JP4882861B2 - 再生装置、管理情報取得方法 - Google Patents
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Description
本発明は、光ディスク等の記録媒体に対する少なくとも再生を行う再生装置と、上記記録媒体から最新の管理情報を取得するための管理情報取得方法とに関する。
デジタルデータを記録・再生するための技術として、例えば、ＣＤ（Compact Disc），ＭＤ（Mini-Disc），ＤＶＤ（Digital Versatile Disc）などの、光ディスク（光磁気ディスクを含む）を記録メディアに用いたデータ記録技術がある。光ディスクとは、金属薄板をプラスチックで保護した円盤に、レーザ光を照射し、その反射光の変化で信号を読み取る記録メディアの総称である。
光ディスクには、例えばＣＤ、ＣＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ−ＲＯＭなどとして知られているように再生専用タイプのものと、ＭＤ、ＣＤ−Ｒ、ＣＤ−ＲＷ、ＤＶＤ−Ｒ、ＤＶＤ−ＲＷ、ＤＶＤ＋ＲＷ、ＤＶＤ−ＲＡＭなどで知られているようにユーザデータが記録可能なタイプがある。記録可能タイプのものは、光磁気記録方式、相変化記録方式、色素膜変化記録方式などが利用されることで、データが記録可能とされる。色素膜変化記録方式はライトワンス記録方式とも呼ばれ、一度だけデータ記録が可能で書換不能であるため、データ保存用途などに好適とされる。一方、光磁気記録方式や相変化記録方式は、データの書換が可能であり音楽、映像、ゲーム、アプリケーションプログラム等の各種コンテンツデータの記録を始めとして各種用途に利用される。
光ディスクには、例えばＣＤ、ＣＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ−ＲＯＭなどとして知られているように再生専用タイプのものと、ＭＤ、ＣＤ−Ｒ、ＣＤ−ＲＷ、ＤＶＤ−Ｒ、ＤＶＤ−ＲＷ、ＤＶＤ＋ＲＷ、ＤＶＤ−ＲＡＭなどで知られているようにユーザデータが記録可能なタイプがある。記録可能タイプのものは、光磁気記録方式、相変化記録方式、色素膜変化記録方式などが利用されることで、データが記録可能とされる。色素膜変化記録方式はライトワンス記録方式とも呼ばれ、一度だけデータ記録が可能で書換不能であるため、データ保存用途などに好適とされる。一方、光磁気記録方式や相変化記録方式は、データの書換が可能であり音楽、映像、ゲーム、アプリケーションプログラム等の各種コンテンツデータの記録を始めとして各種用途に利用される。
更に近年、ブルーレイディスク（Blu-ray Disc：登録商標）と呼ばれる高密度光ディスクが開発され、著しい大容量化が図られている。
例えばこの高密度ディスクでは、波長４０５ｎｍのレーザ（いわゆる青色レーザ）とＮＡが０．８５の対物レンズの組み合わせという条件下でデータ記録再生を行うとし、トラックピッチ０．３２μｍ、線密度０．１２μｍ／bitで、６４ＫＢ（キロバイト）のデータブロックを１つの記録再生単位として、フォーマット効率約８２％としたとき、直系１２cmのディスクに２３．３ＧＢ（ギガバイト）程度の容量を記録再生できる。
このような高密度ディスクにおいても、ライトワンス型や書換可能型が開発されている。
例えばこの高密度ディスクでは、波長４０５ｎｍのレーザ（いわゆる青色レーザ）とＮＡが０．８５の対物レンズの組み合わせという条件下でデータ記録再生を行うとし、トラックピッチ０．３２μｍ、線密度０．１２μｍ／bitで、６４ＫＢ（キロバイト）のデータブロックを１つの記録再生単位として、フォーマット効率約８２％としたとき、直系１２cmのディスクに２３．３ＧＢ（ギガバイト）程度の容量を記録再生できる。
このような高密度ディスクにおいても、ライトワンス型や書換可能型が開発されている。
ここで、ブルーレイディスクとして、例えば追記のみが可能とされたＢＤ−Ｒ（Blu-ray Disc Recordable）では、データの記録構造やディスクの欠陥情報を管理するため、管理情報であるＴＤＭＳ（Temporary Disc Management Structure）をもち、そのＴＤＭＳをディスク上の所定位置に設けられている管理情報記録領域としてのＴＤＭＡ（Temporary Disc Management Area）に追記していくよう定められている。最後に追記されたＴＤＭＳが、最新の（つまり有効な）ＴＤＭＳである（図５を参照）。
このＴＤＭＡは、ディスク内周のリードイン領域やデータ領域に複数個設けられ、それぞれＴＤＭＡｎ（ｎ＝０、１、２、……）のように通し番号が付せられている。そして、このＴＤＭＡはＴＤＭＡ０、ＴＤＭＡ１、ＴＤＭＡ２、……のように番号順に使用するとともに、各ＴＤＭＡに対してＴＤＭＳを先頭から順に連続して記録するよう定められている。
このＴＤＭＡは、ディスク内周のリードイン領域やデータ領域に複数個設けられ、それぞれＴＤＭＡｎ（ｎ＝０、１、２、……）のように通し番号が付せられている。そして、このＴＤＭＡはＴＤＭＡ０、ＴＤＭＡ１、ＴＤＭＡ２、……のように番号順に使用するとともに、各ＴＤＭＡに対してＴＤＭＳを先頭から順に連続して記録するよう定められている。
ここで、上記のようにしてＴＤＭＡ内に対して順次追記されいくＴＤＭＳとしては、その内部において、ＳＲＲＩ（Sequential Recording Range Information：ユーザデータエリア内のデータの記録構造についての管理情報）と、必要に応じてＴＤＦＬ（Temporary Defect List：ディスク上の欠陥についての管理情報）とを格納するものとなる（例えば図６（ｃ）を参照）。さらに、このＴＤＭＳ内には、その最終セクタに対し、これらＴＤＦＬ、ＳＲＲＩの最新情報（つまり最後に記録された情報）の記録位置を指し示すためのポインタ情報として、ＴＤＤＳ（Temporary Disc Definition Structure）が格納されることになる。
このようなＴＤＭＳの構造から、ドライブ装置側においてディスク上に記録された最新の管理情報（ＳＲＲＩやＴＤＦＬ）を取得するにあたっては、まずはＴＤＭＡにおいて最後に記録されている最新のＴＤＭＳについて、その最終セクタにある上記ＴＤＤＳを読み出すようにされている。そして、このように読み出したＴＤＤＳ内のポインタ情報により指し示される位置からデータを読み出すことで、最新の管理情報を取得することができる。
なお、関連する従来技術については下記特許文献を挙げることができる。
特開２００６−８５８５９号公報
特開２００６−１１４１０７号公報
上記のようにして、従来においては、ＴＤＤＳの情報から最新のＴＤＦＬ、ＳＲＲＩを取得するのにあたり、まずはＴＤＤＳの読み出しを行うものとし、その上で、そこに格納されるポインタ情報に基づき読み出しを行うようにされている。
しかしながら、このような従来手法によると、ＴＤＤＳを読み出すためのシーク動作を行った後に、再度このＴＤＤＳ内のポインタ情報に基づく読み出しのためのシーク動作を要するものとなっており、この点で最新の管理情報取得までに相応の時間を要するものとなっている。
しかしながら、このような従来手法によると、ＴＤＤＳを読み出すためのシーク動作を行った後に、再度このＴＤＤＳ内のポインタ情報に基づく読み出しのためのシーク動作を要するものとなっており、この点で最新の管理情報取得までに相応の時間を要するものとなっている。
そこで、本発明では最新の管理情報取得までの動作の迅速化を図るべく、再生装置として以下のように構成することとした。
つまり、本発明の再生装置は、ユーザデータの記録が可能なユーザデータ記録領域と、上記ユーザデータ記録領域に対するデータ記録に応じて更新されるべき一時的な管理情報を格納可能とされ且つその最終位置に上記一時的な管理情報の記録位置を示すポインタ情報が格納される一時管理情報ユニットが、上記一時的な管理情報の更新に応じて順次記録される一時管理情報ユニット記録領域と、が設けられている記録媒体に対して、少なくとも再生を行う再生装置であって、上記記録媒体に対する読み出しを行う読み出し手段を備える。
また、上記記録媒体に対して最後に記録された最新の上記一時的な管理情報を取得するための制御を行う制御手段として、
上記一時管理情報ユニット記録領域内の最後に記録される上記一時管理情報ユニット内の上記ポインタ情報を読み出す際に、当該ポインタ情報の含まれる区間よりも前側の所要位置からデータ読み出しが実行されるように上記読み出し手段を制御する読み出し制御処理と、
上記読み出し制御処理に応じて読み出されたデータ内から上記ポインタ情報により指し示される上記一時的な管理情報を取得するための処理を実行する情報取得処理と、を実行する制御手段を備えるものである。
つまり、本発明の再生装置は、ユーザデータの記録が可能なユーザデータ記録領域と、上記ユーザデータ記録領域に対するデータ記録に応じて更新されるべき一時的な管理情報を格納可能とされ且つその最終位置に上記一時的な管理情報の記録位置を示すポインタ情報が格納される一時管理情報ユニットが、上記一時的な管理情報の更新に応じて順次記録される一時管理情報ユニット記録領域と、が設けられている記録媒体に対して、少なくとも再生を行う再生装置であって、上記記録媒体に対する読み出しを行う読み出し手段を備える。
また、上記記録媒体に対して最後に記録された最新の上記一時的な管理情報を取得するための制御を行う制御手段として、
上記一時管理情報ユニット記録領域内の最後に記録される上記一時管理情報ユニット内の上記ポインタ情報を読み出す際に、当該ポインタ情報の含まれる区間よりも前側の所要位置からデータ読み出しが実行されるように上記読み出し手段を制御する読み出し制御処理と、
上記読み出し制御処理に応じて読み出されたデータ内から上記ポインタ情報により指し示される上記一時的な管理情報を取得するための処理を実行する情報取得処理と、を実行する制御手段を備えるものである。
上記本発明としても、上述したＢＤ−Ｒのように、ユーザデータの記録が可能なユーザデータ記録領域と、上記ユーザデータ記録領域に対するデータ記録に応じて更新されるべき一時的な管理情報を格納可能とされ且つその最終位置に上記一時的な管理情報の記録位置を示すポインタ情報（ＴＤＤＳ）が格納される一時管理情報ユニット（ＴＤＭＳ）が、上記一時的な管理情報の更新に応じて順次記録される一時管理情報ユニット記録領域（ＴＤＭＡ）と、が設けられる記録媒体を想定している。
そして、本発明では、上記記録媒体に対して最後に記録された最新の上記一時的な管理情報を取得するにあたって、上記一時管理情報ユニット記録領域（ＴＤＭＡ）内の最後に記録される上記一時管理情報ユニット（ＴＤＭＳ）内の上記ポインタ情報（ＴＤＤＳ）を読み出す際に、当該ポインタ情報の含まれる区間よりも前側の所要位置からデータ読み出しを実行するものとしている。その上で、このようにして読み出したデータ内から上記ポインタ情報により指し示される上記一時的な管理情報を取得するための処理を行うものとしている。
ここで、一時管理情報ユニット内では、その最終位置に上記ポインタ情報が格納されるので、このようにしてポインタ情報の含まれる区間より前側の所要位置から読み出しを行うものとすれば、上記一時的な管理情報の含まれる区間を予め読み出しておくということが可能となる。すなわち、このようにすることで、上記ポインタ情報と上記一時的な管理情報との取得のために必要な読み出し動作は、最小で１回に抑えることが可能となる。
そして、本発明では、上記記録媒体に対して最後に記録された最新の上記一時的な管理情報を取得するにあたって、上記一時管理情報ユニット記録領域（ＴＤＭＡ）内の最後に記録される上記一時管理情報ユニット（ＴＤＭＳ）内の上記ポインタ情報（ＴＤＤＳ）を読み出す際に、当該ポインタ情報の含まれる区間よりも前側の所要位置からデータ読み出しを実行するものとしている。その上で、このようにして読み出したデータ内から上記ポインタ情報により指し示される上記一時的な管理情報を取得するための処理を行うものとしている。
ここで、一時管理情報ユニット内では、その最終位置に上記ポインタ情報が格納されるので、このようにしてポインタ情報の含まれる区間より前側の所要位置から読み出しを行うものとすれば、上記一時的な管理情報の含まれる区間を予め読み出しておくということが可能となる。すなわち、このようにすることで、上記ポインタ情報と上記一時的な管理情報との取得のために必要な読み出し動作は、最小で１回に抑えることが可能となる。
上記のようにして本発明によれば、最新の管理情報を取得するためのポインタ情報の取得と当該ポインタ情報が指し示す最新の管理情報の取得にあたり必要な読み出し動作の回数を最小で１回に抑えることが可能となり、従来よりも最新管理情報の取得動作の迅速化を図ることができる。
以下、本発明の実施の形態を次の順序で説明する。
１．ディスク構造。
２．ＤＭＡ。
３．ＴＤＭＡ。
３−１ ＴＤＭＡ構造及びＴＤＭＳアップデートユニット。
３−２ ＴＤＤＳ。
３−３ ＴＤＦＬ。
３−４ ＳＲＲ及びＳＲＲＩ。
３−５ 交替領域を用いた交替処理。
３−６ 次ＴＤＭＡへの追記処理。
４．ディスクドライブ装置の構成。
５．従来の管理情報取得処理。
６．本実施の形態の管理情報取得処理。
１．ディスク構造。
２．ＤＭＡ。
３．ＴＤＭＡ。
３−１ ＴＤＭＡ構造及びＴＤＭＳアップデートユニット。
３−２ ＴＤＤＳ。
３−３ ＴＤＦＬ。
３−４ ＳＲＲ及びＳＲＲＩ。
３−５ 交替領域を用いた交替処理。
３−６ 次ＴＤＭＡへの追記処理。
４．ディスクドライブ装置の構成。
５．従来の管理情報取得処理。
６．本実施の形態の管理情報取得処理。
１．ディスク構造。
まず実施の形態の記録システムで用いる光ディスクについて説明する。この光ディスクは、いわゆるブルーレイディスクと呼ばれる高密度光ディスク方式の範疇におけるライトワンス型ディスクとして実施可能である。
本実施の形態で用いる高密度光ディスクの物理パラメータの一例について説明する。
本例の光ディスクは、ディスクサイズとしては、直径が１２０ｍｍ、ディスク厚は１．２ｍｍとなる。即ちこれらの点では外形的に見ればＣＤ（Compact Disc）方式のディスクや、ＤＶＤ（Digital Versatile Disc）方式のディスクと同様となる。
そして記録／再生のためのレーザとして、いわゆる青色レーザが用いられ、また光学系が高ＮＡ（例えばＮＡ＝０．８５）とされること、さらには狭トラックピッチ（例えばトラックピッチ＝０．３２μｍ）、高線密度（例えば記録線密度０．１２μｍ）を実現することなどで、直径１２ｃｍのディスクにおいて、ユーザデータ容量として２３Ｇ〜２５Ｇバイト程度を実現している。
また、記録層が２層とされたいわゆる２層ディスクも開発されており、２層ディスクの場合、ユーザデータ容量は５０Ｇバイト程度となる。
まず実施の形態の記録システムで用いる光ディスクについて説明する。この光ディスクは、いわゆるブルーレイディスクと呼ばれる高密度光ディスク方式の範疇におけるライトワンス型ディスクとして実施可能である。
本実施の形態で用いる高密度光ディスクの物理パラメータの一例について説明する。
本例の光ディスクは、ディスクサイズとしては、直径が１２０ｍｍ、ディスク厚は１．２ｍｍとなる。即ちこれらの点では外形的に見ればＣＤ（Compact Disc）方式のディスクや、ＤＶＤ（Digital Versatile Disc）方式のディスクと同様となる。
そして記録／再生のためのレーザとして、いわゆる青色レーザが用いられ、また光学系が高ＮＡ（例えばＮＡ＝０．８５）とされること、さらには狭トラックピッチ（例えばトラックピッチ＝０．３２μｍ）、高線密度（例えば記録線密度０．１２μｍ）を実現することなどで、直径１２ｃｍのディスクにおいて、ユーザデータ容量として２３Ｇ〜２５Ｇバイト程度を実現している。
また、記録層が２層とされたいわゆる２層ディスクも開発されており、２層ディスクの場合、ユーザデータ容量は５０Ｇバイト程度となる。
図１は、ディスク全体のレイアウト（領域構成）を示す。
なお本例のシステムでは、ディスクのフォーマット（初期化）処理により図１のレイアウトが形成される。また、以下では一例として、光ディスクが１層ディスク（ＳＬ：Single Layer）である場合を例に説明を行う。
このディスク上の領域としては、内周側からリードインゾーン、データゾーン、リードアウトゾーンが配される。
また、記録・再生に関する領域構成としてみれば。リードインゾーンのうちの最内周側のプリレコーデッド情報領域ＰＩＣが再生専用領域とされ、リードインゾーンの管理領域からリードアウトゾーンまでが、１回記録可能なライトワンス領域とされる。
なお本例のシステムでは、ディスクのフォーマット（初期化）処理により図１のレイアウトが形成される。また、以下では一例として、光ディスクが１層ディスク（ＳＬ：Single Layer）である場合を例に説明を行う。
このディスク上の領域としては、内周側からリードインゾーン、データゾーン、リードアウトゾーンが配される。
また、記録・再生に関する領域構成としてみれば。リードインゾーンのうちの最内周側のプリレコーデッド情報領域ＰＩＣが再生専用領域とされ、リードインゾーンの管理領域からリードアウトゾーンまでが、１回記録可能なライトワンス領域とされる。
再生専用領域及びライトワンス領域には、ウォブリンググルーブ（蛇行された溝）による記録トラックがスパイラル状に形成されている。グルーブはレーザスポットによるトレースの際のトラッキングのガイドとされ、かつこのグルーブが記録トラックとされてデータの記録再生が行われる。
なお本例では、グルーブにデータ記録が行われる光ディスクを想定しているが、本発明はこのようなグルーブ記録の光ディスクに限らず、グルーブとグルーブの間のランドにデータを記録するランド記録方式の光ディスクに適用してもよいし、また、グルーブ及びランドにデータを記録するランドグルーブ記録方式の光ディスクにも適用することも可能である。
なお本例では、グルーブにデータ記録が行われる光ディスクを想定しているが、本発明はこのようなグルーブ記録の光ディスクに限らず、グルーブとグルーブの間のランドにデータを記録するランド記録方式の光ディスクに適用してもよいし、また、グルーブ及びランドにデータを記録するランドグルーブ記録方式の光ディスクにも適用することも可能である。
また記録トラックとされるグルーブは、ウォブル信号に応じた蛇行形状となっている。そのため、光ディスクに対するディスクドライブ装置では、グルーブに照射したレーザスポットの反射光からそのグルーブの両エッジ位置を検出し、レーザスポットを記録トラックに沿って移動させていった際におけるその両エッジ位置のディスク半径方向に対する変動成分を抽出することにより、ウォブル信号を再生することができる。
このウォブル信号には、その記録位置における記録トラックのアドレス情報（物理アドレスやその他の付加情報等）が変調されている。そのため、ディスクドライブ装置では、このウォブル信号からアドレス情報等を復調することによって、データの記録や再生の際のアドレス制御等を行うことができる。
このウォブル信号には、その記録位置における記録トラックのアドレス情報（物理アドレスやその他の付加情報等）が変調されている。そのため、ディスクドライブ装置では、このウォブル信号からアドレス情報等を復調することによって、データの記録や再生の際のアドレス制御等を行うことができる。
図１に示すリードインゾーンは、例えば半径２４ｍｍより内側の領域となる。
そしてリードインゾーン内における半径２２．２〜２３．１ｍｍがプリレコーデッド情報領域ＰＩＣとされる。
プリレコーデッド情報領域ＰＩＣには、あらかじめ、記録再生パワー条件等のディスク情報や、ディスク上の領域情報、コピープロテクションにつかう情報等を、グルーブのウォブリングによって再生専用情報として記録してある。なお、エンボスピット等によりこれらの情報を記録してもよい。
なお図示していないが、プリレコーデッド情報領域ＰＩＣよりさらに内周側にＢＣＡ（Burst Cutting Area）が設けられる場合もある。ＢＣＡはディスク記録媒体固有のユニークＩＤを、記録層を焼き切る記録方式で記録したものである。つまり記録マークを同心円状に並べるように形成していくことで、バーコード状の記録データを形成する。
そしてリードインゾーン内における半径２２．２〜２３．１ｍｍがプリレコーデッド情報領域ＰＩＣとされる。
プリレコーデッド情報領域ＰＩＣには、あらかじめ、記録再生パワー条件等のディスク情報や、ディスク上の領域情報、コピープロテクションにつかう情報等を、グルーブのウォブリングによって再生専用情報として記録してある。なお、エンボスピット等によりこれらの情報を記録してもよい。
なお図示していないが、プリレコーデッド情報領域ＰＩＣよりさらに内周側にＢＣＡ（Burst Cutting Area）が設けられる場合もある。ＢＣＡはディスク記録媒体固有のユニークＩＤを、記録層を焼き切る記録方式で記録したものである。つまり記録マークを同心円状に並べるように形成していくことで、バーコード状の記録データを形成する。
リードインゾーンにおいて、例えば半径２３．１〜２４ｍｍの範囲が管理／制御情報領域とされる。
管理／制御情報領域にはコントロールデータエリア、ＤＭＡ（Disc Management Area ）、ＴＤＭＡ０（ＴＤＭＡ：Temporary Disc Management Area）、テストライトエリア（ＯＰＣ）、バッファエリアなどを有する所定の領域フォーマットが設定される。
管理／制御情報領域における上記コントロールデータエリアには、次のような管理／制御情報が記録される。
すなわち、ディスクタイプ、ディスクサイズ、ディスクバージョン、層構造、チャンネルビット長、ＢＣＡ情報、転送レート、データゾーン位置情報、記録線速度、記録／再生レーザパワー情報などが記録される。
また同じく、管理／制御情報領域内に設けられるテストライトエリア（ＯＰＣ）は、記録／再生時のレーザパワー等、データ記録再生条件を設定する際の試し書きなどに使われる。即ち記録再生条件調整のための領域である。
管理／制御情報領域にはコントロールデータエリア、ＤＭＡ（Disc Management Area ）、ＴＤＭＡ０（ＴＤＭＡ：Temporary Disc Management Area）、テストライトエリア（ＯＰＣ）、バッファエリアなどを有する所定の領域フォーマットが設定される。
管理／制御情報領域における上記コントロールデータエリアには、次のような管理／制御情報が記録される。
すなわち、ディスクタイプ、ディスクサイズ、ディスクバージョン、層構造、チャンネルビット長、ＢＣＡ情報、転送レート、データゾーン位置情報、記録線速度、記録／再生レーザパワー情報などが記録される。
また同じく、管理／制御情報領域内に設けられるテストライトエリア（ＯＰＣ）は、記録／再生時のレーザパワー等、データ記録再生条件を設定する際の試し書きなどに使われる。即ち記録再生条件調整のための領域である。
管理／制御情報領域内には、ＤＭＡが設けられるが、通常、ディスクシステムの分野ではＤＭＡは「Defect Management Area 」と呼ばれ、欠陥管理のための交替管理情報が記録される。しかしながら本例のディスクでは、ＤＭＡは欠陥箇所の交替管理のみではなく、このライトワンス型ディスクにおいてデータ書換を実現するための管理／制御情報が記録される。さらには、後述するＳＲＲＩも記録される。このためＤＭＡは「Disc Management Area」としての機能を有する。
また、交替処理を利用してデータ書換を可能にするためには、データ書換に応じて交替管理情報の内容も更新されていかなければならない。さらには、追記が行われることに応じてデータの記録構造についての管理情報なども更新されていかなければならない。このため、これらの管理情報を更新するためのＴＤＭＡと呼ばれる領域が設けられる。
この場合、上記のような交替及びデータ記録構造などについての管理情報（以下単に管理情報とも呼ぶ）は、ＴＤＭＡ０から順に追加記録されて更新されていく。詳しくは後述するが、ＴＤＭＡ０が管理情報の更新のために使い切られた場合は、さらなる管理情報の書き込み領域としてのＴＤＭＡ１、ＴＤＭＡ２に追記を行うことができる（図２参照）。ＤＭＡに対しては、ディスクのファイナライズ時において、最後にＴＤＭＡに記録された管理情報（最新の管理情報）が記録されることになる。
なお、ＤＭＡ及びＴＤＭＡついては後に詳述する。
また、交替処理を利用してデータ書換を可能にするためには、データ書換に応じて交替管理情報の内容も更新されていかなければならない。さらには、追記が行われることに応じてデータの記録構造についての管理情報なども更新されていかなければならない。このため、これらの管理情報を更新するためのＴＤＭＡと呼ばれる領域が設けられる。
この場合、上記のような交替及びデータ記録構造などについての管理情報（以下単に管理情報とも呼ぶ）は、ＴＤＭＡ０から順に追加記録されて更新されていく。詳しくは後述するが、ＴＤＭＡ０が管理情報の更新のために使い切られた場合は、さらなる管理情報の書き込み領域としてのＴＤＭＡ１、ＴＤＭＡ２に追記を行うことができる（図２参照）。ＤＭＡに対しては、ディスクのファイナライズ時において、最後にＴＤＭＡに記録された管理情報（最新の管理情報）が記録されることになる。
なお、ＤＭＡ及びＴＤＭＡついては後に詳述する。
リードインゾーンより外周側の例えば半径２４．０〜５８．０ｍｍがデータゾーンとされる。データゾーンは、実際にユーザデータが記録再生される領域である。データゾーンの開始アドレスＡＤdts、終了アドレスＡＤdteは、上述したコントロールデータエリアのデータゾーン位置情報において示される。
また、本例のディスクでは、データゾーンに交替領域（スペアエリア）が形成される。この場合、データゾーンにおいては、その最内周側にＩＳＡ（Inner Spare Area）が、また最外周側にＯＳＡ（Outer Spare Area）が設けられる。このＩＳＡ、ＯＳＡが、欠陥による交替処理に用いる交替領域とされる。
ＩＳＡはデータゾーンの開始位置から所定数のクラスタサイズ（１クラスタ＝６５５３６バイト）で形成される。
ＯＳＡはデータゾーンの終了位置から内周側へ所定数のクラスタサイズで形成される。ＩＳＡ、ＯＳＡのサイズは上記ＤＭＡに記述される。
そしてデータゾーンにおいてＩＳＡとＯＳＡにはさまれた区間がユーザデータ領域とされる。このユーザデータ領域が通常にユーザデータの記録再生に用いられる通常記録再生領域である。
ユーザデータ領域の位置、即ち開始アドレスＡＤus、終了アドレスＡＤueは、上記ＤＭＡに記述される。
ＩＳＡはデータゾーンの開始位置から所定数のクラスタサイズ（１クラスタ＝６５５３６バイト）で形成される。
ＯＳＡはデータゾーンの終了位置から内周側へ所定数のクラスタサイズで形成される。ＩＳＡ、ＯＳＡのサイズは上記ＤＭＡに記述される。
そしてデータゾーンにおいてＩＳＡとＯＳＡにはさまれた区間がユーザデータ領域とされる。このユーザデータ領域が通常にユーザデータの記録再生に用いられる通常記録再生領域である。
ユーザデータ領域の位置、即ち開始アドレスＡＤus、終了アドレスＡＤueは、上記ＤＭＡに記述される。
なお、通常、書換のできないライトワンスメディアに対して本例では、交替処理を利用した書換が実現できるようにしている。つまり、既に或るブロック（クラスタ等の領域）に記録されたデータを書き換えようとする場合、新たなデータを他のブロックに記録し、これを欠陥交替の場合と同様に交替管理情報として管理することで、論理的にオーバーライトを実現する。そのような書換の場合の交替は、基本的には交替先としてユーザデータ領域内のブロックが用いられるものとしている。
図１においてデータゾーンより外周側、例えば半径５８．０〜５８．５ｍｍはリードアウトゾーンとされる。リードアウトゾーンは、管理／制御情報領域とされ、コントロールデータエリア、ＤＭＡ、バッファエリア等が、所定のフォーマットで形成される。コントロールデータエリアには、例えばリードインゾーンにおけるコントロールデータエリアと同様に各種の管理／制御情報が記録される。ＤＭＡは、リードインゾーンにおけるＤＭＡと同様にＩＳＡ、ＯＳＡの管理情報が記録される領域として用意される。
図２には、管理／制御情報領域の構造例、及びスペアエリア内に設定可能なＴＤＭＡ１、ＴＤＭＡ２を示している。
先ず、リードインゾーンには、図示するように未定義区間（リザーブ）を除いて、ＤＭＡ２，ＯＰＣ（テストライトエリア）、ＴＤＭＡ０、ＤＭＡ１の各エリアが形成される。またリードアウトゾーンには、未定義区間（リザーブ）を除いて、ＤＭＡ３，ＤＭＡ４の各エリアが形成される。
なお、上述したコントロールデータエリアは示していないが、例えば実際にはコントロールデータエリアの一部がＤＭＡとなることから、図示を省略した。
先ず、リードインゾーンには、図示するように未定義区間（リザーブ）を除いて、ＤＭＡ２，ＯＰＣ（テストライトエリア）、ＴＤＭＡ０、ＤＭＡ１の各エリアが形成される。またリードアウトゾーンには、未定義区間（リザーブ）を除いて、ＤＭＡ３，ＤＭＡ４の各エリアが形成される。
なお、上述したコントロールデータエリアは示していないが、例えば実際にはコントロールデータエリアの一部がＤＭＡとなることから、図示を省略した。
また、スペアエリア内には、図示するようにしてＴＤＭＡ１、ＴＤＭＡ２を設けることができる。具体的に、ＴＤＭＡ１はＩＳＡ内に設定可能とされ、ＴＤＭＡ２はＯＳＡ内に設定可能とされる。これらＴＤＭＡ１、ＴＤＭＡ２としては、リードインゾーン内に設けられるＴＤＭＡ０が管理情報の更新のために使い切られた場合の、新たな管理情報の記録のための領域として設定することができる。つまり、この図に示されるようにしてＴＤＭＡ１、ＴＤＭＡ２の２つが設けられる場合、管理情報の更新は、ＴＤＭＡ０→ＴＤＭＡ１→ＴＤＭＡ２の順で行われる。この場合、ＴＤＭＡ１は、その先頭アドレスのみが固定とされ、終了アドレスは可変とされる。またＴＤＭＡ２は終了アドレスのみが固定とされ、先頭アドレスが可変とされている。すなわち、これらＴＤＭＡ１、ＴＤＭＡ２はサイズ０の場合もあり得る。
ディスクがファイナライズされた場合、ＴＤＭＡにおいて最後に更新された管理情報がＤＭＡに対して書き込まれる。上述のようにしてＤＭＡは、リードインゾーン、リードアウトゾーンにおいて各２箇所設けられ、計４つ設けられる。これらＤＭＡ１〜ＤＭＡ４には、同一の管理情報が記録される。つまり、これらＤＭＡに対しては、ＴＤＭＡにおいて最後に更新された同じ管理情報が記録されるものである。このように同じ管理情報が大量に書き込まれることで、ファイナライズ後においては管理情報の読み出しをより確実に行うことができるようになる。
以上をまとめると、ディスクをファイナライズするまでは、ＤＭＡは使用されず、ＴＤＭＡにおいて交替管理が行われる。ディスクをファイナライズすると、その時点においてＴＤＭＡに記録されている最新の管理情報がＤＭＡに記録され、以降はＤＭＡによる交替管理が可能となる、ということになる。
以上をまとめると、ディスクをファイナライズするまでは、ＤＭＡは使用されず、ＴＤＭＡにおいて交替管理が行われる。ディスクをファイナライズすると、その時点においてＴＤＭＡに記録されている最新の管理情報がＤＭＡに記録され、以降はＤＭＡによる交替管理が可能となる、ということになる。
２．ＤＭＡ。
リードインゾーン、リードアウトゾーンに記録されるＤＭＡの構造を図３に示す。
ここではＤＭＡのサイズは３２クラスタとする例を示す。但しＤＭＡサイズは３２クラスタに限定されるものではない。
なお、１クラスタは６５５３６バイトであり、これはデータ記録の最小単位である。また、２０４８バイトがセクタ（又はデータフレーム）と呼ばれる単位となり、従って１クラスタは３２セクタ（又は３２データフレーム）となる。ユーザデータのサイズで考えれば、セクタとデータフレームは同一であるが、セクタは物理的なデータ単位、データフレームは論理的なデータ単位である。
アドレスはセクタ単位で割り当てられる。物理セクタアドレスをＰＳＮ（Physical Sector Number）、論理セクタアドレスをＬＳＮ（Logical Sector Number）と呼ぶ。
図３では、３２クラスタの各クラスタを、クラスタ番号１〜３２としてＤＭＡにおける各内容のデータ位置を示している。また各内容のサイズをクラスタ数として示している。
リードインゾーン、リードアウトゾーンに記録されるＤＭＡの構造を図３に示す。
ここではＤＭＡのサイズは３２クラスタとする例を示す。但しＤＭＡサイズは３２クラスタに限定されるものではない。
なお、１クラスタは６５５３６バイトであり、これはデータ記録の最小単位である。また、２０４８バイトがセクタ（又はデータフレーム）と呼ばれる単位となり、従って１クラスタは３２セクタ（又は３２データフレーム）となる。ユーザデータのサイズで考えれば、セクタとデータフレームは同一であるが、セクタは物理的なデータ単位、データフレームは論理的なデータ単位である。
アドレスはセクタ単位で割り当てられる。物理セクタアドレスをＰＳＮ（Physical Sector Number）、論理セクタアドレスをＬＳＮ（Logical Sector Number）と呼ぶ。
図３では、３２クラスタの各クラスタを、クラスタ番号１〜３２としてＤＭＡにおける各内容のデータ位置を示している。また各内容のサイズをクラスタ数として示している。
ＤＭＡにおいて、クラスタ番号１〜４の４クラスタの区間にはＤＤＳ(Disc Definition Structure)としてディスクの詳細情報が記録される。
このＤＤＳの内容は図４で述べるが、ＤＤＳは１クラスタのサイズとされ、当該４クラスタの区間において４回繰り返し記録される。
このＤＤＳの内容は図４で述べるが、ＤＤＳは１クラスタのサイズとされ、当該４クラスタの区間において４回繰り返し記録される。
クラスタナンバ５〜８の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの１番目の記録領域（ＤＦＬ＃１）となる。ディフェクトリストＤＦＬは４クラスタサイズのデータとなり、その中に、個々の交替アドレス情報（後述するＤＦＬエントリ、ＬＯＷエントリ）をリストアップした構成となる。
クラスタナンバ９〜１２の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの２番目の記録領域（ＤＦＬ＃２）となる。
さらに、４クラスタづつ３番目以降のディフェクトリストＤＦＬ＃３〜ＤＦＬ＃６の記録領域が用意され、クラスタナンバ２９〜３２の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの７番目の記録領域（ＤＦＬ＃７）となる。
つまり、３２クラスタのＤＭＡには、ディフェクトリストＤＦＬ＃１〜ＤＦＬ＃７の７個の記録領域が用意される。
本例のように１回書き込み可能なライトワンス型光ディスクの場合、このＤＭＡの内容を記録するためには、ファイナライズという処理を行う必要がある。その場合、ＤＭＡに書き込む７つのディフェクトリストＤＦＬ＃１〜ＤＦＬ＃７は互換性を考慮して全て同じ内容とされる。
ディフェクトリストＤＦＬの構造は、後述するＴＤＭＡにおけるＴＤＦＬ（テンポラリＤＦＬ）とほぼ同様となるため説明を省略する。
クラスタナンバ９〜１２の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの２番目の記録領域（ＤＦＬ＃２）となる。
さらに、４クラスタづつ３番目以降のディフェクトリストＤＦＬ＃３〜ＤＦＬ＃６の記録領域が用意され、クラスタナンバ２９〜３２の４クラスタの区間は、ディフェクトリストＤＦＬの７番目の記録領域（ＤＦＬ＃７）となる。
つまり、３２クラスタのＤＭＡには、ディフェクトリストＤＦＬ＃１〜ＤＦＬ＃７の７個の記録領域が用意される。
本例のように１回書き込み可能なライトワンス型光ディスクの場合、このＤＭＡの内容を記録するためには、ファイナライズという処理を行う必要がある。その場合、ＤＭＡに書き込む７つのディフェクトリストＤＦＬ＃１〜ＤＦＬ＃７は互換性を考慮して全て同じ内容とされる。
ディフェクトリストＤＦＬの構造は、後述するＴＤＭＡにおけるＴＤＦＬ（テンポラリＤＦＬ）とほぼ同様となるため説明を省略する。
上記図３のＤＭＡの先頭に記録されるＤＤＳの内容を図４に示す。
上記のようにＤＤＳは１クラスタ（＝６５５３６バイト）のサイズとされる。
図４においてバイト位置は、６５５３６バイトであるＤＤＳの先頭バイトをバイト０として示している。バイト数は各データ内容のバイト数を示す。
上記のようにＤＤＳは１クラスタ（＝６５５３６バイト）のサイズとされる。
図４においてバイト位置は、６５５３６バイトであるＤＤＳの先頭バイトをバイト０として示している。バイト数は各データ内容のバイト数を示す。
バイト位置０〜１の２バイトには、ＤＤＳのクラスタであることを認識するための、ＤＤＳ識別子（DDS Identifier）＝「ＤＳ」が記録される。
バイト位置２の１バイトに、ＤＤＳ型式番号（フォーマットのバージョン）が示される。
バイト位置４〜７の４バイトには、ＤＤＳの更新回数（DDS Update Count）が記録される。なお、本例ではＤＭＡ自体はファイナライズ時に管理情報が書き込まれるものであって更新されるものではなく、管理情報はＴＤＭＡにおいて行われる。従って、最終的にファイナライズされる際に、ＴＤＭＡにおいて行われたＤＤＳ（ＴＤＤＳ：テンポラリＤＤＳ）の更新回数が、当該バイト位置に記録されるものとなる。
バイト位置２の１バイトに、ＤＤＳ型式番号（フォーマットのバージョン）が示される。
バイト位置４〜７の４バイトには、ＤＤＳの更新回数（DDS Update Count）が記録される。なお、本例ではＤＭＡ自体はファイナライズ時に管理情報が書き込まれるものであって更新されるものではなく、管理情報はＴＤＭＡにおいて行われる。従って、最終的にファイナライズされる際に、ＴＤＭＡにおいて行われたＤＤＳ（ＴＤＤＳ：テンポラリＤＤＳ）の更新回数が、当該バイト位置に記録されるものとなる。
バイト位置１６〜１９の４バイトには、ＤＭＡ内のドライブエリアの先頭物理セクタアドレスが記録される。
バイト位置２４〜２７の４バイトには、ＤＭＡ内のディフェクトリストＤＦＬの先頭物理セクタアドレスが記録される。
バイト位置３２〜３５の４バイトは、データゾーンにおけるユーザデータ領域の先頭位置（図１のＡＤus）、つまりＬＳＮ（Logical Sector Number：論理セクタアドレス）”０”の位置を、ＰＳＮ（Phisical Sector Number：物理セクタアドレス）によって示している。
バイト位置３６〜３９の４バイトは、データゾーンにおけるユーザデータエリアの終了位置（図１のＡＤue）をＬＳＮ（論理セクターアドレス）によって示している。
バイト位置４０〜４３の４バイトには、データゾーンにおけるＩＳＡのサイズが示される。
バイト位置４４〜４７の４バイトには、データゾーンにおける１層当たりのＯＳＡのサイズが示される。
バイト位置４８〜５１の４バイトには、データゾーンにおけるＩＳＡ（２層ディスクにおける第２レイヤのＩＳＡ）のサイズが示される。
バイト位置５２の１バイトには、ＩＳＡ、ＯＳＡを使用してデータ書換が可能であるか否かを示す交替領域使用可能フラグ（Spare Area Full Flag）が示される。交替領域使用可能フラグは、ＩＳＡ又はＯＳＡが全て使用された際に、それを示すものとされる。
バイト位置５４の１バイトには、ディスクサーティフィケーションフラグ（Disc Certification Flag）が示され、ディスクの認証のステータスを表す。
バイト位置５６〜５９の４バイトには、ラストベリファイドアドレスポインタ（Last Verified Address Pointer）として、ベリファイ済みの最終アドレスが示される。
これら以外のバイト位置はリザーブ（未定義）とされ、全て００ｈとされる。
バイト位置２４〜２７の４バイトには、ＤＭＡ内のディフェクトリストＤＦＬの先頭物理セクタアドレスが記録される。
バイト位置３２〜３５の４バイトは、データゾーンにおけるユーザデータ領域の先頭位置（図１のＡＤus）、つまりＬＳＮ（Logical Sector Number：論理セクタアドレス）”０”の位置を、ＰＳＮ（Phisical Sector Number：物理セクタアドレス）によって示している。
バイト位置３６〜３９の４バイトは、データゾーンにおけるユーザデータエリアの終了位置（図１のＡＤue）をＬＳＮ（論理セクターアドレス）によって示している。
バイト位置４０〜４３の４バイトには、データゾーンにおけるＩＳＡのサイズが示される。
バイト位置４４〜４７の４バイトには、データゾーンにおける１層当たりのＯＳＡのサイズが示される。
バイト位置４８〜５１の４バイトには、データゾーンにおけるＩＳＡ（２層ディスクにおける第２レイヤのＩＳＡ）のサイズが示される。
バイト位置５２の１バイトには、ＩＳＡ、ＯＳＡを使用してデータ書換が可能であるか否かを示す交替領域使用可能フラグ（Spare Area Full Flag）が示される。交替領域使用可能フラグは、ＩＳＡ又はＯＳＡが全て使用された際に、それを示すものとされる。
バイト位置５４の１バイトには、ディスクサーティフィケーションフラグ（Disc Certification Flag）が示され、ディスクの認証のステータスを表す。
バイト位置５６〜５９の４バイトには、ラストベリファイドアドレスポインタ（Last Verified Address Pointer）として、ベリファイ済みの最終アドレスが示される。
これら以外のバイト位置はリザーブ（未定義）とされ、全て００ｈとされる。
ＤＭＡにおいては、以上のようなデータ構造で、管理情報が記録される。但し、上述したように、ＤＭＡにこれらの情報が記録されるのはディスクをファイナライズした際であり、そのときは、ＴＤＭＡにおける最新の管理情報が反映されるものとなる。
欠陥管理やデータ書換のための交替処理及びそれに応じた管理情報の更新は、次に説明するＴＤＭＡにおいて行われることになる。
欠陥管理やデータ書換のための交替処理及びそれに応じた管理情報の更新は、次に説明するＴＤＭＡにおいて行われることになる。
３．ＴＤＭＡ。
３−１ ＴＤＭＡ構造及びＴＤＭＳアップデートユニット。
続いて、ＴＤＭＡについて説明する。ＴＤＭＡ（テンポラリＤＭＡ）は、ＤＭＡと同じく管理情報を記録する領域とされるが、データ書換や欠陥の検出に応じた交替処理が発生することに応じて管理情報が追加記録されることで更新されていく。
３−１ ＴＤＭＡ構造及びＴＤＭＳアップデートユニット。
続いて、ＴＤＭＡについて説明する。ＴＤＭＡ（テンポラリＤＭＡ）は、ＤＭＡと同じく管理情報を記録する領域とされるが、データ書換や欠陥の検出に応じた交替処理が発生することに応じて管理情報が追加記録されることで更新されていく。
図５にＴＤＭＡ０の構造を示す。図５（ａ）（ｂ）に示すように管理／制御情報領域内に設けられるＴＤＭＡのサイズは、例えば２０４８クラスタとされる。
図５（ｃ）に２０４８クラスタを用いたＴＤＭＡ０構造を示す。
先ず、ＴＤＭＡ０の先頭から３つのクラスタＣＬ０、ＣＬ１、ＣＬ２は、アクセスインジケータとしての機能を持つ（アクセスインジケータ領域）。
クラスタＣＬ２は、ＴＤＭＡ１アクセスインジケータとされ、クラスタＣＬ１は、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータとされる。これらＴＤＭＡアクセスインジケータには、そのＴＤＭＡに対して初めて情報が記録されたときに最新のＴＤＤＳ（Temporary Disc Definition Structure：後述）を含むストラクチャを記録するようにされる。具体的に、ＴＤＭＡ１に初めて情報が記録された場合、クラスタＣＬ２のＴＤＭＡ１アクセスインジケータ内に対しＴＤＭＡ１内の最新のＴＤＤＳを記録する。同様に、ＴＤＭＡ２に初めて情報が記録された場合、クラスタＣＬ１のＴＤＭＡ２アクセスインジケータ内に対しＴＤＭＡ２内の最新のＴＤＤＳを記録する。
ここで、ＴＤＭＡ０内で情報が更新される限りは、各ＴＤＭＡアクセスインジケータに対する情報の書き込みは一切行われない。すなわち、このことからＴＤＭＡ１アクセスインジケータ、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータの双方が未書き込みであれば、最新の管理情報はＴＤＭＡ０内にあることが判明する（ブランクディスクである場合は除く）。そして上記説明によれば、ＴＤＭＡ１アクセスインジケータが書き込み済みであれば、最新の管理情報がＴＤＭＡ１内にあることが判明し、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータが書き込み済みであれば、最新の管理情報がＴＤＭＡ２内にあることが判明する。
図５（ｃ）に２０４８クラスタを用いたＴＤＭＡ０構造を示す。
先ず、ＴＤＭＡ０の先頭から３つのクラスタＣＬ０、ＣＬ１、ＣＬ２は、アクセスインジケータとしての機能を持つ（アクセスインジケータ領域）。
クラスタＣＬ２は、ＴＤＭＡ１アクセスインジケータとされ、クラスタＣＬ１は、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータとされる。これらＴＤＭＡアクセスインジケータには、そのＴＤＭＡに対して初めて情報が記録されたときに最新のＴＤＤＳ（Temporary Disc Definition Structure：後述）を含むストラクチャを記録するようにされる。具体的に、ＴＤＭＡ１に初めて情報が記録された場合、クラスタＣＬ２のＴＤＭＡ１アクセスインジケータ内に対しＴＤＭＡ１内の最新のＴＤＤＳを記録する。同様に、ＴＤＭＡ２に初めて情報が記録された場合、クラスタＣＬ１のＴＤＭＡ２アクセスインジケータ内に対しＴＤＭＡ２内の最新のＴＤＤＳを記録する。
ここで、ＴＤＭＡ０内で情報が更新される限りは、各ＴＤＭＡアクセスインジケータに対する情報の書き込みは一切行われない。すなわち、このことからＴＤＭＡ１アクセスインジケータ、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータの双方が未書き込みであれば、最新の管理情報はＴＤＭＡ０内にあることが判明する（ブランクディスクである場合は除く）。そして上記説明によれば、ＴＤＭＡ１アクセスインジケータが書き込み済みであれば、最新の管理情報がＴＤＭＡ１内にあることが判明し、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータが書き込み済みであれば、最新の管理情報がＴＤＭＡ２内にあることが判明する。
また、クラスタＣＬ０はＤＭＡアクセスインジケータとされ、ここにはファイナライズに伴いＤＭＡが記録されるときに、図３に添った形で必要な情報を、最新のＴＤＭＳ（Temporary Disc Management Structure：後述）から取得して記録する。
上記のようにして、クラスタＣＬ１、クラスタＣＬ２が共に未書き込みである場合、最新のＴＤＭＳはＴＤＭＡ０から取得出来る。また、クラスタＣＬ２が記録済みである場合、最新のＴＤＭＳはＴＤＭＡ１から取得でき、クラスタＣＬ１が記録済みである場合は、最新のＴＤＭＳはＴＤＭＡ２から取得できることになる。
このクラスタＣＬ０としてのＤＭＡアクセスインジケータが記録済みの場合、そのディスクはファイナライズされて書き込み禁止状態になっており、最新のディスク情報はＤＭＡから取得出来ることを表すものとなる。
また、このＤＭＡアクセスインジケータは、これが書き込み済みであるか否かによってディスクがファイナライズ済みであるか否かを示す情報ともなる。
上記のようにして、クラスタＣＬ１、クラスタＣＬ２が共に未書き込みである場合、最新のＴＤＭＳはＴＤＭＡ０から取得出来る。また、クラスタＣＬ２が記録済みである場合、最新のＴＤＭＳはＴＤＭＡ１から取得でき、クラスタＣＬ１が記録済みである場合は、最新のＴＤＭＳはＴＤＭＡ２から取得できることになる。
このクラスタＣＬ０としてのＤＭＡアクセスインジケータが記録済みの場合、そのディスクはファイナライズされて書き込み禁止状態になっており、最新のディスク情報はＤＭＡから取得出来ることを表すものとなる。
また、このＤＭＡアクセスインジケータは、これが書き込み済みであるか否かによってディスクがファイナライズ済みであるか否かを示す情報ともなる。
ＴＤＭＡ０のクラスタＣＬ３〜ＣＬ２０４７までは、ＴＤＭＳ書き込み領域として、管理情報の更新に用いられる。
クラスタＣＬ３以降に記録される管理情報を構成するストラクチャをＴＤＭＳ（Temporary Disc Management Structure）と呼ぶ。
ＴＤＭＳは、１〜Ｎクラスタの可変サイズとされるＴＤＭＳアップデートユニット単位で追加記録されていく。シーケンシャルレコーディングモードでは上記Ｎは「４」とされる。なお２層ディスクの場合は上記Ｎは「８」とされる。
例えば図５（ｄ）は、最初にクラスタＣＬ３に１クラスタのＴＤＭＳアップデートユニットが記録され、次にクラスタＣＬ４に１クラスタのＴＤＭＳアップデートユニットが記録され、さらにクラスタＣＬ５に２クラスタのＴＤＭＳアップデートユニットが記録された状態を示している。
ＴＤＭＳは、管理情報の更新が必要となることに応じて、このようにＴＤＭＳアップデートユニット単位で、連続するクラスタに逐次記録されていく。ＴＤＭＳアップデートユニットの記録の際には、その時点で最後の記録済みクラスタの後ろから間を空けずに 最新のＴＤＭＳアップデートユニットを記録していく。
クラスタＣＬ３以降に記録される管理情報を構成するストラクチャをＴＤＭＳ（Temporary Disc Management Structure）と呼ぶ。
ＴＤＭＳは、１〜Ｎクラスタの可変サイズとされるＴＤＭＳアップデートユニット単位で追加記録されていく。シーケンシャルレコーディングモードでは上記Ｎは「４」とされる。なお２層ディスクの場合は上記Ｎは「８」とされる。
例えば図５（ｄ）は、最初にクラスタＣＬ３に１クラスタのＴＤＭＳアップデートユニットが記録され、次にクラスタＣＬ４に１クラスタのＴＤＭＳアップデートユニットが記録され、さらにクラスタＣＬ５に２クラスタのＴＤＭＳアップデートユニットが記録された状態を示している。
ＴＤＭＳは、管理情報の更新が必要となることに応じて、このようにＴＤＭＳアップデートユニット単位で、連続するクラスタに逐次記録されていく。ＴＤＭＳアップデートユニットの記録の際には、その時点で最後の記録済みクラスタの後ろから間を空けずに 最新のＴＤＭＳアップデートユニットを記録していく。
本例のライトワンス型ディスクに対して記録モードがシーケンシャル記録モード（Sequential Recording Mode）とされる場合、ＴＤＭＳを構成する要素は、ＴＤＤＳ（Temporary Disc Definition Structure）、ＴＤＦＬ（Temporary Defect List）、ＳＲＲＩ（Sequential Recording Range Information）の３つであり、これら要素は必ず同じＴＤＭＡ内に記録されている。
それぞれ詳しく後述するが、ＴＤＤＳは、主にＴＤＭＳの管理のための情報が含まれる。ＴＤＦＬは、実際の交替情報（ＬＯＷエントリ，ＤＦＬエントリ）が含まれる。ＳＲＲＩは、ユーザデータ領域に記録されるＳＲＲ（Sequential Recording Range：連続記録範囲）の管理情報である。ここでいう連続記録範囲とは、例えばＣＤ、ＤＶＤ等で言う「トラック」に相当するものである。
それぞれ詳しく後述するが、ＴＤＤＳは、主にＴＤＭＳの管理のための情報が含まれる。ＴＤＦＬは、実際の交替情報（ＬＯＷエントリ，ＤＦＬエントリ）が含まれる。ＳＲＲＩは、ユーザデータ領域に記録されるＳＲＲ（Sequential Recording Range：連続記録範囲）の管理情報である。ここでいう連続記録範囲とは、例えばＣＤ、ＤＶＤ等で言う「トラック」に相当するものである。
図６（ａ）（ｂ）（ｃ）にＴＤＭＳアップデートユニットの構成を示す。
全てのＴＤＭＳアップデートユニットは１セクタのサイズのＴＤＤＳを含むものとされる。そしてＴＤＤＳはＴＤＭＳアップデートユニットを構成するクラスタの最後のセクタ（データフレーム）に配置される。
またＴＤＭＳアップデートユニットにＴＤＦＬを含む場合、ＴＤＦＬはＴＤＭＳアップデートユニットの先頭からの必要数のセクタ（データフレーム）に配置される。
またＴＤＭＳアップデートユニットにＳＲＲＩを含む場合、ＳＲＲＩはＴＤＭＳアップデートユニットの終端側、即ちＴＤＤＳの直前の必要数のセクタ（データフレーム）に配置される。
図６（ａ）は、ＳＲＲＩとＴＤＤＳを含むＴＤＭＳアップデートユニットの例である。ＴＤＭＳアップデートユニットは例えば１クラスタとされ、最終セクタ（データフレーム３１）にＴＤＤＳが配置される。そしてＳＲＲＩのサイズがＭセクタであるとすると、ＴＤＤＳの直前となるＭセクタ（データフレーム（３１−Ｍ）からデータフレーム３０まで）にＳＲＲＩが配置される。
この場合ＴＤＦＬは記録されないため、データフレーム０からデータフレーム（３０−Ｍ）まではゼロデータ（００ｈ）とされる。
図６（ｂ）は、ＴＤＦＬとＴＤＤＳを含むＴＤＭＳアップデートユニットの例である。ＴＤＭＳアップデートユニットは例えばＫクラスタとされ、最終セクタ（クラスタＫのデータフレーム３１）にＴＤＤＳが配置される。そしてＴＤＦＬのサイズがＮセクタであるとすると、先頭からＮセクタ（クラスタ０のデータフレーム０からクラスタＫのデータフレーム（ｘ−１）までにＴＤＦＬが配置される。なお、ｘ＝mod（Ｎ／３２）−１である。
この場合ＳＲＲＩは記録されないため、クラスタＫのデータフレームｘからデータフレーム３０まではゼロデータ（００ｈ）とされる。
図６（ｃ）は、ＴＤＦＬ、ＳＲＲＩ、ＴＤＤＳを含むＴＤＭＳアップデートユニットの例である。ＴＤＭＳアップデートユニットは例えばＫクラスタとされ、最終セクタ（クラスタＫのデータフレーム３１）にＴＤＤＳが配置される。そしてＴＤＦＬのサイズがＮセクタであるとすると、先頭からＮセクタ（クラスタ０のデータフレーム０からクラスタ（Ｋ−１）のデータフレーム（ｘ−１）までにＴＤＦＬが配置される。
またＴＤＤＳの直前となるＭセクタ（クラスタＫのデータフレーム（３１−Ｍ）からデータフレーム３０まで）にＳＲＲＩが配置される。
ＴＤＦＬとＳＲＲＩの間に図のように残り領域があれば、その領域はゼロデータ（００ｈ）で埋められる。
なお、ＴＤＭＳアップデートユニットを構成するクラスタ数は、ＴＤＦＬやＳＲＲＩのサイズによって異なるものとなることは言うまでもない。
全てのＴＤＭＳアップデートユニットは１セクタのサイズのＴＤＤＳを含むものとされる。そしてＴＤＤＳはＴＤＭＳアップデートユニットを構成するクラスタの最後のセクタ（データフレーム）に配置される。
またＴＤＭＳアップデートユニットにＴＤＦＬを含む場合、ＴＤＦＬはＴＤＭＳアップデートユニットの先頭からの必要数のセクタ（データフレーム）に配置される。
またＴＤＭＳアップデートユニットにＳＲＲＩを含む場合、ＳＲＲＩはＴＤＭＳアップデートユニットの終端側、即ちＴＤＤＳの直前の必要数のセクタ（データフレーム）に配置される。
図６（ａ）は、ＳＲＲＩとＴＤＤＳを含むＴＤＭＳアップデートユニットの例である。ＴＤＭＳアップデートユニットは例えば１クラスタとされ、最終セクタ（データフレーム３１）にＴＤＤＳが配置される。そしてＳＲＲＩのサイズがＭセクタであるとすると、ＴＤＤＳの直前となるＭセクタ（データフレーム（３１−Ｍ）からデータフレーム３０まで）にＳＲＲＩが配置される。
この場合ＴＤＦＬは記録されないため、データフレーム０からデータフレーム（３０−Ｍ）まではゼロデータ（００ｈ）とされる。
図６（ｂ）は、ＴＤＦＬとＴＤＤＳを含むＴＤＭＳアップデートユニットの例である。ＴＤＭＳアップデートユニットは例えばＫクラスタとされ、最終セクタ（クラスタＫのデータフレーム３１）にＴＤＤＳが配置される。そしてＴＤＦＬのサイズがＮセクタであるとすると、先頭からＮセクタ（クラスタ０のデータフレーム０からクラスタＫのデータフレーム（ｘ−１）までにＴＤＦＬが配置される。なお、ｘ＝mod（Ｎ／３２）−１である。
この場合ＳＲＲＩは記録されないため、クラスタＫのデータフレームｘからデータフレーム３０まではゼロデータ（００ｈ）とされる。
図６（ｃ）は、ＴＤＦＬ、ＳＲＲＩ、ＴＤＤＳを含むＴＤＭＳアップデートユニットの例である。ＴＤＭＳアップデートユニットは例えばＫクラスタとされ、最終セクタ（クラスタＫのデータフレーム３１）にＴＤＤＳが配置される。そしてＴＤＦＬのサイズがＮセクタであるとすると、先頭からＮセクタ（クラスタ０のデータフレーム０からクラスタ（Ｋ−１）のデータフレーム（ｘ−１）までにＴＤＦＬが配置される。
またＴＤＤＳの直前となるＭセクタ（クラスタＫのデータフレーム（３１−Ｍ）からデータフレーム３０まで）にＳＲＲＩが配置される。
ＴＤＦＬとＳＲＲＩの間に図のように残り領域があれば、その領域はゼロデータ（００ｈ）で埋められる。
なお、ＴＤＭＳアップデートユニットを構成するクラスタ数は、ＴＤＦＬやＳＲＲＩのサイズによって異なるものとなることは言うまでもない。
図７は、ＴＤＭＳアップデートユニットが追加記録されていった様子を示している。例えば最初に２クラスタサイズのＴＤＭＳアップデートユニット＃１が記録され、その後＃２，＃３・・・＃ｘ・・・＃ｙと追加記録された場合である。
例えばＴＤＦＬの更新が必要な場合、或いはＳＲＲＩの更新が必要な場合、さらにはＴＤＦＬとＳＲＲＩの両方の更新が必要な場合に、上記図６（ａ）（ｂ）（ｃ）の内でいずれか必要な形態のＴＤＭＳアップデートユニットの追加記録が行われる。例えばＳＲＲＩの更新が必要であるがＴＤＦＬの更新は不要であるときは図６（ａ）の形態となる。
図７では、ＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙが最新のＴＤＭＳアップデートユニットである。ＴＤＭＳアップデートユニットには必ずＴＤＤＳが含まれることから、このＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙのＴＤＤＳが有効な最新のＴＤＤＳとなる。
そしてこの最新のＴＤＤＳによって、有効なＳＲＲＩやＴＤＦＬが示される。
この例のＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙは、ＳＲＲＩの更新のために記録されたものであり、従って最新のＴＤＤＳにより、ＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙにおけるＳＲＲＩｎを有効なＳＲＲＩとして示している。
また、この時点でＴＤＭＳアップデートユニット＃ｘでのＴＤＦＬｍが有効なＴＤＦＬであれば、最新のＴＤＤＳにより、ＴＤＭＳアップデートユニット＃ｘにおけるＴＤＦＬｍが有効なＴＤＦＬとして示されることになる。
つまり、図５のＴＤＭＡにおいてクラスタＣＬ３以降に随時追加記録されるＴＤＭＳは、その最新のＴＤＭＳアップデートユニットにおけるＴＤＤＳが有効なＴＤＤＳとされ、そのＴＤＤＳによって、最新のＳＲＲＩ、ＴＤＦＬが示されるものである。
例えばＴＤＦＬの更新が必要な場合、或いはＳＲＲＩの更新が必要な場合、さらにはＴＤＦＬとＳＲＲＩの両方の更新が必要な場合に、上記図６（ａ）（ｂ）（ｃ）の内でいずれか必要な形態のＴＤＭＳアップデートユニットの追加記録が行われる。例えばＳＲＲＩの更新が必要であるがＴＤＦＬの更新は不要であるときは図６（ａ）の形態となる。
図７では、ＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙが最新のＴＤＭＳアップデートユニットである。ＴＤＭＳアップデートユニットには必ずＴＤＤＳが含まれることから、このＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙのＴＤＤＳが有効な最新のＴＤＤＳとなる。
そしてこの最新のＴＤＤＳによって、有効なＳＲＲＩやＴＤＦＬが示される。
この例のＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙは、ＳＲＲＩの更新のために記録されたものであり、従って最新のＴＤＤＳにより、ＴＤＭＳアップデートユニット＃ｙにおけるＳＲＲＩｎを有効なＳＲＲＩとして示している。
また、この時点でＴＤＭＳアップデートユニット＃ｘでのＴＤＦＬｍが有効なＴＤＦＬであれば、最新のＴＤＤＳにより、ＴＤＭＳアップデートユニット＃ｘにおけるＴＤＦＬｍが有効なＴＤＦＬとして示されることになる。
つまり、図５のＴＤＭＡにおいてクラスタＣＬ３以降に随時追加記録されるＴＤＭＳは、その最新のＴＤＭＳアップデートユニットにおけるＴＤＤＳが有効なＴＤＤＳとされ、そのＴＤＤＳによって、最新のＳＲＲＩ、ＴＤＦＬが示されるものである。
３−２ ＴＤＤＳ。
上記のようにＴＤＭＳアップデートユニットの最後のセクターとして記録されるＴＤＤＳ（temporary disc definition structure）の構造を図８に示す。
ＴＤＤＳは１セクタ（２０４８バイト）で構成される。そして図４で述べたＤＭＡにおけるＤＤＳと同様の内容を含む。なお、ＤＤＳは１クラスタ（６５５３６バイト）であるが、図４で説明したようにＤＤＳにおける実質的内容定義が行われているのはデータフレーム０のバイト位置５９までである。つまり１クラスタの先頭セクタ（データフレーム）内に実質的内容が記録されている。このためＴＤＤＳが１セクタであっても、ＤＤＳ内容の主たる内容を包含できる。
上記のようにＴＤＭＳアップデートユニットの最後のセクターとして記録されるＴＤＤＳ（temporary disc definition structure）の構造を図８に示す。
ＴＤＤＳは１セクタ（２０４８バイト）で構成される。そして図４で述べたＤＭＡにおけるＤＤＳと同様の内容を含む。なお、ＤＤＳは１クラスタ（６５５３６バイト）であるが、図４で説明したようにＤＤＳにおける実質的内容定義が行われているのはデータフレーム０のバイト位置５９までである。つまり１クラスタの先頭セクタ（データフレーム）内に実質的内容が記録されている。このためＴＤＤＳが１セクタであっても、ＤＤＳ内容の主たる内容を包含できる。
ＴＤＤＳは上述のようにＴＤＭＳアップデートユニットの最終クラスタの最終セクタに記録されるため、データフレーム３１としてのバイト位置０〜２０４７に記録される。
そしてＴＤＤＳは、バイト位置０〜５３まではＤＤＳと同様の内容となる。つまり、ファイナライズによってＤＤＳが記録される際には、最新のＴＤＤＳにおけるこれらの内容がＤＤＳに反映されて記録される。
なお、ＤＤＳとＴＤＤＳのバイト位置５３までにおいて、バイト位置４〜７の「TDDS Update Count」は図４を参照してわかるようにＤＤＳ更新回数とされるが、この情報は、ＴＤＤＳにおいてはＴＤＤＳを作成した回数としての値となる。またＴＤＤＳにおいては、バイト位置２４〜２７の「first PSN of Defect List(P_DFL)」(ディフェクトリストの開始ＰＳＮ)は、ディスクのクローズ処理（それ以上の追記を禁止するための処理）がされるまでは０の値を取る。
クローズ処理時に ＤＭＡに書き込まれるＤＤＳには、ファイナライズ時点での最新の ＴＤＤＳのバイト位置４〜７の値がＤＤＳのバイト位置４〜７に書き込まれ、またバイト位置２４〜２７のディフェクトリストの開始ＰＳＮが書き込まれる。
そしてＴＤＤＳは、バイト位置０〜５３まではＤＤＳと同様の内容となる。つまり、ファイナライズによってＤＤＳが記録される際には、最新のＴＤＤＳにおけるこれらの内容がＤＤＳに反映されて記録される。
なお、ＤＤＳとＴＤＤＳのバイト位置５３までにおいて、バイト位置４〜７の「TDDS Update Count」は図４を参照してわかるようにＤＤＳ更新回数とされるが、この情報は、ＴＤＤＳにおいてはＴＤＤＳを作成した回数としての値となる。またＴＤＤＳにおいては、バイト位置２４〜２７の「first PSN of Defect List(P_DFL)」(ディフェクトリストの開始ＰＳＮ)は、ディスクのクローズ処理（それ以上の追記を禁止するための処理）がされるまでは０の値を取る。
クローズ処理時に ＤＭＡに書き込まれるＤＤＳには、ファイナライズ時点での最新の ＴＤＤＳのバイト位置４〜７の値がＤＤＳのバイト位置４〜７に書き込まれ、またバイト位置２４〜２７のディフェクトリストの開始ＰＳＮが書き込まれる。
この場合、バイト位置５６「Pre-write Area Flags」の１バイトを挟むバイト位置５３〜５５、バイト位置５７〜６３は、リザーブ領域として共に０で埋められる。また、バイト位置６４〜７１は「Status bits of INFO1/PAC1 locations on L0」、バイト位置７２〜７９は「Status bits of INFO1/PAC2 locations on L0」となる。またバイト位置８０〜８７、バイト位置８８〜９５は、それぞれ「Status bits of INFO1/PAC1 locations on L1」、「Status bits of INFO1/PAC2 locations on L1」であり、これらの領域は２層ディスクの場合に有効な情報が書き込まれる。さらにバイト位置９６〜１０２３まではリザーブ領域である。
ＴＤＤＳのバイト位置１０２４以降には、ＤＤＳには無い情報が記録される。
バイト位置１０２４の１バイトは、レコーディングモード（Recording Mode）とされディスクの記録モードが示される。また、バイト位置１０２５の１バイト、バイト位置１０２６〜１０２７の２バイトは、それぞれジェネラルフラグビット（general flag bits）、インコンシステンシーフラグ（Inconsistency flags）とされ、さらにバイト位置１０２８〜１０３１の４バイトはリザーブ領域である。
また、バイト位置１０３２から１０３５の４バイトには、ユーザデータ領域でのデータ記録済の最終の物理セクタアドレスＰＳＮが記録される。またバイト位置１０３６〜１０３９の４バイトはリザーブ領域である。
バイト位置１０２４の１バイトは、レコーディングモード（Recording Mode）とされディスクの記録モードが示される。また、バイト位置１０２５の１バイト、バイト位置１０２６〜１０２７の２バイトは、それぞれジェネラルフラグビット（general flag bits）、インコンシステンシーフラグ（Inconsistency flags）とされ、さらにバイト位置１０２８〜１０３１の４バイトはリザーブ領域である。
また、バイト位置１０３２から１０３５の４バイトには、ユーザデータ領域でのデータ記録済の最終の物理セクタアドレスＰＳＮが記録される。またバイト位置１０３６〜１０３９の４バイトはリザーブ領域である。
バイト位置１０４０〜１０５１の１２バイトは、ＴＤＭＡのサイズの記録領域として割り当てられる。
つまり、バイト位置１０４０〜１０４３の４バイトは、ＩＳＡ内のＴＤＭＡのサイズ（Size of TDMA in Inner Space Area 0）、すなわちＴＤＭＳ１のサイズ情報が記録され、バイト位置１０４４〜１０４７の４バイトにはＯＳＡ内のＴＤＭＡのサイズ（Size of TDMAs in Outner Space Area(s)）、つまりＴＤＭＡ２のサイズ情報が記録される。
また、バイト位置１０４８〜１０５１の４バイトは、後述する２層ディスクの場合のＩＳＡ１内のＴＤＭＡのサイズ情報（Size of TDMA in Inner Space Area 1）が記録される。
なお、バイト位置１０５２〜１０８７の３６バイトはリザーブ領域である。
つまり、バイト位置１０４０〜１０４３の４バイトは、ＩＳＡ内のＴＤＭＡのサイズ（Size of TDMA in Inner Space Area 0）、すなわちＴＤＭＳ１のサイズ情報が記録され、バイト位置１０４４〜１０４７の４バイトにはＯＳＡ内のＴＤＭＡのサイズ（Size of TDMAs in Outner Space Area(s)）、つまりＴＤＭＡ２のサイズ情報が記録される。
また、バイト位置１０４８〜１０５１の４バイトは、後述する２層ディスクの場合のＩＳＡ１内のＴＤＭＡのサイズ情報（Size of TDMA in Inner Space Area 1）が記録される。
なお、バイト位置１０５２〜１０８７の３６バイトはリザーブ領域である。
バイト位置１０８８〜１０９５、バイト位置１１０４〜１１１１には、それぞれテストゾーン、キャリブレーションゾーンについての情報が記録される。つまり、バイト位置１０８８〜１０９１は「next available PSN of Test Zone on L0」であり、バイト位置１０９２〜１０９５は「next available PSN of Test Zone on L1」である。またバイト位置１１０４〜１１０７は「next available PSN of Drive Calibration Zone on L0」であり、バイト位置１１０８〜１１１１は「next available PSN of Drive Calibration Zone on L1」である。
なおバイト位置１０９６〜１１０３の８バイトはリザーブ領域である。また、バイト位置１１１２〜１１１９の８バイトとしてもリザーブ領域とされる。
なおバイト位置１０９６〜１１０３の８バイトはリザーブ領域である。また、バイト位置１１１２〜１１１９の８バイトとしてもリザーブ領域とされる。
バイト位置１１２０〜１１２３の４バイトには、ＴＤＦＬの第１クラスタの先頭ＰＳＮ（First PSN of 1st Cluster of DFL）が示される。
以降４バイトずつ、ＴＤＦＬの第２〜第８クラスタの先頭ＰＳＮが示される。
このＴＤＦＬの第１クラスタの先頭ＰＳＮ〜ＴＤＦＬの第１クラスタの先頭ＰＳＮが、それぞれＴＤＦＬのポインタとされ、これらを用いて図７で示したように有効なＴＤＦＬを示すことが行われる。
バイト位置１１５２〜１１８３までの３２バイトはリザーブ領域である。
以降４バイトずつ、ＴＤＦＬの第２〜第８クラスタの先頭ＰＳＮが示される。
このＴＤＦＬの第１クラスタの先頭ＰＳＮ〜ＴＤＦＬの第１クラスタの先頭ＰＳＮが、それぞれＴＤＦＬのポインタとされ、これらを用いて図７で示したように有効なＴＤＦＬを示すことが行われる。
バイト位置１１５２〜１１８３までの３２バイトはリザーブ領域である。
また、バイト位置１１８４〜１１８７の４バイトには、ＳＲＲＩの先頭ＰＳＮ（First PSN of SRRI）が示される。このＳＲＲＩの先頭ＰＳＮはＳＲＲＩのポインタとされ、これを用いて図７で示したように有効なＳＲＲＩを示すことが行われる。
またバイト位置１１８８〜１１９１の４バイトには２層ディスクの場合におけるＳＢＭの先頭ＰＳＮ（first PSN of SBM for L1）が示される。
次のバイト位置１１９２〜１２１５の２４バイトはリザーブ領域である。
またバイト位置１１８８〜１１９１の４バイトには２層ディスクの場合におけるＳＢＭの先頭ＰＳＮ（first PSN of SBM for L1）が示される。
次のバイト位置１１９２〜１２１５の２４バイトはリザーブ領域である。
バイト位置１２１６〜１２１９の４バイトには、ＩＳＡにおいて次に記録するアドレス（Next available PSN of ISA0）が示される。
またバイト位置１２２０〜１２２３の４バイトには、ＯＳＡにおいて次に記録するアドレス（Next available PSN of OSA0）が示される。
交替処理によりＩＳＡ又はＯＳＡが使用された時は、その次に書き込みを行うアドレスとして、これらの値が更新される。
また、バイト位置１２２４〜１２２７の４バイトには、２層ディスクの場合のＯＳＡ１において次に記録するアドレス（Next available PSN of OSA1）が示され、バイト位置１２２８〜１２３１の４バイトには２層ディスクの場合のＩＳＡ１において次に記録するアドレス（Next available PSN of ISA1）が示される。
バイト位置１２３２〜１９１５までの６８４バイトはリザーブ領域となる。
またバイト位置１２２０〜１２２３の４バイトには、ＯＳＡにおいて次に記録するアドレス（Next available PSN of OSA0）が示される。
交替処理によりＩＳＡ又はＯＳＡが使用された時は、その次に書き込みを行うアドレスとして、これらの値が更新される。
また、バイト位置１２２４〜１２２７の４バイトには、２層ディスクの場合のＯＳＡ１において次に記録するアドレス（Next available PSN of OSA1）が示され、バイト位置１２２８〜１２３１の４バイトには２層ディスクの場合のＩＳＡ１において次に記録するアドレス（Next available PSN of ISA1）が示される。
バイト位置１２３２〜１９１５までの６８４バイトはリザーブ領域となる。
バイト位置１９１６〜１９１９までの４バイトには、記録が行われた年月日の情報（Year/Month/Date of Recording）が示される。
また、バイト位置１９２０〜２０４８にはドライブＩＤ（Drive ID）が示される。このドライブＩＤとしては、図示するようにマニュファクチャーズネーム（Manufactures Name：４８バイト）、アディショナルＩＤ（Additional ID：４８バイト）、ユニークシリアルナンバ（Unique Serial Number：３２バイト）が記録される。
また、バイト位置１９２０〜２０４８にはドライブＩＤ（Drive ID）が示される。このドライブＩＤとしては、図示するようにマニュファクチャーズネーム（Manufactures Name：４８バイト）、アディショナルＩＤ（Additional ID：４８バイト）、ユニークシリアルナンバ（Unique Serial Number：３２バイト）が記録される。
３−３ ＴＤＦＬ。
次にＴＤＦＬ（テンポラリＤＦＬ）の構成を述べる。上述のようにＴＤＦＬは、ＴＤＭＳアップデートユニットに含まれることで更新されていく。
図９においてクラスタナンバ／データフレームナンバはＴＤＦＬ内のクラスタ番号と、２０４８バイトのセクタ単位を示す。データフレーム内のバイト位置（Byte position in Data frame）は各データフレームでの内部のバイト位置を示す。
次にＴＤＦＬ（テンポラリＤＦＬ）の構成を述べる。上述のようにＴＤＦＬは、ＴＤＭＳアップデートユニットに含まれることで更新されていく。
図９においてクラスタナンバ／データフレームナンバはＴＤＦＬ内のクラスタ番号と、２０４８バイトのセクタ単位を示す。データフレーム内のバイト位置（Byte position in Data frame）は各データフレームでの内部のバイト位置を示す。
ＴＤＦＬの内容として、バイト位置０からの６４バイトは、ＴＤＦＬの管理情報を収めるＴＤＦＬヘッダ（Temporary Defect List Header）とされる。
このＴＤＦＬヘッダは、ＴＤＦＬクラスタであることを認識する情報、バージョン、、ＴＤＦＬアップデート（TDFL記録更新）回数、ＴＤＦＬの情報ブロック（ＤＦＬエントリ／ＬＯＷエントリ）のエントリー数等の情報で構成される。
このＴＤＦＬヘッダは、ＴＤＦＬクラスタであることを認識する情報、バージョン、、ＴＤＦＬアップデート（TDFL記録更新）回数、ＴＤＦＬの情報ブロック（ＤＦＬエントリ／ＬＯＷエントリ）のエントリー数等の情報で構成される。
バイト位置６４以降は、複数の情報ブロックから構成されるテンポラリリストオブディフェクト（Temporary list of Defects）であり、一つ一つの情報ブロックの大きさは８バイトである。Ｎ個の情報ブロックが存在する場合、その大きさはＮ×８バイトとなる。
８バイトによる１つの情報ブロックが、１つの交替情報であり、ＤＦＬエントリ又はＬＯＷエントリとなる。
ＤＦＬエントリとＬＯＷエントリは、実質的に同じ交替情報であるが、説明の便宜上、ＤＦＬエントリは欠陥領域の交替情報、ＬＯＷ（Logical Orverwrite）エントリは、データ書換に用いる交替情報とする。
ＤＦＬエントリとＬＯＷエントリについては、実質的に同様の処理（交替処理）を示すものであるためテンポラリリストオブディフェクト内の情報ブロックとして混在してかまわないものとなっている。
テンポラリリストオブディフェクトは、ＤＦＬエントリとＬＯＷエントリが複数集まって構成され、そのＤＦＬエントリとＬＯＷエントリを合わせた総数は、一層ディスクの場合、最大３２７５９個とされる。
テンポラリリストオブディフェクトの直後は、８バイトでテンポラリディフェクトリスト終端（Temporary Defect List Terminator）が記録され、テンポラリリストオブディフェクトが終了されることを示す。以降、そのクラスタの最後までは０で埋められる。
８バイトによる１つの情報ブロックが、１つの交替情報であり、ＤＦＬエントリ又はＬＯＷエントリとなる。
ＤＦＬエントリとＬＯＷエントリは、実質的に同じ交替情報であるが、説明の便宜上、ＤＦＬエントリは欠陥領域の交替情報、ＬＯＷ（Logical Orverwrite）エントリは、データ書換に用いる交替情報とする。
ＤＦＬエントリとＬＯＷエントリについては、実質的に同様の処理（交替処理）を示すものであるためテンポラリリストオブディフェクト内の情報ブロックとして混在してかまわないものとなっている。
テンポラリリストオブディフェクトは、ＤＦＬエントリとＬＯＷエントリが複数集まって構成され、そのＤＦＬエントリとＬＯＷエントリを合わせた総数は、一層ディスクの場合、最大３２７５９個とされる。
テンポラリリストオブディフェクトの直後は、８バイトでテンポラリディフェクトリスト終端（Temporary Defect List Terminator）が記録され、テンポラリリストオブディフェクトが終了されることを示す。以降、そのクラスタの最後までは０で埋められる。
個々の情報ブロックである８バイトのＤＦＬエントリの構成を図１０（ａ）に示す。なお、ＬＯＷエントリとされる場合も同様のフォーマットである。
８バイト（＝６４ビット）のうち、ビットｂ63〜ｂ60の４ビットはステータス１とされる。
ビットｂ59〜ｂ32の２８ビットは交替元アドレス（交替元クラスタの先頭ＰＳＮ）とされる。
ビットｂ31〜ｂ28の４ビットはステータス２とされる。
ビットｂ27〜ｂ0の２８ビットは交替先アドレス（交替先クラスタの先頭ＰＳＮ）とされる。
８バイト（＝６４ビット）のうち、ビットｂ63〜ｂ60の４ビットはステータス１とされる。
ビットｂ59〜ｂ32の２８ビットは交替元アドレス（交替元クラスタの先頭ＰＳＮ）とされる。
ビットｂ31〜ｂ28の４ビットはステータス２とされる。
ビットｂ27〜ｂ0の２８ビットは交替先アドレス（交替先クラスタの先頭ＰＳＮ）とされる。
ステータス１，２による意味を図１０（ｂ）に示す。
ステータス１，２が「００００」「００００」とされる場合は、そのＤＦＬエントリ（又はＬＯＷエントリ）は通常の交替情報となる。
即ちそのエントリに記録された交替元アドレスと交替先アドレスで、１つのクラスタの交替処理が示される。つまり、欠陥検出に基づく交替処理、又はデータ書換のための交替処理がエントリされる。
欠陥交替を示すＤＦＬエントリの場合、交替先アドレスは、図１に示した交替領域（ＩＳＡ、ＯＳＡ）内のアドレスとなる。
データ書換のための交替処理によるＬＯＷエントリの場合は、交替先アドレスはユーザデータ領域内で選択されたアドレスとなる。但し、この場合の交替先にＩＳＡ、ＯＳＡ内の領域が用いられるようにしてもよい。
ステータス１，２が「００００」「００００」とされる場合は、そのＤＦＬエントリ（又はＬＯＷエントリ）は通常の交替情報となる。
即ちそのエントリに記録された交替元アドレスと交替先アドレスで、１つのクラスタの交替処理が示される。つまり、欠陥検出に基づく交替処理、又はデータ書換のための交替処理がエントリされる。
欠陥交替を示すＤＦＬエントリの場合、交替先アドレスは、図１に示した交替領域（ＩＳＡ、ＯＳＡ）内のアドレスとなる。
データ書換のための交替処理によるＬＯＷエントリの場合は、交替先アドレスはユーザデータ領域内で選択されたアドレスとなる。但し、この場合の交替先にＩＳＡ、ＯＳＡ内の領域が用いられるようにしてもよい。
ステータス１，２が「０００１」「００００」とされる場合は、そのＤＦＬエントリは、交替処理を行っていないディフェクトクラスタを示すものとなる。
ここで、データ書込時等に欠陥（ディフェクト）クラスタが発見された場合においても、ＩＳＡ、ＯＳＡを用いた交替処理ができない場合がある。そのような場合、交替処理は行わないが、その欠陥クラスタを１つのＤＦＬエントリとして登録するようにしている。
そのＤＦＬエントリは、ステータス１，２が「０００１」「００００」とされ、該欠陥クラスタがビットｂ59〜ｂ32の交替元クラスタとして示される。この場合交替先クラスタは存在しないため、ビットｂ27〜ｂ0は例えばゼロデータとされる。
ここで、データ書込時等に欠陥（ディフェクト）クラスタが発見された場合においても、ＩＳＡ、ＯＳＡを用いた交替処理ができない場合がある。そのような場合、交替処理は行わないが、その欠陥クラスタを１つのＤＦＬエントリとして登録するようにしている。
そのＤＦＬエントリは、ステータス１，２が「０００１」「００００」とされ、該欠陥クラスタがビットｂ59〜ｂ32の交替元クラスタとして示される。この場合交替先クラスタは存在しないため、ビットｂ27〜ｂ0は例えばゼロデータとされる。
ステータス１，２が「００００」「０００１」とされる場合は、そのエントリーは、バーストブロック交替のスタートアドレスを示す。
またステータス１，２が「００００」「００１０」とされる場合は、そのエントリーは、バーストブロック交替のエンドアドレスを示す。
バーストブロック交替とは、物理的に連続する複数クラスタをまとめて交替させる交替処理である。
即ちステータス１，２が「００００」「０００１」のエントリには、交替処理させる複数クラスタ範囲についての先頭クラスタの先頭ＰＳＮと、その交替先の複数クラスタ範囲の先頭クラスタの先頭ＰＳＮが記録される。
またステータス１，２が「００００」「００１０」のエントリには、交替処理させる複数クラスタ範囲についての最終クラスタの先頭ＰＳＮと、その交替先の複数クラスタ範囲の最終クラスタの先頭ＰＳＮが記録される。
この２つのエントリによって、連続した複数クラスタ範囲を一括した交替処理として管理することができる。つまり、物理的に連続する複数のクラスタをまとめて交替管理する場合は、その複数個の全てのクラスタを１つづつエントリする必要はなく、先頭クラスタと終端クラスタとについての２つの交替情報をエントリすればよいものとなる。
またステータス１，２が「００００」「００１０」とされる場合は、そのエントリーは、バーストブロック交替のエンドアドレスを示す。
バーストブロック交替とは、物理的に連続する複数クラスタをまとめて交替させる交替処理である。
即ちステータス１，２が「００００」「０００１」のエントリには、交替処理させる複数クラスタ範囲についての先頭クラスタの先頭ＰＳＮと、その交替先の複数クラスタ範囲の先頭クラスタの先頭ＰＳＮが記録される。
またステータス１，２が「００００」「００１０」のエントリには、交替処理させる複数クラスタ範囲についての最終クラスタの先頭ＰＳＮと、その交替先の複数クラスタ範囲の最終クラスタの先頭ＰＳＮが記録される。
この２つのエントリによって、連続した複数クラスタ範囲を一括した交替処理として管理することができる。つまり、物理的に連続する複数のクラスタをまとめて交替管理する場合は、その複数個の全てのクラスタを１つづつエントリする必要はなく、先頭クラスタと終端クラスタとについての２つの交替情報をエントリすればよいものとなる。
ＤＦＬエントリとＬＯＷエントリは同じフォーマットでＴＤＦＬ内に混在されるが、データ書換の能力を持たない装置に、本例のディスクが装填された際には、ＤＦＬエントリとＬＯＷエントリを、どちらもＤＦＬエントリとして解釈し、再生時に読み出すクラスタを通常に交替させるため、再生互換性は保たれることになる。
３−４ ＳＲＲ及びＳＲＲＩ。
次にＳＲＲ（Sequential Recording Range）及びＳＲＲＩ（Sequential Recording Range Information）について説明する。
ＳＲＲの構造を図１１に示す。ＳＲＲは、本例のライトワンスディスクに対してシーケンシャル記録モード（Sequential Recording Mode）時に使用する書き込み領域（連続記録範囲）の事であり、ＣＤにおけるトラックと似た、以下の＜１＞〜＜５＞のような特徴を持つ。
次にＳＲＲ（Sequential Recording Range）及びＳＲＲＩ（Sequential Recording Range Information）について説明する。
ＳＲＲの構造を図１１に示す。ＳＲＲは、本例のライトワンスディスクに対してシーケンシャル記録モード（Sequential Recording Mode）時に使用する書き込み領域（連続記録範囲）の事であり、ＣＤにおけるトラックと似た、以下の＜１＞〜＜５＞のような特徴を持つ。
＜１＞ＳＲＲ内部では記録はアドレス増加方向に行われ、また記録可能なアドレス（追記ポイント）を一つだけ持つ事が可能である。その追記ポイントとしてのアドレスの事を ＮＷＡ（Next Writable Address, PSN）と呼ぶ。
図１１（ａ）に示すように、ＳＲＲ内部の最終記録アドレスをＬＲＡ（Last Recorded Address, PSN）とするとＮＷＡは以下の式で示される。
NWA = (ip(LRA /32) + 1) * 32 (LRA≠0の場合)。
NWA = Start PSN of the SRR (LRA = 0の場合)。
ここで ip(N) は N よりも小さな整数で、最大の整数を表している。
つまり、ＳＲＲに記録が行われていれば、ＮＷＡはＬＲＡを含むクラスタの次のクラスタの先頭アドレス（ＰＳＮ）となり、またＳＲＲが、まだ記録が行われていない状態なら、ＮＷＡはＳＲＲの先頭アドレス（ＰＳＮ）とされる。
＜２＞ＳＲＲは オープン（Open）およびクローズド（Closed）の二つのうちどちらかのステータスをとる。
ここで、図１１（ａ）のOpen SRR は記録可能な（つまりＮＷＡを持つ）ＳＲＲを表し、図１１（ｂ）のClosed SRR は記録不可能な（つまりＮＷＡを持たない）ＳＲＲを表す。
＜３＞Open SRRをディスク上に確保する処理をＳＲＲのリザーブ、Open SRRのステータスをClosed に変える処理をＳＲＲのクローズと呼ぶ。
＜４＞ＳＲＲはディスク上に複数（最大７９２７個）存在することが可能であり、その中でもOpen SRRは同時に１６個まで存在することが可能である。
＜５＞書き込み対象となるＳＲＲは任意の順番で選択出来る。
図１１（ａ）に示すように、ＳＲＲ内部の最終記録アドレスをＬＲＡ（Last Recorded Address, PSN）とするとＮＷＡは以下の式で示される。
NWA = (ip(LRA /32) + 1) * 32 (LRA≠0の場合)。
NWA = Start PSN of the SRR (LRA = 0の場合)。
ここで ip(N) は N よりも小さな整数で、最大の整数を表している。
つまり、ＳＲＲに記録が行われていれば、ＮＷＡはＬＲＡを含むクラスタの次のクラスタの先頭アドレス（ＰＳＮ）となり、またＳＲＲが、まだ記録が行われていない状態なら、ＮＷＡはＳＲＲの先頭アドレス（ＰＳＮ）とされる。
＜２＞ＳＲＲは オープン（Open）およびクローズド（Closed）の二つのうちどちらかのステータスをとる。
ここで、図１１（ａ）のOpen SRR は記録可能な（つまりＮＷＡを持つ）ＳＲＲを表し、図１１（ｂ）のClosed SRR は記録不可能な（つまりＮＷＡを持たない）ＳＲＲを表す。
＜３＞Open SRRをディスク上に確保する処理をＳＲＲのリザーブ、Open SRRのステータスをClosed に変える処理をＳＲＲのクローズと呼ぶ。
＜４＞ＳＲＲはディスク上に複数（最大７９２７個）存在することが可能であり、その中でもOpen SRRは同時に１６個まで存在することが可能である。
＜５＞書き込み対象となるＳＲＲは任意の順番で選択出来る。
実際の使用方法としてOpen SRRのリザーブはファイルシステムの管理領域をファイルデータの前方に確保しつつ、ディスクにファイルデータを記録した後にファイルシステムの管理情報を管理領域に記録する場合に使用されている。
図１１（ｃ）は、シーケンシャル記録モードで記録を行っている時のディスクのサンプルレイアウトを示している。
このディスク上には４つのＳＲＲ（ＳＲＲ＃１〜ＳＲＲ＃４）が存在し、ＳＲＲ＃１、ＳＲＲ＃３、ＳＲＲ＃４ がOpen SRRでＳＲＲ＃２がClosed SRRである。
このディスクに追記する場合、ＮＷＡ１、ＮＷＡ３、ＮＷＡ４のいずれからも記録が可能である。
図１１（ｃ）は、シーケンシャル記録モードで記録を行っている時のディスクのサンプルレイアウトを示している。
このディスク上には４つのＳＲＲ（ＳＲＲ＃１〜ＳＲＲ＃４）が存在し、ＳＲＲ＃１、ＳＲＲ＃３、ＳＲＲ＃４ がOpen SRRでＳＲＲ＃２がClosed SRRである。
このディスクに追記する場合、ＮＷＡ１、ＮＷＡ３、ＮＷＡ４のいずれからも記録が可能である。
このようなＳＲＲを管理する情報として、上記ＴＤＭＳアップデートユニットによりＳＲＲＩが記録される。
図１２にＳＲＲＩの構成を示す。
ＳＲＲＩはデータフレーム１〜３１の大きさで構成される。
図１２の相対データフレームナンバ（Relative Data Frame）はクラスタ内の各データフレームを示す。上述したようにＳＲＲＩは、ＴＤＭＳアップデートユニットの最終データフレーム３１に記録されるＴＤＤＳの直前に配置されるため、ＳＲＲＩがＭセクタのサイズであるとすると、ＳＲＲＩはデータフレーム（３１−Ｍ）〜データフレーム３０に配置される。またデータフレーム内のバイト位置（Byte position in Data frame）は各データフレームの内部のバイト位置を示す。
図１２にＳＲＲＩの構成を示す。
ＳＲＲＩはデータフレーム１〜３１の大きさで構成される。
図１２の相対データフレームナンバ（Relative Data Frame）はクラスタ内の各データフレームを示す。上述したようにＳＲＲＩは、ＴＤＭＳアップデートユニットの最終データフレーム３１に記録されるＴＤＤＳの直前に配置されるため、ＳＲＲＩがＭセクタのサイズであるとすると、ＳＲＲＩはデータフレーム（３１−Ｍ）〜データフレーム３０に配置される。またデータフレーム内のバイト位置（Byte position in Data frame）は各データフレームの内部のバイト位置を示す。
ＳＲＲＩの先頭から６４バイトは、ＳＲＲＩの管理情報を収めるＳＲＲＩヘッダ（SRRI Header）とされる。
ＳＲＲＩヘッダは ＳＲＲＩクラスタであることを認識する情報、バージョン、ＳＲＲＩアップデート（ＳＲＲＩ記録更新）回数、ＳＲＲエントリ（ＳＲＲの情報を示すブロック）の総数等の情報で構成される。
続くバイト位置６４以降は、複数のＳＲＲエントリによるリスト（List of SRRI Entries）とされる。
リスト（List of SRRI Entries）に含まれる一つ一つのＳＲＲエントリの大きさは８バイトである。Ｎ個のＳＲＲエントリが存在する場合、リストの大きさはＮ×８バイトとなる。
最後のＳＲＲエントリの直後は、８バイトのＳＲＲＩ終端（SRRI Terminator）が配置され、以降そのクラスタの最後までが０で埋められる。
ＳＲＲＩヘッダは ＳＲＲＩクラスタであることを認識する情報、バージョン、ＳＲＲＩアップデート（ＳＲＲＩ記録更新）回数、ＳＲＲエントリ（ＳＲＲの情報を示すブロック）の総数等の情報で構成される。
続くバイト位置６４以降は、複数のＳＲＲエントリによるリスト（List of SRRI Entries）とされる。
リスト（List of SRRI Entries）に含まれる一つ一つのＳＲＲエントリの大きさは８バイトである。Ｎ個のＳＲＲエントリが存在する場合、リストの大きさはＮ×８バイトとなる。
最後のＳＲＲエントリの直後は、８バイトのＳＲＲＩ終端（SRRI Terminator）が配置され、以降そのクラスタの最後までが０で埋められる。
ＳＲＲＩヘッダの構成を図１３（ａ）に示す。
バイト位置０〜１の２バイトは、ＳＲＲＩの管理情報を収めるＳＲＲＩ−ＩＤ（SRRI Identifier）とされる。
バイト位置２の１バイトは、ＳＲＲＩフォーマットのバージョンを示すＳＲＲＩフォーマット（SRRI Format）とされる。
バイト位置４〜７の４バイトは、ＳＲＲＩの更新回数を表すＳＲＲＩアップデートカウント（SRRI Update Count）とされる。
バイト位置１２〜１５の４バイトは、ＳＲＲエントリの合計数を表すＳＲＲエントリ数（Number of SRR Entries）とされる。
バイト位置１６の１バイトは、ステータスがオープンになっているＳＲＲの総数を表すオープンＳＲＲ数（Number of Open SRRs）とされる。
バイト位置２０からは、全ての Open SRR 番号をまとめたリスト（List of Open SRR Numbers）が記録される。
このリスト（List of Open SRR Numbers）の構造を図１３（ｂ）に示す。各Open SRR番号が２バイトずつ、合計１６個分の大きさを持ち、３２バイトある。Open SRR の総数が１６個に満たない場合、リスト（List of Open SRR Numbers ）の残りの部分は０で埋められる。また、リスト（List of Open SRR Numbers）は Open SRR の総数が増減するたびにその内容を修正し降順にソートする必要がある。
バイト位置０〜１の２バイトは、ＳＲＲＩの管理情報を収めるＳＲＲＩ−ＩＤ（SRRI Identifier）とされる。
バイト位置２の１バイトは、ＳＲＲＩフォーマットのバージョンを示すＳＲＲＩフォーマット（SRRI Format）とされる。
バイト位置４〜７の４バイトは、ＳＲＲＩの更新回数を表すＳＲＲＩアップデートカウント（SRRI Update Count）とされる。
バイト位置１２〜１５の４バイトは、ＳＲＲエントリの合計数を表すＳＲＲエントリ数（Number of SRR Entries）とされる。
バイト位置１６の１バイトは、ステータスがオープンになっているＳＲＲの総数を表すオープンＳＲＲ数（Number of Open SRRs）とされる。
バイト位置２０からは、全ての Open SRR 番号をまとめたリスト（List of Open SRR Numbers）が記録される。
このリスト（List of Open SRR Numbers）の構造を図１３（ｂ）に示す。各Open SRR番号が２バイトずつ、合計１６個分の大きさを持ち、３２バイトある。Open SRR の総数が１６個に満たない場合、リスト（List of Open SRR Numbers ）の残りの部分は０で埋められる。また、リスト（List of Open SRR Numbers）は Open SRR の総数が増減するたびにその内容を修正し降順にソートする必要がある。
このようなＳＲＲＩヘッダに続いて、図１２のエントリーリスト（List of SRRI Entries）に登録されることになるＳＲＲエントリの構成を図１４に示す。エントリナンバをｉとする。
それぞれが或るＳＲＲを示すことになる個々のＳＲＲエントリは８バイト（６４ビット）で構成される。
ビットｂ63〜ｂ60の４ビットはリザーブ（未定義）である。
ビットｂ59〜ｂ32の２８ビットは、ユーザデータ領域に存在するＳＲＲ＃ｉのスタートアドレスとされる。つまりＳＲＲ＃ｉの開始クラスタの先頭のＰＳＮが示される。
ビットｂ31はセッションスタートとされ、このＳＲＲがセッション最初のＳＲＲであるかどうかを示すビットとされる。このビットが１のとき、このＳＲＲがセッションの最初のＳＲＲ、すなわちこのＳＲＲからセッションが始まっている事を示している。
ビットｂ30〜ｂ28の３ビットはリザーブ（未定義）とされる。
ビットｂ27〜ｂ0の２８ビットではＳＲＲ＃ｉ内のＬＲＡ（Last Recorded Address：図１１参照）がＰＳＮにより示される。
それぞれが或るＳＲＲを示すことになる個々のＳＲＲエントリは８バイト（６４ビット）で構成される。
ビットｂ63〜ｂ60の４ビットはリザーブ（未定義）である。
ビットｂ59〜ｂ32の２８ビットは、ユーザデータ領域に存在するＳＲＲ＃ｉのスタートアドレスとされる。つまりＳＲＲ＃ｉの開始クラスタの先頭のＰＳＮが示される。
ビットｂ31はセッションスタートとされ、このＳＲＲがセッション最初のＳＲＲであるかどうかを示すビットとされる。このビットが１のとき、このＳＲＲがセッションの最初のＳＲＲ、すなわちこのＳＲＲからセッションが始まっている事を示している。
ビットｂ30〜ｂ28の３ビットはリザーブ（未定義）とされる。
ビットｂ27〜ｂ0の２８ビットではＳＲＲ＃ｉ内のＬＲＡ（Last Recorded Address：図１１参照）がＰＳＮにより示される。
以上のようにＳＲＲＩヘッダ及びＳＲＲエントリを含むＳＲＲＩにより、ユーザデータ領域に存在する各ＳＲＲの数やアドレス、さらには各ＳＲＲのＬＲＡが管理されることになる。また上述したようにオープンＳＲＲのＮＷＡ（Next Writable Address）は、そのＳＲＲに対応するＳＲＲエントリにおけるＬＲＡ（Last Recorded Address）の値から算出できる。
このようなＳＲＲＩは、ＳＲＲがリザーブされた場合、ＳＲＲ内のＮＷＡから追記が行われた場合、ＳＲＲがクローズされた場合など、ＳＲＲの管理状態の更新が必要なときに、上記ＴＤＭＳアップデートユニットにＳＲＲＩが含まれるかたちで更新される。
このようなＳＲＲＩは、ＳＲＲがリザーブされた場合、ＳＲＲ内のＮＷＡから追記が行われた場合、ＳＲＲがクローズされた場合など、ＳＲＲの管理状態の更新が必要なときに、上記ＴＤＭＳアップデートユニットにＳＲＲＩが含まれるかたちで更新される。
３−５ 交替領域を用いた交替処理。
ここで、ＩＳＡ、ＯＳＡとしての固定の交替領域を用いた交替処理を説明しておく。
ＩＳＡ（インナースペアエリア：内周側交替領域）およびＯＳＡ（アウタースペアエリア：外周側交替領域）は欠陥クラスタの交替処理のための交替領域としてデータゾーン内の内周側と外周側に確保される。
ＩＳＡ、ＯＳＡのサイズは上述のＤＤＳ，ＴＤＤＳ内で定義される。
ＩＳＡ、ＯＳＡの大きさ（サイズ）は初期化時に決定され、その後の大きさも固定である。
ここで、ＩＳＡ、ＯＳＡとしての固定の交替領域を用いた交替処理を説明しておく。
ＩＳＡ（インナースペアエリア：内周側交替領域）およびＯＳＡ（アウタースペアエリア：外周側交替領域）は欠陥クラスタの交替処理のための交替領域としてデータゾーン内の内周側と外周側に確保される。
ＩＳＡ、ＯＳＡのサイズは上述のＤＤＳ，ＴＤＤＳ内で定義される。
ＩＳＡ、ＯＳＡの大きさ（サイズ）は初期化時に決定され、その後の大きさも固定である。
これらＩＳＡ、ＯＳＡを用いた欠陥クラスタの交替処理は、次のように行われる。
例えばホスト装置からの要求によるデータ書込時に、その書込アドレスとして指定されたクラスタが欠陥クラスタであった場合、適正なデータ記録が実行できない。その場合、記録しようとするデータを、ＩＳＡ又はＯＳＡ内の或るクラスタに書き込むようにする。これが交替処理である。
この交替処理が上記のＤＦＬエントリとして管理される。つまりデータ記録が実行できない欠陥クラスタのアドレスが交替元、ＩＳＡ又ＯＳＡ内にデータを書き込んだクラスタのアドレスが交替先として、１つのＤＦＬエントリが登録される。
例えばホスト装置からの要求によるデータ書込時に、その書込アドレスとして指定されたクラスタが欠陥クラスタであった場合、適正なデータ記録が実行できない。その場合、記録しようとするデータを、ＩＳＡ又はＯＳＡ内の或るクラスタに書き込むようにする。これが交替処理である。
この交替処理が上記のＤＦＬエントリとして管理される。つまりデータ記録が実行できない欠陥クラスタのアドレスが交替元、ＩＳＡ又ＯＳＡ内にデータを書き込んだクラスタのアドレスが交替先として、１つのＤＦＬエントリが登録される。
なお、記録済みアドレスに対する書き込み、つまりデータ書換の要求があった場合に、対象アドレスに書き込むデータを実際に記録するための交替先は、ユーザデータ領域内、例えばＳＲＲ内のＮＷＡなどが選択される。
データ書換の場合も、その交替に応じたＬＯＷエントリが登録されれば良い。書換によるデータ位置の交替をＴＤＭＡ内のＴＤＦＬにおけるＬＯＷエントリで管理するようにすることで、ライトワンス型のディスクでありながら、実質的に（例えばホストシステムのＯＳ、ファイルシステム等から見て）データ書換を実現することができる。
データ書換の場合も、その交替に応じたＬＯＷエントリが登録されれば良い。書換によるデータ位置の交替をＴＤＭＡ内のＴＤＦＬにおけるＬＯＷエントリで管理するようにすることで、ライトワンス型のディスクでありながら、実質的に（例えばホストシステムのＯＳ、ファイルシステム等から見て）データ書換を実現することができる。
３−６ 次ＴＤＭＡへの追記処理。
図１５は、次ＴＤＭＡへの追記処理について説明するための図として、リードインゾーンとデータゾーンの境界部分と、リードインゾーン内に設けられるＴＤＭＡ０内の構造とを模式的に示している。この場合、インナースペアエリア内にはＴＤＭＡ１が設定されている。
先にも述べたように、リードインゾーン内のＴＤＭＡ０の先頭３クラスタは、アクセスインジケータの記録領域として割り当てられている。図１５（ａ）にも示されているように、先頭のクラスタＣＬ０はＤＭＡアクセスインジケータ、次のクラスタＣＬ１はＴＤＭＡ２アクセスインジケータ、さらに次のクラスタＣＬ２はＴＤＭＡ１アクセスインジケータとなる。この図１５（ａ）の状態では、ＴＤＭＡ１アクセスインジケータ、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータ、ＤＭＡアクセスインジケータの何れの領域も未書き込みであり、またＴＤＭＡ０のＴＤＭＳ書き込み領域に対してもデータ未書き込みとされている。すなわち、この図１５（ａ）では、ディスクがブランクディスクである場合を示している。
図１５は、次ＴＤＭＡへの追記処理について説明するための図として、リードインゾーンとデータゾーンの境界部分と、リードインゾーン内に設けられるＴＤＭＡ０内の構造とを模式的に示している。この場合、インナースペアエリア内にはＴＤＭＡ１が設定されている。
先にも述べたように、リードインゾーン内のＴＤＭＡ０の先頭３クラスタは、アクセスインジケータの記録領域として割り当てられている。図１５（ａ）にも示されているように、先頭のクラスタＣＬ０はＤＭＡアクセスインジケータ、次のクラスタＣＬ１はＴＤＭＡ２アクセスインジケータ、さらに次のクラスタＣＬ２はＴＤＭＡ１アクセスインジケータとなる。この図１５（ａ）の状態では、ＴＤＭＡ１アクセスインジケータ、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータ、ＤＭＡアクセスインジケータの何れの領域も未書き込みであり、またＴＤＭＡ０のＴＤＭＳ書き込み領域に対してもデータ未書き込みとされている。すなわち、この図１５（ａ）では、ディスクがブランクディスクである場合を示している。
ここで、図１５（ａ）に示す状態から例えばユーザデータエリアに対する記録が数度行われたことに伴って、図１５（ｂ）、図１５（ｃ）に示されるように、ＴＤＭＡ０のＴＤＭＳ書き込み領域内に対しＴＤＭＳアップデートユニットがＴＤＭＳ１、ＴＤＭＳ２・・・と徐々に追記されていったとする。
なお、このような図１５（ａ）から図１５（ｂ）→図１５（ｃ）の遷移として示されているように、ＴＤＭＡ０内においてＴＤＭＳアップデートユニットの追記が行われる限りでは、何れのＴＤＭＡアクセスインジケータにも情報記録は行われないものとなる。すなわち、ＴＤＭＡアクセスインジケータが未書き込みであることは、ブランクディスク、或いはＴＤＭＡ０内に最新のＴＤＭＳがある場合を表す。
なお、このような図１５（ａ）から図１５（ｂ）→図１５（ｃ）の遷移として示されているように、ＴＤＭＡ０内においてＴＤＭＳアップデートユニットの追記が行われる限りでは、何れのＴＤＭＡアクセスインジケータにも情報記録は行われないものとなる。すなわち、ＴＤＭＡアクセスインジケータが未書き込みであることは、ブランクディスク、或いはＴＤＭＡ０内に最新のＴＤＭＳがある場合を表す。
上記のようにして徐々にＴＤＭＳの追記が行われて、例えばＮ回目のＴＤＭＳアップデートユニットの追記（ＴＤＭＳｎの追記）時、図１５（ｄ）に示すようにしてＴＤＭＡ０のＴＤＭＳ書き込み領域内にＴＤＭＳｎを書き込むことのできる空き領域がなくなってしまったとする。
このように追記のための領域が無くなってしまった場合に新たなＴＤＭＡに対するＴＤＭＳの追記が行われる。
このように追記のための領域が無くなってしまった場合に新たなＴＤＭＡに対するＴＤＭＳの追記が行われる。
但しこの場合、直ちに次のＴＤＭＡ１に対してＴＤＭＳを追記するのではなく、図１５（ｅ）に示されるようにして、ＴＤＭＡ０のＴＤＭＳ書き込み領域内の残りの領域をパディング（Padding）するようにされる。すなわち、ＴＤＭＡ０のＴＤＭＳ書き込み領域内の残りの領域を０で埋めるということが行われる。
そしてその後に、ＴＤＭＡ１内にＴＤＭＳ（この場合はＴＤＭＳｎ）の追記を行う。
なお、図示による説明は省略するが、ＴＤＭＡ２に対して新たにＴＤＭＳを追記する場合としても、同様にその前のＴＤＭＡ１に空白領域が残る場合には、その領域に対するパディングを行うようにされる。
なお、図示による説明は省略するが、ＴＤＭＡ２に対して新たにＴＤＭＳを追記する場合としても、同様にその前のＴＤＭＡ１に空白領域が残る場合には、その領域に対するパディングを行うようにされる。
また、このように次のＴＤＭＡに対するＴＤＭＳの追記を行う際には、これに併せて、対応するＴＤＭＡアクセスインジケータ内に情報を記録するようにされる。上記のようにＴＤＭＡ１に対して初めてＴＤＭＳを追記する場合には、ＴＤＭＡ１アクセスインジケータに情報記録を行う。また、ＴＤＭＡ２に対して初めてＴＤＭＳを追記する場合にはＴＤＭＡ２アクセスインジケータに情報記録を行う。
ここで、図１６は、このように次ＴＤＭＡに初めて追加が行われることに応じて情報記録が行われた場合の、ＴＤＭＡアクセスインジケータ内のデータ構造を示している。この図１６に示されるように、ＴＤＭＡアクセスインジケータのデータ構造としては、その全３２セクター分の領域が最新のＴＤＤＳのコピー３２個で埋め尽くされたものとなる。
つまり、ＴＤＭＡ１への初回の追記に応じては、当該ＴＤＭＡ１内に追記されるＴＤＭＳ内のＴＤＤＳのコピーによってＴＤＭＡ１アクセスインジケータ内が埋め尽くされる。同様に、ＴＤＭＡ２への初回の追記に応じては、当該ＴＤＭＡ２内に追記されるＴＤＭＳ内のＴＤＤＳのコピーによってＴＤＭＡ２アクセスインジケータ内が埋め尽くされることになる。
先の図８で説明したように、ＴＤＤＳ内には、ＴＤＭＡのサイズの情報が格納されており、その情報（及び固定とされるＴＤＭＡ１の先頭アドレス、ＴＤＭＡ２の終了アドレス）から、各ＴＤＭＡの先頭アドレス、終了アドレスを計算することができる。そして、これら先頭アドレスと終了アドレスとが求まれば、それらの間の最終記録済みアドレスを調べることで、アクセスインジケータが示すＴＤＭＡ内の最新のＴＤＭＳのＴＤＤＳを得ることができる。先に説明したようにＴＤＤＳはＴＤＭＳ内の最終セクタに書き込まれるものである。
つまり、ＴＤＭＡ１への初回の追記に応じては、当該ＴＤＭＡ１内に追記されるＴＤＭＳ内のＴＤＤＳのコピーによってＴＤＭＡ１アクセスインジケータ内が埋め尽くされる。同様に、ＴＤＭＡ２への初回の追記に応じては、当該ＴＤＭＡ２内に追記されるＴＤＭＳ内のＴＤＤＳのコピーによってＴＤＭＡ２アクセスインジケータ内が埋め尽くされることになる。
先の図８で説明したように、ＴＤＤＳ内には、ＴＤＭＡのサイズの情報が格納されており、その情報（及び固定とされるＴＤＭＡ１の先頭アドレス、ＴＤＭＡ２の終了アドレス）から、各ＴＤＭＡの先頭アドレス、終了アドレスを計算することができる。そして、これら先頭アドレスと終了アドレスとが求まれば、それらの間の最終記録済みアドレスを調べることで、アクセスインジケータが示すＴＤＭＡ内の最新のＴＤＭＳのＴＤＤＳを得ることができる。先に説明したようにＴＤＤＳはＴＤＭＳ内の最終セクタに書き込まれるものである。
このようにしてＴＤＭＡアクセスインジケータは、その書き込み有無によって最新ＴＤＭＳがどのＴＤＭＡに存在するかということを示す機能を有すると共に、上記のように最新のＴＤＤＳの場所を指し示すための機能も併せ持つ。
なお、図示による説明は省略したが、ＤＭＡアクセスインジケータ内には、ディスクのファイナライズ時、その時点での最新のＴＤＤＳに基づき生成されるＤＤＳが埋め尽くされることになる。つまりＤＭＡアクセスインジケータとしては、その書き込み有無によってディスクがファイナライズ済みであるか否かを示すと共に、その情報内容によってＤＤＳの場所を指し示す機能を有する。
４．ディスクドライブ装置の構成。
次に、上記のようなライトワンス型のディスクに対応するディスクドライブ装置（ディスクドライブ装置１０）の構成例を図１７で説明する。
ディスクドライブ装置１０は、ライトワンス型のディスク、例えば図１のプリレコーデッド情報領域ＰＩＣのみが形成されている状態であって、ライトワンス領域は何も記録されていない状態のディスクに対してフォーマット処理を行うことで、図１で説明した状態のディスクレイアウトを形成することができるものとし、また、そのようなフォーマット済のディスクに対してユーザデータ領域にデータの記録再生を行なう。また必要時において、ＴＤＭＡの更新も行うものである。
次に、上記のようなライトワンス型のディスクに対応するディスクドライブ装置（ディスクドライブ装置１０）の構成例を図１７で説明する。
ディスクドライブ装置１０は、ライトワンス型のディスク、例えば図１のプリレコーデッド情報領域ＰＩＣのみが形成されている状態であって、ライトワンス領域は何も記録されていない状態のディスクに対してフォーマット処理を行うことで、図１で説明した状態のディスクレイアウトを形成することができるものとし、また、そのようなフォーマット済のディスクに対してユーザデータ領域にデータの記録再生を行なう。また必要時において、ＴＤＭＡの更新も行うものである。
図１７においてディスクドライブ装置１０に装填されるディスク１は上述したライトワンス型のディスクである。なお、ディスクドライブ装置１０は、リライタブルディスクに対する記録再生やＲＯＭディスクに対する再生も可能とされる。
ディスク１は、図示しないターンテーブルに積載され、記録／再生動作時においてスピンドルモータ５２によって一定線速度（ＣＬＶ）で回転駆動される。
そして光学ピックアップ（光学ヘッド）５１によってディスク１上のグルーブトラックのウォブリングとして埋め込まれたＡＤＩＰアドレスやプリレコーデッド情報としての管理／制御情報の読み出しがおこなわれる。
また初期化フォーマット時や、ユーザデータ記録時には光学ピックアップによってライトワンス領域におけるトラックに、管理／制御情報やユーザデータが記録され、再生時には光学ピックアップによって記録されたデータの読出が行われる。
ディスク１は、図示しないターンテーブルに積載され、記録／再生動作時においてスピンドルモータ５２によって一定線速度（ＣＬＶ）で回転駆動される。
そして光学ピックアップ（光学ヘッド）５１によってディスク１上のグルーブトラックのウォブリングとして埋め込まれたＡＤＩＰアドレスやプリレコーデッド情報としての管理／制御情報の読み出しがおこなわれる。
また初期化フォーマット時や、ユーザデータ記録時には光学ピックアップによってライトワンス領域におけるトラックに、管理／制御情報やユーザデータが記録され、再生時には光学ピックアップによって記録されたデータの読出が行われる。
ピックアップ５１内には、レーザ光源となるレーザダイオードや、反射光を検出するためのフォトディテクタ、レーザ光の出力端となる対物レンズ、レーザ光を対物レンズを介してディスク記録面に照射し、またその反射光をフォトディテクタに導く光学系（図示せず）が形成される。
ピックアップ５１内において対物レンズは二軸機構によってトラッキング方向及びフォーカス方向に移動可能に保持されている。
またピックアップ５１全体はスレッド機構５３によりディスク半径方向に移動可能とされている。
またピックアップ５１におけるレーザダイオードはレーザドライバ６３からのドライブ信号（ドライブ電流）によってレーザ発光駆動される。
ピックアップ５１内において対物レンズは二軸機構によってトラッキング方向及びフォーカス方向に移動可能に保持されている。
またピックアップ５１全体はスレッド機構５３によりディスク半径方向に移動可能とされている。
またピックアップ５１におけるレーザダイオードはレーザドライバ６３からのドライブ信号（ドライブ電流）によってレーザ発光駆動される。
ディスク１からの反射光情報はピックアップ５１内のフォトディテクタによって検出され、受光光量に応じた電気信号とされてマトリクス回路５４に供給される。
マトリクス回路５４には、フォトディテクタとしての複数の受光素子からの出力電流に対応して電流電圧変換回路、マトリクス演算／増幅回路等を備え、マトリクス演算処理により必要な信号を生成する。
例えば再生データに相当する高周波信号（再生データ信号）、サーボ制御のためのフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号などを生成する。
さらに、グルーブのウォブリングに係る信号、即ちウォブリングを検出する信号としてプッシュプル信号を生成する。
なお、マトリクス回路５４は、ピックアップ５１内に一体的に構成される場合もある。
マトリクス回路５４から出力される再生データ信号はリーダ／ライタ回路５５へ、フォーカスエラー信号及びトラッキングエラー信号はサーボ回路６１へ、プッシュプル信号はウォブル回路５８へ、それぞれ供給される。
マトリクス回路５４には、フォトディテクタとしての複数の受光素子からの出力電流に対応して電流電圧変換回路、マトリクス演算／増幅回路等を備え、マトリクス演算処理により必要な信号を生成する。
例えば再生データに相当する高周波信号（再生データ信号）、サーボ制御のためのフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号などを生成する。
さらに、グルーブのウォブリングに係る信号、即ちウォブリングを検出する信号としてプッシュプル信号を生成する。
なお、マトリクス回路５４は、ピックアップ５１内に一体的に構成される場合もある。
マトリクス回路５４から出力される再生データ信号はリーダ／ライタ回路５５へ、フォーカスエラー信号及びトラッキングエラー信号はサーボ回路６１へ、プッシュプル信号はウォブル回路５８へ、それぞれ供給される。
リーダ／ライタ回路５５は、再生データ信号に対して２値化処理、ＰＬＬによる再生クロック生成処理等を行い、ピックアップ５１により読み出されたデータを再生して、変復調回路５６に供給する。
変復調回路５６は、再生時のデコーダとしての機能部位と、記録時のエンコーダとしての機能部位を備える。
再生時にはデコード処理として、再生クロックに基づいてランレングスリミテッドコードの復調処理を行う。
またＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７は、記録時にエラー訂正コードを付加するＥＣＣエンコード処理と、再生時にエラー訂正を行うＥＣＣデコード処理を行う。
再生時には、変復調回路５６で復調されたデータを内部メモリに取り込んで、エラー検出／訂正処理及びデインターリーブ等の処理を行い、再生データを得る。
ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７で再生データにまでデコードされたデータは、システムコントローラ６０の指示に基づいて、読み出され、インターフェース６４を介して接続されたホスト装置１２０、例えばパーソナルコンピュータやＡＶ（Audio-Visual）機器などに転送される。
変復調回路５６は、再生時のデコーダとしての機能部位と、記録時のエンコーダとしての機能部位を備える。
再生時にはデコード処理として、再生クロックに基づいてランレングスリミテッドコードの復調処理を行う。
またＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７は、記録時にエラー訂正コードを付加するＥＣＣエンコード処理と、再生時にエラー訂正を行うＥＣＣデコード処理を行う。
再生時には、変復調回路５６で復調されたデータを内部メモリに取り込んで、エラー検出／訂正処理及びデインターリーブ等の処理を行い、再生データを得る。
ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７で再生データにまでデコードされたデータは、システムコントローラ６０の指示に基づいて、読み出され、インターフェース６４を介して接続されたホスト装置１２０、例えばパーソナルコンピュータやＡＶ（Audio-Visual）機器などに転送される。
グルーブのウォブリングに係る信号としてマトリクス回路５４から出力されるプッシュプル信号は、ウォブル回路５８において処理される。ＡＤＩＰ情報としてのプッシュプル信号は、ウォブル回路５８においてＡＤＩＰアドレスを構成するデータストリームに復調されてアドレスデコーダ５９に供給される。
アドレスデコーダ５９は、供給されるデータについてのデコードを行い、アドレス値を得て、システムコントローラ６０に供給する。
またアドレスデコーダ５９はウォブル回路５８から供給されるウォブル信号を用いたＰＬＬ処理でクロックを生成し、例えば記録時のエンコードクロックとして各部に供給する。
アドレスデコーダ５９は、供給されるデータについてのデコードを行い、アドレス値を得て、システムコントローラ６０に供給する。
またアドレスデコーダ５９はウォブル回路５８から供給されるウォブル信号を用いたＰＬＬ処理でクロックを生成し、例えば記録時のエンコードクロックとして各部に供給する。
また、グルーブのウォブリングに係る信号としてマトリクス回路５４から出力されるプッシュプル信号として、プリレコーデッド情報ＰＩＣとしてのプッシュプル信号は、ウォブル回路５８においてバンドパスフィルタ処理が行われてリーダ／ライタ回路５５に供給される。そして２値化され、データビットストリームとされた後、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７でＥＣＣデコード、デインターリーブされて、プリレコーデッド情報としてのデータが抽出される。抽出されたプリレコーデッド情報はシステムコントローラ６０に供給される。
システムコントローラ６０は、読み出されたプリレコーデッド情報に基づいて、各種動作設定処理やコピープロテクト処理等を行うことができる。
システムコントローラ６０は、読み出されたプリレコーデッド情報に基づいて、各種動作設定処理やコピープロテクト処理等を行うことができる。
記録時には、ホスト装置１２０から記録データが転送されてくるが、その記録データはインターフェース６４を介してＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７におけるメモリに送られてバッファリングされる。
この場合ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７は、バファリングされた記録データのエンコード処理として、エラー訂正コード付加やインターリーブ、サブコード等の付加を行う。
またＥＣＣエンコードされたデータは、変復調回路５６において例えばＲＬＬ（１−７）ＰＰ方式の変調が施され、リーダ／ライタ回路５５に供給される。
記録時においてこれらのエンコード処理のための基準クロックとなるエンコードクロックは上述したようにウォブル信号から生成したクロックを用いる。
この場合ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７は、バファリングされた記録データのエンコード処理として、エラー訂正コード付加やインターリーブ、サブコード等の付加を行う。
またＥＣＣエンコードされたデータは、変復調回路５６において例えばＲＬＬ（１−７）ＰＰ方式の変調が施され、リーダ／ライタ回路５５に供給される。
記録時においてこれらのエンコード処理のための基準クロックとなるエンコードクロックは上述したようにウォブル信号から生成したクロックを用いる。
エンコード処理により生成された記録データは、リーダ／ライタ回路５５で記録補償処理として、記録層の特性、レーザー光のスポット形状、記録線速度等に対する最適記録パワーの微調整やレーザドライブパルス波形の調整などが行われた後、レーザドライブパルスとしてレーザードライバ６３に送られる。
レーザドライバ６３では供給されたレーザドライブパルスをピックアップ５１内のレーザダイオードに与え、レーザ発光駆動を行う。これによりディスク１に記録データに応じたピットが形成されることになる。
なお、レーザドライバ６３は、いわゆるＡＰＣ回路（Auto Power Control）を備え、ピックアップ５１内に設けられたレーザパワーのモニタ用ディテクタの出力によりレーザ出力パワーをモニターしながらレーザーの出力が温度などによらず一定になるように制御する。記録時及び再生時のレーザー出力の目標値はシステムコントローラ６０から与えられ、記録時及び再生時にはそれぞれレーザ出力レベルが、その目標値になるように制御する。
レーザドライバ６３では供給されたレーザドライブパルスをピックアップ５１内のレーザダイオードに与え、レーザ発光駆動を行う。これによりディスク１に記録データに応じたピットが形成されることになる。
なお、レーザドライバ６３は、いわゆるＡＰＣ回路（Auto Power Control）を備え、ピックアップ５１内に設けられたレーザパワーのモニタ用ディテクタの出力によりレーザ出力パワーをモニターしながらレーザーの出力が温度などによらず一定になるように制御する。記録時及び再生時のレーザー出力の目標値はシステムコントローラ６０から与えられ、記録時及び再生時にはそれぞれレーザ出力レベルが、その目標値になるように制御する。
サーボ回路６１は、マトリクス回路５４からのフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号から、フォーカス、トラッキング、スレッドの各種サーボドライブ信号を生成しサーボ動作を実行させる。
即ちフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号に応じてフォーカスドライブ信号、トラッキングドライブ信号を生成し、ピックアップ５１内の二軸機構のフォーカスコイル、トラッキングコイルを駆動することになる。これによってピックアップ５１、マトリクス回路５４、サーボ回路６１、二軸機構によるトラッキングサーボループ及びフォーカスサーボループが形成される。
またサーボ回路６１は、システムコントローラ６０からのトラックジャンプ指令に応じて、トラッキングサーボループをオフとし、ジャンプドライブ信号を出力することで、トラックジャンプ動作を実行させる。
またサーボ回路６１は、トラッキングエラー信号の低域成分として得られるスレッドエラー信号や、システムコントローラ６０からのアクセス実行制御などに基づいてスレッドドライブ信号を生成し、スレッド機構５３を駆動する。スレッド機構５３には、図示しないが、ピックアップ５１を保持するメインシャフト、スレッドモータ、伝達ギア等による機構を有し、スレッドドライブ信号に応じてスレッドモータを駆動することで、ピックアップ５１の所要のスライド移動が行なわれる。
即ちフォーカスエラー信号、トラッキングエラー信号に応じてフォーカスドライブ信号、トラッキングドライブ信号を生成し、ピックアップ５１内の二軸機構のフォーカスコイル、トラッキングコイルを駆動することになる。これによってピックアップ５１、マトリクス回路５４、サーボ回路６１、二軸機構によるトラッキングサーボループ及びフォーカスサーボループが形成される。
またサーボ回路６１は、システムコントローラ６０からのトラックジャンプ指令に応じて、トラッキングサーボループをオフとし、ジャンプドライブ信号を出力することで、トラックジャンプ動作を実行させる。
またサーボ回路６１は、トラッキングエラー信号の低域成分として得られるスレッドエラー信号や、システムコントローラ６０からのアクセス実行制御などに基づいてスレッドドライブ信号を生成し、スレッド機構５３を駆動する。スレッド機構５３には、図示しないが、ピックアップ５１を保持するメインシャフト、スレッドモータ、伝達ギア等による機構を有し、スレッドドライブ信号に応じてスレッドモータを駆動することで、ピックアップ５１の所要のスライド移動が行なわれる。
スピンドルサーボ回路６２はスピンドルモータ５２をＣＬＶ回転させる制御を行う。
スピンドルサーボ回路６２は、ウォブル信号に対するＰＬＬ処理で生成されるクロックを、現在のスピンドルモータ５２の回転速度情報として得、これを所定のＣＬＶ基準速度情報と比較することで、スピンドルエラー信号を生成する。
またデータ再生時においては、リーダ／ライタ回路５５内のＰＬＬによって生成される再生クロック（デコード処理の基準となるクロック）が、現在のスピンドルモータ５２の回転速度情報となるため、これを所定のＣＬＶ基準速度情報と比較することでスピンドルエラー信号を生成することもできる。
そしてスピンドルサーボ回路６２は、スピンドルエラー信号に応じて生成したスピンドルドライブ信号を出力し、スピンドルモータ５２のＣＬＶ回転を実行させる。
またスピンドルサーボ回路６２は、システムコントローラ６０からのスピンドルキック／ブレーキ制御信号に応じてスピンドルドライブ信号を発生させ、スピンドルモータ２の起動、停止、加速、減速などの動作も実行させる。
スピンドルサーボ回路６２は、ウォブル信号に対するＰＬＬ処理で生成されるクロックを、現在のスピンドルモータ５２の回転速度情報として得、これを所定のＣＬＶ基準速度情報と比較することで、スピンドルエラー信号を生成する。
またデータ再生時においては、リーダ／ライタ回路５５内のＰＬＬによって生成される再生クロック（デコード処理の基準となるクロック）が、現在のスピンドルモータ５２の回転速度情報となるため、これを所定のＣＬＶ基準速度情報と比較することでスピンドルエラー信号を生成することもできる。
そしてスピンドルサーボ回路６２は、スピンドルエラー信号に応じて生成したスピンドルドライブ信号を出力し、スピンドルモータ５２のＣＬＶ回転を実行させる。
またスピンドルサーボ回路６２は、システムコントローラ６０からのスピンドルキック／ブレーキ制御信号に応じてスピンドルドライブ信号を発生させ、スピンドルモータ２の起動、停止、加速、減速などの動作も実行させる。
以上のようなサーボ系及び記録再生系の各種動作はマイクロコンピュータによって形成されたシステムコントローラ６０により制御される。
システムコントローラ６０は、ホスト装置１２０からのコマンドに応じて各種処理を実行する。
例えばホスト装置１２０から書込命令（ライトコマンド）が出されると、システムコントローラ６０は、まず書き込むべきアドレスにピックアップ５１を移動させる。そしてＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７、変復調回路５６により、ホスト装置１２０から転送されてきたデータ（例えばＭＰＥＧ方式のビデオデータや、オーディオデータ等）について上述したようにエンコード処理を実行させる。そして上記のようにリーダ／ライタ回路５５からのレーザドライブパルスがレーザドライバ６３に供給されることで、記録が実行される。
また例えばホスト装置１２０から、ディスク１に記録されている或るデータ（ＭＰＥＧ方式のビデオデータ等）の転送を求めるリードコマンドが供給された場合は、まず指示されたアドレスを目的としてシーク動作制御を行う。即ちサーボ回路６１に指令を出し、シークコマンドにより指定されたアドレスをターゲットとするピックアップ５１のアクセス動作を実行させる。
その後、その指示されたデータ区間のデータをホスト装置１２０に転送するために必要な動作制御を行う。即ちディスク１からのデータ読出を行い、リーダ／ライタ回路５５、変復調回路５６、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７におけるデコード／バファリング等を実行させ、要求されたデータを転送する。
なお、これらのデータの記録再生時には、システムコントローラ６０は、ウォブル回路５８及びアドレスデコーダ５９によって検出されるＡＤＩＰアドレスを用いてアクセスや記録再生動作の制御を行うことができる。
システムコントローラ６０は、ホスト装置１２０からのコマンドに応じて各種処理を実行する。
例えばホスト装置１２０から書込命令（ライトコマンド）が出されると、システムコントローラ６０は、まず書き込むべきアドレスにピックアップ５１を移動させる。そしてＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７、変復調回路５６により、ホスト装置１２０から転送されてきたデータ（例えばＭＰＥＧ方式のビデオデータや、オーディオデータ等）について上述したようにエンコード処理を実行させる。そして上記のようにリーダ／ライタ回路５５からのレーザドライブパルスがレーザドライバ６３に供給されることで、記録が実行される。
また例えばホスト装置１２０から、ディスク１に記録されている或るデータ（ＭＰＥＧ方式のビデオデータ等）の転送を求めるリードコマンドが供給された場合は、まず指示されたアドレスを目的としてシーク動作制御を行う。即ちサーボ回路６１に指令を出し、シークコマンドにより指定されたアドレスをターゲットとするピックアップ５１のアクセス動作を実行させる。
その後、その指示されたデータ区間のデータをホスト装置１２０に転送するために必要な動作制御を行う。即ちディスク１からのデータ読出を行い、リーダ／ライタ回路５５、変復調回路５６、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７におけるデコード／バファリング等を実行させ、要求されたデータを転送する。
なお、これらのデータの記録再生時には、システムコントローラ６０は、ウォブル回路５８及びアドレスデコーダ５９によって検出されるＡＤＩＰアドレスを用いてアクセスや記録再生動作の制御を行うことができる。
また、ディスク１が装填された際など所定の時点で、システムコントローラ６０は、ディスク１のＢＣＡにおいて記録されたユニークＩＤや（ＢＣＡが形成されている場合）、再生専用領域にウォブリンググルーブとして記録されているプリレコーデッド情報（ＰＩＣ）の読出を実行させる。
その場合、まずＢＣＡ、プリレコーデッドデータゾーンＰＲを目的としてシーク動作制御を行う。即ちサーボ回路６１に指令を出し、ディスク最内周側へのピックアップ５１のアクセス動作を実行させる。
その後、ピックアップ５１による再生トレースを実行させ、反射光情報としてのプッシュプル信号を得、ウォブル回路５８、リーダ／ライタ回路５５、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７によるデコード処理を実行させ、ＢＣＡ情報やプリレコーデッド情報としての再生データを得る。
システムコントローラ６０はこのようにして読み出されたＢＣＡ情報やプリレコーデッド情報に基づいて、レーザパワー設定やコピープロテクト処理等を行う。
その場合、まずＢＣＡ、プリレコーデッドデータゾーンＰＲを目的としてシーク動作制御を行う。即ちサーボ回路６１に指令を出し、ディスク最内周側へのピックアップ５１のアクセス動作を実行させる。
その後、ピックアップ５１による再生トレースを実行させ、反射光情報としてのプッシュプル信号を得、ウォブル回路５８、リーダ／ライタ回路５５、ＥＣＣエンコーダ／デコーダ５７によるデコード処理を実行させ、ＢＣＡ情報やプリレコーデッド情報としての再生データを得る。
システムコントローラ６０はこのようにして読み出されたＢＣＡ情報やプリレコーデッド情報に基づいて、レーザパワー設定やコピープロテクト処理等を行う。
図１７ではシステムコントローラ６０内にキャッシュメモリ６０ａを示している。このキャッシュメモリ６０ａは、例えばディスク１のＴＤＭＡから読み出したＴＤＤＳ／ＴＤＦＬ／ＳＲＲＩ等の保持や、その更新に利用される。
システムコントローラ６０は、例えばファイナライズされていないディスク１が装填された際には、各部を制御してＴＤＭＡに記録されたＴＤＤＳ／ＴＤＦＬ／ＳＲＲＩの読出を実行させ、読み出された情報をキャッシュメモリ６０ａに保持する。
その後、データ書込／書換や欠陥による交替処理が行われた際には、キャッシュメモリ６０ａ内でＳＲＲＩやＴＤＦＬなどを更新していく。
例えばデータの書込や、データ書換等で交替処理が行われ、ＳＲＲＩ又はＴＤＦＬの更新を行う際に、その都度ディスク１のＴＤＭＡ（又はＡＴＤＭＡ）において、ＴＤＭＳアップデートユニットを追加記録しても良いのであるが、そのようにすると、ディスク１のＴＤＭＡの消費が早まってしまう。
そこで、例えばデータ追記が行われてＳＲＲＩとしてのＬＲＡ（Last Recorded Address）が更新される場合などは、或る程度の回数はキャッシュメモリ６０ａ内でＳＲＲＩを更新しておき、ある時点でキャッシュメモリ内で更新されてきたＳＲＲＩをＴＤＭＳアップデートユニットによりディスク１に記録するような手法を採る。
また例えばディスク１がディスクドライブ装置からイジェクト（排出）されるまでの間は、キャッシュメモリ６０ａ内でＴＤＦＬ／ＳＲＲＩの更新を行っておき、イジェクト時などにおいて、キャッシュメモリ６０ａ内の最終的な（最新の）ＴＤＦＬ／ＳＲＲＩを、ディスク１のＴＤＭＡに書き込むようにするなどの手法も考えられる。
システムコントローラ６０は、例えばファイナライズされていないディスク１が装填された際には、各部を制御してＴＤＭＡに記録されたＴＤＤＳ／ＴＤＦＬ／ＳＲＲＩの読出を実行させ、読み出された情報をキャッシュメモリ６０ａに保持する。
その後、データ書込／書換や欠陥による交替処理が行われた際には、キャッシュメモリ６０ａ内でＳＲＲＩやＴＤＦＬなどを更新していく。
例えばデータの書込や、データ書換等で交替処理が行われ、ＳＲＲＩ又はＴＤＦＬの更新を行う際に、その都度ディスク１のＴＤＭＡ（又はＡＴＤＭＡ）において、ＴＤＭＳアップデートユニットを追加記録しても良いのであるが、そのようにすると、ディスク１のＴＤＭＡの消費が早まってしまう。
そこで、例えばデータ追記が行われてＳＲＲＩとしてのＬＲＡ（Last Recorded Address）が更新される場合などは、或る程度の回数はキャッシュメモリ６０ａ内でＳＲＲＩを更新しておき、ある時点でキャッシュメモリ内で更新されてきたＳＲＲＩをＴＤＭＳアップデートユニットによりディスク１に記録するような手法を採る。
また例えばディスク１がディスクドライブ装置からイジェクト（排出）されるまでの間は、キャッシュメモリ６０ａ内でＴＤＦＬ／ＳＲＲＩの更新を行っておき、イジェクト時などにおいて、キャッシュメモリ６０ａ内の最終的な（最新の）ＴＤＦＬ／ＳＲＲＩを、ディスク１のＴＤＭＡに書き込むようにするなどの手法も考えられる。
ホスト装置１２０は、例えばパーソナルコンピュータ等とされる場合、ＣＰＵ１０１，インターフェース１０２，ＨＤＤ１０３、ＲＯＭ／ＲＡＭ１０４、ユーザインターフェース１０５を有する構成とされる。
インターフェース１０２はディスクドライブ装置１０との間のコマンドや記録再生データの通信を行う。
ＨＤＤ（ハードディスクドライブ）１０３は、ＡＶデータやアプリケーションプログラム等の格納に使用される。
ＲＯＭ／ＲＡＭ１０４は、ＣＰＵ１０１で起動されるプログラムの格納やＣＰＵ１０１のワーク領域として用いられる。
ユーザインターフェース１０５は、例えばモニタディスプレイ等の映像／文字などの表示部、スピーカ等の音声出力部、キーボードやスイッチ等の操作入力部など、ユーザーに対する入出力を行う部位又は装置を示している。
このようなホスト装置１２０は、ＣＰＵ１０１で起動されるアプリケーションプログラムに従って、ディスクドライブ装置１０をＡＶデータのストレージ機器として利用する装置となる。
なお、このホスト装置１２０としては、実際の形態として、パーソナルコンピュータではなく、例えばビデオカメラ、オーディオシステム、ＡＶ編集装置、その他の各種機器が想定される。
インターフェース１０２はディスクドライブ装置１０との間のコマンドや記録再生データの通信を行う。
ＨＤＤ（ハードディスクドライブ）１０３は、ＡＶデータやアプリケーションプログラム等の格納に使用される。
ＲＯＭ／ＲＡＭ１０４は、ＣＰＵ１０１で起動されるプログラムの格納やＣＰＵ１０１のワーク領域として用いられる。
ユーザインターフェース１０５は、例えばモニタディスプレイ等の映像／文字などの表示部、スピーカ等の音声出力部、キーボードやスイッチ等の操作入力部など、ユーザーに対する入出力を行う部位又は装置を示している。
このようなホスト装置１２０は、ＣＰＵ１０１で起動されるアプリケーションプログラムに従って、ディスクドライブ装置１０をＡＶデータのストレージ機器として利用する装置となる。
なお、このホスト装置１２０としては、実際の形態として、パーソナルコンピュータではなく、例えばビデオカメラ、オーディオシステム、ＡＶ編集装置、その他の各種機器が想定される。
５．従来の管理情報取得処理。
これまでの説明からも理解されるように、ディスク１においては、最後に記録されたＴＤＭＳアップデートユニットが、最新のＴＤＭＳとなる。つまりこの最新のＴＤＭＳに基づきＴＤＦＬ、ＳＲＲＩの情報を取得することで、ディスク１に記録されている最新の管理情報を取得することができる。
ここで、先の図７にて説明したように、ＴＤＭＳにおいては、その最終クラスタの最終セクタに記録されるＴＤＤＳにより、最新のＴＤＦＬ、ＳＲＲＩの記録位置が指し示されるようになっている。これに対応して従来では、ディスク１から最新の管理情報を取得する動作を、次の図１８に示すようにして行うようにされている。
これまでの説明からも理解されるように、ディスク１においては、最後に記録されたＴＤＭＳアップデートユニットが、最新のＴＤＭＳとなる。つまりこの最新のＴＤＭＳに基づきＴＤＦＬ、ＳＲＲＩの情報を取得することで、ディスク１に記録されている最新の管理情報を取得することができる。
ここで、先の図７にて説明したように、ＴＤＭＳにおいては、その最終クラスタの最終セクタに記録されるＴＤＤＳにより、最新のＴＤＦＬ、ＳＲＲＩの記録位置が指し示されるようになっている。これに対応して従来では、ディスク１から最新の管理情報を取得する動作を、次の図１８に示すようにして行うようにされている。
図１８は、従来の管理情報取得処理について説明するための図として、ディスク１上に最後に記録されたＴＤＭＳアップデートユニットを模式的に示している。なお、図中斜線部は記録部分、空白部分は未記録部分を表す。また図中の太枠はクラスタ単位の区切りを表す。
先ず、確認のために述べておくと、このように最後に記録されたＴＤＭＳアップデートユニットを探索するにあたっては、先の図５に示したようなＴＤＭＡ０内のアクセスインジケータ領域の記録状態を調べるようにされる。先の説明から理解されるように、このアクセスインジケータ領域内において、ＤＭＡアクセスインジケータは、これが記録済みであるか否かによりディスク１がファイナライズ済みであるか否かを示す。つまり、当該ＤＭＡアクセスインジケータが記録済みであればディスク１がファイナライズ済みであることが判明し、従ってその場合は最新の管理情報をＤＭＡから取得することになる。
一方、ＤＭＡアクセスインジケータが未記録である場合、最新の管理情報は何れかのＴＤＭＡ内から取得できることが判明する。この場合には、最新の管理情報が記録されるＴＤＭＡを特定するために、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータ、ＴＤＭＡ１アクセスインジケータの記録状態を確認する。具体的に、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータが記録済みであれば、最新のＴＤＭＳはＴＤＭＡ２にあることが判明する。またＴＤＭＡ１アクセスインジケータのみが記録済みである場合には、最新ＴＤＭＳはＴＤＭＡ１内にあることが判明する。さらに、これらＴＤＭＡアクセスインジケータが共に未記録であれば、最新ＴＤＭＳはＴＤＭＡ０にあるか、或いはブランクディスクかの何れかとなる。その場合、ＴＤＭＡ０のＴＤＭＳ書き込み領域内の記録状態を確認し、ここが記録済みであれば最新ＴＤＭＳはＴＤＭＡ０内にあることが特定される。
一方、ＤＭＡアクセスインジケータが未記録である場合、最新の管理情報は何れかのＴＤＭＡ内から取得できることが判明する。この場合には、最新の管理情報が記録されるＴＤＭＡを特定するために、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータ、ＴＤＭＡ１アクセスインジケータの記録状態を確認する。具体的に、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータが記録済みであれば、最新のＴＤＭＳはＴＤＭＡ２にあることが判明する。またＴＤＭＡ１アクセスインジケータのみが記録済みである場合には、最新ＴＤＭＳはＴＤＭＡ１内にあることが判明する。さらに、これらＴＤＭＡアクセスインジケータが共に未記録であれば、最新ＴＤＭＳはＴＤＭＡ０にあるか、或いはブランクディスクかの何れかとなる。その場合、ＴＤＭＡ０のＴＤＭＳ書き込み領域内の記録状態を確認し、ここが記録済みであれば最新ＴＤＭＳはＴＤＭＡ０内にあることが特定される。
このようにしてＴＤＭＡアクセスインジケータの記録状態に基づき特定されたＴＤＭＡ内から最新のＴＤＤＳを取得するにあたっては、そのＴＤＭＡにおける最終記録済みアドレスを探索する。つまり、上述もしているように最新のＴＤＤＳは最後に記録されたＴＤＭＳアップデートユニット内の最終セクタに対して記録されるからである。
なお、先にも述べたようにＴＤＭＡ０（のＴＤＭＳ書き込み領域）はその先頭アドレスと終了アドレスが固定の領域となるが、ＴＤＭＡ１は先頭アドレスのみ、ＴＤＭＡ２は終了アドレスのみが固定の領域とされる。最新のＴＤＤＳ取得のために最終記録済みアドレスを探索するにあたっては、その探索範囲が設定される必要があるので、これらＴＤＭＡ１、ＴＤＭＡ２内において最終記録済みアドレスを探索するにあたっては、ＴＤＭＡ１については最終アドレス、ＴＤＭＡ２については先頭アドレスの情報が特定される必要がある。
先に説明したＴＤＭＡ１アクセスインジケータ、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータとしては、図１６において示したようにその内部がＴＤＤＳの情報で埋め尽くされるものとなっている。すなわち、ＴＤＭＡアクセスインジケータとしては、それと対応づけられたＴＤＭＡに対して初回にＴＤＭＳが記録された時点での最新のＴＤＤＳでその内部が埋め尽くされるものとなっている。このＴＤＤＳ内には、図８に示したように各ＴＤＭＡのサイズ情報が格納されているので、アクセスインジケータ内のＴＤＤＳの情報を取得することで、ＴＤＭＡ１についてその終了アドレス、ＴＤＭＡ２についてはその先頭アドレスの情報を取得することができる。ＴＤＭＡ１が最新であるとされた場合には、ＴＤＭＡ１アクセスインジケータ内のＴＤＤＳにおけるＴＤＭＡ１のサイズ情報からＴＤＭＡ１の終了アドレスを計算し、固定の先頭アドレスとこの計算した終了アドレスとの間の最終記録済みアドレスを探索することで、最新のＴＤＤＳの探索を行う。また、ＴＤＭＡ２が最新であるとされた場合には、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータ内のＴＤＤＳにおけるＴＤＭＡ２のサイズ情報からＴＤＭＡ２の先頭アドレスを計算し、固定の終了アドレスとこの計算した先頭アドレスとの間の最終記録済みアドレスを探索することで、最新のＴＤＤＳの探索を行う。
また、ＴＤＭＡ０については、予め定められた固定の先頭アドレスと最終アドレスの間を対象として最終記録済みアドレスを探索することで、最新のＴＤＤＳの探索を行うことになる。
なお、先にも述べたようにＴＤＭＡ０（のＴＤＭＳ書き込み領域）はその先頭アドレスと終了アドレスが固定の領域となるが、ＴＤＭＡ１は先頭アドレスのみ、ＴＤＭＡ２は終了アドレスのみが固定の領域とされる。最新のＴＤＤＳ取得のために最終記録済みアドレスを探索するにあたっては、その探索範囲が設定される必要があるので、これらＴＤＭＡ１、ＴＤＭＡ２内において最終記録済みアドレスを探索するにあたっては、ＴＤＭＡ１については最終アドレス、ＴＤＭＡ２については先頭アドレスの情報が特定される必要がある。
先に説明したＴＤＭＡ１アクセスインジケータ、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータとしては、図１６において示したようにその内部がＴＤＤＳの情報で埋め尽くされるものとなっている。すなわち、ＴＤＭＡアクセスインジケータとしては、それと対応づけられたＴＤＭＡに対して初回にＴＤＭＳが記録された時点での最新のＴＤＤＳでその内部が埋め尽くされるものとなっている。このＴＤＤＳ内には、図８に示したように各ＴＤＭＡのサイズ情報が格納されているので、アクセスインジケータ内のＴＤＤＳの情報を取得することで、ＴＤＭＡ１についてその終了アドレス、ＴＤＭＡ２についてはその先頭アドレスの情報を取得することができる。ＴＤＭＡ１が最新であるとされた場合には、ＴＤＭＡ１アクセスインジケータ内のＴＤＤＳにおけるＴＤＭＡ１のサイズ情報からＴＤＭＡ１の終了アドレスを計算し、固定の先頭アドレスとこの計算した終了アドレスとの間の最終記録済みアドレスを探索することで、最新のＴＤＤＳの探索を行う。また、ＴＤＭＡ２が最新であるとされた場合には、ＴＤＭＡ２アクセスインジケータ内のＴＤＤＳにおけるＴＤＭＡ２のサイズ情報からＴＤＭＡ２の先頭アドレスを計算し、固定の終了アドレスとこの計算した先頭アドレスとの間の最終記録済みアドレスを探索することで、最新のＴＤＤＳの探索を行う。
また、ＴＤＭＡ０については、予め定められた固定の先頭アドレスと最終アドレスの間を対象として最終記録済みアドレスを探索することで、最新のＴＤＤＳの探索を行うことになる。
このようにして、アクセスインジケータ領域の記録状態に基づき特定された最新のＴＤＭＡ内を対象として、その最終記録済みアドレスを探索することで、最新ＴＤＤＳの探索を行うことができる。
図１８（ａ）において、従来においては、先ずはこのような最終記録済みアドレスの探索の結果特定された最新ＴＤＤＳを、ディスク１から読み出すようにされる。具体的にこの場合、最小の読み出し単位はクラスタ単位とされるので、ＴＤＤＳを含む１クラスタ分のデータをディスク１から読み出すようにされる。
図１８（ａ）において、従来においては、先ずはこのような最終記録済みアドレスの探索の結果特定された最新ＴＤＤＳを、ディスク１から読み出すようにされる。具体的にこの場合、最小の読み出し単位はクラスタ単位とされるので、ＴＤＤＳを含む１クラスタ分のデータをディスク１から読み出すようにされる。
ここで、先の図６においても説明したように、ＴＤＭＳアップデートユニットにおける最後の１クラスタ内には、その最終セクタに必ずＴＤＤＳが格納され、その前の区間にはＳＲＲＩを格納するための領域（可変）と、さらにその前の区間にＴＤＦＬを格納するための領域（可変）とが設けられている。
この図では一例として、ＴＤＭＳアップデートユニット内の最後の１クラスタ内において、ＴＤＤＳとＳＲＲＩのみが格納されている場合を示している。この場合、ＴＤＦＬは、この最後のクラスタよりも前の３クラスタ分の領域で収まっているとする（図中ＴＤＦＬ♯０〜ＴＤＦＬ♯２）。
この図に示す例では、上記のようにして最終記録済みアドレスの探索で特定されたＴＤＤＳ内の最後の１クラスタを読み出すことによって、最新のＴＤＤＳと共にＳＲＲＩの情報も読み出されることになる。
この図では一例として、ＴＤＭＳアップデートユニット内の最後の１クラスタ内において、ＴＤＤＳとＳＲＲＩのみが格納されている場合を示している。この場合、ＴＤＦＬは、この最後のクラスタよりも前の３クラスタ分の領域で収まっているとする（図中ＴＤＦＬ♯０〜ＴＤＦＬ♯２）。
この図に示す例では、上記のようにして最終記録済みアドレスの探索で特定されたＴＤＤＳ内の最後の１クラスタを読み出すことによって、最新のＴＤＤＳと共にＳＲＲＩの情報も読み出されることになる。
そして、従来においては、このようにしてディスク１から読み出して取得した最新のＴＤＤＳに基づき、図１８（ｂ）に示すようにしてＴＤＦＬの読み出しを行う。つまり、ＴＤＤＳ内のＴＤＦＬのポインタ情報に基づき、ディスク１上から各ＴＤＦＬのデータを読み出す。
なおこの場合、ＳＲＲＩの情報は既に読み出しが完了しているので、読み出されたデータ（キャッシュデータ）内からＴＤＤＳのＳＲＲＩのポインタが指し示すＳＲＲＩの情報を取得することができる。
なおこの場合、ＳＲＲＩの情報は既に読み出しが完了しているので、読み出されたデータ（キャッシュデータ）内からＴＤＤＳのＳＲＲＩのポインタが指し示すＳＲＲＩの情報を取得することができる。
６．本実施の形態の管理情報取得処理。
上記のようにして従来においては、ＴＤＤＳの情報から最新のＴＤＦＬ、ＳＲＲＩを取得するのにあたり、まずはディスク１からＴＤＤＳを含む１クラスタ分のデータ読み出しを行った上で、それにより取得されたＴＤＤＳ内のポインタ情報により指し示されるＴＤＦＬの読み出しを行うようにされている。また、ＳＲＲＩについては、キャッシュデータ内から取得が可能である。
しかしながら、先にも述べたようにこのような従来手法によると、ＴＤＤＳを読み出すためのシーク動作を行った後に、再度ＴＤＦＬの読み出しのためのシーク動作を要するものとなっており、この点で最新の管理情報読み出しまでに相応の時間を要するものとなってしまっている。
上記のようにして従来においては、ＴＤＤＳの情報から最新のＴＤＦＬ、ＳＲＲＩを取得するのにあたり、まずはディスク１からＴＤＤＳを含む１クラスタ分のデータ読み出しを行った上で、それにより取得されたＴＤＤＳ内のポインタ情報により指し示されるＴＤＦＬの読み出しを行うようにされている。また、ＳＲＲＩについては、キャッシュデータ内から取得が可能である。
しかしながら、先にも述べたようにこのような従来手法によると、ＴＤＤＳを読み出すためのシーク動作を行った後に、再度ＴＤＦＬの読み出しのためのシーク動作を要するものとなっており、この点で最新の管理情報読み出しまでに相応の時間を要するものとなってしまっている。
そこで本実施の形態では、最新の管理情報の取得動作についてその迅速化を図るべく、次の図１９に示されるような管理情報取得処理を行うものとしている。
なお、この図１９に示される処理動作は、図１７に示したシステムコントローラ６０により行われるものである。また、この図では、既にアクセスインジケータ領域内の記録状態に基づき、最新のＴＤＭＳの存在するＴＤＭＡが特定され、その最終記録済みアドレスの探索の結果最新ＴＤＤＳの記録アドレスが特定された状態にあるものとする。
なお、この図１９に示される処理動作は、図１７に示したシステムコントローラ６０により行われるものである。また、この図では、既にアクセスインジケータ領域内の記録状態に基づき、最新のＴＤＭＳの存在するＴＤＭＡが特定され、その最終記録済みアドレスの探索の結果最新ＴＤＤＳの記録アドレスが特定された状態にあるものとする。
図１９において、先ずステップＳ１０１では、ＴＤＤＳのＮＣクラスタ手前からＴＤＤＳまでの読み出しを実行させると共に、読み出しデータを第１キャッシュに保持するための処理を実行する。
すなわち、先ずは上記最終記録済みアドレスの探索の結果特定された最新のＴＤＤＳを含むクラスタのＮＣクラスタだけ手前となる位置から、当該ＴＤＤＳを含むクラスタまでの区間を対象として、ディスク１からの読み出し動作を実行させる。この場合において、上記「ＮＣ」の値は、例えば予め定められた所定の値であるとする。
そしてステップＳ１０１では、このようにしてＮＣクラスタ手間からＴＤＤＳまでの区間を対象としてディスク１から読み出されたデータを、キャッシュメモリ６０ａ内における第１キャッシュ領域に保持するようにされる。
ここで、先の図１７での説明は省略したが、本実施の形態の場合、キャッシュメモリ６０ａ内には、ディスク１から読み出したデータを格納するための第１のキャッシュ領域と、後述するようにしてこの第１のキャッシュ領域内の格納データから取得した各種のデータ（ＳＲＲＩ、ＴＤＦＬ）を格納するための第２キャッシュ領域とが設けられている。
すなわち、先ずは上記最終記録済みアドレスの探索の結果特定された最新のＴＤＤＳを含むクラスタのＮＣクラスタだけ手前となる位置から、当該ＴＤＤＳを含むクラスタまでの区間を対象として、ディスク１からの読み出し動作を実行させる。この場合において、上記「ＮＣ」の値は、例えば予め定められた所定の値であるとする。
そしてステップＳ１０１では、このようにしてＮＣクラスタ手間からＴＤＤＳまでの区間を対象としてディスク１から読み出されたデータを、キャッシュメモリ６０ａ内における第１キャッシュ領域に保持するようにされる。
ここで、先の図１７での説明は省略したが、本実施の形態の場合、キャッシュメモリ６０ａ内には、ディスク１から読み出したデータを格納するための第１のキャッシュ領域と、後述するようにしてこの第１のキャッシュ領域内の格納データから取得した各種のデータ（ＳＲＲＩ、ＴＤＦＬ）を格納するための第２キャッシュ領域とが設けられている。
続くステップＳ１０２〜Ｓ１０４までの処理は、読み出されたデータ内に全ＴＤＦＬが含まれているか否かを確認するための処理となる。
つまり、先ずステップＳ１０２では、ＴＤＤＳ内の情報からＴＤＦＬクラスタ数（Ｎdfl）の情報を取得する。具体的には、先の図８に示したＴＤＤＳ内のバイト位置１１２０〜１１５１のデータからＴＤＦＬの総エントリ数を調べることで、ＴＤＦＬの総クラスタ数（Ｎdfl）の情報を取得する。
続くステップＳ１０３では、ＴＤＤＳ内のポインタに基づき、キャッシュデータ内からＴＤＦＬを取得するための処理を実行する。すなわち、ＴＤＤＳにおける上記バイト位置１１２０〜１１５１のデータは各ＴＤＦＬのポインタ情報となるので、このポインタ情報の指し示すＰＳＮの情報に基づき、キャッシュデータ内から各ＴＤＦＬを取得するための処理を実行する。
つまり、先ずステップＳ１０２では、ＴＤＤＳ内の情報からＴＤＦＬクラスタ数（Ｎdfl）の情報を取得する。具体的には、先の図８に示したＴＤＤＳ内のバイト位置１１２０〜１１５１のデータからＴＤＦＬの総エントリ数を調べることで、ＴＤＦＬの総クラスタ数（Ｎdfl）の情報を取得する。
続くステップＳ１０３では、ＴＤＤＳ内のポインタに基づき、キャッシュデータ内からＴＤＦＬを取得するための処理を実行する。すなわち、ＴＤＤＳにおける上記バイト位置１１２０〜１１５１のデータは各ＴＤＦＬのポインタ情報となるので、このポインタ情報の指し示すＰＳＮの情報に基づき、キャッシュデータ内から各ＴＤＦＬを取得するための処理を実行する。
その上で、次のステップＳ１０４では、取得したＴＤＦＬの数（Ｋdfl）と上記ＴＤＦＬの総クラスタ数（Ｎdfl）とが一致するか否かを判別する。すなわちこれにより、上記ステップＳ１０３の処理で、存在する全てのＴＤＦＬをキャッシュデータから取得することができたか否かを判別しているものである。
ステップＳ１０４において、Ｋdfl＝Ｎdflであり、全てのＴＤＦＬをキャッシュデータ内から取得できたとして肯定結果が得られた場合は、ステップＳ１０６に進み、取得したＴＤＦＬをキャッシュメモリ６０ａ内の第２キャッシュ領域に格納する。
一方、ステップＳ１０４において、Ｋdfl＝Ｎdflではなく、全てのＴＤＦＬをキャッシュデータ内から取得できなかったとして否定結果が得られた場合は、ステップＳ１０５に進み、不足分のＴＤＦＬをディスク１から読み出して取得するための処理を実行する。具体的には、先のステップＳ１０３にて取得できなかったＴＤＦＬのポインタ情報に基づき、それらのＴＤＦＬがディスク１から読み出されるように必要な各部を制御すると共に、これによって読み出されたＴＤＦＬを取得する。その上で、上記ステップＳ１０６に進み、取得したＴＤＦＬを上記第２キャッシュ領域に格納する。
ステップＳ１０４において、Ｋdfl＝Ｎdflであり、全てのＴＤＦＬをキャッシュデータ内から取得できたとして肯定結果が得られた場合は、ステップＳ１０６に進み、取得したＴＤＦＬをキャッシュメモリ６０ａ内の第２キャッシュ領域に格納する。
一方、ステップＳ１０４において、Ｋdfl＝Ｎdflではなく、全てのＴＤＦＬをキャッシュデータ内から取得できなかったとして否定結果が得られた場合は、ステップＳ１０５に進み、不足分のＴＤＦＬをディスク１から読み出して取得するための処理を実行する。具体的には、先のステップＳ１０３にて取得できなかったＴＤＦＬのポインタ情報に基づき、それらのＴＤＦＬがディスク１から読み出されるように必要な各部を制御すると共に、これによって読み出されたＴＤＦＬを取得する。その上で、上記ステップＳ１０６に進み、取得したＴＤＦＬを上記第２キャッシュ領域に格納する。
なお、図示による説明は省略したが、ＳＲＲＩについても、上記ＴＤＦＬについての取得処理と同様の処理を行うものとなる。確認のために述べておくと、ＳＲＲＩとしても、先の図６（ｂ）に示したように、最新のＴＤＭＳ内においては含まれない場合もあり得る。すなわち、ＳＲＲＩは、先の図１８に示したように最新ＴＤＭＳにおける最終クラスタ内に常にあるというものではなく、最新ＴＤＭＳよりも以前のＴＤＭＳ内の最終クラスタ内に格納されているという場合もある。
そこで、ＳＲＲＩについても、同様にステップＳ１０１でキャッシュした読み出しデータ内を対象として、ＴＤＤＳ内のポインタ情報に基づきこれを取得するための処理を実行し、その結果ＳＲＲＩが取得されなかった場合には、ディスク１上の上記ポインタ情報により指し示される位置の読み出しを実行させることでＳＲＲＩを取得する。当然のことながら、この場合もキャッシュデータからＳＲＲＩが取得された場合には、そのままこのＳＲＲＩを第２キャッシュ領域に格納する。
そこで、ＳＲＲＩについても、同様にステップＳ１０１でキャッシュした読み出しデータ内を対象として、ＴＤＤＳ内のポインタ情報に基づきこれを取得するための処理を実行し、その結果ＳＲＲＩが取得されなかった場合には、ディスク１上の上記ポインタ情報により指し示される位置の読み出しを実行させることでＳＲＲＩを取得する。当然のことながら、この場合もキャッシュデータからＳＲＲＩが取得された場合には、そのままこのＳＲＲＩを第２キャッシュ領域に格納する。
このようにして本実施の形態では、ディスク１から最新の管理情報を取得するにあたり、従来のように最新ＴＤＤＳを含む最終記録済みクラスタのみを読み出すのではなく、このクラスタの手前の所要位置からデータ読み出しを行うものとしている。このようにすることで、最新の管理情報（ＴＤＦＬ、ＳＲＲＩ）の読み出しにあたり必要なシーク動作は最小で１回のみとすることが可能となる。すなわち、従来では最新ＴＤＤＳ取得のためのシーク動作とこの最新ＴＤＤＳの情報に基づくＴＤＦＬ（及びＳＲＲＩ）取得のためのシーク動作の計２回のシーク動作が必ず必要であったところが、本例によれば１回とすることが可能となる。この結果、本実施の形態によれば、最新の管理情報の取得動作の迅速化を図ることができる。
なお、これまでの説明では、ディスク１が１層ディスク（ＳＬ）である場合を例に説明を行ってきたが、本実施の形態の管理情報取得処理としては２層以上のディスクに対しても好適に適用することができる。
ここで、図２０は、比較として、１層ディスクの場合にＴＤＭＳ内に最大にＴＤＦＬが格納された場合（図２０（ａ））と、２層ディスク（ＤＬ：Dual Layer）の場合にＴＤＭＳ内に最大にＴＤＦＬが格納された場合（図２０（ｂ））とを示している。なお、この図２０においても太枠はクラスタ単位の区切りを示し、また斜線部は記録済み、空白部は未記録部分を示す。また、この場合も説明の便宜上、最新のＳＲＲＩが最新のＴＤＭＳの最終クラスタ内に存在する場合を例示している。
先ず、図２０（ａ）に示されるようにして、ＳＬの場合、ＴＤＭＳ内にはＴＤＦＬを最大で４個分格納することができる。具体的には、ＴＤＦＬ♯０〜ＴＤＦＬ♯２までの３クラスタ分と、さらに最終クラスタ内におけるＴＤＦＬ♯３の計４つを格納することができる。
これに対し、図２０（ｂ）に示されるＤＬの場合、ＴＤＭＳ内には最大で８つのＴＤＦＬを格納することができる。すなわち、ＴＤＦＬ♯０〜ＴＤＦＬ♯６までの７クラスタ分と、さらに最終クラスタ内にＴＤＦＬ♯７を格納することができる。
つまりＤＬの場合、データ記録領域がより広いことから、ＳＬの場合よりも多くのＴＤＦＬが格納可能とされているものである。
先ず、図２０（ａ）に示されるようにして、ＳＬの場合、ＴＤＭＳ内にはＴＤＦＬを最大で４個分格納することができる。具体的には、ＴＤＦＬ♯０〜ＴＤＦＬ♯２までの３クラスタ分と、さらに最終クラスタ内におけるＴＤＦＬ♯３の計４つを格納することができる。
これに対し、図２０（ｂ）に示されるＤＬの場合、ＴＤＭＳ内には最大で８つのＴＤＦＬを格納することができる。すなわち、ＴＤＦＬ♯０〜ＴＤＦＬ♯６までの７クラスタ分と、さらに最終クラスタ内にＴＤＦＬ♯７を格納することができる。
つまりＤＬの場合、データ記録領域がより広いことから、ＳＬの場合よりも多くのＴＤＦＬが格納可能とされているものである。
この図２０を参照してわかるように、ＤＬの場合、従来手法による管理情報取得処理を行った場合には、ＴＤＤＳの読み出し後にＴＤＦＬを読み出すためのシーク距離が、ＳＬの場合と比較してより長くなる傾向となる。すなわち、その分シークに要する時間をより多く要する傾向となる。
従ってＤＬの場合に本実施の形態の管理情報取得処理を行うことによっては、キャッシュしたデータ内から全管理情報を取得できた場合の短縮時間長をより長くすることができ、より有効に最新の管理情報取得動作の迅速化を図ることができる。
従ってＤＬの場合に本実施の形態の管理情報取得処理を行うことによっては、キャッシュしたデータ内から全管理情報を取得できた場合の短縮時間長をより長くすることができ、より有効に最新の管理情報取得動作の迅速化を図ることができる。
以上、本発明の実施の形態について説明したが、本発明としてこれまでに説明した具体例に限定されるべきものではない。
例えば、これまでの説明では、ライトワンスメディアについて本発明が適用される場合を例示したが、リライタブルメディアであっても本発明は好適に適用できる。
また、これまでの説明では、本発明がディスク状の記録媒体に対応する場合を例示したが、本発明としてはディスク状以外の形状による記録媒体とされる場合にも好適に適用することができ、その場合も実施の形態の場合と同様の効果を得ることができる。
すなわち本発明としては、「ユーザデータの記録が可能なユーザデータ記録領域と、上記ユーザデータ記録領域に対するデータ記録に応じて更新されるべき一時的な管理情報を格納可能とされ且つその最終位置に上記一時的な管理情報の記録位置を示すポインタ情報が格納される一時管理情報ユニットが、上記一時的な管理情報の更新に応じて順次記録される一時管理情報ユニット記録領域と、が設けられている記録媒体」とされる場合であれば、これを好適に適用することができる。
例えば、これまでの説明では、ライトワンスメディアについて本発明が適用される場合を例示したが、リライタブルメディアであっても本発明は好適に適用できる。
また、これまでの説明では、本発明がディスク状の記録媒体に対応する場合を例示したが、本発明としてはディスク状以外の形状による記録媒体とされる場合にも好適に適用することができ、その場合も実施の形態の場合と同様の効果を得ることができる。
すなわち本発明としては、「ユーザデータの記録が可能なユーザデータ記録領域と、上記ユーザデータ記録領域に対するデータ記録に応じて更新されるべき一時的な管理情報を格納可能とされ且つその最終位置に上記一時的な管理情報の記録位置を示すポインタ情報が格納される一時管理情報ユニットが、上記一時的な管理情報の更新に応じて順次記録される一時管理情報ユニット記録領域と、が設けられている記録媒体」とされる場合であれば、これを好適に適用することができる。
また、これまでの説明では、本発明の再生装置がホスト装置と接続される構成とされる場合を例示したが、他の機器に接続されない形態もあり得る。その場合は、操作部や表示部が設けられたり、データ入出力のインタフェース部位の構成が、図１７とは異なるものとなる。つまり、ユーザ操作に応じて記録や再生が行われるとともに、各種データの入出力のための端子部が形成されればよい。
また、これまでの説明では本発明の再生装置が記録も可能な記録再生装置とされる場合を例示したが、記録機能を持たない再生専用装置とすることも勿論可能である。
また、これまでの説明では本発明の再生装置が記録も可能な記録再生装置とされる場合を例示したが、記録機能を持たない再生専用装置とすることも勿論可能である。
１ ディスク、１０ ディスクドライブ装置、５１ ピックアップ、５２ スピンドルモータ、５３ スレッド機構、５４ マトリクス回路、５５ リーダ／ライタ回路、５６ 変復調回路、５７ ＥＣＣエンコーダ／デコーダ、５８ ウォブル回路、５９ アドレスデコーダ、６０ システムコントローラ、６０ａ キャッシュメモリ、６１ サーボ回路、６２ スピンドルサーボ回路、６３ レーザドライバ、６４，１０２ インターフェース、１０１ ＣＰＵ、１２０ ホスト装置
Claims (3)
- ユーザデータの記録が可能なユーザデータ記録領域と、
上記ユーザデータ記録領域に対するデータ記録に応じて更新されるべき一時的な管理情報を格納可能とされ且つその最終位置に上記一時的な管理情報の記録位置を示すポインタ情報が格納される一時管理情報ユニットが、上記一時的な管理情報の更新に応じて順次記録される一時管理情報ユニット記録領域と、が設けられている記録媒体に対して、少なくとも再生を行う再生装置であって、
上記記録媒体に対する読み出しを行う読み出し手段と、
上記記録媒体に対して最後に記録された最新の上記一時的な管理情報を取得するための制御を行う制御手段として、
上記一時管理情報ユニット記録領域内の最後に記録される上記一時管理情報ユニット内の上記ポインタ情報を読み出す際に、当該ポインタ情報の含まれる区間よりも前側の所要位置からデータ読み出しが実行されるように上記読み出し手段を制御する読み出し制御処理と、
上記読み出し制御処理に応じて読み出されたデータ内から上記ポインタ情報により指し示される上記一時的な管理情報を取得するための処理を実行する情報取得処理と、を実行する制御手段と、
を備えることを特徴とする再生装置。 - 上記制御手段は、
上記読み出し制御処理に応じて読み出されたデータ内から上記ポインタ情報により指し示される一時的な管理情報を取得できなかった場合に、上記読み出し手段を制御して上記記録媒体から上記ポインタ情報により指し示される一時的な管理情報の読み出しを実行させる再読み出し制御処理を実行する、
ことを特徴とする請求項１に記載の再生装置。 - ユーザデータの記録が可能なユーザデータ記録領域と、
上記ユーザデータ記録領域に対するデータ記録に応じて更新されるべき一時的な管理情報を格納可能とされ且つその最終位置に上記一時的な管理情報の記録位置を示すポインタ情報が格納される一時管理情報ユニットが、上記一時的な管理情報の更新に応じて順次記録される一時管理情報ユニット記録領域と、が設けられている記録媒体について、最後に記録された最新の上記一時的な管理情報を取得するための管理情報取得方法であって、
上記一時管理情報ユニット記録領域内の最後に記録される上記一時管理情報ユニット内の上記ポインタ情報を読み出す際に、当該ポインタ情報の含まれる区間よりも前側の所要位置からデータ読み出しを実行する読み出しステップと、
上記読み出しステップにより読み出したデータ内から上記ポインタ情報により指し示される上記一時的な管理情報を取得するための処理を実行する情報取得ステップと、
を備えることを特徴とする管理情報取得方法。
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