替え領域は図３２（β）に示す Spare Area ７２４内と事前に決定しており、Spare Area ７２４を使い切ってしまうと交替処理が不可能になっていた。その問題を解決するため情報記憶媒体上に欠陥が多発し、図３２（β）に示した Spare Area ７２４が満杯になった場合、ＰＣファイル記録時に行う欠陥領域の追加の代替え領域確保用に本発明の実施の形態図３６（β）に示すように User Area 723 内に代替え専用ファイル３５０１を設定する所に本発明の大きな特徴がある。

図３８に代替え専用ファイル３５０１作成のフローチャート説明図を示す。情報記憶媒体を情報記録再生装置へ装着（ＳＴ４１）すると、情報記録再生装置は情報記憶媒体上のＤＭＡ領域６６３、６９１（図３４（ｄ））を調べ、 Spare Area 内の空き領域サイズを調べる（ＳＴ４２）。もし空きが少ないと判断（ＳＴ４３）すると、File System ２に対して SET SPARE FILE コマンドを発行し、代替え専用ファイル３５０１の作成を依頼する（ＳＴ４５）。それに対応して File System 側で代替え専用ファイル３５０１を作成し、隠しファイルとしてディレクトリー内に付加する。代替え専用ファイル３５０１の識別情報はUDFを図２６あるいは後述する図６１（ｄ）の代替え専用ファイルに示すように File Identifier descriptor ３３６４内の代替え領域設定 File フラグ３３７１に記録され、代替え専用ファイル３５０１の場合には代替え領域設定 File フラグ３３７１のビットを“１”にする。代替え専用ファイル３５０１の識別情報の他の実施の形態としては図２５あるいは、後述する図６０の（ｆ）に示すように File Entry ３５２０の ICB Tag ４１８内に代替え専用ファイルフラグ３３７２を設けることも出来る。

この領域は File System ２側が管理しているので情報記録再生装置では図３９、図４０に示すように情報記憶媒体を情報記録再生装置に装着（ＳＴ４１）毎に GET SPARE FILE Command を発行して File System ２に対して代替え専用ファイル３５０１の設定位置情報をもらう（ＳＴ４６）必要がある。情報記録再生装置ではＰＣ情報の記録時には File System ２からもらった代替え専用ファイル３５０１情報を用いて欠陥領域に対する代替え処理を行い、その結果を図３４（ｅ）のＳＤＬ３４１３に記録する（ＳＴ４９）。ここに記録された欠陥管理情報としては図３５（ｇ）に示すＳＤＭ３４７１内の欠陥ＥＣＣブロック内の先頭セクタ番号３４９１で図３６（β）の欠陥領域３４５１（ＥＣＣブロック＝１６セクタ）を指定し、前記欠陥ブロックの代替えＥＣＣブロック内の先頭位置セクタ番号３４９２で代替え専用ファイル３５０１内の代替え領域３４５５を示している。図３６（β）から分かるように代替え専用ファイル３５０１内のＬＢＮ領域は Spare Area 724 を用いた Linear Replacement とまったく同様な代替え処理に利用される。

以上、上記の実施の形態に示した本発明に依れば User Area ７２３内の任意場所に代替え領域３４５５を追加設定出来るため、情報記憶媒体上に発生する欠陥量の増大に伴って代替え領域を増設できる。

図３８〜図４０で説明したように映像情報の連続記録を確保するため Contiguous Data Area 単位での記録、部分消去処理が必要となる。図４１（ａ）のように既に記録された映像情報３５１１に対して少量の追加記録すべき映像情報３５１３を追加記録する場合、本発明では図４１（ｂ）のように Contiguous Data Area ＃３ ３５０７を確保し、残りの部分を未使用領域３５１５として管理する。更に少量の追加記録すべき映像情報３５１４を追加記録する場合にはこの未使用領域３５１５の先頭位置から記録する。この未使用領域３５１６の先頭位置の管理方法として図７の実施の形態の内、ＬＢＮ／ＯＤＤ，ＬＢＮ／ＯＤＤ−ＰＳ，ＬＢＮ／ＵＤＦ，ＬＢＮ／ＵＤＦ−ＰＳ，LBN／UDF−CDA Ｆｉｘ， ＬＢＮ／ＸＸＸ，ＬＢＮ／ＸＸＸ−ＰＳの実施の形態としてはInformation Length ３５１７情報を利用する。Information Length 情報３５１７は、図４２に示すように File Entry ３５２０内に記録されている。この Information Length ３５１７とは図４１（ｃ）に示すようにＡＶファイル先頭から実際に記録された情報サイズを意味している。

本発明実施の形態によってはＡＶファイル内の部分消去時に Contiguous Data Area の対応が必要な実施の形態もある。図７に示した本発明実施の形態の内、ＬＢＮ／ＵＤＦ、ＬＢＮ／ＸＸＸでは，図４３に示すようにＡＶファイル内の部分消去時に Contiguous Data Area の境界位置確保を行わず、消去したい部分を完全に消去処理する。図４３のように消去したい部分である Video Object ＃Ｂ ３５３２が Extent ＃２（ＣＤＡ：Contiguous Data Area ＃β）と Extent ＃４（ＣＤＡ＃δ）の一部を跨いでいる場合、消去後図４３（ｂ）のように Extent ＃６ ３５４６と Extent ＃７ ３５４７のサイズが Contiguous Data Area 許容最小値より小さくなる。

それに対して図７一覧表に示した実施の形態の内、ＸＸ、ＸＸ−ＰＳ、ＬＢＮ／ＯＤＤ、ＬＢＮ／ＯＤＤーＰＳでは録再アプリ１側で Contiguous Data Area の境界位置管理を行う。すなわち図３１に示すように Allocation Map Table 内に Contiguous Data Area の境界位置情報が記録されているので、Video Object ＃Ｂ ３５３２を消去する場合、録再アプリ１側でＣＤＡ＃β３５３６とＣＤＡ＃δ３５３８に掛かっている部分を未使用ＶＯＢ３５５２、３５５３として新たに定義し、Video Object Control Information 内に追加登録する。この形態は、図４４に示されている。

また図７一覧表に示した実施の形態の内、ＬＢＮ／ＵＤＦ-CDA Fix、ＬＢＮ／ＵＤＦ−ＰＳ、ＬＢＮ／ＸＸＸ−ＰＳでは File System ２側で Contiguous Data Area の境界位置管理を行う。 ＬＢＮ／ＵＤＦ-CDA Fix では情報記憶媒体上の全記録領域内であらかじめＣＤＡが図４５に示すように分割されており、 図４６に示すようにＵＤＦの Volume Recognition Sequence ４４４内のブート領域である Boot Descriptor ４４７内に Contiguous Data Area の境界位置管理情報が記録されている。個々のＣＤＡは個々の CDA Entry ３５５５、３５５６として別々に管理され、サイズ３５５７と先頭ＬＢＮ３５５８が記録されている。 ＬＢＮ／ＵＤＦ−ＰＳ、ＬＢＮ／ＸＸＸ−ＰＳ ではこのような事前情報を持たず、任意にＣＤＡ領域を設定可能としている。

録再アプリ１側から消去すべき Video Object ＃Ｂ ３５３２の先頭位置の AV Address とデータサイズを指定されると File System ２側でＣＤＡ＃βとＣＤＡ＃δにかかっている部分消去場所を未使用 Extent ３５４８、３５４９としてＡＶファイル内の File Entry 内に登録される。未使用 Extent ３５４８、３５４９の識別情報は、図２２あるいは図４２（ｆ）のように映像情報（ＡＶファイル）の File Entry ３５２０内の Allocation Descriptors ４２０を Long Allocation Descriptor とし、Implementation Use ３５２８、４１２内に属性として“未使用 Extent フラグ”を設定している。
情報記憶媒体としてＤＶＤ−ＲＡＭディスクを用いた場合には図１３に示すようにＥＣＣブロック５０２単位での記録、部分削除処理が必要となる。従ってＥＣＣブロック境界位置管理が必要となる。この場合、削除指定領域の境界位置とＥＣＣブロック境界位置管理がずれた時には図４５（ｂ）と同様に端数箇所に未使用 Extent ３５４８、３５４９を設定し、図４２（ｆ）のように属性として“未使用 Extent フラグ”を付ける。

以上、ＣＤＡ境界位置確保とＥＣＣブロック境界位置確保のため、追加記録／部分消去時に設定する未使用領域設定方法に関する説明を図４１、図４２、図４３、図４４、図４５を参照して説明した。

図４７は、これ以外の実施の形態をまとめて記載した。図４７の丸６実施の形態は Implementation Use 内に未使用領域開始ＬＢＮを記録しており、同一場所に“未使用 Extent フラグ”を設定する前述した図４２の実施の形態とは若干内容が異なっている。
図７に示した実施の形態の内、ＬＢＮ／ＵＤＦとＬＢＮ／ＸＸＸにおける映像情報記録後の Extent 設定方法の違いについて図４８と図４９を用いて説明する。どちらも映像情報記録時に発見された情報記憶媒体上の欠陥領域に対して欠陥管理情報を情報記憶媒体上に記録する。ＬＢＮ／ＵＤＦでは欠陥管理情報を File System ２が管理するＴＤＭ（図３５（ｅ）のＴＤＭ３４７２）に記録する。ＬＢＮ／ＵＤＦでは File System ２上で欠陥管理を行っているため、欠陥領域３５６６を含めて Extent ＃４ ３５７４を設定（図４８（ｅ））出来る。ＬＢＮ／ＸＸＸでは欠陥管理情報を情報記録再生装置３が管理するＴＤＬ（図３４（ｅ）のＴＤＬ３４１４）に記録し、欠陥領域３５６６を避けて Extent を設定（図４９）する。

図４８、図４９のように欠陥領域３５６６を避けて Extent を設定した場合について考える。今図４８、図４９（ｅ）の形でＡＶ情報が記録されていた後、
１．ＡＶ情報記録完了後に欠陥領域３５６６に対応したＬＢＮ場所に別のＰＣファイルが記録される（この場合 Linear Replacement 処理が行われる）。

２．さらに以前記録したＡＶファイルを削除するため図４８、図４９（ａ）の Contiguous Data Area ＃Ｂを削除する。

３．別のＡＶ情報を今削除した Contiguous Data Area ＃Ｂの場所に記録すると言う処理が発生する可能性がある。この場合ＬＢＮ空間上では欠陥領域３５６６に対応したＬＢＮ場所にＰＣファイルが既に記録されている。

本発明実施例ＬＢＮ／ＸＸＸでは図５０に示すように既存ＰＣ file ３５８２をまたがって Contiguous Data Area ３５９３ を設定できる所に大きな特徴が有る。具体的な設定方法については後述の図５５の説明場所に詳細に記述して有る。 Contiguous Data Area ３５９３の設定条件として本発明では
ａ〕Contiguous Data Area ３５９３内に存在し得る既存ＰＣ file ３５８２、または以前 Linear Replacement 処理した欠陥領域３５８６の総数 Ｎpc が（２８）式を満足すること。

ｂ〕以前 Skipping Replacement 処理した欠陥領域３５８６を含むContiguous Data Area内の Skipping Replacement を必要とするトータル欠陥サイズ Ｌskip が（２９）式を満足すること。

ｃ〕 Contiguous Data Area ３５９３内に存在し得る既存ＰＣ file ３５８２、または以前 Linear Replacement 処理した欠陥領域３５８６を避けて Contiguous Data Area 内の次の記録領域まで光学ヘッドがアクセスする時粗アクセス時間１３４８、１３７６を不用とすること。

… 光学ヘッドのアクセス時に粗アクセスが必要無い程度に既存ＰＣ file ３５８２、または以前Linear Replacement 処理した欠陥領域３５８６サイズが小さいことと設定している。

Contiguous Data Area ３５９３内にＡＶ情報を記録する場合、
１）Contiguous Data Area ３５９３内に存在し得る既存ＰＣ file ３５８２、以前 Linear Replacement 処理した欠陥領域３５８６を避けて次の記録領域まで光学ヘッドがアクセスする時間と、
２） 前回記録時に Skipping Replacement 処理した欠陥領域３５８７と今回記録時に初めて発見された欠陥領域に対する Skipping 処理を行う期間と、
は情報記憶媒体上にＡＶ情報がまったく記録されない。よってこの期間内では情報記録再生装置内の半導体メモリ内の映像情報一時保管量は図３０の粗アクセス時間１３４８、密アクセス時間１３４３、回転待ち時間１３４６の期間と全く同様に増加の一途をたどる。従ってこの期間は図３０の粗アクセス時間１３４８、密アクセス時間１３４３、回転待ち時間１３４６の期間と同列で扱うことが出来る。Contiguous Data Area ３５９３内で前回記録時に Skipping Replacement 処理した欠陥領域３５８７と今回の記録時に初めて発見されSkipping処理が必要となる欠陥領域のトータルサイズを Ｌskip と定義する。

Ｌskip 箇所を通過する合計時間 Ｔskip は、
Ｔskip ＝ Ｌskip ÷ ＰＴＲ…（２１）となる。

この条件を加味すると（８）式は、
ＣＤＡＳ≧ＳＴＲ×ＰＴＲ×（Ｔa＋Ｔskip）／（ＰＴＲ−ＳＴＲ）…（２２）
と変形される。

Contiguous Data Area ３５９３内に存在し得る既存ＰＣ file ３５８２、以前 Linear Replacement 処理した欠陥領域３５８６を避けて次の記録領域まで光学ヘッドがアクセスする時はトラックジャンプによるアクセスを行うが、この時粗アクセス時間１３４８、１３７６が不必要なレベルまで既存 ＰＣfile ３５８２サイズと以前Linear Replacement 処理した欠陥領域３５８６サイズを小さくする。一般的なＤＶＤ−ＲＡＭドライブでは密アクセス時の対物レンズ移動距離は ±２００μｍ 程度であり、ＤＶＤ−ＲＡＭディスクのトラックピッチ
Ｐt ＝ ０.７４μｍ…（２３）
１トラック当たりの最小データサイズ
Ｄt ＝ １７×２ｋBytes ＝ ３４ｋBytes…（２４）
から既存ＰＣ file ３５８２、以前 Linear Replacement 処理した欠陥領域３５８６ １個当たりのサイズは
２００÷０.７４×３４ ＝ ９１９０ｋBytes…（２５）
以下の必要がある。諸処のマージンを見越して考えると実際の許容最大サイズは（２５）式の１／４の２３００ｋBytes以下が望ましい。上記条件を満足した場合には Contiguous Data Area 内の次の記録領域までのアクセスは、密アクセス時間１３４３と回転待ち時間１３４６のみを考慮に入れれば良い、１回のアクセスに必要な密アクセス時間１３４３を ＪＡＴa とし、回転待ち時間１３４６を ＭＷＴa とし、Contiguous Data Area 内の既存ＰＣ file ３５８２と以前 Linear Replacement 処理した欠陥領域３５８６の合計数を Ｎpc とすると上記領域を避けるために必要な合計アクセス時間 Ｔpc は、
Ｔpc ＝ Ｎpc ×（ ＪＡＴa ＋ ＭＷＴa ）…（２６）
となる。この時間も考慮に入れると（２２）式は、
ＣＤＡＳ ≧
ＳＴＲ×ＰＴＲ×（Ｔa＋Ｔskip＋Ｔpc）／（ＰＴＲ−ＳＴＲ）…（２７）
と変形される。

（１０）（１３）（１５）の各値を用いると、
（ Ｔskip ＋ Ｔpc ）／ Ｔa ＝ ２０％とした時には、
ＣＤＡＳ ≧ ６.５ＭBytes
（ Ｔskip ＋ Ｔpc ）／ Ｔa ＝ １０％とした時には、
ＣＤＡＳ ≧ ５.９ＭBytes
（ Ｔskip ＋ Ｔpc ）／ Ｔa ＝ ５％とした時には、
ＣＤＡＳ ≧ ５.７ＭBytes
（ Ｔskip ＋ Ｔpc ）／ Ｔa ＝ ３％とした時には、
ＣＤＡＳ ≧ ５.６ＭBytes
（ Ｔskip ＋ Ｔpc ）／ Ｔa ＝ １％とした時には、
ＣＤＡＳ ≧ ５.５ＭBytesとなる。

（２７）式と（２６）式から、
Ｎpc ≦
｛［ ＣＤＡＳ×（ＰＴＲ−ＳＴＲ）／（ＳＴＲ×ＰＴＲ）］−Ｔa−Ｔskip ｝／（ ＪＡＴa＋ＭＷＴa ）…（２８）
（２８）（２７）式と（２１）式から、
Ｌskip ≦
｛［ ＣＤＡＳ×（ＰＴＲ−ＳＴＲ）／（ＳＴＲ×ＰＴＲ）］−Ｔa−Ｔpc ｝× ＰＴＲ…（２９）が導ける。

（２８）（１０）（１３）（１５）式の各値と ＭＷＴa ≒ １８ｍｓ、ＪＡＴa≒ ５ｍｓ を用いると、
（ Ｔskip ＋ Ｔpc ）／ Ｔa ＝ １０％
Ｔskip ＝ ０とした時には、Ｎpc ≦ ６（ Ｔskip ＋ Ｔpc ）／ Ｔa ＝ ５％
Ｔskip ＝ ０とした時には、Ｎpc≦ ３（ Ｔskip ＋ Ｔpc ）／ Ｔa ＝ ３％
Ｔskip ＝ ０とした時には、Ｎpc≦ １（ Ｔskip ＋ Ｔpc ）／ Ｔa ＝ １％
Ｔskip ＝ ０とした時には、Ｎpc≦ ０
となる。

また（２９）（１０）（１３）（１５）式の各値を用いると、
（Ｔskip ＋ Ｔskip ）／ Ｔa ＝ １０％
Ｔpc ＝ ０とした時には、Ｌskip≦ ２０８ｋBytes
（ Ｔskip ＋ Ｔskip ）／ Ｔa ＝ ５％
Ｔpc ＝ ０とした時には、Ｌskip≦ １０４ｋBytes
（ Ｔskip ＋ Ｔskip ）／ Ｔa ＝ ３％
Ｔpc ＝ ０とした時には、Ｌskip ≦ ６２ｋBytes
（ Ｔskip ＋ Ｔskip ）／ Ｔa ＝ １％
Ｔpc ＝ ０とした時には、Ｌskip≦ ０ｋBytes
となる。

上記の説明ではＡＶ情報の記録系システム概念図として図２８を用いて説明した。

基本的概念を検討する場合には図２８で問題ないが、より詳細に検討するために図５１に示す記録系のシステム概念モデルを使用する。

図６に示すＰＣシステムで記録する場合、外部から入力されたＡＶ情報はＭＰＥＧゴード１３４を介してデジタル圧縮信号に変換され、一時的にメインメモリ１１２に記録され、メインＣＰＵ１１１の制御に応じて図６の情報記録再生装置１４０側へ転送される。情報記録再生装置１４０内にもバッファメモリ２１９を持ち、転送されたデジタルＡＶ情報は一時的にバッファメモリ２１９内に保存される。

具体的な情報の流れを図５２を用いて説明する。図５１に示したＰＣ側のメインメモリ１１２内に保存された映像情報３３０１は従来の方法では WRITE コマンドとともに情報記録再生装置１４０側に転送される。この従来方法での WRITE コマンドは記録する開始位置を示すＬＢＮと転送されるデータサイズが指定される。この転送された映像情報は情報記録再生装置のメモリ２１９内のまだ転送されてない空き領域３３１１に一時保管された後、図５２（Ｂ）のように情報記憶媒体上の初回 WRITE Command による記録場所３３２７に記録される。次の WRITE コマンドで映像情報は情報記録再生装置のメモリ２１９内の情報記憶媒体に記録する映像情報３３１５領域に一時保管され、情報記憶媒体上の未記録領域３３２４への記録作業が開始する。図５２（ｃ）のように途中で欠陥領域３３３０が発生すると Skipping Replacement 処理した結果、記録を予定していた映像情報３３１５の一部が情報記憶媒体上の所定範囲（未記録領域３３２４の範囲）内に入りきらず、溢れ情報３３２１が発生すると共に情報記録再生装置は記録処理を中断する。

このように記録開始位置を表すＬＢＮと転送情報サイズのみを与える従来の WRITE コマンドでは本発明で説明した Skipping Replacement 処理を行うと記録処理が中断してしまう。情報記憶媒体上に多量の欠陥が発生した場合にも途中で中断することなく、長期間連続してＡＶ情報を記録できる本発明の方法を以下に説明する。

本発明におけるＡＶ情報記録方法に関する大きな特徴は図５３に示すように
＊ 記録すべきファイルがＡＶファイルか否かを判定するステップ（ＳＴ０１）
＊ 情報記憶媒体上の映像情報記録場所を事前に設定するステップ（ＳＴ０２）
＊ 情報記憶媒体上にＡＶ情報を記録するステップ（ＳＴ０３）
＊ 情報記憶媒体上に実際に記録された情報配置情報を情報記憶媒体上の管理領域に記録するステップ（ＳＴ０４）を有している所にある。この処理は主に File System ２側が中心となり制御を行う。

図５４は、図５３のステップST01の内容を更に詳しく示し、図５５は、図５３のステップST０２の内容を更に詳しく示し、図５６は、図５３のステップST03の内容を更に詳しく示している。図５７は、図５３のステップST0４の内容を更に詳しく示している。

情報記録、情報再生、ＡＶファイル内の情報の部分削除処理など情報記憶媒体に対するあらゆる処理は図５の録再アプリ１がＯＳ内の File System ２に対して処理の概略を指示した後、初めて開始される。 File System ２に対して示す処理の概略内容は録再アプリ１側から ＳＤＫ ＡＰＩ Command ４を発行することにより通知される。ＳＤＫ ＡＰＩ Command ４を受けると File System ２側でその指示の内容を具体的に噛み砕き、ＤＤＫ Interface Command ５を情報記録再生装置３に対して発行して具体的な処理が実行される。

本発明実施の形態ＬＢＮ／ＵＤＦ、ＬＢＮ／ＸＸＸにおいて上記図５３に示す処理が可能となるために必要なＡＰＩコマンド（ ＳＤＫ ＡＰＩ Command ４ ）を図５８に示した。

図５８のコマンド種別３４０５内の一部内容追加部分と新規コマンド部分は本発明の範囲である。ＡＰＩコマンドを用いて録再アプリ１側が行う一連の処理方法を説明すると以下のようになる。

＜ ＡＶ情報記録処理 ＞
１st ＳＴＥＰ： Create File Command により記録開始と対象ファイルの属性（ＡＶファイルかＰＣファイルか）をＯＳ側に通知する。

２nd ＳＴＥＰ： Set Unrecorded Area Commend により情報記憶媒体上に記録するＡＶ情報の予想最大サイズ指定
３rd ＳＴＥＰ： Write File Command（ ＯＳに対して複数回コマンドを発行する ）によりＡＶ情報転送処理をＯＳ／ File System 側に通知する。

４th ＳＴＥＰ： 一連のＡＶ情報記録処理が完了した後、後日に記録したいＡＶ情報サイズが分かっている場合にSet Unrecorded Area Command を発行することにより、次回ＡＶ情報を記録するエリアを事前に 確保して置く事も可能である。

本発明の情報記憶媒体においては同一の情報記憶媒体上にＡＶ 情報とＰＣ情報の両方を記録可能となっている。従って次回のＡＶ情報を記録する前に空き領域 にＰＣ情報が記録され、次回のＡＶ情報記録時に空き領域が無くなっている場合が生じる。

それを防ぐためにＡＶファイル内に大きなサイズの未使用領域を設定し、次回のＡＶ情報記録場所の事前予約をしておける。（この４th ＳＴＥＰ は実行しない場合もある。）
５th ＳＴＥＰ： Close Handle Command により一連の記録処理終了をＯＳ／ File System 側に通知する。

＊ Create File Command にＡＶ file 属性フラグを追加する以外は Write File Command、 Close Handle Commandとも従来のＰＣ情報記録用のコマンドをそのまま兼用する。そのように設定することで内部で複数に階層化されたＯＳ内のＡＰＩインターフェースに近い上層部での映像情報記録方法変更に伴うプログラム変更を不要とし、上層部では既存のＯＳソフトをそのまま使用可能としている。情報記録再生装置に近い下層のＯＳ部分に属する File System 側では図５４に示す方法で対象とするファイルがＡＶファイルかＰＣファイルかを File System 側単独で判断し、情報記録再生装置に対する使用コマンドを選別している。

＊ 記録場所のアドレス指定は全て AV Address で設定する。

＜ ＡＶ／ＰＣ情報再生処理 ＞
１st ＳＴＥＰ： Create File Command により再生開始をＯＳ側に通知する
２nd ＳＴＥＰ： Read File Command（ ＯＳに対して複数回コマンドを発行する ）により一連の再生処理を指示
３rd ＳＴＥＰ： Close Handle Command により一連の再生処理終了をＯＳ／ File System 側に通知する
＊ 再生処理はＡＶファイル、ＰＣファイルとも共通の処理を行う。

＊ 再生場所のアドレス指定は全て AV Address で設定する。

＜ ＡＶファイル内の部分削除処理 ＞
１st ＳＴＥＰ： Create File Command により部分削除対象のファイル名をＯＳ側に通知する。

２nd ＳＴＥＰ： Delete Part Of File Command により指定範囲内の削除処理を指示する。

… Delete Part Of File Command では削除開始する AV Address と削除するデータサイズをパラメータで指定する。

３rd ＳＴＥＰ： Close Handle Command により一連の再生処理終了をＯＳ／ File System 側に通知する。

＜ 情報記憶媒体上にＡＶ情報を記録できる未記録領域のサイズを問い合わせる ＞
１st ＳＴＥＰ： Get AV Free Space Size Command によりＡＶ情報を記録できる未記録領域のサイズを問い合わせ
＊ Get AV Free Space Size Command をＯＳ側に発行するだけでＯＳ側から未記録領域サイズの回答をもらえる。

＜ デフラグメンテーション（Defragmentation）処理 ＞
１st ＳＴＥＰ： AV Defragmentation Command によりＡＶファイル用のデフラグメンテーション処理をＯＳ側に指示する。

＊ AV Defragmentation Command 単独でＡＶファイル用のデフラグメンテーション処理が行える。

＊ AV Defragmentation Command に対する具体的処理方法としては情報記憶媒体上に点在する Extent サイズの小さなファイル情報を Extent 毎に移動し、未記録領域内の Contiguous Data Area 確保スペースを広げる処理を行う。

上記の ＳＤＫ ＡＰＩ Command ４ を具体的に噛み砕いた後、File System ２が情報記録再生装置３側に発行するＤＤＫ Interface Command ５の一覧を図５９に示す。ＲＥＡＤ Command 以外は本発明で新規に提示するコマンドかあるいは既存のコマンドに対して一部修正を加えたコマンドである。

情報記録再生装置は例えばＩＥＥＥ１３９４などに接続され、同時に複数台の機器間での情報転送処理が行われる。図５や図６の説明図では情報記録再生装置３、１４０は１個のメインＣＰＵ１１１のみに接続されている。これに対してＩＥＥＥ１３９４などに接続された場合には各機器毎のメインＣＰＵと接続される。そのため間違って他の機器に対して別の情報を転送しないように機器毎の識別情報である Slot_ID を使用する。この Slot_ID は情報記録再生装置３、１４０側で発行する。 GET FREE SLOT_ID Command は File System ２側で発行するもので、パラメータとして AV WRITE 開始フラグと AV WRITE 終了フラグによりＡＶ情報の開始と終了を宣言すると共に、ＡＶ情報開始宣言時に情報記録再生装置に対して Slot_ID 発行の指示を出す。

ＡＶ ＷＲＩＴＥ Command での記録開始位置はカレント位置（前回の ＡＶ ＷＲＩＴＥ Command で記録終了したＬＢＮ位置から次のＡＶ情報を記録する）として自動的に設定される。各 ＡＶ ＷＲＩＴＥ Command には ＡＶ ＷＲＩＴＥ 番号が設定され、コマンドキャッシュとして情報記録再生装置のバッファメモリ２１９内に記録された既発行の ＡＶ ＷＲＩＴＥ Command に対してこの ＡＶ ＷＲＩＴＥ 番号を用いて DISCARD PRECEDING COMMAND Command により発行取り消し処理を行える。

図２９に示すように情報記録再生装置のバッファメモリ２１９内のＡＶ情報一時保管量が飽和する前に File System ２側で適正な処理が出来るように GET WRITE STATUS Command が存在する。この GET WRITE STATUS Command の戻り値３３４４としてバッファメモリ２１９内の余裕量が回答されることでバッファメモリ２１９内の状況が File System ２側で把握出来る。本発明実施の形態では無欠陥時の１個の Contiguous Data Area 記録分のＡＶ情報を ＡＶ ＷＲＩＴＥ Command で発行する毎にこの GET WRITE STATUS Command を挿入し、 GET WRITE STATUS Command 内のコマンドパラメーター３３４３である調査対象サイズと調査開始ＬＢＮを対象の Contiguous Data Area に合わせている。また GET WRITE STATUS Command には対象範囲内で発見された欠陥領域を各ＥＣＣブロック先頭ＬＢＮの値として戻り値３３４４で与えられているため、ＡＶ情報記録後の Extent 設定（図５７のＳＴ４−０４）にこの情報を利用する。

SEND PRESET EXTENT ALLOCATION MAP Command はＡＶ情報記録前に全記録予定場所をＬＢＮ情報として情報記録再生装置に対して事前通告するコマンドで、記録予定場所の Extent 数とそれぞれの Extent 先頭位置（ＬＢＮ）と Extent サイズをコマンドパラメーターに持つ。この情報記憶媒体上の記録予定場所は先行して発行する GET PERFORMANCE Command の戻り値３３４４である Zone 境界位置情報とＬＢＮ換算後のＤＭＡ情報を基に設定される。

以下に図５３に示した各ステップ内の詳細処理方法についてさらに説明する。

ＡＶファイルの識別情報は、図２５あるいは図６０（ｆ）に示すように File Entry ３５２０の ＩＣＢ Tag ４１８内にある Flags field in ICB Tag ３３６１内にＡＶ file 識別フラグ３３６２が設定されており、このフラグを“１”に設定することでＡＶファイルであるかの識別が行える。

本発明の他の実施の形態としては図２６あるいは図６１（ｄ）に示すように File Identifier Descriptor ３３６４内にＡＶ file 識別フラグ３３６４を設定することも可能である。

図５３のＳＴ０１に示したＡＶファイルか否かを識別するステップの具体的なフローチャートを図５４に示す。

録再アプリ１側から Create File Command が発行されて初めて処理を開始する。ＡＶファイルの識別方法は条件により異なり、
＊ 新規ＡＶファイル作成時には Create File Command 内のＡＶ file 属性フラグを用いて識別し、
＊ 既に存在するＡＶファイルに対してＡＶ情報を付加する場合には図６０または図６１に示したように情報記憶媒体上に既に記録されているファイルの属性フラグを用いてＡＶファイルの識別を行う。

…この方法を用いることによりアプリケーションプログラム１側での各ファイルの属性（ＡＶファイルかＰＣファイルか）を管理を不要（ File System ２側で自動的に判定して記録処理方法を切り替える）となる効果がある。

このような方法を採用することで、該当ファイルがＰＣファイルの場合には従来の WRITE Command、Linear Replacement 処理を行い、ＡＶファイルの場合には AV WRITE Command、Skipping Replacement 処理を行う。

録再アプリ１側では Create File Command 発行後にＡＶ情報記録予定サイズの予想最大値を設定し、Set Unrecorded Area Command を発行する。その指定情報と GET PERFORMANCE Command で得た欠陥分布と Zone 境界位置情報を基に記録すべき予定の最大情報サイズに合わせて Contiguous Data Area の設定を行う。図７の中のＬＢＮ／ＸＸＸの実施の形態を用いた場合にはこの設定条件として（２５）式と（２７）式を利用する。

その結果に基付き該当するＡＶファイルの File Entry 内の Allocation Descriptors 情報を事前に記録する（ＳＴ２−０７）。このステップを経ることで
ａ）例えばＩＥＥＥ１３９４などに接続し、複数の機器間との記録を同時並行的に行う場合、記録予定位置に他の情報が記録されるのを防止できる。

ｂ）ＡＶ情報を連続記録中に停電などにより記録が中断された場合でも、再起動後に記録予定位置を順にトレースする事で中断直前までの情報を救える。

などのメリット（効果）が得られる。その後 SEND PRESET EXTENT ALLOCATION MAP Command で情報記録再生装置側に記録予定位置情報を通知する（ＳＴ２−０８）。この事前通知により情報記録再生装置は情報記憶媒体上の記録位置と記録順を事前に知っているため、ＡＶ情報記録時に情報記憶媒体上の欠陥で Skipping Replacement 処理が多発しても記録処理を停止させることなく、連続記録を継続させることが可能となる。

図５３のステップＳＴ０３に示したＡＶ情報連続記録ステップ内の詳細内容について図５６を用いて説明する。

図４１に示すように Information Length ３５１７情報を用いてＡＶファイル内の記録開始位置を事前に確認しておく（ＳＴ０３−０１）。録再アプリ１から Write File Command が発行されると（ＳＴ３ー０２）AV WRITE 開始フラグが設定された GET FREE SLOT_ID Command を発行して情報記録再生装置３に SLOT_ID を発行させる（ＳＴ３−０３）。

ＳＴ３−０４以降の連続記録処理方法を図６２に模式的に示した。AV WRITE Command によりメインメモリに保存された映像情報＃１、＃２、＃３は定期的に情報記録再生装置中のバッファメモリ２１９内に転送される。情報記録再生装置のバッファメモリ２１９内に蓄えられた映像情報は光学ヘッド２０２を経由して情報記憶媒体上に記録される。情報記憶媒体２０１上に欠陥領域３３５１が発生すると Skipping Replacement 処理されるが、この間は情報記憶媒体２０１上に映像情報が記録されないので情報記録再生装置中のバッファメモリ２１９内に一時保管される映像情報量が増加する。File System ２側は定期的に GET WRITE STATUS Command を発行し、バッファメモリ２１９内の一時保管映像情報量をモニターしている。この一時保管映像情報量が飽和しそうな場合には File System 側で、
１）DISCARD PRECEDING COMMAND Command を発行し、情報記録再生装置内のコマンドキャッシュの一部を取り消す、
２）次の AV WRiTE Command で情報記録再生装置側へ転送する映像情報量を制限（減らす）する、
３）情報記録再生装置側へ発行する次の AV WRiTE Command までの発行時間を遅らせ、情報記録再生装置中のバッファメモリ２１９中の一時保管映像情報が少なくなるまで待つ、
のいずれかの処理を行う。

上記の内容について図６３乃至図７０に示すように具体的な例を用いて説明する。図６３から図７０には、それぞれ３段階で記録情報の遷移を示している。第１段階は、ＰＣ側メモリ、第２段階は情報記録再生装置メモリ、第３段階は情報記憶媒体上の記録位置である。

図５５のＳＴ２−０８に対応して図６３（Ａ）での丸印１の SEND PRESET EXTENT ALLOCATION MAP Command が発行される。図５９に示したようにこのコマンドではコマンドパラメーターとして Extent 先頭位置情報と Extent サイズ情報がセットされるので図６３（Ａ）の例では Extent ＝ ＣＤＡ の先頭位置ＬＢＮである“ａ”と“ｄ”と“ｇ”…と Extent ＝ ＣＤＡ サイズである“ｃ−ａ”と“ｆ−ｄ”…が添付されている。また、ＣＤＡ＃１に対して２回に分けて映像情報を記録するように丸印２、丸印３の AV WRITE Command が発行される。次に、ＣＤＡ＃１内の記録状況を把握するため、丸印４の GET WRITE STATUS Command を発行している。

GET WRITE STATUS Command での調査対象をＣＤＡ＃１に指定するため、パラメータの設定値である調査対象範囲の開始ＬＢＮとして“ａ”が設定され、調査対象範囲として“ｃ−ａ”の値が設定されている。同様にＣＤＡ＃２に対して２回に分けて映像情報を記録するため丸印５，６の AV WRITE Command を発行している。そして次に、ＣＤＡ＃２に対する記録状況把握のため丸印７の GET WRITE STATUS Command を発行している。

このコマンドを一度に情報記録再生装置側に送り、コマンドキャッシュさせる（図５６のＳＴ３−０５）。図６４（Ｂ）で示す情報記憶媒体上の未使用状態場所３３７１に欠陥が無い場合には図６５（Ｃ）に示すように情報記憶媒体上への記録情報α３３６１が記録される。次に図６６（Ｄ）に示すように欠陥領域３３７５が発生すると Skipping Replacement 処理が行われ、ＣＤＡ＃１内に記録する予定の映像情報が一部はみ出すが、事前に SEND PRESET EXTENT ALLOCATION MAP Command により情報記録再生装置３側で次に記録する場所が分かっているので溢れた情報はシフト情報β３である３３７１の場所に記録される。上記の欠陥領域３３７５に関する情報は、丸印４の GET WRITE STATUS Commandの戻り値３３４４として File System ２側に通知される（図５６ＳＴ３−０５、図６３、図６７参照）。 File System ２内で情報記録再生装置（ＯＤＤ）３内のバッファメモリ２１９が溢れそうかを判定（図５６ＳＴ３−０６）する。そして、図５６のＳＴ３−０７に示した具体的方法として図６７（Ｅ）の丸印９に示す DELETE PROCEDING COMMAND Command によりＣＤＡ＃３に記録すべき映像情報に関する記録コマンドである、丸印８の AV WRITE Command（図６３） を取り消し、丸印１０の AV WRITE Command（図６７） により転送すべき映像情報量を制限（減量）したコマンドを発行する。

ＣＤＡ＃２に対してのフィードバックは間に合わないので図６８（Ｆ）に示すように当初の予定通りの情報記憶媒体上への記録処理が実行される。

図６９（Ｇ）に示すようにここで使用する AV WRITE Command での記録開始位置はカレント位置では無く、記録開始位置が File System ２側で指定される場合を想定している。この場合でも先行する映像情報記録時に発見される欠陥領域により File System ２側で指定した記録開始位置と実際に記録される記録開始位置は大幅にずれる事を許容している。

一連の記録処理が終了すると録再アプリ１から発行される Close Handle Command をトリガーとして AV WRITE 終了フラグが付加された GET FREE SLOT_ID Command が File System ２から情報記録再生装置３側へ発行される。情報記録再生装置３ではこのコマンドを受けると図示してないがこの一連の記録処理時に発見された欠陥情報を図３４（ｅ）のＴＤＬ３４１４に追記する。

映像情報記録に対する後処理として 録再アプリ１側から指定する Set Unrecorded Area Command 情報（図５７のＳＴ４−０３）を基にＡＶファイル内に残す未使用領域サイズを決定し、Information Length ３５１７の書き換え処理（ＳＴ４−０５）と最終的な Extent 情報の書き換え処理（ＳＴ４−０４）及びＵＤＦに関する設定情報の書き換え処理を行う。

図７１を用いてＡＶファイル内の映像情報の再生手順について説明する。図５に示すように、
＊ 録再アプリ１では管理するアドレス情報として AV Address を使用し、File System ２に対して発行するＳＤＫ ＡＰＩ Command ４でも AV Address を用いてアドレス設定をする。
＊ File System ２では管理するアドレス情報としてＬＢＮ（場合によってはＬＳＮ）を使用し、情報記録再生装置３に対して発行する ＤＤＫ Interface Command ５でもＬＢＮを用いてアドレス設定をする。
＊ 情報記録再生装置３ではＰＳＮを用いてアドレス管理を行う。
と言う仕組みになっている。

従って録再アプリ１上で再生したい場所が決まり、Read File Command を発行するとFile System ２内での“ AV Address → ＬＢＮ変換 ”（図７１のＳＴ０６）と情報記録再生装置３内での“ＬＢＮ → ＰＳＮ変換 ”（ＳＴ０７）を行う。

ＡＶファイル内の部分消去処理方法は，図７２に示すように、情報記憶媒体上に記録されているＡＶ情報に対して一切の処置を行わず、File System ２上の File Entry 情報の書き換え（図７２のＳＴ０９）とＵＤＦに関する情報の変更処理のみを行う。そして、部分消去した場所を未記録領域として登録するために、UDF上の未記録領域情報であるUnallocated Space Table ４５２もしくはUnallocated Spase Bitmap４３５情報に、上記部分消去場所を書き加える（ST10）。最後に録画ビデオ管理データファイルに対する管理情報の書き換え処理を行う（ST11）。

図７３では、Contiguous Data Area ＃β ３６０２内に少量のデータサイズであるＶＯＢ＃２ ３６１８を追加記録したため、Contiguous Data Area ＃β ３６０２内の不足分に未使用領域 Extent ３６１３を設定して有る。次回 ＡＶ File ３６２０に対して映像情報あるいはＡＶ情報を追加記録する場合には上記未使用領域 Extent ３６１３の先頭位置（ ＬＢＮでは h+g、ＰＳＮでは k+g の所 ）から記録が開始される。

図示して無いが過去にＶＯＢ＃１ ３６１７とＶＯＢ＃２ ３６１８の間にＶＯＢ＃３が Contiguous Data Area ＃α ３６０１と Contiguous Data Area ＃β ３６０２を一部またいだ形で存在していた。そのＶＯＢ＃３の部分消去に伴い Contiguous Data Area ＃α ３６０１と Contiguous Data Area ＃β ３６０２をまたいだＶＯＢ＃３の部分に対して図４５で説明した処理を行い、未使用領域 Extent ３６１１と未使用領域 Extent ３６１２を File System ２側で設定した。またＶＯＢ＃１の記録時にＬＢＮが“ h+a ”から“ h+b-1 ”の範囲でＥＣＣブロック単位での欠陥が発見されたのでそこには映像情報またはＡＶ情報を記録せずに欠陥領域 Extent ３６０９として設定した。このように Contiguous Data Area ＃α ３６０１と Contiguous Data Area ＃β ３６０２内には記録領域 Extent ３６０５と、欠陥領域 Extent ３６０９、記録領域 Extent ３６０６、未使用領域 Extent ３６１１、未使用領域 Extent ３６１２、記録領域 Extent ３６０７、未使用領域 Extent ３６１３が並ぶがそれらは全て ＡＶ File ３６２０の一部と見なされ、
図７３の下側に説明して有るように ＡＶ File ３６２０の File Entry 内の Allocation Descriptors として全ての Extent が登録される。

特に図７３での大きな特徴として図３５（ｅ）のTertiary Defect Map ３４７２に示すような独立してまとまった欠陥管理テーブルを持たず、File Entry 内に登録された欠陥領域 Extent ３６０９情報のみが欠陥管理情報になっている。 ＡＶ File ３６２０の File Entry 内 Allocation Descriptors での各 Extent の属性識別情報は図７４（ｆ）に示す Implementation Use ３５２８内に記録されている。すなわち図７４では Allocation Descriptors の記述方法として Long Allocation Descriptor の記述方式を採用し、Implementation Use ３５２８の値として“ ０ｈ ”の時は“記録領域の Extent ”を表し、“ Ａｈ ”の時は“未使用領域の Extent ”、“ Ｆｈ ”の時は“欠陥領域の Extent ”を意味している。ＵＤＦの正式な規格上では Implementation Use ３５２８は６バイトで記述する事になっているが、図７４では説明の簡略化のため下位４ビットのみの表現としている。図７３では欠陥領域と未使用領域ともにＬＢＮとＰＳＮが設定されており、ＬＢＮとＰＳＮは全て平行移動した値となっている。すなわち Linear Replacement 処理の結果生じるようにＰＳＮに対するＬＢＮの飛びが発生しない所に本発明実施例の特徴がある。また記録領域 Extent ３６０５、３６０６、３６０７が存在する箇所のみに ＡＶ Address が付与されている。このＡＶ Address はＡＶFile３６２０内の欠陥領域 Extent ３６０９と未使用領域 Extent ３６１１、３６１２、３６１３を除いた全セクターに対して File Entry 内に記述された Allocation Descriptors の記述順に従って順に番号が設定された格好になっている。すなわち記録領域 Extent ３６０５の最初のセクタのＬＢＮは“ h ”、ＰＳＮは“ k ”であり、ＡＶ Address は“ ０ ”に設定され、記録領域 Extent ３６０７の最初のセクタのＬＢＮは“ h+f ”、ＰＳＮは“ k+f ”であり、ＡＶ Address は“ a+c-b ”となっている。

図１３に示すようにＤＶＤ−ＲＡＭディスクに対してはＥＣＣブロック５０２単位で情報が記録されている。従って本発明実施例の図７３でもＥＣＣブロック単位で記録されるよう File System ２側できちんと管理されている。すなわち Extent 設定によりＥＣＣブロック単位の記録が行えるよう File System ２が制御している。具体的内容で説明すると図７３の“ａ”“ｂ”“ｄ”“ｅ”“ｊ”が全て“１６の倍数”になるように設定され、Contiguous Data Area ＃α ３６０１と Contiguous Data Area ＃β ３６０２の開始位置はＥＣＣブロック内先頭位置、終了位置はＥＣＣブロック内終了位置となるように設定されている。

欠陥領域はＥＣＣブロック単位で欠陥処理されるため欠陥領域 Extent ３６０９の開始と終了位置はＥＣＣブロック内の開始位置と終了位置に一致している。図７３での個々のＶＯＢ＃１ ３６１６、３６１７とＶＯＢ＃２ ３６１８サイズは必ずしも１６セクター単位で記録される必要が無く、ＶＯＢ＃１ ３６１６、３６１７とＶＯＢ＃２ ３６１８の部分的なＥＣＣブロックからのはみ出し分は未使用領域 Extent ３６１１、３６１２、３６１３サイズで補正されている。

図７３に示した実施例での映像情報とＡＶ情報の記録方法で異なる部分は、図５７でのＳＴ４−０１でのＤＭＡ領域内の Tertiary Defect List ３４１４への記録が不用となり、ＳＴ４−０４での Extent 情報に欠陥 Extent ３６０９と未使用領域 Extent ３６１１、３６１２、３６１３が加わる。

再生手順では図７１のように “ ＡＶAddress → ＬＢＮ変換 → ＰＳＮ変換 ”は行うが、“ ＡＶAddress → ＬＢＮ変換 ”時に File Entry 内の Allocation Descriptors から各 Extent の属性を検出し、記録領域 Extent ３６０５、３６０６、３６０７のみを再生の対象にする（欠陥 Extent ３６０９や未使用領域 Extent ３６１１、３６１２、３６１３に対する取捨選択処理 ）を行う所に大きな特徴がある。

またファイル内の部分消去処理時にもＡＶファイルの File Entry 内の Extent 情報書き換え処理（ＳＴ０９）時に Contiguous Data Area サイズとＥＣＣブロック境界領域場所を加味して適宜 未使用領域 Extent の挿入処理が必要となる。

以上説明したこの発明の重要な点を以下まとめることにする。

１．＜ ＰＣ情報の欠陥管理情報とＡＶ情報の欠陥管理情報を分ける ＞
第１の情報はＰＣ情報であり、第２の情報はＡＶ情報であり、
ＰＣ情報に対しては、図３４（ｅ）に示すＳＤＬ３４１３情報、または図３５（ｅ）に示すＳＤＭ３４７１情報を記録する。また、ＡＶ情報に対しては図３４（ｅ）に示すＴＤＬ３４１４情報、または図３５（ｅ）に示すＴＤＭ３４７２情報を記録する。

欠陥処理方法は、ＰＣ情報に対しては図３２（β）に示す Linear Replacement 法を採用し、ＡＶ情報に対しては図３２（γ）に示す Skipping Replacement 法を利用している。

このようにＰＣ情報とＡＶ情報で異なる欠陥処理に応じて欠陥管理情報も分けることにより欠陥管理が容易になる。またそれぞれの情報を分別して記録して有るため、図５０（ｄ）に示すように、Contiguous Data Area ３５９３設定時の管理や設定方法が容易となる。

２．＜ 記録情報内容に応じて記録する欠陥管理情報を分ける ＞
情報記憶媒体上に記録する情報が第１の情報と第２の情報の内いずれかであるかを判定する判定部とはハード的には図６のメインＣＰＵ１１１を表し、プログラムソフトでは図５の File System 部 ２を意味し、具体的な判定方法は図５４に示して有る。

それに応じて、ＰＣ情報に対しては、図３４（ｅ）に示すＳＤＬ３４１３情報、または図３５（ｅ）に示すＳＤＭ３４７１情報を記録する。また、ＡＶ情報に対しては図３４（ｅ）に示すＴＤＬ３４１４情報、または図３５（ｅ）に示すＴＤＭ３４７２情報を記録する。

欠陥処理方法は、ＰＣ情報に対しては図３２（β）に示す Linear Replacement 法を採用し、ＡＶ情報に対しては図３２（γ）に示す Skipping Replacement 法を利用する。つまり、ＰＣ情報とＡＶ情報とで最適な欠陥管理方法が異なる。本発明の記録方法または情報記録再生装置により自動的に別の欠陥管理情報を作成して記録することが出来るので各情報に応じた最も最適な欠陥管理を行うことが可能となる。

３．＜ ＰＤＬ、ＳＤＬ、ＴＤＬ（またはＴＤＭ）情報 ＞
情報記録時に遭遇する情報記憶媒体上の欠陥領域に対する代替え方法として、第１の代替え方法（Slipping）は、図１６（ｂ）に説明して有る。第２の代替え方法（ Linear Replacement ）は、図３２（β）で説明し、第３の代替え方法（ Skipping Replacement ）は、図３２（γ）で説明している。

第１の代替え方法に関する欠陥管理情報（ＰＤＬ）とは、図３４（ｅ）に示すＰＤＬ３４１２情報を意味する。第２の代替え方法に関する欠陥管理情報（ＳＤＬ）とは図３４（ｅ）に示すＳＤＬ３４１３情報または図３５（ｅ）に示すＳＤＭ３４７１情報を意味する。第３の代替え方法に関する欠陥管理情報（ＴＤＬ）とは、図３４（ｅ）に示すＴＤＬ３４１４情報または図３５（ｅ）に示すＴＤＭ３４７２情報を意味する。

このようにＰＣ情報とＡＶ情報で異なる欠陥処理に応じて欠陥管理情報も分けることにより欠陥管理が容易になる。またそれぞれの情報を分別して記録して有るため、図５０（ｄ）に示すように、Contiguous Data Area ３５９３設定時の管理や設定方法が容易となる。

４．情報記憶媒体上に記録されるアドレスとは図３２に示すＰＳＮ：Physical Sector Number、物理アドレスとは図３２に示すＬＢＮ：Logical Block Number を意味する。

５．第３の代替え方法に関する欠陥管理情報が物理アドレス情報として記述されているとは、欠陥管理情報として図３４（ｅ）に示すＴＤＬ３４１４情報として記録することを示し、情報記録再生装置側で欠陥管理を行うことを意味する。このように欠陥管理情報を情報記録再生装置で行う事により、File System ２側では面倒な欠陥管理に悩殺されることなく、ＬＢＮ空間上での記録場所管理に専念できる。

６．第３の代替え方法に関する欠陥管理情報が論理アドレス情報として記述されるとは欠陥管理情報として図３５（ｅ）に示すＴＤＭ３４７２情報として記録することを示し、File System ２側で欠陥管理を行うことを意味する。このように欠陥管理を File System ２側で管理させることにより細かい手の行き届いた欠陥管理が可能になるだけでなく、File System ２が直接欠陥管理を行うので図５０（ｄ）に示すように Contiguous Data Area ３５９３設定時の管理や設定が容易となる。

この発明によれば下記の情報記憶媒体、欠陥管理情報の記録方法、及び欠陥管理情報を記録する情報記録再生装置を提供できる。

（１）連続記録に適した欠陥管理が可能な情報記憶媒体。

（２）情報記憶媒体上に多量の欠陥領域が存在しても大きな影響を受けることなく安定に連続記録を行うことが可能なように欠陥管理情報を記録する欠陥管理情報の記録方法。

（３）情報記憶媒体上に多量の欠陥領域が存在しても大きな影響を受けることなく安定に連続記録を行うことが可能なように欠陥管理情報を記録する欠陥管理情報を記録する情報記録再生装置。

この発明に係る情報記録再生装置とアプリケーションブロックの全体構成を示す図。 情報記録再生部内の構成説明図。 映像情報録画及び再生に必要な機能の一覧を示す説明図。 図３に続く、映像情報録画及び再生に必要な機能の一覧を示す説明図。 録画再生アプリケーションソフトを用いてパーソナルコンピュータ上で映像情報の記録再生処理を行う場合のパーソナルコンピュータ上のプログラムソフトの階層構造と書く階層であつかうアドレス空間の関係を示す説明図。 パーソナルコンピュータの構成説明図。 情報記憶媒体上の欠陥管理とＡＶファイル内の未使用領域管理に関する各実施例の対比説明図。 DVD-RAMディスク内の概略記録内容のレイアウトの説明図。 DVD-RAMディスク内のリードインエリア内の構成を示す説明図。 DVD-RAMディスク内のリードアウトエリア内の構成を示す説明図。 物理セクタ番号と論理セクタ番号の関係を示す説明図。 データエリアへ記録されるセクタ内の信号構造を示す説明図。 データエリアへ記録される情報の記録単位を示す説明図。 データエリア内でのゾーンとグループの関係を示す説明図。 DVD-RAMディスクでの論理セクタ設定方法の説明図。 データエリア内での欠陥領域に対する交替処理方法の説明図。 情報記録再生部における論理ブロック番号の設定動作の説明図。 情報記録再生部における欠陥部処理動作の説明図。 UDFに従って情報記憶媒体上にファイルシステムを記録した例を示す図。 図１９の続きを示す図。 階層化されたファイルシステムの構造と情報記憶媒体上への記録された情報内容との基本的な関係を簡単に示す図。 ロングアロケーション記述子の内容の例を示す図。 ショートアロケーション記述子の内容の例を示す図。 アンロケイテドスペイスエントリーの記述内容をの説明図。 ファイルエントリーの記述内容を一部示す説明図。 ファイル識別記述子の記述内容を一部示す説明図。 ファイルシステム構造の例を示す図。 記録信号の連続性を説明するために示した記録系システムの概念図。 記録系において最もアクセス頻度が高い場合の半導体メモリ内の情報保存量の状態説明図。 記録系において映像情報記録時間とアクセス時間のバランスが取れている場合の半導体メモリ内の情報保存量の状態説明図。 本発明の各実施の形態においてコンティギュアスデータエリアの境界位置を録画再生アプリケーションで管理する場合のアロケーションマップテーブル内のデータ構造説明図。 情報記録再生装置が欠陥管理情報を管理する場合のスピッキングリプレイスメントとリニアリプレイスメントとの比較のための説明図。 光ヘッド（ピックアップ）のトラック上の移動例を説明するために示した図。 本発明の各実施の形態において、情報記録再生装置が管理する情報記憶媒体上での欠陥管理情報のデータ構造の説明図。 本発明の各実施の形態において、ファイルシステム２が管理する情報記憶媒体上での欠陥管理情報のデータ構造の説明図。 図３５の欠陥管理情報に基づき管理された場合のスピッキングリプレイスメントとリニアリプレイスメントとの比較のための説明図。 ファイルシステム２が欠陥管理情報を管理する場合の他の例を説明するために示した図。 代替え領域設定ファイルを作成するための手順を示すフローチャート。 代替え領域設定ファイルを用いた代替え処理を説明するためのフローチャート。 代替え領域設定ファイルを作成するための手順を示すフローチャート。 本発明の各実施の形態における追加記録映像情報とコンティギュアスデーエリア内の未使用領域の説明図。 ファイル毎に指定されるインフォメーションレングスの記録場所と各エクステント毎の属性記述箇所の説明図。 本発明の各実施の形態におけるＡＶファイル内の部分削除処理方法に関する説明図。 同じく本発明の各実施の形態におけるＡＶファイル内の部分削除処理方法の別の例に関する説明図。 同じく本発明の各実施の形態におけるＡＶファイル内の部分削除処理方法の別の例に関する説明図。 本発明の一実施例におけるコンティギュアスデーエリア境界位置情報内容とその記録場所の説明図。 本発明に係るエクステント内未使用領域設定方法の他の例を示す説明図。 本発明に係る一実施例における欠陥領域を含めた記録方法の説明図。 本発明に係る一実施例における欠陥領域を避けた記録方法の説明図。 本発明に係る一実施例におけるコンティギュアスデータエリア設定方法と記録前のエクステント事前設定方法の説明図。 この発明に係る情報記録再生装置の概略構成を示す図。 書き込みコマンドの問題点を説明する図。 本発明における映像情報の記録手順の概略を示す図。 図５３のステップST０１の詳細を示す図。 図５３のステップST０２の詳細を示す図。 図５３のステップST０３の詳細を示す図。 図５３のステップST０４の詳細を示す図。 本発明の実施の形態において映像情報記録時に使用する各種ＡＰＩ Ｃｏｍｍａｎｄの内容を示す図。 本発明の実施の形態に係る情報記録再生装置に対するコマンドを示す説明図。 本発明に係るAVファイルの識別情報が記録されている箇所を示す説明図。 本発明に係るAVファイルの識別情報が記録されている箇所の他の例を示す説明図。 本発明に係る映像情報の連続記録方法を説明するために示した概念図。 本発明の実施の形態による情報記憶媒体への記録方法の説明図。 同じく本発明の実施の形態による情報記憶媒体への記録方法の説明図。 同じく本発明の実施の形態による情報記憶媒体への記録方法の説明図。 同じく本発明の実施の形態による情報記憶媒体への記録方法の説明図。 同じく本発明の実施の形態による情報記憶媒体への記録方法の説明図。 同じく本発明の実施の形態による情報記憶媒体への記録方法の説明図。 同じく本発明の実施の形態による情報記憶媒体への記録方法の説明図。 同じく本発明の実施の形態による情報記憶媒体への記録方法の説明図。 本発明に係る映像情報の再生手順を示す図。 本発明に係るAVファイル内の部分消去の手順を示す図。 この発明の他の実施の形態に係る映情報記録方法を示す図。 図７３の実施の形態におけるエクステント属性識別情報記録方法の説明図。

符号の説明

１０１…情報再生部もしくは情報記録再生部
１０２…応用構成部
１００１…光ディスク
３４１２…ＰＤＬ
３４１３…ＳＤＬ
３４１４…ＴＤＬ
３４７１…ＳＤＭ
３４７２…ＴＤＭ

Claims (4)

1. ＡＶデータ及び管理情報が記録される情報記録媒体において、
   前記ＡＶデータが保存されるＡＶファイルと前記ＡＶファイルの記録位置を管理するファイル管理情報とが定義されており、
   前記ＡＶファイルへの情報処理方法を設定したアプリケーション層と、ファイルシステムの層と、情報記録再生の制御を設定したディスクドライブ層とが設定され、
   前記情報記録媒体に対するアドレス情報に関しては、前記アプリケーション層がＡＶアドレスをアドレス情報として用い、前記ファイルシステム層が論理ブロック番号と論理セクタ番号をアドレス情報として使用し、前記ディスクドライブ層が物理セクタ番号をアドレス情報として使用し、前記論理ブロック番号と前記論理セクタ番号とが互いに関連付けられ、前記論理セクタ番号と前記物理セクタ番号とが関連付けられ、
   前記ファイル管理情報は前記ＡＶファイルのためのファイルエントリー情報を含み、
   このファイルエントリー情報には前記ＡＶファイルを構成するエクステント毎の記録位置情報を示すアロケーションディスクリプタ−を含み、
   前記ファイル管理情報はさらにメインボリュームディスクリプタ−シーケンスを含み、
   前記メインボリュームディスクリプタ−シーケンスは論理ボリュームの内容を記述するロジカルボリュームディスクリプタ−を含み、
   前記メインボリュームディスクリプタ−シーケンスが記録される領域では前記論理セクタ番号が設定されると共に前記論理ブロック番号が設定されない事を特徴とする情報記録媒体。
2. ＡＶデータ及び管理情報が記録される情報記録媒体に対してＡＶデータを記録する情報記録方法において、
   前記ＡＶデータが保存されるＡＶファイルと前記ＡＶファイルの記録位置を管理するファイル管理情報とが定義されており、
   前記ＡＶファイルへの情報処理方法を設定したアプリケーション層と、ファイルシステムの層と、情報記録再生の制御を設定したディスクドライブ層とが設定され、
   前記情報記録媒体に対するアドレス情報に関しては、前記アプリケーション層がＡＶアドレスをアドレス情報として用い、前記ファイルシステム層が論理ブロック番号と論理セクタ番号をアドレス情報として使用し、前記ディスクドライブ層が物理セクタ番号をアドレス情報として使用し、前記論理ブロック番号と前記論理セクタ番号とが互いに関連付けられ、前記論理セクタ番号と前記物理セクタ番号とが関連付けられ、
   前記ファイル管理情報は前記ＡＶファイルのためのファイルエントリー情報を含み、
   このファイルエントリー情報には前記ＡＶファイルを構成するエクステント毎の記録位置情報を示すアロケーションディスクリプタ−を含み、
   前記ファイル管理情報はさらにメインボリュームディスクリプタ−シーケンスを含み、
   前記メインボリュームディスクリプタ−シーケンスは論理ボリュームの内容を記述するロジカルボリュームディスクリプタ−を含み、
   前記メインボリュームディスクリプタ−シーケンスが記録される領域では前記論理セクタ番号が設定されると共に前記論理ブロック番号が設定されず、
   上記情報記録媒体にＡＶファイルを記録もしくは書き換えることを特徴とする情報記録方法。
3. ＡＶデータ及び管理情報が記録された情報記録媒体からＡＶデータを再生する情報再生方法において、
   前記ＡＶデータが保存されるＡＶファイルと前記ＡＶファイルの記録位置を管理するファイル管理情報とが定義されており、
   前記ＡＶファイルへの情報処理方法を設定したアプリケーション層と、ファイルシステムの層と、情報記録再生の制御を設定したディスクドライブ層とが設定され、
   前記情報記録媒体に対するアドレス情報に関しては、前記アプリケーション層がＡＶアドレスをアドレス情報として用い、前記ファイルシステム層が論理ブロック番号と論理セクタ番号をアドレス情報として使用し、前記ディスクドライブ層が物理セクタ番号をアドレス情報として使用し、前記論理ブロック番号と前記論理セクタ番号とが互いに関連付けられ、前記論理セクタ番号と前記物理セクタ番号とが関連付けられ、
   前記ファイル管理情報は前記ＡＶファイルのためのファイルエントリー情報を含み、
   このファイルエントリー情報には前記ＡＶファイルを構成するエクステント毎の記録位置情報を示すアロケーションディスクリプタ−を含み、
   前記ファイル管理情報はさらにメインボリュームディスクリプタ−シーケンスを含み、
   前記メインボリュームディスクリプタ−シーケンスは論理ボリュームの内容を記述するロジカルボリュームディスクリプタ−を含み、
   前記メインボリュームディスクリプタ−シーケンスが記録される領域では前記論理セクタ番号が設定されると共に前記論理ブロック番号が設定されず、
   前記ＡＶファイルからＡＶデータを再生することを特徴とする情報再生方法。
4. ＡＶデータ及び管理情報が記録された情報記録媒体からＡＶデータを再生する情報再生装置において、
   前記ＡＶデータが保存されるＡＶファイルと前記ＡＶファイルの記録位置を管理するファイル管理情報とが定義されており、
   前記ＡＶファイルへの情報処理方法を設定したアプリケーション層と、ファイルシステムの層と、情報記録再生の制御を設定したディスクドライブ層とが設定され、
   前記情報記録媒体に対するアドレス情報に関しては、前記アプリケーション層がＡＶアドレスをアドレス情報として用い、前記ファイルシステム層が論理ブロック番号と論理セクタ番号をアドレス情報として使用し、前記ディスクドライブ層が物理セクタ番号をアドレス情報として使用し、前記論理ブロック番号と前記論理セクタ番号とが互いに関連付けられ、前記論理セクタ番号と前記物理セクタ番号とが関連付けられ、
   前記ファイル管理情報は前記ＡＶファイルのためのファイルエントリー情報を含み、
   このファイルエントリー情報には前記ＡＶファイルを構成するエクステント毎の記録位置情報を示すアロケーションディスクリプタ−を含み、
   前記ファイル管理情報はさらにメインボリュームディスクリプタ−シーケンスを含み、
   前記メインボリュームディスクリプタ−シーケンスは論理ボリュームの内容を記述するロジカルボリュームディスクリプタ−を含み、
   前記メインボリュームディスクリプタ−シーケンスが記録される領域では前記論理セクタ番号が設定されると共に前記論理ブロック番号が設定されず、
   前記管理情報を再生する手段と、
   前記ＡＶファイルからＡＶデータを再生する手段とを具備したことを特徴とする情報再生装置。

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