JPH02278572A - 交代ブロック処理方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 ［概　要］ 光ディスク装置において書込みデータが正常に記録され
なかったときの交代処理に関し、新たに不良ブロックが
発生したことによる欠陥リストの書き換えの回数を削減
することを目的とし、 ユーザ出荷前に検出した不良ブロックのア（パレスを書
き込んだ一次欠陥すストと、ユーザに出荷後発生した不
良ブロックのアドレスと該不良ブロックに代わりデータ
を書き込んだ交代ブロックのアドレスを対として書き込
んだ二次欠陥リストを光ディスク媒体上に備えて管理す
る光ディスクの交代処理において、前記一次欠陥リスト
および二次欠陥リストに加えて、二次欠陥リストと同一
のデータ構造を持ちこれより充分小さなデータ数を持つ
第三の欠陥リストを備えると共に、光ディスク制御装置
に、前記一次欠陥リストおよび二次欠陥リストを読み込
み格納する領域に加えて第三の欠陥リストを読み込み格
納する領域を備え、新たに不良ブロックが発生したとき
、前記第三の欠陥リストに空きがある場合には該第三の
欠陥リストのみを更新し、第三の欠陥リストがオーバフ
ローした場合には、前記二次欠陥リストに第三の欠陥リ
ストのデータを移し、二次欠陥リストの元のデータと該
移されたデータとを併ゼでソートして、新たな二次欠陥
リス１〜を作成し、第三の欠陥リストをクリアするよう
に構成する。

［産業上の利用分野］ 本発明は、光ディスク装置において書込めデータが正常
に記録されなかったときの交代処理に関する。

光ディスク装置では、書込みコマンドによって媒体にデ
ータを書き込んだ後にそれが正しく書けたかどうかをチ
エツクを行う。チエツクのときにデータが誤り検出訂正
コード（ＥＣＣ）によっても訂正不能となった（これを
訂正不能データチエツクと呼ぶ）ならば、予め準備しで
ある交代領域の未使用ブロックを探し、そこにデータを
書き込む。読出し時には、読出し動作を行ったときにデ
ータチエツクが発生ずると、交代領域にデータが書かれ
ている可能性があるので、交代領域から該当ブロックを
探し出しデータを読み出す。これが交代処理であり、交
代処理では、交代領域の効率的な探索処理が要求される
。

［従来の技術］ 光ディスク装置では、書込みコマンドによって媒体にデ
ータを書き込んだ後にそれが正しく書けたかどうかかを
チエツクを行い、チエツクのときにデータがＥＣＣによ
っても訂正不能となったならば、未使用の交代ブロック
を探し、そこにデータを書き込゛む。その場合に、磁気
ディスク装置の場合に行われているように、ＩＤ（）ラ
ックアドレス、セクタアドレス等の識別情報）部を使用
して不良ブロックのアドレスと交代ブロックのアドレス
および不良／交代を示すフラグを書き込んで、これによ
って不良ブロックと交代ブロックのリンクを取ることは
行われない。現在のとごろ、磁気ディスクと違いＩＤ部
を書き直すことが出来ないためである。

読出し時には、読出し動作を行ったときに、データチエ
ツクが発生ずると、交代領域にデータが書かれている可
能性があるので、交代領域の先頭からデータを順番に読
んでいって該当ブロックを探し出す。交代領域の最後ま
で行っても交代ブロックが見つからないときには、書い
たときには正常で読み出すまでの間に何らかの異常があ
ってデ−タチエツクになったと判断する。この場合には
、上位装置のソフトアエアに対してデータチエツクが生
じたことを報告する。

最近、ｌ５Ｏ（国際標準機構）は、光磁気ディスクのよ
うに書き換え可能な光ディスクの交代処理のために、従
来の交代処理方式に加えてマツプ方式を規格化した。マ
ツプ方式では、第５図に示すように、一次欠陥リスト（
Ｉ’ｒｉｍａｒｙ　Ｄｅ４ｃｃＬ　Ｌｉｓ　ｔ）と二次
欠陥リスト（Ｓｅｃｏｎｄａｒｙ　Ｄｅｆｅｃｔ　Ｉ、
１ｓｔ）とユーザエリアに、ブロックが分けられる。ユ
ザエリアはまた、一次エリアと交代エリアに分けられる
。

一次欠陥すスｌ’　（Ｐｒｉｍａｒｙ　Ｄｅｆｅｃｔ　
Ｌｉ５ｔ）には、媒体出荷時の不良ブロックのアドレス
が書かれている。これは交代ブロックを割り当てるので
はなく、そのブロックを使用しないことにして、全体の
アドレスを一つ後ろにずらすことになる。

次欠陥リスト（Ｓｅｃｏｎｄａｒｙ　Ｄｅｆｅｃｔ　Ｌ
ｉ５ｔ）は、ユーザに出荷された後で新たに発生した欠
陥ブロックに対処するもので、不良ブロックのアドレス
と交代ブロックのアドレスの両方がベアで書いであるリ
ストである。光ディスク制御装置は、媒体が光ディスク
装置にローディングされてレディ状態になったときに、
両欠陥リストの値を読み取って、以降の書込み、読出し
時の処理に利用する。

第５図に示す例では、１，２，３．４が不良ブロックで
、ブロック１０１．１０２．１０３．１０４がそれぞれ
の交代ブロックである。これらのうち、ブロック３だけ
が出荷前に検出された不良ブロックであり、ブロック３
のアドレスは一次欠陥リストに書かれ、その交代ブロッ
ク１０３ばブロック３の次のブロックに書き込まれる。

ブロックＩ、２．４の交代ブロックは交代エリアに書き
込まれ、二次欠陥リストにブロック１と１０１．２と１
０２．４と１０４のアドレスがベアで書かれる。

第６図は、一次欠陥リストの構成を示す図である。

このリストでは、一つのデータは４バイトで構成され、
不良ブロックのアドレスが小さい順に入っている。最初
の４バイト（ハイド番号０〜３）は、リス１の先頭を示
す符号（００，は１６進のＯＯ）、一次欠陥リストであ
ることを示す識別子０１Ｈ、リストの長さの上位バイト
、および下位ハイドから成るリスト情報が書かれている
。各不良バイトのアドレスは、第１ハイドに不良ブロッ
クのトラック番号の上位バイト、第２ハイ１〜にその中
位バイト、第３バイトにその下位バイ１−１第４バイト
にセクタ番号が書かれる。

第７図は、二次欠陥リストの構成を示す図である。

このリストでは、一つのデータは８バイトで構成され、
不良ブロックのアドレス４バイトと、交代ブロックのア
ドレス４バイトが対（ベア）で入っている。最初の８ハ
イド（バイト番号０〜７）は、第６図の場合と同様なリ
スト情報が書かれている。パイ１〜番号８〜１１にはユ
ーザで最初に発生した不良ブロックのアドレスが、続い
てハイド番号１２〜１５にはそれに対する交代ブロック
のアドレスが書かれている。アドレスの内容は、第６図
の場合と同様である。

〔発明が解決しようとする課題］ 上記に説明した一次欠陥リストと二次欠陥リス］・を用
いた交代処理においては、一次欠陥リストは書き換える
必要はないが、二次欠陥リストは新たに不良ブロックが
発生するたびに書き直す必要がある。

一次欠陥リストは、出荷前に発生した不良ブロックのア
ドレスを小さい順に書き込んであるから問題ないが、二
次欠陥リストでは、新たに不良ブロックが発生ずるたび
に、不良ブロックのアドレスをキーとしてソート（分類
）し直す必要がある。

欠陥リストがソートされていないと、リード／ライトの
コマンドを受は取る毎に、リストの始めから終わりまで
検索する必要がある。ソートされていれば、周知のバイ
ナリサーチ（２等分探索）によって検索を開始して処理
ブロックのアドレスが欠陥リストのアドレスより小さく
なったところでＩＪ−めればよく、検索処理に要する時
間が大きく違ってくるからである。

しかし、ソートを行うには時間が大きくかかり、不良ブ
ロックが発生するたびにソートを行うのは、大きな負担
になるという問題がある。

本発明が解決しようとする課題は、このような従来の問
題点を解消した交代ブロック処理方式を提供することに
ある。

〔課題を解決するための手段〕

第１図は、本発明の構成と原理を示す図である。

図において、１１は一次欠陥リストであり、ユーザ出荷
前に検出した不良ブロックのアドレスを書き込む。

１２は二次欠陥リストであり、ユーザに出荷後発生した
不良ブロックのアドレスと該不良ブロックに代わりデー
タを書き込んだ交代ブロックのアドレスを対として書き
込む。

１３は制御エリアに設けられた第三の欠陥リストであり
、二次欠陥リスト１２と同一のデータ構造を持ちこれよ
り充分少ないデータ数（例えば、１０ブロック分）を持
つ。

一次欠陥リスト１１、二次欠陥リスト１２および第の欠
陥リス［３は光ディスク媒体上に書き込まれる。

６］、　６２．６３は共に光ディスク制御装置内にある
メモリ領域であり、６１は二次欠陥リスト１１を読み込
み格納し、６２は二次欠陥リスト１２を読み込み格納し
、６３は第三の欠陥リス１〜１３を読み込み格納する。

〔作　用〕

本発明では、一次欠陥領域リスト１１と二次欠陥リスト
１２に加えて、第三の欠陥リスト１３を設ける。

即ち、光ディスク媒体−」−に光ディスク制御装置で使
用できる制御領域を設け、その中の一部に第：の欠陥リ
スト１３を設ける。第三の欠陥リスト１３は、次欠陥す
ス目２と同一のデータ構造を持ちこれより充分小さいデ
ータ数（例えば、不良／交代ブロックアドレスの１０個
分）とする。

ユーザ出荷後最初の状態では、二次欠陥リスト１１と第
三の欠陥リスト１３はリスト情報の他は空白であり、書
き込むべき不良／交代ブロックのりス１−Ｊ二のアドレ
スはＯであるが、新たに不良フ゛ロンクが発生し、交代
ブロックに書かれたときは、光ディスク制御装置は、ま
ず第三の欠陥リスト１３に書き込む。この第三の欠陥リ
スト１３に載った不良／交代ブロックのリストとのアド
レスが、成る値（例えば１０）になったとき（成る個数
になったとき）、二次欠陥リスト１２に第三の欠陥リス
ト・１３のデータを移し、二次欠陥リスト１２の元のデ
ータとこの移されてきたデータとをＯＬせでソー１−　
　（ｆｉｌｌち、マージ）して、新たな二次欠陥リスト
１３を作成し、第三の欠陥リスト１３をクリアする。こ
れらの光ディスク制御装置で行う処理は媒体上の欠陥リ
ストＩＬ　１２．１３の複写である自装置内の記憶領域
６１６２、６３上で行われ、直ちに媒体」−の欠陥リス
ト１１１２、１３に複写される。以後、不良ブロックが
発生したときは、第三の欠陥リスト１３に空きエリアが
あれば、第三の欠陥リスト１３のみを更新し、第三の欠
陥リス目３がオーバフローしたときは、二次欠陥リスト
１２に第三の欠陥リスト１３のデータを移し、二次欠陥
リスト１２の元のデータとマージして、新たな二次欠陥
リスト１３を作成し、第三の欠陥リスト１３をクリアす
る。

このような構成を採ることにより、不良ブロンクの発生
毎にソートする必要はなくなり、第三の欠陥リスト１３
のデータ数が１０ブロック分であれば、ソートの回数は
１／ＩＯに減らずことができる。

リード時において、不良ブロックのアドレスを検索する
ときは、二次欠陥リス１司２は前述のパイナリザーチに
より高速に検索でき、第三の欠陥リスト１３は始めから
終わりまで検索するが個数が極めて少数であるから検索
時間は少ない。第三の欠陥リスト１３も不良ブロック発
生のたびにソートしてアドレスの小さい順に並べておい
ても良い（個数が少ないからソート時間は少なくて済む
）。

〔実施例］ 第２図は、本発明の一実施例における光ディスク制御装
置の構成を示す図である。

第３図および第４図は、本発明の一実施例における欠陥
リストの状態を示す図である。

図において、１は光ディスク制御装置である。

２はマイクロプロセッサ（Ｍ　Ｐ　（１）であり、光デ
ィスク制御装置全体の動作を制御する。欠陥リストのソ
ート、マージ等もＭ　Ｐ　Ｕ　２が制御し“（行う。

３は制御記憶（Ｃ３）であり、Ｍ　Ｐ　Ｕ　２の実行す
るマイクロプログラムを格納する。

４は媒体から読み出した欠陥リストを格納する欠陥リス
ト格納メモリであり、４１は二次欠陥リストを格納し、
４２は二次欠陥リストを格納し、４３は第三の欠陥リス
トを格納する。

５は上位インタフェース回路であり、ホスト剖算機との
インタフェースを行う。

６は下位インタフェース回路であり、光ディスク装置と
のインタフェースを行う。

７はデータ転送バッファであり、ボスＩ・計算機から光
ディスク装置、またはその逆方向の転送データを一時保
持する。

８は上位インタフェース制御回路であり、上位インタフ
ェース回路を制御する。

９ば下位インタフェース制御回路であり、下位インタフ
ェース回路を制御する。

１０はエラー訂正処理回路であり、誤り検出訂正コート
によりデータのエラーを検出し訂正可能なエラーを訂正
する。

光ディスク制御装置１は、図示してない光ディスク装置
に光ディスク媒体が七ソ１へされて、レディ状態になっ
たとき、光ディスク装置にリードコマンドを送り、光デ
ィスク媒体−にの一次欠陥リス１〜、二次欠陥リストお
よび制御領域内の第三の欠陥リストを読み出して、それ
ぞれ対応する欠陥リスト格納メモリ６１．、６２．６３
に格納する。

本実施例における第三の欠陥リストは、第３図に示すよ
うに１０個分の不良／交代ブロックのアドレスが格納で
きる。

いま、第三の欠陥リストの状態が、第３１ｍ（ａ）に示
すようになっているものとする。即ち、不良ブロックア
ドレスＤ１〜Ｄ８と交代ブへックアドレスＡ１−八〇が
、８個までを格納されている。未使用のところには、ａ
ｌｌ“′００″′のデータが入っている。

いま、ライトコマンドが発行されて、アドレスＤ９に書
き込んだデータを書込み後読み出して結果、エラー訂正
処理回路１０で訂正不能なエラーを生じていて、交代ブ
ロック△９を割り当てたとする。そのときに、第三の欠
陥リストは、第３図（ｂ）に示すような状態となる。第
三の欠陥リストば、欠陥リスト格納メモリ６３で書き換
えられた時点て、光ディスク媒体−にの第三の欠陥リス
ｊ・も書き換えられる。

その後、ライトコマンドを実行中に、次の不良ブロック
Ｄ１．Ｏが検出されて、交代ブロックＡＩＯを割り当て
たときは、第三の欠陥リストは、第３図ＦＣ）に示すよ
うな状態となる。

上記の状態となった時点で、光ディスク制御装置１は、
二次欠陥リストのデータと第三の欠陥リストのデータと
のマージを行う。その結果は、第４図に示すような状態
となる。即ら、第三の欠陥リストは第４図（ａ）に示す
ように全てクリアされ、一次欠陥リストは第４図（ｂ）
に示すように、第三の欠陥リス１〜の不良ブロックアド
レスＤ１〜ＤＩＯ１交代ブロックアドレスＡ１〜ＡＩＯ
が二次欠陥リストの几のデータと統合され、アドレスの
小さい順に並べられる。光ディスク制御装置の欠陥リス
ト格納領域６２　、６３−にで作成された第４図に示す
状態の第三の欠陥リストおよび二次欠陥リスｊ・にょっ
て、光ディスク媒体上のそれぞれのリストも書き換えら
れる。

〔発明の効果１ 以−Ｌの説明から明らかなように本発明によれば、不良
ブロック発生のたびにソートを行って二次欠陥リストを
書き換えるごとなく、ソーＩ・の回数を大幅に削減して
コマンド処理時間を短縮するという著しい工業的効果が
ある。

【図面の簡単な説明】 第１図は本発明の構成と原理を示す図、第２図は本発明
の一実施例における光ディスク制御装置の構成を示す図
、 第３図および第４図は本発明の一実施例における欠陥リ
ストの状態を示す図、 第５図はマツプ方式における４媒体十のデータ格納領域
構成を示す図、 第６図は−・次欠陥リストの構成を示す図、第７図は二
次欠陥リストの構成を示す図である。 図において、 １は光ディスク制御装置、　２はＭ　Ｐ　［Ｊ、３ば制
御記憶、 ４　、４１．、４２．４３は欠陥リスト格納領域、５は
上位インタフェース回路、 ６は下位インタフェース回路、 ７はデータ転送ハンファ、 ８は上位インタフェース制イ卸回路、 ９は下位インタフ、エース制御回路、 １０ばエラー訂正処理回路、１１は一次欠陥リスト、１
２は二次欠陥リスト、　　１３は第三の欠陥リスト、を
示ず。 痔　区 雁

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ユーザ出荷前に検出した不良ブロックのアドレスを書き
   込んだ一次欠陥リスト（１１）と、ユーザに出荷後発生
   した不良ブロックのアドレスと該不良ブロックに代わり
   データを書き込んだ交代ブロックのアドレスを対として
   書き込んだ二次欠陥リスト（１２）を光ディスク媒体上
   に備えて管理する光ディスクの交代処理において、 前記一次欠陥リスト（１１）および二次欠陥リスト（１
   ２）に加えて、二次欠陥リスト（１２）と同一のデータ
   構造を持ちこれより充分小さなデータ数を持つ第三の欠
   陥リスト（１３）を備えると共に、光ディスク制御装置
   （１）に、前記一次欠陥リスト（１１）および二次欠陥
   リスト（１２）を読み込み格納する領域（４１）、（４
   ２）に加えて第三の欠陥リスト（１３）を読み込み格納
   する領域（４３）を備え、新たに不良ブロックが発生し
   たとき、前記第三の欠陥リスト（１３）に空きがある場
   合には該第三の欠陥リスト（１３）のみを更新し、第三
   の欠陥リスト（１３）がオーバフローした場合には、前
   記二次欠陥リスト（１２）に第三の欠陥リスト（１３）
   のデータを移し、二次欠陥リスト（１２）の元のデータ
   と該移されたデータとを併せてソートして、新たな二次
   欠陥リスト（１３）を作成し、第三の欠陥リスト（１３
   ）をクリアするように構成したことを特徴とする交代ブ
   ロック処理方式。