JPH04172661A - 記憶媒体欠陥管理方法 - 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】 産業上の利用分野 本発明は、記憶媒体に欠陥が生じた場合の論理アドレス
を物理アドレスに変換する記憶媒体欠陥管理方法に関す
る。

従来の技術 光ディスクなどの記憶媒体の記憶領域は、上位システム
のユーザーが使用するユーザー領域と、光デイスク出荷
の不良セクタである初期不良セクタ以外で不良になった
セクタを交替するためのスペア領域、およびその交替し
た情報を管理する管理領域からなる。この不良セクタを
管理する欠陥管理（ディフェクト・マネジメント）には
セクタ・スリッピング・ディフェクト・マネジメント（
Ｓｅｃｔｏｒ　　ｓ！ｉｐｐｉｎｇ　　Ｄｅｆｅｃｔ　
　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　　　以下ＳＤＭと称す）とリ
ニア・リプレースメント・ディフェクト・マネジメント
（Ｌｉｎｅａｒ　ｒｅｐｌａｃｅｍｅｎｔ　Ｄｅｆｅｃ
ｔ　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　　以下ＬＤＭと称す）とが
ある。

ＳＤＭは、光ディスクをユーザーが最初に使用する前に
、不良セクタを取り除く方法で、光ディスクで物理的に
管理されているトランク番号とセクタ番号に、サーティ
フィケーション（Ｃｅｒｔｉｆｉｃａｔｉｏｎ：光ディ
スクの全体を消去、書き込み、ベリファイまたは、他の
手段によって、初期不良セクタを検出し、不良セクタを
補完する動作）による不良セクタとスペア領域を除いて
、上位システムからアクセスするための論理番号を割り
当てることを行う。

ＬＤＭは、ＳＤＭされている光ディスクに対して、その
後に不良セクタが生した場合に、不良セクタを取り除く
方法である。

このようなディフェクト・マネジメントの例を第１４図
、第１５図を用いて説明する。

第１４図、第１５図は現在Ｉ　ＳＯ（国際標準化機＃ｌ
Ｉ）で検討中のフルＲ，ＡＭ（消去して何回も書き込め
る）光ディスクのディフェクト・マ不ジメントのアルゴ
リズムを示す。第１４図はＳＤＭされた状態を示す。

第１４図において、物理的なトラック番号とセクタ番号
で示される領域の中にある数値は論理番号を示す。例え
ば、物理的にトラック番号２．セクタ番号１の位置は、
論理番号で２５として示される。

トラック番号２．セクタ番号２が不良セクタ（×で表示
している）とするとこのセクタには論理番号を割り当て
ずに、次のトラック番号２．セクタ番号３に論理番号２
６を割り当てる。゛第１５図はＬＤＭのされた状態を示
す。第１５図において、ＳＤＭの後に不良になったトラ
ック番号５、セクタ番号７のＲ１がスペア領域内のトラ
ンク番号８．セクタ番号Ｏに論理番号６５を付けて格納
される。従って、論理番号６５で上位システムからアク
セスされた場合は、実際には、トラック番号８．セクタ
番号０をアクセスすることになる。

次にトラック番号７．セクタ番号７のＲ２の不良セクタ
をスペア領域に割り当てる時、スペア領域のトランク番
号８．セクタ番号ｌが不良セクタなので、このセクタは
使用せず、次のトラック番号８、セクタ番号２に論理番
号８９を割り当てる。

このような欠陥管理をｊテうに当たり、論理番号（論理
アドレス）を物理番号（物理アドレス）に変換しなけれ
ばならない。このため、従来はＳＤＭを行う場合は、第
１６図に示すディフェクトエリアテーブルを用い、ＬＤ
Ｍを行う場合は第１７図にリプレースメントテーブルを
用い論理アドレスより物理アドレスへの変換を行ってい
た。

第１６図は初期化時欠陥された欠陥セクタの物理アドレ
スを昇順に並べた表であり、第１７図は初期化時欠陥さ
れた欠陥セクタの物理アドレスと、この欠陥セクタが代
替されたスペア領域代替セクタの物理アドレスとを昇順
に並べた表である。この２つの表を用いて論理アドレス
を物理アドレスに変換するには、まず論理アドレスが与
えられるとディフェクトエリアテーブルを１番目より比
較して、その論理アドレスまでに何個のディフェクトが
存在するかを検索し、その値を論理アドレスに加えて物
理アドレスを求める。また同時にその物理アドレスが交
替（リプレースメントされているか否かも考慮してリプ
レースメントテーブルも検索する。

発明が解決しようとする課題 このような変換方法を用いたリード・ライト動作におい
ては、スタート論理アドレスと転送ブロック数が与えら
れると、転送ブロック数の範囲において、上述の変換を
行う必要があった。さらにユーザーエリアがゾーンに分
割しである場合は、ゾーン毎のスペアエリア数やスペア
エリア内に存在するディフェクトも考慮しなければなら
ず、その変換手順が非常に複雑であった。

本発明は、上述の問題点に鑑みてなされたもので、論理
アドレスを物理アドレスに容易に変換する記憶媒体欠陥
管理方法を提供することを目的とする。

課題を解決するための手段 上記目的を達成するため、本発明の記憶媒体欠陥管理方
法は、データを記憶するセクタからなるデータ領域とこ
のデータ領域の後に初期化後のこのデータ領域に発生し
た欠陥セクタの交替セクタを設けた予Ｉ領域とで１つの
ゾーンを形成し、このゾーンを１つ以上類に配置して記
憶領域を構成し、これらの全セクタに昇順に物理アドレ
スを付番し、論理アドレスを初期欠陥セクタと予備領域
を飛ばして昇順に付番してゆく記憶媒体欠陥管理方法で
あって、初期化時欠陥されたセクタの次のセクタの論理
アドレスにその論理アドレスまでの初期化時欠陥された
欠陥セクタの累積数を対応させた一覧表を作成し、論理
アドレスより物理アドレスへの変換を前記一覧表を参照
して、変換する論理アドレスより小さく最も近い論理ア
ドレスに対応する前記累積数を求め、この累積数に変換
する論理アドレスを加えた値を物理アドレスとするもの
である。また、前記予備領域のセクタに、初期化時欠陥
が検出されたときは、前記累積数にはその欠陥セクタの
数も含めるようにしたものである。

作用 上記構成により、前記一覧表を参照して、変換する論理
アドレスより小さく最も近い論理アドレスに対応する前
記累積数を求め、この累積数に変　、換する論理アドレ
スを加えれば物理アドレスが得られるので、物理アドレ
スへの変換が容易にできる。また、予備領域のセクタに
初期化的欠陥が検出されたときは、前記累積数にその欠
陥セクタの数も含めるようにすると、その欠陥セクタの
数と欠陥セクタを生じないとして予定してセクタの数と
の和に予１領域のセクタ数を設定しても、この予備領域
以降の物理アドレスへの変換が予備領域に欠陥セクタが
生しなかったときと同し方法で行うことができる。これ
により、この予ｍ領域は欠陥セクタが生じないとして予
定したセクタ数の全てを交替セクタとして使用すること
ができる。

実施例 以下、本発明の実施例を図面を参照して説明する。

第１図は、本発明の実施例で用いるディフェクト管理テ
ーブルの構成を示す、このディフェクト管理テーブルは
、Ｌ　Ｂ　Ａ　（Ｌｏｇｉｃａｌ　Ｂｌｏｃｋ　Ａｄｄ
ｒｅｓｓ：論理アドレス）テーブル、論理／物理変換テ
ーブル、リプレースメントテーブルからなり、これら３
つを合わせてディフェクト管理ブロックといい、このブ
ロックを論理アドレス（ＬＢＡ）の昇順に並べたもので
ある。

この表でＬＢＡテーブルは、スリッピングしたセクタの
次のセクタまたは、リプレースメントしているセクタを
論理アドレスで表す。

論理／物理変換テーブルは、上記論理アドレスまでに何
個のディフェクトエリアがあるかを表すものである。

リプレースメントテーブルは、上記論理アドレスがスリ
ッピングしたセクタかリプレースメントしたセクタかを
区別するためのものであり、リプレースメントした場合
は、代替え先の物理アドレスが入る。

第２図はゾーン分割テーブルを示す。本図は、ユーザー
エリアをゾーンに分割したときのゾーン数Ｎ、ゾーン毎
のユーザーエリア数０２ゾーンごとのスペアエリア数ｍ
がセットされる。

第３図はゾーンポインタテーブルを示す。

このテーブルには、ゾーン分割したときのゾーンの先頭
に対応するディフェクト管理テーブルのブロックｔ、及
び最終登録ブロック距をセントする。

第４図はスペアエリアの使用状況を表すスペアエリアテ
ーブルを示す、ここでは、１番目のゾーンのスペアエリ
アの使用状況（使用済、使用可能、ディフェクト）をバ
イト単位で表す。

第５図は上記スペアエリアテーブルのｆ番目のゾーンの
スペアエリアの先頭を指すスペアエリアポインターテー
ブルを表す。

次に具体例として上記テーブルを用いたディフェクト管
理について第６図を用いて説明する。

ゾーン分割数２．ゾーン毎のユーザーエリア数１００、
ゾーン毎のスペアエリア数１０とする。また第６図に示
すようにゾーン０に２ケ所のスワンピングエリア（論理
アドレス１４と３２の前のセクタ）と、２ケ所のリプレ
ースメントエリア（論理アドレス５０と７４）と、ゾー
ンＯのスペアエリアに２ケ所のスリッピングエリアが存
在しているとする。この状況を第１図のディフェクト管
理テーブルに表すと、第７図のようになる。（ただし、
スリッピング時のリプレースメント値はＦＦＦＦＦＦと
する。）第６図中、ます口内の数字は論理アドレス、カ
ッコ内の数字は物理アドレス、×は不良セクタ、Ｒ１，
Ｒ２はリプレースメントされたセクタを示す、ゾーンＯ
のスペアエリアには論理アドレス５０のＲ１と論理アド
レス７４のＲ４の代替セクタがセットされている。また
このスペアエリアには図示するように２個の×で示すス
リンピングエリアが存在している。このスペアエリアの
セクタ数は１０個であるが、このうち２個が欠陥セクタ
であるため残り８個しか代替セクタとして使用できない
。

このためセクタ数を１２個とし、有効に使用できる代替
セクタを欠陥セクタが発生しないときと同じ数の１０個
にする。これにより、第７図に示すようにブロック番号
５の論理アドレス１００の論理／物理変換アドレスの値
は１４となる。これは論理アドレス９９までにある×の
数が２、スペアエリアの代替セクタの数が１０．スペア
エリアの×の数が２で合計１４となっている。

第８図はゾーンポインタテーブルを示し、ゾーンＯの先
頭のブロックＮｏ、（００）、ゾーン１の先頭のブロッ
クＩｔ（０５）、最終登録ブロック郡（０５）がセット
される。

第９図はスペアエリアポインタテーブルを示し、スペア
エリアテーブルの先頭からのオフセット値がセットされ
る。ソ゛−ンＯのオフセント値は０バイトであり、ゾー
ンｌのオフセット値は１２ハイドである。これはゾーン
Ｏのスペアエリアが欠陥セクタを２個含むため、１２個
のセクタをとったためである。

第１０図はスペアエリアテーブルを示す。ゾーンＯのス
ペアエリアは第６図のスペアエリアの状態を表している
。

次に上述の表を用いて論理アドレスから物理アドレスへ
の変換手順を説明する。

第１１図はその変換手順のフローである。論理アドレス
として、４０が指定されたとすると（ステップ１）、そ
の論理アドレスはゾーンＯに含まれる（ステップ２）。

次にゾーンポインタテーブルからディフェクト管理ブロ
ックＯと５を求める（ステップ３）、ブロック０〜５内
のＬＢＡテーブル値と論理アドレス（４０）を比較して
、４０より小さく最も近いブロック階２を求める（ステ
ップ４゜５）、このとき、ブロック阻２の論理／物理変
換テーブル値２を求め（ステップ７）、論理アドレス（
４０）にプラスすることにより、物理アドレス−４０＋
　２−４２が求まる　（ステップ９．１０）、また、指
定された論理アドレスがリプレースメントされたものな
ら、（ステップ６）、リプレースメントテーブルよりそ
の物理アドレスが求まる（ステップ８）。

このようにディフェクト管理テーブルを使用することに
よって、容易に論理／物理変換が可能となる。

次にリード動作手順について第１２図のリード動作フロ
ー図を用いて説明する。

リードスタート論理ブロックアドレスと転送ブロックが
指定されると、スタート論理アドレスを物理アドレスに
変換する（ステップ１１）。そこからの転送ブロック中
にスワンピングエリアが含まれている時（ステップ１２
）、ディフェクト管理テーブルから、スリッピングエリ
アまでの連続してリードできるセクタ数をセットする（
ステップ１３）。また、それに続きスリッピング（ディ
フェクト）が何個連続しているかをセットする（ステッ
プ１４）。この情報をもとに、物理アドレスリードを行
う（ステップ１８）、つまりステップ１３で設定された
セクタ分リードしたのち、ステップ１４で設定されたセ
クタ分リード動作をとばす。リード終了かをチエツクし
て（ステップ１９）、終了していなければスタート論理
アドレスと転送ブロックを更新して、上記動作を繰り返
す、また、同様にリプレースメントエリアが存在する場
合（ステップ１５）、リプレースメントエリアまでの連
続してリードできるセクタ数をセットして（ステップ１
６）、また、ディフェクト管理テーブルから、リプレー
スペアエリアの代替物理アドレスをセットして（ステッ
プ１７）、上記動作を繰り返す。

上記手順によりスリンピングエリアとリプレースメント
が混在する場合においても、容易にリード動作が行える
。

次にライト動作手順を第１３図のライト動作フロー図を
用いで説明する。

ライト動作もリード動作手順とほぼ同様であるので異な
る点を説明する。ステップ２８にてライトへリファイ失
敗時に代替セクタの検索を行う（ステップ２９）。これ
は、ライトを失敗したセクタのゾーン数に対応するスペ
アエリアポインタ値を用いて、スペアエリアテーブルか
らのオフセント値を求め、スペアエリアテーブルの何番
目に使用可能なセクタがあるかを検索する。

例として、ゾーンＯにおいて、ライトベリファイに失敗
して、代替セクタを検索するとき、第９図において、ゾ
ーンＯに対応するスペアエリアポインタ値は、００であ
り、第１０図のスペアエリアテーブルからのオフセント
値は０となる。

そこから順に検索すると、３個目に００の使用可能エリ
アがあることがわかる。よって、代替物理アドレスは、
ゾーン０のスペアエリアの先頭の物理アドレス１０２と
この３個目（０，１，２と数えて２）の２とから１０２
＋　２　＝１０４となる。また、スペアエリアにスリッ
ピングエリアが存在しても、同様の手順で容易に検索、
変換できる。

発明の効果 以上の説明から明らかなように、本発明は、ディフェク
ト管理テーブルを用いることにより欠陥セクタのある場
合でも論理アドレスから物理アドレスへの変換を容易に
行うことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の実施例に用いるディフェクト↓ 管理図のフォーマット、第２図はゾーン分割チー４゜ プルのフォーマット、第３図はゾーンポインタテ鉄 一ブルのフォーマント、第４図はスペーエリアテ↓ 一プルのフォーマント、第５図はスペアエリアポインタ
テーブルのフォーマツ虎第６可よゾーンエリアおよびス
ペースエリアにアドレスを配置した具体例を示す図、第
７図はディフェクト管理テーブルに具体例を記入した図
、第８図はゾーンポインタテーブルに具体例を記入した
図、第９図はスペアエリアポインタテーブルに具体例を
記入した図、第１Ｏ図はスペアエリアテーブルに具体例
を記入した図、第１１図は論理アドレスを物理アドレス
に変換するフロー図、第１２図はリード動作フロー図、
第１３図はライト動作フロー図、第１４図、第１５図は
欠陥セクタを処理する説明図、第１６図は従来のディフ
ェクトエリアテーブル説明図、第１７図は従来のリプレ
ースメントエリアテーブル説明図である。 代理人の氏名　弁理士　小鍜治　明　ほか２名第１図 ティフェクト 第２図 第６図 第４図 第５図 第６図 第７図 ！＠８図 第１０図 第９図　　　　　　　７’−ｙＱ　７’−７、第１１　
図 第１２図 第１３図 第１４図 セクタ方向　□ ×は不艮セクタを示す。 ユーザー領域の０−１７７は論理番号を示す。 第１５図 セクタ方向 Ｘは不艮セクタを示す。 ユーザー領域の０−１７７は論理番号を示す。 Ｒ１，Ｒ２は交代処理を示す。 第１６図 第１７図

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）データを記憶するセクタからなるデータ領域とこ
   のデータ領域の後に初期化後のこのデータ領域に発生し
   た欠陥セクタの交替セクタを設けた予備領域とで１つの
   ゾーンを形成し、このゾーンを１つ以上順に配置して記
   憶領域を構成し、これらの全セクタに昇順に物理アドレ
   スを付番し、論理アドレスを初期欠陥セクタと予備領域
   を飛ばして昇順に付番してゆく記憶媒体欠陥管理方法で
   あって、初期化時検出されたセクタの次のセクタの論理
   アドレスにその論理アドレスまでの初期化時検出された
   欠陥セクタの累積数を対応させた一覧表を作成し、論理
   アドレスより物理アドレスへの変換を前記一覧表を参照
   して、変換する論理アドレスより小さく最も近い論理ア
   ドレスに対応する前記累積数を求め、この累積数に変換
   する論理アドレスを加えた値を物理アドレスとする記憶
   媒体欠陥管理方法。
2. （２）前記予備領域のセクタに初期化時欠陥が検出され
   たときは、前記累積数にはその欠陥セクタの数も含める
   ようにしたことを特徴とする請求項１記載の記憶媒体欠
   陥管理方法。