JPH07169197A - ディスク状記録媒体のアクセス方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 シリアル論理アドレス上に設定した欠陥情報
等に基いて物理アドレスを得るようにすることにより、
異なるフォーマットのディスクであってもハード構成や
ソフトウエアを変更しないで１つのドライブで高速にア
クセスすることができるようにする。 【構成】 光ディスクに記録されているディスク情報に
基いて第１変換テーブルを生成し、ディスク情報に基い
て欠陥情報を読み、その欠陥情報に基いて第２変換テー
ブルを生成し、ホストからの要求論理アドレスを第２変
換テーブルでシリアル論理アドレスに変換し、この第２
変換テーブルで得られたシリアル論理アドレスを第１変
換テーブルで物理アドレスに変換し、この物理アドレス
をサーボコントローラに供給し、サーボコントローラに
よって駆動部を制御し、物理アドレスをアクセスするよ
うにする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、例えば光ディスクドラ
イブ等に適用して好適なディスク状記録媒体のアクセス
方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、例えば光ディスク（ＭＯやＷＯ
等）にデータを記録し、記録したデータを再生するドラ
イブが提案され、コンピュータデータやオーディオ・ビ
ジュアルデータの保持手段として一般に広く使用されて
きている。

【０００３】このような光ディスクのフォーマットとし
て、従来より、光ディスクをＣＡＶ（Ｃｏｎｓｔａｎｔ
Ｌｉｎｅａｒ Ｖｅｌｏｃｉｔｙ）で駆動するととも
に、光ディスクをその半径方向に複数のゾーンに分割し
て、各ゾーン毎に異なるクロックレートでデータの記録
再生を行ういわゆるゾーンＣＡＶ方式が知られている。

【０００４】本出願人はこのゾーンＣＡＶ方式に関し、
先に提案を行っている（特開平５−５４５４０号公報参
照）。

【０００５】上述したようなゾーンＣＡＶ方式等で使用
される光ディスクメディアは、磁気ディスクメディアに
比べエラーレートが悪い。そこで磁気ディスクよりも強
力なＥＣＣ（Ｅｒｒｏｒ Ｃｏｒｅｃｔｉｏｎ Ｃｏｄ
ｅ）を用いると共に、不良セクタに対して２種類の処理
アルゴリズムが提案されている。

【０００６】１つはＳＳＡ（Ｓｅｃｔｏｒ Ｓｌｉｐｐ
ｉｎｇ Ａｌｇｏｒｉｔｈｍ）であり、もう１つはＬＲ
Ａ（Ｌｉｎｅａｒ Ｒｅｐｌａｃｅｍｅｎｔ Ａｌｇｏ
ｒｉｔｈｍ）である。

【０００７】ＳＳＡはディスク製造時等に初期化する際
に不良セクタの次のセクタを交替セクタ、つまり、不良
セクタの代わりのセクタとして指定して使用する方法で
ある。従って、データブロックの書き込みまたは読み出
し時にデータ転送速度が殆ど遅くなることはない。仮に
最初のアクセスで交替セクタに対するアクセスができな
くても、ディスクが１回転した時にアクセスすることが
できる。ＳＳＡの情報、つまり、どのセクタがどのセク
タの交替セクタであるかという情報等は製造時にディス
クを初期化する際に生成され、ディスクの所定位置に記
録される。

【０００８】一方ＬＲＡは、例えばディスクに対して実
際にデータを書き込んだ際に、読み出しを行い、その読
み出したデータと書き込んだデータが一致するか否かを
確認するベリファイを行い、不良であったセクタに対
し、交替セクタ用の領域として定められたトラックに不
良セクタの交替セクタを指定して使用する方法である。
ＬＲＡの情報、つまり、どのセクタがどのセクタの交替
セクタであるかという情報等は、上記書き込み時の他、
ディスクの使用時の初期化の際にも記録される。

【０００９】これらＳＳＡ及びＬＲＡの情報は、光ディ
スクの所定エリアに記録される。具体的には、光ディス
クには、ＤＤＳ（Ｄｉｓｋ Ｄｅｆｉｎｉｔｉｏｎ Ｓ
ｔｒｕｃｔｕｒｅ）、ＰＤＬ（Ｐｒｉｍａｒｙ Ｄｅｆ
ｅｃｔ Ｌｉｓｔ）、ＳＤＬ（Ｓｅｃｏｎｄａｒｙ Ｄ
ｅｆｅｃｔ Ｌｉｓｔ）という情報が記録されている。
ＤＤＳは光ディスクのデータ構造を示すデータで、この
中には、ＰＤＬのスタートアドレスデータ及びＳＤＬの
スタートアドレスデータが含まれている。また、ＰＤＬ
は、ＳＳＡにより交替処理されたセクタに関する情報で
あり、ＳＤＬは、ＬＲＡにより交替処理されたセクタに
関する情報である。ここで、ＤＤＳ、ＳＳＡ及びＬＲＡ
の情報を総称して欠陥情報と呼ぶこととする。

【００１０】これら欠陥情報は、製造時初期化の際、不
良セクタを新たに検出する際、又は製造後初期化の際
に、光ディスクの最外周に近い部分の２箇所と、最内周
に近い部分の２箇所の計４箇所に記録される。

【００１１】そして、この欠陥情報の記録時に、同時に
ベリファイを行い、上記４箇所全てが不良セクタである
場合には、このディスクは、不良ディスクとされる。

【００１２】次に、図１６から図１９を参照して従来の
光ディスクのフォーマットの一例について説明する。

【００１３】図１６に示すように、先頭部分の物理トラ
ックＴａ１の内、物理トラック０の物理セクタ０には、
ＤＤＳ＃０、物理セクタ１にはＰＤＬ＃０、物理セクタ
２には、ＳＤＬ＃０が記録されている。また、物理トラ
ック１の物理セクタ１２にはＤＤＳ＃１、物理セクタ１
３にはＰＤＬ＃１、物理セクタ１４にはＳＤＬ＃１が夫
々記録される。

【００１４】また、最終部分の物理トラックＴａ２の
内、物理トラック９９９８の物理セクタ０には、ＤＤＳ
＃２、物理セクタ１にはＰＤＬ＃２、物理セクタ２に
は、ＳＤＬ＃２が記録されている。また、物理トラック
９９９９の物理セクタ１２にはＤＤＳ＃３、物理セクタ
１３にはＰＤＬ＃３、物理セクタ１４にはＳＤＬ＃３が
夫々記録される。

【００１５】ここで、トラック及びセクタを夫々物理ト
ラック、物理セクタと称しているが、これは、光ディス
ク上の物理的な位置を直接表すものである。ここで、Ｄ
ＤＳ＃１〜ＤＤＳ＃３は、夫々同じ事を意味する情報で
あるが、ＤＤＳ＃０〜ＤＤＳ＃３と異なる値となってい
る。これは、ＤＤＳ＃０〜ＤＤＳ＃３が、夫々対応する
ＰＤＬ＃０〜ＰＤＬ＃３及びＳＤＬ＃０〜ＳＤＬ＃３の
記録位置を示す情報をも含んでいるからである。即ち、
例えば、ＰＤＬ＃０とＰＤＬ＃１が異なる位置に記録さ
れるためである。

【００１６】また、ＰＤＬ、ＳＤＬについても同様であ
る。更に、この欠陥情報は４箇所に記録されているが、
これは１箇所にだけこれらの情報が記録されていたとす
ると、その情報が読めなくなってしまった際に、そのデ
ィスクを使用することができなくなるからである。

【００１７】図１７は上述したＰＤＬの例を示す説明図
であり、この図１７に示すように、ＰＤＬはディフェク
ト＃１〜＃ｎに対応して各デフェクト＃１〜＃ｎ毎に与
えられる物理トラック番号（３バイト）及び物理セクタ
番号（１バイト）で構成されるテーブルである。ここ
で、物理トラック番号はディフェクト＃１〜＃ｎの物理
トラック番号を、物理セクタ番号はディフェクト＃１〜
＃ｎの物理セクタ番号を示す。

【００１８】図１８は上述したＳＤＬの例を示す説明図
である、この図１８に示すように、ＳＤＬはディフェク
ト＃１〜＃ｎに対応して各ディフェクト＃１〜＃ｎ毎に
与えられる物理トラック番号（３バイト）及び物理セク
タ番号（１バイト）、各ディフェクト＃１〜＃ｎ毎に与
えられる交替セクタの物理トラック番号（３バイト）及
び物理セクタ番号（１バイト）で構成されるテーブルで
ある。

【００１９】次に、従来の光ディスクドライブの動作を
図１９のフローチャートを参照して説明する。

【００２０】先ず、ステップＳ１ではホストコンピュー
タが論理アドレスを出力する。そしてステップＳ２に移
行する。光ディスクドライブはディスクイン時やパワー
オン時に光ディスクに記録されている欠陥情報を読み取
り変換テーブルを生成する。一方、ホストコンピュータ
から出力されたアドレスデータはＣＰＵに供給される。

【００２１】ステップＳ２ではアドレスデータから変換
テーブルに基いて物理アドレスを求める。そしてステッ
プＳ３に移行する。ＣＰＵはホストコンピュータから供
給された論理アドレスと変換テーブルに基いて光ディス
クに対する物理アドレスを算出する。ここで、この変換
テーブルはホストコンピュータからの論理アドレスを直
接物理アドレスに変換するものである。

【００２２】ステップＳ３では物理アドレスを光ディス
クドライブに与える。そしてこの処理ルーチンを終了す
る。ＣＰＵはステップＳ２において求めた物理アドレス
をサーボコントローラに供給する。サーボコントローラ
はＣＰＵから供給される物理アドレスに基いて駆動部を
介してピックアップを移動させ、ピックアップにリー
ド、ライトの動作を開始させる。リードの場合において
は、ピックアップで得られたディジタルデータはホスト
コンピュータに供給される。

【００２３】

【発明が解決しようとする課題】ところで、ゾーンＣＡ
Ｖ方式に関し、種々の出願がなされているが、実施化は
今だなされていない。ここで、ゾーンＣＡＶ方式の光デ
ィスク装置を実現することを考えた際に、従来と同様に
欠陥セクタに対する処理を行わなければならない。すな
わち、ホストコンピュータから要求されるアドレスを欠
陥セクタ及びゾー ン毎に換わる１トラックのセクタ数
等を考慮した光ディスクの板面上のアドレス 、すなわ
ち物理アドレスに変換しなければならない。

【００２４】従って、従来の様に、ホストコンピュータ
から要求されるアドレスをダイレクトに物理アドレスに
変換しようとすると、その計算が非常に複雑になる。よ
って、プログラミングするのが非常に大変であるととも
に、その計算を行うには、処理能力の高いプロセッサを
必要とする。さらには、処理能力の低いプロセッサを使
用すると、処理時間が長くかかってしまうという問題が
ある。

【００２５】ところで、扱うデータがオーディオ・ビジ
ュアル等の大容量のメディアを必要とするデータだった
場合は、少なくとも光ディスクの径を変えずに容量を増
やしたいという要望がでてくる。但し、現時点において
は容量を増やすことができたとしても、互換をとること
ができず、専用のドライブを開発しなければならないと
いう問題点があった。

【００２６】また、ＣＡＶ方式を採用し、欠陥情報を光
ディスクの最外周付近の２箇所及び最内周付近の２箇所
の合計４箇所に記録するようにした場合は、光ディスク
の最外周部分が傷つく可能性が非常に高く、最外周付近
に記録した欠陥情報を読み取れなくなる可能性が高い。
また、光ディスクの最内周部分に近づけば近づく程、記
録密度が高くなるので、最内周付近の歩留まりは悪く、
これによって、最内周付近に記録した欠陥情報を読み取
れなくなる可能性が高い。つまり、光ディスクが不良デ
ィスクとなる確率が非常に高いという問題点があった。

【００２７】また、不良ディスクとなった光ディスクは
一般的には破棄されることが多く、資源を大切に使うと
いう観点から好ましいことではない。

【００２８】本発明はこのような点を考慮してなされた
もので、ゾーンＣＡＶ方式の光ディスク装置において
も、容易にホストコンピュータからの要求アドレスを物
理アドレスに変換するディスク状記録媒体のアクセス方
法を提案しようとするものである。

【００２９】さらに、本発明は、光ディスクの４箇所に
記録される欠陥情報がいずれも再生できない際にも、そ
の光ディスクを不良とせず使用できるようにするディス
ク状記録媒体のアクセス方法を提案しようとするもので
ある。

【００３０】

【課題を解決するための手段】第１の発明は、ディスク
状記録媒体に、その欠陥情報を記録する第１のステップ
と、上記ディスク状記録媒体の所定の物理的位置に、上
記欠陥情報の物理的記録位置情報を含み物理的データ構
造を表すディスク情報を記録する第２のステップと、上
記ディスク状記録媒体から、上記ディスク情報を読み出
す第３のステップと、読み出された上記ディスク情報に
基いて、第１の論理的アドレスデータに比して欠陥位置
に対応するアドレスが除去されている第２の論理的アド
レスデータと物理的アドレスデータとの間で変換をする
ための第１のテーブルを生成する第４のステップと、読
み出された上記ディスク情報に含まれる上記物理的記録
位置情報に基いて、上記欠陥情報を読み出す第５のステ
ップと、上記欠陥情報に基いて、上記第２の論理的アド
レスデータと、上記第１の論理的アドレスデータと の
間で変換をするための第２のテーブルを生成する第６の
ステップと、上記第１ の論理的アドレスデータを、上
記第２のテーブルに基いて上記第２の論理的アド レス
データ変換する第７のステップと、上記第２の論理的ア
ドレスデータを上記 第１のテーブルに基いて上記物理
的アドレスデータに変換する第８のステップと 、上記
物理的アドレスデータに基いて上記ディスク状記録媒体
をアクセスする第 ９のステップとからなるディスク状
記録媒体のアクセス方法である。

【００３１】第２の発明は、上記第１の発明において、
上記第６のステップと上記第７のステップと間に、外部
より供給された要求アドレスに対し、上記欠陥情報の記
録されている所定の物理的位置分のオフセットを与える
ステップを設けたディスク状記録媒体のアクセス方法で
ある。

【００３２】第３の発明は、上記第１の発明において、
上記ディスク状記録媒体の記録フォーマットがゾーンＣ
ＡＶ方式であるディスク状記録媒体のアクセス方法であ
る。

【００３３】第４の発明は、上記第１の発明において、
上記欠陥情報は、上記ディスク状記録媒体の単位エリア
が欠陥と なった場合に、当該単位エリアに隣接する単
位エリアを欠陥となった単位エリアの代わりの単位エリ
アとして使用する第１の欠陥エリア処理方法による欠陥
情報と、上記ディスク状記録媒体の単位エリアが欠陥と
なった場合に、欠陥となったエリアの代替え専用に設け
られているエリア内の単位エリアを欠陥となったエリア
の代わりの単位エリアとして使用する第２の欠陥エリア
処理方法による欠陥情報とで構成されるディスク状記録
媒体のアクセス方法である。

【００３４】第５の発明は、上記第１の発明において、
上記第１のステップにおいて、さらに、記録した上記欠
陥情報が正しく記録されているかをチェックし、正しく
記録されていない時には、上記欠陥情報を記録した位置
から所定間隔離れた位置に再度上記欠陥情報を記録する
ディスク状記録媒体のアクセス方法である。

【００３５】第６の発明は、上記第５の発明において、
上記第１のステップにおいて、さらに、記録した上記欠
陥情報が、正しく記録されていない時に、正しく記録さ
れていない欠陥情報に対し、その欠陥情報が無効である
ことを示す情報を記録するディスク状記録媒体のアクセ
ス方法である。

【００３６】第７の発明は、第１の論理的アドレスに基
いた欠陥情報と、上記欠陥情報の記録位置情報を含み物
理的データ構造を表すディスク情報とが記録されたディ
スク状記録媒体から、上記ディスク情報を読み出す第１
のステップと、読み出された上記ディスク情報に基い
て、欠陥位置に対応するアドレスが除去されている第２
の論理的アドレスデータと、物理的アドレスデータとの
間で変換をするための第１のテーブルを生成する第２の
ステップと、読み出された上記ディスク情報に含まれる
上記物理的記録位置情報に基いて、上記欠陥情報を読み
出す第３のステップと、上記欠陥情報に基いて、上記第
２の論理的アドレスデータと、第１の論理的アドレスデ
ータとの間で変換をするための第２のテーブルを生成す
る第４のステップと、上記第１の論理的アドレスデータ
を、上記第２のテーブルに基いて上記第２の論理的アド
レスデータに変換する第５のステップと、上記第２の論
理的アドレスデータを上記第１のテーブルに基いて上記
物理的アドレスデータに変換する第６のステップと、上
記物理的アドレスデータに基いて上記ディスク状記録媒
体をアクセスする第７のステップとからなるディスク状
記録媒体のアクセス方法である。

【００３７】第８の発明は、上記第７の発明において、
上記第４のステップと上記第５のステップと間に、外部
より供給された要求アドレスに対し、上記欠陥情報の記
録されている所定の物理的位置分のオフセットを与える
ステップを設けたディスク状記録媒体のアクセス方法で
ある。

【００３８】第９の発明は、上記第７の発明において、
上記ディスク状記録媒体の記録フォーマットがゾーンＣ
ＡＶ方式であるディスク状記録媒体のアクセス方法であ
る。

【００３９】第１０の発明は、上記第７の発明におい
て、上記欠陥情報は、上記ディスク状記録媒体の単位エ
リアが欠陥となった場合に、当該単位エリアに隣接する
単位エリアを欠陥となった単位エリアの代わりの単位エ
リアとして使用する第１の欠陥エリア処理方法による欠
陥情報と、上記ディスク状記録媒体の単位エリアが欠陥
となった場合に、欠陥となったエリアの代替え専用に設
けられているエリア内の単位エリアを欠陥となったエリ
アの代わりの単位エリアとして使用する第２の欠陥エリ
ア処理方法による欠陥情報とで構成されるディスク状記
録媒体のアクセス方法である。

【００４０】

【作用】上述せる第１の発明によれば、第１のステップ
において、ディスク状記録媒体にその欠陥情報を記録
し、第２のステップにおいて、上記ディスク状記録媒体
の所定の物理的位置に上記欠陥情報の物理的記録位置情
報を含み物理的データ構造を表すディスク情報を記録
し、第３のステップにおいて、上記ディスク状記録媒体
から上記ディスク情報を読み出し、第４のステップにお
いて、読み出された上記ディスク情報に基いて第１の論
理的アドレスデータに比して欠陥位置に対応するアドレ
スが除去されている第２の論理的アドレスデータと物理
的アドレスデータとの間で変換をするための第１のテー
ブルを生成し、第５のステップにおいて、読み出された
上記ディスク情報に含まれる上記物理的記録位置情報に
基いて、上記欠陥情報を読み出し、第６のステップにお
いて、上記欠陥情報に基いて、上記第２の論理的アドレ
スデータと、上記第１の論理的アドレスデータとの間で
変換をするための第２のテーブルを生成し、第７のステ
ップにおいて、上記第１の論理的アドレスデータを上記
第２のテーブルに基いて上記第２の論理的アドレスデー
タに変換し、第８のステップにおいて、上記第２の論理
的アドレスデータを上記第１のテーブルに基いて上記物
理的アドレスデータに変換し、第９のステップにおい
て、上記物理的アドレスデータに基いて上記ディスク状
記録媒体をアクセスする。これによって、外部より供給
される要求アドレスに対して第２のテーブルに基いて欠
陥情報を含む第１の論理的アドレスデータから第２の論
理的アドレスデータを得、この第２の論理的アドレスデ
ータを第１のテーブルに基いて物理的アドレスデータを
得、この物理的アドレスデータによりディスク状記録媒
体に高速にアクセスすることができる。

【００４１】上述せる第２の発明によれば、上記第１の
発明において、上記第６のステップと上記第７のステッ
プとの間のステップにおいて、外部より供給された要求
アドレスに対し上記欠陥情報の記録されている所定の物
理的位置分のオフセットを与える。これによって、欠陥
情報の記録部分を除いて高速なアクセスを行うことがで
きる。

【００４２】上述せる第３の発明によれば、上記第１の
発明において、記録フォーマットがゾーンＣＡＶ方式で
あるディスク状記録媒体に対してアクセスを行う。これ
によって、ゾーンＣＡＶ方式のディスク状記録媒体に対
するアクセス時の処理を簡略化することができる。

【００４３】上述せる第４の発明によれば、上記第１の
発明において、第１の欠陥エリア処理方法により欠陥情
報を用いて、上記ディスク状記録媒体の単位エリアが欠
陥となった場合に、当該単位エリアに隣接する単位エリ
アを欠陥となった単位エリアの代わりの単位エリアとし
て使用し、第２の欠陥エリア処理方法により欠陥情報を
用いて、上記ディスク状記録媒体の単位エリアが欠陥と
なった場合に、欠陥となったエリアの代替え専用に設け
られているエリア内の単位エリアを欠陥となったエリア
の代わりの単位エリアとして使用する。これによって、
欠陥エリアの発生時期等に応じて生成された欠陥情報に
基いて上記第１の欠陥エリア処理方法または上記第２の
欠陥エリア処理方法を用いた欠陥処理を施すことができ
る。

【００４４】上述せる第５の発明によれば、上記第１の
発明において、上記第１のステップにおいて、さらに、
記録した上記欠陥情報が正しく記録されているかをチェ
ックし、正しく記録されていない時には、上記欠陥情報
を記録した位置から所定間隔離れた位置に再度上記欠陥
情報を記録する。これによって、欠陥情報を確実、且
つ、正確に記録することができる。

【００４５】上述せる第６の発明によれば、上記第５の
発明において、上記第１のステップにおいて、さらに、
記録した上記欠陥情報が、正しく記録されていない時
に、正しく記録されていない欠陥情報に対し、その欠陥
情報が無効であることを示す情報を記録する。これによ
って、記録時に正しく記録されなかった欠陥情報を再生
時に用いることがなく、再生時においては、常に正しい
欠陥情報を用いることができる。

【００４６】上述せる第７の発明によれば、第１のステ
ップにおいて、第１の論理的アドレスに基いた欠陥情報
と、上記欠陥情報の記録位置情報を含み物理的データ構
造を表すディスク情報とが記録されたディスク状記録媒
体から上記ディスク情報を読み出し、第２のステップに
おいて、読み出された上記ディスク情報に基いて欠陥位
置に対応するアドレスが除去されている第２の論理的ア
ドレスデータと、物理的アドレスデータとの間で変換を
するための第１のテーブルを生成し、第３のステップに
おいて、読み出された上記ディスク情報に含まれる上記
物理的記録位置情報に基いて上記欠陥情報を読み出し、
第４のステップにおいて、上記欠陥情報に基いて上記第
２の論理的アドレスデータと第１の論理的アドレスデー
タとの間で変換をするための第２のテーブルを生成し、
第５のステップにおいて、上記第１の論理的アドレスデ
ータを上記第２のテーブルに基いて上記第２の論理的ア
ドレスデータに変換し、第６のステップにおいて、上記
第２の論理的アドレスデータを上記第１のテーブルに基
いて上記物理的アドレスデータに変換し、第７のステッ
プにおいて、上記物理的アドレスデータに基いて上記デ
ィスク状記録媒体をアクセスする。これによって、外部
より供給される要求アドレスに対して第２のテーブルに
基いて欠陥情報を含む第１の論理的アドレスデータから
第２の論理的アドレスデータを得、この第２の論理的ア
ドレスデータを第１のテーブルに基いて物理的アドレス
データを得、この物理的アドレスデータによりディスク
状記録媒体に高速にアクセスすることができる。

【００４７】上述せる第８の発明によれば、上記第７の
発明において、上記第４のステップと上記第５のステッ
プと間に設けたステップにおいて、外部より供給された
要求アドレスに対し上記欠陥情報の記録されている所定
の物理的位置分のオフセットを与える。これによって、
欠陥情報の記録部分を除いて高速なアクセスを行うこと
ができる。

【００４８】上述せる第９の発明によれば、上記第７の
発明において、記録フォーマットがゾーンＣＡＶ方式で
あるディスク状記録媒体に対してアクセスを行う。これ
によって、ゾーンＣＡＶ方式のディスク状記録媒体に対
するアクセス時の処理を簡略化することができる。

【００４９】上述せる第１０の発明によれば、上記第７
の発明において、第１の欠陥エリア処理方法により欠陥
情報を用いて、上記ディスク状記録媒体の単位エリアが
欠陥となった場合に、当該単位エリアに隣接する単位エ
リアを欠陥となった単位エリアの代わりの単位エリアと
して使用し、第２の欠陥エリア処理方法により欠陥情報
を用いて、上記ディスク状記録媒体の単位エリアが欠陥
となった場合に、欠陥となったエリアの代替え専用に設
けられているエリア内の単位エリアを欠陥となったエリ
アの代わりの単位エリアとして使用する。これによっ
て、欠陥エリアの発生時期等に応じて生成された欠陥情
報に基いて上記第１の欠陥エリア処理方法または上記第
２の欠陥エリア処理方法を用いた欠陥処理を施すことが
できる。

【００５０】

【実施例】以下に、図１を参照して本発明ディスク状記
録媒体のアクセス方法の一実施例について詳細に説明す
る。

【００５１】［第１実施例］

【００５２】この図１に示すように光ディスクドライブ
１２には、ホスト１１がインターフェース回路１７を介
して接続されている。光ディスクドライブ１２において
ＣＰＵ１３にアドレス、データ及びコントロールバスか
らなるバス１４が接続され、このバス１４にワーク用と
してのＲＡＭ１５、プログラムや各種パラメータが記憶
されているＲＯＭ１６、インターフェース回路１８及び
サーボコントローラ１９が接続され、更にインターフェ
ース回路１８にピックアップ２１及びインターフェース
回路１７が接続され、サーボコントローラ１９に駆動部
１０及びピックアップ１１が接続されている。尚、図に
おいてはスピンドルモータや、ピックアップ２１を光デ
ィスク２２の径方向に移動させるための機構は省略して
いる。

【００５３】尚、インターフェース回路２３及び記録位
置情報の読み取り部２４は、夫々第２実施例に関するも
のであるので、これらについては、後に図１４及び図１
５を参照して詳しく説明する。

【００５４】図１に示す光ディスクドライブ１２の動作
を説明する前に、図２〜図１１を順次参照して本発明に
適用される光ディスク２２のフォーマットについて順次
説明する。

【００５５】図２は、光ディスク２２を半径方向にいく
つかのエリアの分けた場合の一例を示し、Ａｒ１は光デ
ィスクの最外周のエリア、Ａｒ２はいわゆるマイナスト
ラックと称されるエリアで、上述した欠陥情報の位置を
示す位置情報の他、光ディスクの構造（例えばゾーン
等）を示すディスク情報が複数回記録されるエリア、Ａ
ｒ３は後述する論理アドレスが設定されるユーザーエリ
アを夫々示す。

【００５６】図３は光ディスク２２のゾーニングフォー
マットの一例を示す説明図である。この例においては物
理トラック０〜物理トラック１９９９までをゾーン０と
し、物理トラック２０００から物理トラック３９９９ま
でをゾーン１とし、物理トラック４０００から物理トラ
ック５９９９までをゾーン２とし、物理トラック６００
０から物理トラック７９９９までをゾーン３とし、物理
トラック８０００から物理トラック９９９９までをゾー
ン４としている。また、ゾーン０が光ディスク２２の上
記ユーザーエリアＡｒ３における最外周であり、ゾーン
４が光ディスク２２の上記ユーザーエリアＡｒ３におけ
る最内周である。そして、記録時は、ゾーン０からゾー
ン４まで順次段階的に記録密度が高くなるように、異な
るクロックレートでディジタルデータが記録される。

【００５７】図４は光ディスク２２の上記エリアＡｒ
２、即ち、ゾーン０よりも更に光ディスク２２の外周側
に記録されるディスク情報の例を示す説明図である。こ
のディスク情報は、エリアＡｒ２のマイナストラック
“−１”トラックから“−１６”トラックまでの全セク
タ（例えば１６トラック×２５セクタ＝４００セクタ）
に跨って全セクタに同じ情報が記録される。このディス
ク情報は、製造時初期化において生成され、記録される
ものである。従って、４００セクタ内の１セクタも読め
ない場合はそのディスクは不良とされる。

【００５８】ここで、上記ディスク情報は、ＤＤＳ等に
比べ、多くの回数記録されているので不良となる可能性
は低い。また、エリアＡｒ２のマイナストラックは、例
えば光ディスク２２のユーザーエリアＡｒ３の物理トラ
ック＃０の物理セクタ０に対し、この物理トラック＃０
の物理セクタ０から最も外周に近いトラックに戻れば戻
る程、トラック番号が“−１”から“−１６”のよう
に、値（物理トラック番号）が順次小さくなるトラック
である。逆を言えば、光ディスクの外周側のトラックか
ら内周方向に向かって物理トラック番号が“−１６”、
“−１５”、・・・・“−１”、“０”、“１”、・・
・・“ｎ”のように割り振られ、物理トラック番号“−
１”から“−１６”まではエリアＡｒ２のマイナストラ
ックとして、上述したディスク情報が記録される。

【００５９】図４はこのディスク情報の一例を示す。こ
の例では、ゾーン０の物理スタートトラック番号が“０
０００”、ゾーン０の物理スタートセクタ番号が“０
０”、ゾーン０の物理セクタ数が“９１”、ゾーン１の
物理スタートトラック番号“２０００”、ゾーン１の物
理スタートセクタ番号が“００”、ゾーン１の物理セク
タ数が“００”、ゾーン２の物理スタートトラック番号
が“４０００”、ゾーン２の物理スタートセクタ番号が
“００”、ゾーン２の物理セクタ数が“７０”、ゾーン
３の物理スタートトラック番号が“６０００”、ゾーン
３の物理スタートセクタ番号が“００”、ゾーン３の物
理セクタ数が“６０”、ゾーン４の物理スタートトラッ
ク番号が“８０００”、ゾーン４の物理スタートセクタ
番号が“００”、ゾーン４の物理セクタ数が“４８”、
であるということを示している。

【００６０】また、この図４に示すように、ＤＤＳの位
置を示す物理トラック番号と物理セクタ番号を記録する
ようにしても良い。この図４においては、ＤＤＳ＃０の
物理トラック番号が“０１００”、ＤＤＳ＃０の物理セ
クタ番号が“００”、ＤＤＳ＃１の物理トラック番号及
び物理セクタ番号が夫々“０１”、“１３”等となって
いる。

【００６１】つまり、図３に示したフォーマットの光デ
ィスク２２のゾーン毎の物理スタートトラック番号、ゾ
ーン毎の物理スタートセクタ番号、ゾーン毎の物理セク
タ数を記録するようにする。これは光ディスクの種類や
フォーマット毎に固有の情報となるものである。

【００６２】ここで、欠陥情報について説明する前に、
シリアル論理アドレスについて、説明する。シリアル論
理アドレスは、物理アドレスのトラック０、セクタ０を
アドレスの０とし、その後に続く全ての物理セクタに順
次セクタ番号を１づつ増えるように付加したものであ
る。従って、このシリアル論理アドレスの値の中には、
欠陥セクタ等の実際にはアクセスされないセクタに対す
る値も含まれている。

【００６３】次に、上述したシリアル論理アドレスを基
に、欠陥情報について説明する。この実施例では、ＤＤ
Ｓは、２バイト分の情報で構成され、その内の０バイト
目及び１バイト目がＩＤ、３バイト目がディスクの状態
を示す情報であり、この情報の中には、ＰＤＬ及びＳＤ
Ｌの先頭セクタを示す情報が含まれる。更に、４バイト
目以降にＭＳＢ、ＬＳＢ等の情報が含まれる。

【００６４】ＰＤＬには、ＩＤや、ＳＳＡで処理された
ディフェクトセクタのシリアル論理セクタ番号を示す情
報が含まれる。また、ＳＤＬには、ＩＤや、ＬＲＡで処
理されたディフェクトセクタのシリアル論理セクタ番
号、更には、ディフェクトセクタの交替セクタのシリア
ル論理セクタ番号の情報が含まれる。ここで、ＰＤＬ及
びＳＤＬは、ディフェクトセクタの数によってその情報
量が異なる。このため、ＤＤＳには、ＰＤＬ及びＳＤＬ
の先頭セクタをシリアル論理セクタ番号で示す情報が含
まれている。

【００６５】更に、ＰＤＬは、ディスク製造時初期化に
行われる検査により、ＳＳＡによって交替処理されたセ
クタの情報を示し、ＳＤＬは、リード時やライト時に、
ＬＲＡによって交替処理されたセクタの情報を示す。こ
のＳＤＬの情報は、リードライト動作を行った際に、デ
ィフェクトが検出される毎に更新され、ディスクの同エ
リアに上書きされる。

【００６６】図５にＰＤＬの例を示す。ここで、本願で
は、従来の物理アドレスと異なり、ＰＤＬとして、シリ
アル論理アドレスにより論理ディフェクトセクタ番号
が、記録されている。尚、１つの論理ディフェクトセク
タ番号の情報に４バイトが割り当てられる。この例では
＃１〜＃ｎまでの論理ディフェクトセクタ番号からなる
論理ＰＤＬを示している。

【００６７】図６にＳＤＬについて説明する。ここで、
本願では、従来の物理アドレスと異なり、ＳＤＬとし
て、ＰＤＬと同様にシリアル論理アドレスにより論理デ
ィフェクト番号と論理交替セクタ番号が、記録されてい
る。この例では、＃１の論理ディフェクトセクタ番号と
この論理交替セクタ番号〜＃ｎの論理ディフェクトセク
タ番号とこの論理交替セクタ番号からなる論理ＳＤＬを
示している。

【００６８】図７及び図８はそれぞれ第１及び第２変換
テーブルの一例を示すものであり、論理アドレス及び物
理アドレスで構成される。図１に示した光ディスクドラ
イブ１２に光ディスク２２が装着されると、ＣＰＵ１３
は図４において説明したディスク情報から図７に示すよ
うな第１変換テーブルを生成し、この第１変換テーブル
を参照して欠陥情報の位置を認識してこれら欠陥情報を
読み取る。そして、読み取ったディスク情報としての欠
陥情報に基いて図８に示す第２変換テーブルを夫々生成
する。

【００６９】第１変換テーブルはシリアル論理アドレス
を物理アドレスに変換するためのテーブルであり、第２
変換テーブルは、ホストコンピュータ１１からの要求ア
ドレスを第１変換テーブルでの変換用のシリアル論理ア
ドレスに変換するためのテーブルである。但し、実際
は、第２変換テーブルは、ホストコンピュータ１１から
の要求アドレスを欠陥情報の記録エリアによるずれ分だ
けオフセットしたアドレスをシリアル論理アドレスに変
換するためのテーブルである。また、ＬＲＡにおける交
替エリアが各ゾーン毎に設けられている際には、その分
のオフセットも与えられる。

【００７０】図３及び図４と、この図７の第１変換テー
ブルを照らし合わせると良く分かるであろう。図７で
は、シリアル論理アドレス“０”に対して物理アドレス
“トラック０／セクタ０”を割り当てている。物理アド
レスは、図４に示すディスク情報から得た情報であり、
図３に示すゾーン０の先頭のアドレスを示している。シ
リアル論理アドレス“１８２０００”に対しては物理ア
ドレス“トラック２０００／セクタ０”を割り当ててい
る。物理アドレスは、図４に示すディスク情報から得た
情報であり、図３に示すゾーン１の先頭のアドレスを示
している。

【００７１】また、シリアル論理アドレス“３４２００
０”、“４８２００”及び“６０２００”についても同
様であり、夫々各ゾーンの先頭のアドレスを示してい
る。

【００７２】図８に示す第２変換テーブルは、欠陥情報
を読み取った後に作成される論理テーブルである。この
第２変換テーブルの図で示す「要求論理アドレス」は、
上述したようにホストコンピュータ１１から供給される
セクタ番号データ及びセクタ長データに対して上記欠陥
情報で使用する領域、即ち、３トラック分のオフセット
を与えて生成するものである。また、ＬＲＡにおける交
替セクタを各ゾーンに設定している場合は、その分のオ
フセットも与えたものである。なお、ＬＲＡにおける交
替セクタが、全ゾーンよりも内側に設定されている際に
は、このオフセットは生じない。

【００７３】ここで、図９を参照して、図７及び図８に
夫々示した変換テーブルを用いたアドレスの変換方法に
ついて説明する。図９において論理トラックは実際には
存在しないもので、説明を容易にするため設けたもので
ある。すなわち、図９は、全てのゾーンに対し、１トラ
ックのセクタ数が、２５であると仮定して各シリアル論
理セクタをマッピングしたものである。

【００７４】ここで、図９において、論理セクタ２００
００は欠陥セクタであり、ＳＳＡにより交替処理されて
いる。また、論理セクタ３００００も欠陥セクタであ
り、ＬＲＡにより交替処理されている。また、論理トラ
ック０〜論理トラック２まで（トータルセクタ数は“７
５”セクタ）と、論理トラック９９９８〜論理トラック
１００００（トータルセクタ数は“７５”セクタ）まで
には、上述した欠陥情報が夫々記録されている。

【００７５】図８に示した第２変換テーブルの値は、こ
の図９に示す状態に対応させている。第２変換テーブル
の要求論理アドレス“０”はシリアル論理アドレス“７
５”となる。これは、上述したように、論理トラック０
〜論理トラック２までの間の７５セクタ分の領域を欠陥
情報（ＤＤＳ＃０、ＰＤＬ＃０、ＳＤＬ＃０、ＤＤＳ＃
１、ＰＤＬ＃１、ＳＤＬ＃１）の領域として使用してい
るため、３トラック分（＝７５セクタ分）のオフセット
があるからである。

【００７６】そして、要求論理アドレス“１”に対応す
るシリアル論理アドレスは“７６”であり、以下同様に
アドレスの変換が行われ、要求論理アドレス“１９９９
９”に対応するシリアル論理アドレスは“２００７４”
となる。

【００７７】そして、図９に示すように、要求論理アド
レス“２００００”に対応するシリアル論理アドレス
“２００７５”にはディフェクトｘが存在するので、要
求論理アドレス“２００００”はシリアル論理アドレス
“２００７６”にＳＳＡにより交替処理されている。従
って、図８に示すように、第２変換テーブルにおいて
は、要求論理アドレス“２００００”に対応するシリア
ル論理アドレスは“２００７６”となる。

【００７８】また、要求論理アドレス“２０００１”に
対応するシリアル論理アドレスは“２００７７”であ
り、以下同様にしてアドレスの変換が行われ、要求変換
アドレス“２９９９９”に対応するシリアル論理アドレ
スは“３００７５”となる。

【００７９】そして、図９に示すように、シリアル論理
アドレス“３００７６”にはディフェクトｘが存在する
ので、要求論理アドレス“３００００”はシリアル論理
アドレス“２４９９００”にＬＲＡにより交替処理され
ている。従って、第２変換テーブルにおいては、要求論
理アドレス“３００００”に対応するシリアル論理アド
レスは“２４９９００”と設定されている。

【００８０】そして、この場合には、ＬＲＡによる交替
処理のため、次のセクタが再度ディフェクトセクタの次
のアドレスになるので、次の要求論理アドレス“３００
０１”に対応するシリアル論理アドレス“３００７７”
がテーブルとして記憶されている。

【００８１】そして、これ以降は、欠陥セクタが存在し
ないのでテーブルのデータはないが、要求論理アドレス
“３０００２”に対応するシリアル論理アドレスが“３
００７８”となり、以降の値が順次設定される。

【００８２】そして、論理トラック９９９８から論理ト
ラック９９９９までの７５セクタ分の領域に欠陥情報
（ＤＤＳ＃２、ＰＤＬ＃２、ＳＤＬ＃２、ＤＤＳ＃３、
ＰＤＬ＃３、ＳＤＬ＃３）が記録される。

【００８３】これら第１及び第２変換テーブルは次のよ
うにして使用される。即ち、ホスト１１から供給される
セクタ番号データ及びセクタ長データに対し、上記欠陥
情報による論理トラックで３トラック分（７５セクタ
分）のオフセットを与えて要求論理アドレスを得、この
要求論理アドレスを第２変換テーブルによってシリアル
論理アドレスに変換し、このシリアル論理アドレスを第
１変換テーブルで物理アドレスに変換し、この物理アド
レスによってアクセスを行う。従って、第２変換テーブ
ルのシリアル論理アドレスは、第１変換テーブルのシリ
アル論理アドレスに対応するものである。

【００８４】次に、図１０及び図１１を参照して光ディ
スク２２の欠陥情報を記録するセクタが欠陥セクタであ
った際に、その欠陥情報を光ディスク２２の他のセクタ
に記録する一方法について説明する。図１０において、
縦方向は、図９で示したものと同様に論理トラックを表
す。また、図１１は、図１０に示した論理トラックｎ＋
０〜ｎ＋２並びに論理トラックｍ＋０〜ｍ＋２を示す。

【００８５】図１０において、ＤＡ１は、ディスクの外
周側の２箇所における欠陥情報の記録エリアの最初の論
理トラックを示し、ＤＢ１は、ディスクの内周側の２箇
所における欠陥情報の記録エリアの最初の論理トラック
を示す。また、ＤＡ２〜ＤＡｎ及びＤＢ２〜ＤＢｎは、
ＤＡ１及びＤＢ１が欠陥エリアであった際に代替エリア
として使用されるエリアである。

【００８６】すなわち、この欠陥情報の記録エリアＤＡ
１又はＤＢ１が欠陥エリアであった際には、それぞれＤ
Ａ２又はＤＢ２に欠陥情報を記録する。さらに、ＤＡ２
又はＤＢ２も欠陥エリアであった際は、それぞれＤＡ３
又はＤＢ３に欠陥情報を記録するというように順次欠陥
情報を記録していく。

【００８７】尚、その際に、ＤＡ１とＤＡ２の間隔Ｉ
１、ＤＡ２とＤＡ３の間隔Ｉ２、ＤＢ１とＤＢ２の間隔
Ｉ４、ＤＢ２とＤＢ３の間隔Ｉ３を等間隔としておく。
こうすれば、再生時に、例えばＤＡ１が欠陥エリアであ
った時に、等間隔離れたＤＡ２を再生すれば良いからで
ある。尚、この図１０は、シリアル論理アドレスに基づ
いているものであるので、光ディスクの板面状における
物理的な間隔も等間隔となる。尚、欠陥であったエリア
に対しては、確実に再生できないようにするために特異
なＩＤを上書きすることが好ましい。

【００８８】尚、欠陥情報には、ＳＤＬの情報もあり、
その値は更新されるものである。従って、欠陥情報を４
箇所より多く記録するようにすると、欠陥情報の更新を
行う毎に、全ての箇所に対し、上書きを行わなければな
らなくなる。従って、更新のために要する時間が増大す
るとともに、ユーザーデータを記録する記録エリアが減
少してしまう。よって、欠陥情報の記録箇所は、適当な
数として４箇所とされいる。

【００８９】〔変形例〕尚、上記領域ＤＡ１及びＤＢ１
以外の領域に欠陥情報を記録する場合として、上記領域
ＤＡ１及びＤＢ１の４箇所全部に正確に欠陥情報が記録
できないとき、上記領域ＤＡ１及びＤＢ１の４箇所の
内、３箇所に正確に欠陥情報が記録できないとき、上記
領域ＤＡ１及びＤＢ１の４箇所の内、２箇所に正確に欠
陥情報が記録できないとき、上記領域ＤＡ１及びＤＢ１
の４箇所の内、１箇所に正確に欠陥情報が記録できない
ときの４通りの選択方法を採用し得る。

【００９０】具体的には、論理トラックｎから欠陥情報
が記録されるとすると、欠陥情報は３トラックを利用し
て記録されるので、図１０に示すように、論理トラック
ｎ＋０、ｎ＋１、ｎ＋２に欠陥情報が記録されることと
なる。同様に、論理トラックｍから欠陥情報が記録され
るとすると、欠陥情報は３トラックを利用して記録され
るので、論理トラックｍ＋０、ｍ＋１、ｍ＋２に欠陥情
報が記録されることとなる。

【００９１】何れにしても、各領域ＤＡ１及びＤＢ１、
ＤＡ２及びＤＢ２、ＤＡｎ及びＤＢｎの所定トラックに
は図１１に示すようなフォーマットで欠陥情報を記録す
るようにする。

【００９２】そして、再生時においては、最初は領域Ｄ
Ａ１及びＤＢ１から欠陥情報を読み取る。もし、ここで
４箇所の欠陥情報を読み取ることができなかった場合に
領域ＤＡ２及びＤＢ２から欠陥情報を読み取るように
し、以下順に領域ＤＡｎ−１及びＤＢｎ−１（何れも図
４においては図示を省略している）から欠陥情報を読み
取るようにする。

【００９３】尚、本例においては、不良エリアとされた
領域から再生された欠陥情報を誤って正常データとして
使用しないようにするために、欠陥情報を他の領域に記
録した際には、不良エリアに“ＦＦ”等の通常と異なる
ＩＤをオーバーライトしておく。

【００９４】次に、図１に示した光ディスク２２の出荷
前における欠陥セクタのチェック及び欠陥情報の記録動
作について、図１２に示すフローチャートを参照して説
明する。尚、この動作は、図１に示す光ディスクドライ
ブ１２を使用しても良いが、欠陥情報のチェックだけを
行う専用の装置を用いても良い。

【００９５】ステップＳ１０ではディスクのチェックを
行う。即ち、製造時初期化を開始し、ディスク上に不良
セクタが存在するか否かをチェックする。これは、例え
ば所定のデータを記録して読み出し、記録したデータと
読み出したデータの一致を見ること等によって行う。そ
してこのとき不良セクタとされたセクタのアドレスは一
端ＲＡＭ１５等のメモリに保持される。そしてステップ
Ｓ１１に移行する。

【００９６】ステップＳ１１では欠陥情報を記録する。
即ち、光ディスク２２のユーザーエリアＡｒ３の最外周
位置の２箇所及び最内周位置の２箇所、計４箇所に欠陥
情報を記録する。ここで、ＳＤＬは出荷後に検出された
欠陥セクタに対するリストであるので、このステップで
は記録されず、ＤＤＳ及びＰＤＬのみが記録される。た
だし、ＳＤＬについても特定の値として記録するように
しても良い。そしてステップＳ１２に移行する。

【００９７】ステップＳ１２ではｎに“０”を代入す
る。そして、ステップＳ１３に移行する。ここで、ｎ
は、４箇所の欠陥情報それぞれの記録位置に対するＩＤ
である。

【００９８】ステップＳ１３ではＩＤが”ｎ”の欠陥情
報をリードする。即ち、ステップＳ１１で記録した欠陥
情報の内、ＩＤが”ｎ”である欠陥情報を読み込む。そ
してステップＳ１４に移行する。

【００９９】ステップＳ１４ではリードデータを保持す
る。即ち、ステップＳ１３で読み込んだ欠陥情報をＲＡ
Ｍ１５等に保持する。そしてステップＳ１５に移行す
る。

【０１００】ステップＳ１５ではＯＫか否かを判断し、
「ＹＥＳ」であればステップ１６に移行し、「ＮＯ」で
あればステップＳ１７に移行する。ここで、「ＯＫ」と
は、書き込んだ欠陥情報と、ステップＳ１４で保持した
欠陥情報が夫々一致するか否かを判断し、その結果が一
致するか否かを判断することである。

【０１０１】ステップＳ１６では変数ｎを現在の値に
“１”加算したものとする。そしてステップＳ１９に移
行する。

【０１０２】ステップＳ１７では異なるＩＤを書く。即
ち、上述したように、ステップＳ１５において「ＯＫ」
ではなかったので、ここに記録された欠陥情報を確実に
使用できなくするために、ＩＤとして特異な値、例えば
“ＦＦ”等を書き込む。そしてステップＳ１８に移行す
る。

【０１０３】ステップＳ１８では所定間隔“Ｉ”離れた
所に欠陥情報を書く。即ち、書き込んだ欠陥情報と、読
み込んだ欠陥情報が一致しなかった欠陥情報の記録位置
から間隔“Ｉ”離れた所に新たに欠陥情報を書き込む。
そして再びステップＳ１３に移行する。

【０１０４】ステップＳ１９ではｎ≧４か否かを判断す
る。即ち、この例では、欠陥情報を正しく４箇所に書き
込む場合について説明しているので、この場合はｎが４
以上となったか否かを判断する必要がある。そして「Ｙ
ＥＳ」であればこのルーチンを終了し、「ＮＯ」であれ
ば再びステップＳ１３に移行する。

【０１０５】次に、図１に示した光ディスクドライブ１
２のアクセス時の動作を図１３に示すフローチャートを
参照して説明する。

【０１０６】既に説明したように、光ディスクの製造時
初期化等により、製造したディスク毎に図４に示したデ
ィスク情報が光ディスクのエリアＡｒ１に記録されると
共に、図１２を参照して説明した処理により欠陥情報が
記録される。

【０１０７】先ず、ステップＳ２０では、光ディスク２
２が装着されたか否かを検出する。そして、ステップＳ
２１に進み、ディスク情報をリードする。そして、ステ
ップＳ２２でリードしたディスク情報に基いて第１変換
テーブルを生成し、これをＲＡＭ１５に記憶する。そし
て、ステップＳ２３において、ディスク情報等に基い
て、欠陥情報を読み出す。

【０１０８】次に、ステップＳ２４に進み、ステップＳ
２３で欠陥情報が正しく読めたか否かを判断する。これ
は、例えばＩＤの一致を見ることで行う。そして、欠陥
情報が正しく読めなかった場合には、ステップＳ２６に
進み、所定間隔”Ｉ”離れた位置をサーチする。そし
て、ステップＳ２３で再度欠陥情報を読み出し、正しく
読めるまでこのループを繰り返す。そして、ステップＳ
２４で、肯定結果が得られると、ステップＳ２５に進
み、ステップＳ２３で得た欠陥情報に基いて、第２の変
換テーブルを生成し、これをＲＡＭ１５に記憶する。そ
して、ステップＳ２７において、ホストコンピュータ１
１からインターフェース回路１７及び１８並びにバス１
４を介してＣＰＵ１３に、セクタ番号データ及びセクタ
長データを含むリードコマンド又はライトコマンドが供
給されたことを検出する。

【０１０９】すると、ステップＳ２８に進み、セクタ番
号データ及びセクタ長データと、欠陥情報等によるオフ
セット分に基いて要求論理アドレスを得、この要求論理
アドレスを第２変換テーブルを用いてシリアル論理アド
レスに変換する。そして、ステップＳ２９では、シリア
ル論理アドレスを第１変換テーブルを用いて、物理アド
レスに変換する。この物理アドレスがステップＳ３０に
おいて、サーボコントローラ１９に供給され、サーボコ
ントローラ１９によって駆動部２０が制御され、物理ア
ドレスが示す位置がアクセスされる。

【０１１０】このように、本例においては、光ディスク
２２をゾーニングしてモディファイドＣＡＶによってア
クセスするようにすると共に、光ディスク２２の製造時
において不良領域を除いて各ゾーンのスタートトラック
番号、セクタ番号、セクタ数及び不良領域を除いて各ゾ
ーンのスタートトラック番号、セクタ番号、セクタ数及
びＤＤＳの位置情報からなるディスク情報を記録し、更
に欠陥情報を光ディスク２２のユーザーエリアＡｒ３の
内外周に２箇所ずつ、且つ、等間隔で複数記録し、アク
セス時においては、ディスク情報に基いて第１変換テー
ブルを生成し、この第１変換テーブルに基いて欠陥情報
を読み込めるようにすると共に、欠陥情報を読み取った
後、第２変換テーブルを生成し、ホスト１１からアクセ
スがあった場合は、第２変換テーブルを参照して要求論
理アドレスからシリアル論理アドレスを得、次に、第１
変換テーブルを参照してシリアル論理アドレスから物理
アドレスを得、この物理アドレスをサーボコントローラ
１９を介して駆動部２０に与え、駆動部２０でピックア
ップ２１を移動させて目的とする物理アドレスのっ対応
位置にアクセスさせるようにしたので、ゾーニングをし
ている光ディスクの場合は更に高速にでき、また、光デ
ィスクの記憶容量等のフォーマットや容量が異なってい
ても、光ディスクドライブ１２のソフト及びハード構成
を変更せずとも、様々なメディアに対応することがで
き、メディアの互換を図ることができる。

【０１１１】つまり、本例によれば、ディスクの物理フ
ォーマットがディスクそのものに依存しており、容量を
固定にする必要がなくなるわけである。また、メディア
の製造において歩留まりを上げることが可能となる。つ
まり、上述したように、現在の段階で不良メディアとさ
れているものであっても、例えば良品のメディアよりも
多少容量の少ないメディア（例えば１セクタ程度）とし
て出荷することができ、これによって、消費者に対して
低コストのメディアを提供することができると共に、資
源を大切に使用するという観点から見ても非常に好まし
い結果を得ることができる。

【０１１２】［第２実施例］

【０１１３】次に、図１４及び図１５を参照して、光デ
ィスク２２の欠陥情報を記録するセクタが欠陥セクタで
あった際に、その欠陥情報を光ディスク２２の他のセク
タに記録する他の方法について説明する。

【０１１４】図１４は図１に示した光ディスク２２をカ
ートリッジ３０に収納した状態を示す構成図であり、こ
の図１４において、３１は窓部、３４〜３８はホール、
３３はシール３２上に印刷されたバーコード、４０はメ
モリである。実際の使用時においては、上記ホール３４
〜３８、バーコード３３またはメモリ４０の何れかを使
用することとなるが、説明の便宜上、図面上では、これ
らを１つのカートリッジ３０と共に一緒に示している。

【０１１５】シール３２に印刷されたバーコード３３、
ホール３４〜３８、またはメモリ４０は、何れも製造時
初期化のときに欠陥情報をどの位置に記録しているかを
示す情報を保持するものである。

【０１１６】ここで、図１４に示したディスクカートリ
ッジ３０に形成するホール３４〜３８、ディスクカート
リッジ３０に貼り付けるシール３２に印刷されたバーコ
ード３３並びにメモリ４０の使用方法について図１０に
示した説明図におけるＤＡｎ及びＤＢｎの最大値を
“６”とした場合について図１０をも参照して夫々説明
する。

【０１１７】先ず、ディスクカートリッジ３０に形成す
るホール３４〜３８の使用方法から説明する。本例で
は、ＤＡｎ及びＤＢｎの最大値を“６”とする。まず、
ディスクサーティファイを行ったときにＤＡ１及びＤＢ
１が使用できないために欠陥情報をＤＡ２及びＤＢ２に
記録する場合は、図１４に示すホール３４〜３８の内、
ホール３４だけ形成し、ＤＡ２及びＤＢ２が使用できな
いために欠陥情報をＤＡ３及びＤＢ３に記録する場合
は、図１４に示すホール３４〜３８の内、ホール３５だ
け形成する。尚、ＤＡ３〜ＤＡ６、ＤＢ３〜ＤＢ６につ
いても同様である。

【０１１８】つまり、ホール３４をＤＡ１及びＤＢ１
用、ホール３５をＤＡ２及びＤＢ２用、ホール３６をＤ
Ａ３及びＤＢ３用、ホール３７をＤＡ４及びＤＡ５用、
ホール３８をＤＡ５及びＤＢ５用とする。このようにし
たディスクカートリッジ３０を図１に示した光ディスク
ドライブ１２に挿入すると、光ディスクドライブ１２は
図１に示した読み取り部２４及びインターフェース回路
２３により、ホールの情報を読み取り、その情報に基い
て欠陥情報の記録位置を認識する。この場合、読み取り
部２４は発光器及び受光器となる。

【０１１９】尚、ホールがある場合を“０”、ない場合
を“１”として表すようにする場合は、例えばＤＡｎ及
びＤＢｎの最大値が“８”であれば、ホールの数は最大
で３個（例えばホール３４、３５及び３６）で良い。即
ち、ホールの有り、無しで、２個の情報が得られ、その
ホールが３個あるので２の３乗（＝８個）の情報が得ら
れるからである。

【０１２０】次に、バーコード３３をシール３２に印刷
し、このバーコード３３を印刷しシール３２をディスク
カートリッジ３３に貼り付けるようにした場合について
説明する。この場合は、例えばＤＡ１及びＤＢ１が使用
できない場合に欠陥情報をＤＡ２及びＤＢ２に記録する
場合には例えば“１”の情報をバーコード化し、このバ
ーコード３３をシール３２に印刷するようにし、ＤＡ２
及びＤＢ２が使用できない場合に欠陥情報をＤＡ３及び
ＤＢ３に記録する場合には例えば“２”の情報をバーコ
ード化し、このバーコード３３をシール３２に印刷する
ようにする。

【０１２１】つまり、バーコード３３の示す情報“１”
をＤＡ１及びＤＢ１用、バーコード３３の示す情報
“２”をＤＡ２及びＤＢ２用、バーコード３３の示す情
報“３”をＤＡ３及びＤＢ３用、バーコード３３の示す
情報“４”をＤＡ４及びＤＢ４用、バーコード３３の示
す情報“４”をＤＡ５及びＤＢ５用、・・・・バーコー
ド３３の示す情報“ｎ”をＤＡｎ及びＤＢｎ用とする。
このようにしたディスクカートリッジ３０を図１に示し
た光ディスクドライブ１２に挿入すると、光ディスクド
ライブ１２は図１に示した読み取り部２４及びインター
フェース回路２３により、バーコード３３の情報を読み
取り、その情報に基いて欠陥情報の記録位置を認識す
る。この場合、読み取り部２４はバーコードリーダーと
なる。

【０１２２】尚、上述の例においては、バーコード３３
をシール３２に印刷し、バーコード３３を印刷したシー
ル３２をディスクカートリッジ３０に貼り付けるように
した場合について説明したが、例えばディスクカートリ
ッジ３０に直接バーコード３３を印刷するようにしても
良い。

【０１２３】次に、メモリ４０を用いる場合について説
明する。この場合、メモリ４０はフラッシュメモリやバ
ッテリバックアップ付のＲＡＭ等のように不揮発性メモ
リであることが条件となる。製造時初期化の際には、欠
陥情報を光ディスク２２に記録すると共に、そのアドレ
スデータをメモリ４０に書き込むようにする。そして、
光ディスク２２を光ディスクドライブ１２に挿入する
と、光ディスクドライブ１２は図１に示した読み取り部
２４及びインターフェース回路２３により、メモリ４０
に記憶されているアドレスデータを読み出し、読み出し
たアドレスデータに基いて欠陥情報の記録位置を認識す
る。この場合、読み取り部２４は読み出し回路となる。

【０１２４】メモリ４０は、記憶すべき情報としては上
記ホール３４〜３８について説明したように、３ビット
程度で済むので、容量は、少ないもので良い。

【０１２５】尚、図４においても説明したが、上述の方
法以外にも、製造時初期化において最初に行うディスク
サーティファイ後にマイナストラックにＤＤＳの位置を
示す情報を記録することも可能である。

【０１２６】次に、メモリ４０を用いる場合を例にと
り、光ディスク２２の製造時の動作について図１５に示
すフローチャートを参照して説明する。

【０１２７】ステップＳ３０ではディスクのチェックを
行う。即ち、製造時初期化を開始し、ディスク上に不良
セクタが存在するか否かをチェックする。そしてステッ
プＳ３１に移行する。

【０１２８】ステップＳ３１では欠陥情報を記録する。
そしてステップＳ３２に移行する。

【０１２９】ステップＳ３２ではｎに“０”を代入す
る。そして、ステップＳ３３に移行する。

【０１３０】ステップＳ３３ではＩＤが”０”である欠
陥情報をリードする。そしてステップＳ３４に移行す
る。

【０１３１】ステップＳ３４ではリードデータを保持す
る。即ち、ステップＳ３３で読み込んだ欠陥情報をメモ
リ等に保持する。そしてステップＳ３５に移行する。

【０１３２】ステップＳ３５ではＯＫか否かを判断し、
「ＹＥＳ」であればステップ３６に移行し、「ＮＯ」で
あればステップＳ３８に移行する。

【０１３３】ステップＳ３６では変数ｎを現在の値に
“１”加算したものとする。そしてステップＳ３９に移
行する。

【０１３４】ステップＳ３８では“Ｉ”離れた所に欠陥
情報を書く。そして再びステップＳ３３に移行する。

【０１３５】ステップＳ３９ではｎ≧４か否かを判断す
る。そして「ＹＥＳ」であればステップＳ４０に移行
し、「ＮＯ」であれば再びステップＳ３３に移行する。

【０１３６】ステップＳ４０ではメモリ４０に欠陥情報
の記録位置を表すアドレスデータを記憶する。そしてこ
のルーチンを終了する。

【０１３７】以上説明したように、この例においては、
光ディスク２２の製造時において不良領域を除いて各ゾ
ーンのスタートトラック番号、セクタ番号、セクタ数及
びＤＤＳの位置情報からなるディスク情報を記録し、更
に欠陥情報を光ディスク２２のユーザーエリアＡｒ３の
内外周に２箇所ずつ、且つ、等間隔で複数記録し、欠陥
情報の記録位置を示す情報をディスクカートリッジ３０
に設けたバーコード３３、ホール３４〜３８、切り欠
き、メモリ４０等に保持させ、光ディスク２２を光ディ
スクドライブ１２にセットしたときには、上記バーコー
ド等の情報に基いて欠陥情報を読み出し、読み出した欠
陥情報とディスク情報に基いて変換テーブルを生成する
ようにしたので、ゾーニングをしている光ディスクの場
合は更に高速にでき、また、光ディスクの記憶容量等の
フォーマットや容量が異なっていても、光ディスクドラ
イブ１２のソフト及びハード構成を変更せずとも、様々
なメディアに対応することができ、メディアの互換を図
ることができる。

【０１３８】尚、本発明は、上述の実施例に限られるも
のではなく、種々の変形が可能である。

【０１３９】

【発明の効果】上述せる第１の発明によれば、第１のス
テップにおいて、ディスク状記録媒体にその欠陥情報を
記録し、第２のステップにおいて、上記ディスク状記録
媒体の所定の物理的位置に上記欠陥情報の物理的記録位
置情報を含み物理的データ構造を表すディスク情報を記
録し、第３のステップにおいて、上記ディスク状記録媒
体から上記ディスク情報を読み出し、第４のステップに
おいて、読み出された上記ディスク情報に基いて第１の
論理的アドレスデータに比して欠陥位置に対応するアド
レスが除去されている第２の論理的アドレスデータと物
理的アドレスデータとの間で変換をするための第１のテ
ーブルを生成し、第５のステップにおいて、読み出され
た上記ディスク情報に含まれる上記物理的記録位置情報
に基いて、上記欠陥情報を読み出し、第６のステップに
おいて、上記欠陥情報に基いて、上記第２の論理的アド
レスデータと、上記第１の論理的アドレスデータとの間
で変換をするための第２のテーブルを生成し、第７のス
テップにおいて、上記第１の論理的アドレスデータを上
記第２のテーブルに基いて上記第２の論理的アドレスデ
ータに変換し、第８のステップにおいて、上記第２の論
理的アドレスデータを上記第１のテーブルに基いて上記
物理的アドレスデータに変換し、第９のステップにおい
て、上記物理的アドレスデータに基いて上記ディスク状
記録媒体をアクセスするようにしたので、外部より供給
される要求アドレスに対して第２のテーブルに基いて欠
陥情報を含む第１の論理的アドレスデータから第２の論
理的アドレスデータを得、この第２の論理的アドレスデ
ータを第１のテーブルに基いて物理的アドレスデータを
得、この物理的アドレスデータによりディスク状記録媒
体に高速にアクセスすることができ、これによって、ゾ
ーンＣＡＶ方式の光ディスクを使用する光ディスク装置
においても容易にホストコンピュータからの要求アドレ
スを物理アドレスに変換することにより高速なデータア
クセスを実現でき、光ディスクのフォーマットを変更す
ることなく限られた面積でより多くのデータが記録でき
る光ディスク及びこの光ディスクを使用できる装置を得
ることができ、更に欠陥領域のある光ディスクでも破棄
することなく有効に使用することができるという効果が
ある。

【０１４０】上述せる第２の本発明によれば、上記第１
の発明において、上記第６のステップと上記第７のステ
ップとの間のステップにおいて、外部より供給された要
求アドレスに対し上記欠陥情報の記録されている所定の
物理的位置分のオフセットを与えるようにしたので、欠
陥情報の記録部分を除いて高速なアクセスを行うことが
でき、これによって、要求されているデータを高速にア
クセスでき、アクセス速度を向上させることができると
いう効果がある。

【０１４１】上述せる第３の発明によれば、上記第１の
発明において、記録フォーマットがゾーンＣＡＶ方式で
あるディスク状記録媒体に対してアクセスを行うように
したので、ゾーンＣＡＶ方式のディスク状記録媒体に対
するアクセス時の処理を簡略化することができ、これに
よって、ゾーンＣＡＶ方式のディスク状記録媒体を使用
したときにおいても容易にホストコンピュータからの要
求アドレスを物理アドレスに変換することによりゾーン
毎の計算処理をより簡単にでき、アクセス速度を向上さ
せることができるという効果がある。

【０１４２】上述せる第４の発明によれば、上記第１の
発明において、第１の欠陥エリア処理方法により欠陥情
報を用いて、上記ディスク状記録媒体の単位エリアが欠
陥となった場合に、当該単位エリアに隣接する単位エリ
アを欠陥となった単位エリアの代わりの単位エリアとし
て使用し、第２の欠陥エリア処理方法により欠陥情報を
用いて、上記ディスク状記録媒体の単位エリアが欠陥と
なった場合に、欠陥となったエリアの代替え専用に設け
られているエリア内の単位エリアを欠陥となったエリア
の代わりの単位エリアとして使用するようにしたので、
欠陥エリアの発生時期等に応じて生成された欠陥情報に
基いて上記第１の欠陥エリア処理方法または上記第２の
欠陥エリア処理方法を用いた欠陥処理を施すことがで
き、これによって、ディスク状記録媒体に欠陥領域が発
生してもディスク状記録媒体を破棄することなく有効に
使用することができるという効果がある。

【０１４３】上述せる第５の発明によれば、上記第１の
発明において、上記第１のステップにおいて、さらに、
記録した上記欠陥情報が正しく記録されているかをチェ
ックし、正しく記録されていない時には、上記欠陥情報
を記録した位置から所定間隔離れた位置に再度上記欠陥
情報を記録するようにしたので、欠陥情報を確実、且
つ、正確に記録することができ、これによって、欠陥情
報による処理を確実、且つ、正確に行うことにより、確
実、且つ、正確に要求されたデータを再生することがで
きるという効果がある。

【０１４４】上述せる第６の発明によれば、上記第５の
発明において、上記第１のステップにおいて、さらに、
記録した上記欠陥情報が、正しく記録されていない時
に、正しく記録されていない欠陥情報に対し、その欠陥
情報が無効であることを示す情報を記録するようにした
ので、記録時に正しく記録されなかった欠陥情報を再生
時に用いることがなく、再生時においては、常に正しい
欠陥情報を用いることができ、これによって、欠陥情報
による処理を確実、且つ、正確に行うことにより、確
実、且つ、正確に要求されたデータを再生することがで
きると共に、使用すべきではない欠陥情報を誤って使用
することによる要求アドレスと異なるアドレスのデータ
を再生する等の不具合を防止することができるという効
果がある。

【０１４５】上述せる第７の発明によれば、第１のステ
ップにおいて、第１の論理的アドレスに基いた欠陥情報
と、上記欠陥情報の記録位置情報を含み物理的データ構
造を表すディスク情報とが記録されたディスク状記録媒
体から上記ディスク情報を読み出し、第２のステップに
おいて、読み出された上記ディスク情報に基いて欠陥位
置に対応するアドレスが除去されている第２の論理的ア
ドレスデータと、物理的アドレスデータとの間で変換を
するための第１のテーブルを生成し、第３のステップに
おいて、読み出された上記ディスク情報に含まれる上記
物理的記録位置情報に基いて上記欠陥情報を読み出し、
第４のステップにおいて、上記欠陥情報に基いて上記第
２の論理的アドレスデータと第１の論理的アドレスデー
タとの間で変換をするための第２のテーブルを生成し、
第５のステップにおいて、上記第１の論理的アドレスデ
ータを上記第２のテーブルに基いて上記第２の論理的ア
ドレスデータに変換し、第６のステップにおいて、上記
第２の論理的アドレスデータを上記第１のテーブルに基
いて上記物理的アドレスデータに変換し、第７のステッ
プにおいて、上記物理的アドレスデータに基いて上記デ
ィスク状記録媒体をアクセスするようにしたので、外部
より供給される要求アドレスに対して第２のテーブルに
基いて欠陥情報を含む第１の論理的アドレスデータから
第２の論理的アドレスデータを得、この第２の論理的ア
ドレスデータを第１のテーブルに基いて物理的アドレス
データを得、この物理的アドレスデータによりディスク
状記録媒体に高速にアクセスすることができるようにし
たので、ゾーンＣＡＶ方式の光ディスクを使用する光デ
ィスク装置においても容易にホストコンピュータからの
要求アドレスを物理アドレスに変換することにより高速
なデータアクセスを実現でき、光ディスクのフォーマッ
トを変更することなく限られた面積でより多くのデータ
が記録できる光ディスクを装置のハード構成等を変更す
ることなく用いることができるという効果がある。

【０１４６】上述せる第８の発明によれば、上記第７の
発明において、上記第４のステップと上記第５のステッ
プと間に設けたステップにおいて、外部より供給された
要求アドレスに対し上記欠陥情報の記録されている所定
の物理的位置分のオフセットを与えるようにしたので、
欠陥情報の記録部分を除いて高速なアクセスを行うこと
ができ、これによって、要求されているデータを高速に
アクセスでき、アクセス速度を向上させることができる
という効果がある。

【０１４７】上述せる第９の発明によれば、上記第７の
発明において、記録フォーマットがゾーンＣＡＶ方式で
あるディスク状記録媒体に対してアクセスを行うように
したので、ゾーンＣＡＶ方式のディスク状記録媒体に対
するアクセス時の処理を簡略化することができ、これに
よって、ゾーンＣＡＶ方式のディスク状記録媒体を使用
したときにおいても容易にホストコンピュータからの要
求アドレスを物理アドレスに変換することによりゾーン
毎の計算処理をより簡単にでき、アクセス速度を向上さ
せることができるという効果がある。

【０１４８】上述せる第１０の発明によれば、上記第７
の発明において、第１の欠陥エリア処理方法により欠陥
情報を用いて、上記ディスク状記録媒体の単位エリアが
欠陥となった場合に、当該単位エリアに隣接する単位エ
リアを欠陥となった単位エリアの代わりの単位エリアと
して使用し、第２の欠陥エリア処理方法により欠陥情報
を用いて、上記ディスク状記録媒体の単位エリアが欠陥
となった場合に、欠陥となったエリアの代替え専用に設
けられているエリア内の単位エリアを欠陥となったエリ
アの代わりの単位エリアとして使用するようにしたの
で、欠陥エリアの発生時期等に応じて生成された欠陥情
報に基いて上記第１の欠陥エリア処理方法または上記第
２の欠陥エリア処理方法を用いた欠陥処理を施すことが
でき、これによって、ディスク状記録媒体に欠陥領域が
発生してもディスク状記録媒体を破棄することなく有効
に使用することができるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の一
実施例が適用される光ディスクドライブの例を示す構成
図である。

【図２】図１に示した光ディスクドライブで使用される
光ディスクのフォーマットの一例を示す説明図である。

【図３】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の一
実施例の説明に供するゾーニングした場合の物理トラッ
クのイメージを示す説明図である。

【図４】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の一
実施例の説明に供するディスク情報の例を示す説明図で
ある。

【図５】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の一
実施例の説明に供するＰＤＬの例を示す説明図である。

【図６】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の一
実施例の説明に供するＳＤＬの例を示す説明図である。

【図７】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の一
実施例の説明に供する第１変換テーブルの例を示す説明
図である。

【図８】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の一
実施例の説明に供する第２変換テーブルの例を示す説明
図である。

【図９】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の一
実施例の説明に供する論理トラックにおける欠陥情報、
ディフェクトの状態を説明するための説明図である。

【図１０】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の
一実施例の説明に供する論理トラックの構成を示す説明
図である。

【図１１】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の
一実施例の説明に供する論理トラックにおける欠陥情報
の位置を示す説明図である。

【図１２】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の
一実施例の説明に供する製造時の動作を説明するための
フローチャートである。

【図１３】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の
一実施例のアクセス時の動作を説明するためのフローチ
ャートである。

【図１４】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の
第２実施例の説明に供するディスクカートリッジのいく
つかの例を示す構成図である。

【図１５】本発明ディスク状記録媒体のアクセス方法の
第２実施例の説明に供する製造時の動作を説明するため
のフローチャートである。

【図１６】従来のディスク状記録媒体のアクセス方法の
例の説明に供する欠陥情報の記録位置を説明するための
説明図である。

【図１７】従来のディスク状記録媒体のアクセス方法の
例の説明に供するＰＤＬの例を示す説明図である。

【図１８】従来のディスク状記録媒体のアクセス方法の
例の説明に供するＳＤＬの例を示す説明図である。

【図１９】従来のディスク状記録媒体のアクセス方法の
例の説明に供する光ディスクドライブの動作を説明する
ためのフローチャートである。

【符号の説明】

１１ ホスト １２ 光ディスクドライブ ２２ 光ディスク ３０ ディスクカートリッジ ３３ バーコード ３４、３５、３６、３７、３８ ホール ４０ メモリ

Claims (10)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ディスク状記録媒体に、その欠陥情報を
   記録する第１のステップと、 上記ディスク状記録媒体の所定の物理的位置に、上記欠
   陥情報の物理的記録位置情報を含み物理的データ構造を
   表すディスク情報を記録する第２のステップと、 上記ディスク状記録媒体から、上記ディスク情報を読み
   出す第３のステップと、 読み出された上記ディスク情報に基いて、第１の論理的
   アドレスデータに比して欠陥位置に対応するアドレスが
   除去されている第２の論理的アドレスデータと物理的ア
   ドレスデータとの間で変換をするための第１のテーブル
   を生成する第４のステップと、 読み出された上記ディスク情報に含まれる上記物理的記
   録位置情報に基いて、上記欠陥情報を読み出す第５のス
   テップと、 上記欠陥情報に基いて、上記第２の論理的アドレスデー
   タと、上記第１の論理的アドレスデータとの間で変換を
   するための第２のテーブルを生成する第６のステップ
   と、 上記第１の論理的アドレスデータを、上記第２のテーブ
   ルに基いて上記第２の論理的アドレスデータ変換する第
   ７のステップと、 上記第２の論理的アドレスデータを上記第１のテーブル
   に基いて上記物理的アドレスデータに変換する第８のス
   テップと、 上記物理的アドレスデータに基いて上記ディスク状記録
   媒体をアクセスする第９のステップとからなるディスク
   状記録媒体のアクセス方法。
2. 【請求項２】 上記第６のステップと上記第７のステッ
   プと間に、外部より供給された要求アドレスに対し、上
   記欠陥情報の記録されている所定の物理的位置分のオフ
   セットを与えるステップを設けたことを特徴とする請求
   項１記載のディスク状記録媒体のアクセス方法。
3. 【請求項３】 上記ディスク状記録媒体の記録フォーマ
   ットがゾーンＣＡＶ方式であることを特徴とする請求項
   １記載のディスク状記録媒体のアクセス方法。
4. 【請求項４】 上記欠陥情報は、上記ディスク状記録媒
   体の単位エリアが欠陥となった場合に、当該単位エリア
   に隣接する単位エリアを欠陥となった単位エリアの代わ
   りの単位エリアとして使用する第１の欠陥エリア処理方
   法による欠陥情報と、 上記ディスク状記録媒体の単位エリアが欠陥となった場
   合に、欠陥となったエリアの代替え専用に設けられてい
   るエリア内の単位エリアを欠陥となったエリアの代わり
   の単位エリアとして使用する第２の欠陥エリア処理方法
   による欠陥情報とで構成されることを特徴とする請求項
   １記載のディスク状記録媒体のアクセス方法。
5. 【請求項５】 上記第１のステップにおいて、さらに、
   記録した上記欠陥情報が正しく記録されているかをチェ
   ックし、正しく記録されていない時には、上記欠陥情報
   を記録した位置から所定間隔離れた位置に再度上記欠陥
   情報を記録することを特徴とする請求項１記載のディス
   ク状記録媒体のアクセス方法。
6. 【請求項６】 上記第１のステップにおいて、さらに、
   記録した上記欠陥情報が、正しく記録されていない時
   に、正しく記録されていない欠陥情報に対し、その欠陥
   情報が無効であることを示す情報を記録することを特徴
   とする請求項５記載のディスク状記録媒体のアクセス方
   法。
7. 【請求項７】 第１の論理的アドレスに基いた欠陥情報
   と、上記欠陥情報の記録位置情報を含み物理的データ構
   造を表すディスク情報とが記録されたディスク状記録媒
   体から、上記ディスク情報を読み出す第１のステップ
   と、 読み出された上記ディスク情報に基いて、欠陥位置に対
   応するアドレスが除去されている第２の論理的アドレス
   データと、物理的アドレスデータとの間で変換をするた
   めの第１のテーブルを生成する第２のステップと、 読み出された上記ディスク情報に含まれる上記物理的記
   録位置情報に基いて、上記欠陥情報を読み出す第３のス
   テップと、 上記欠陥情報に基いて、上記第２の論理的アドレスデー
   タと、第１の論理的アドレスデータとの間で変換をする
   ための第２のテーブルを生成する第４のステップと、 上記第１の論理的アドレスデータを、上記第２のテーブ
   ルに基いて上記第２の論理的アドレスデータに変換する
   第５のステップと、 上記第２の論理的アドレスデータを上記第１のテーブル
   に基いて上記物理的アドレスデータに変換する第６のス
   テップと、 上記物理的アドレスデータに基いて上記ディスク状記録
   媒体をアクセスする第７のステップとからなるディスク
   状記録媒体のアクセス方法。
8. 【請求項８】 上記第４のステップと上記第５のステッ
   プと間に、外部より供給された要求アドレスに対し、上
   記欠陥情報の記録されている所定の物理的位置分のオフ
   セットを与えるステップを設けたことを特徴とする請求
   項７記載のディスク状記録媒体のアクセス方法。
9. 【請求項９】 上記ディスク状記録媒体の記録フォーマ
   ットがゾーンＣＡＶ方式であることを特徴とする請求項
   ７記載のディスク状記録媒体のアクセス方法。
10. 【請求項１０】 上記欠陥情報は、上記ディスク状記録
    媒体の単位エリアが欠陥となった場合に、当該単位エリ
    アに隣接する単位エリアを欠陥となった単位エリアの代
    わりの単位エリアとして使用する第１の欠陥エリア処理
    方法による欠陥情報と、 上記ディスク状記録媒体の単位エリアが欠陥となった場
    合に、欠陥となったエリアの代替え専用に設けられてい
    るエリア内の単位エリアを欠陥となったエリアの代わり
    の単位エリアとして使用する第２の欠陥エリア処理方法
    による欠陥情報とで構成されることを特徴とする請求項
    ７記載のディスク状記録媒体のアクセス方法。