JPH05217298A - 記憶媒体欠陥管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 論理アドレスを物理アドレスに容易に変換す
る。 【構成】 上位により指示された論理アドレスの属する
ゾーンを限定するゾーン先頭アドレスと、この限定した
ゾーンの先頭ブロックを示すゾーンポインタテーブル
と、この限定されたゾーンに属する論理アドレスに対応
する物理アドレスを対応付ける物理アドレス変換テーブ
ルにより物理アドレスを得る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【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。

【０００２】

【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、光ディスク出荷時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（Sectorslipping Defect Manage
ment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 D
efect Management以下ＬＤＭと称す）とがある。

【０００３】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ッ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。

【０００４】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じた場合に、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
ネジメントの例を図９、図10を用いて説明する。図９、
図10は現在ＩＳＯ（国際標準化機構）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・マネジメントのアルゴリズムを示す。図14はＳ
ＤＭされた状態を示す。

【０００５】図９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26を割り当て
る。

【０００６】図10はＬＤＭのされた状態を示す。図10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ック番号８、セ
クタ番号０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Ｒ
２の不良セクタをスペア領域に割り当てる時、スペア領
域のトラック番号８、セクタ番号１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。

【０００７】このような欠陥管理を行うに当たり、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、図11に示すディフェクトエリアテーブルを用
い、ＬＤＭを行う場合は図12に示す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。

【０００８】図11は初期化時検出された欠陥セクタの物
理アドレスを昇順に並べた図であり、図12は初期化後検
出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交替セクタの物理アドレスとを
昇順に並べた図である。この２つの図を用いて論理アド
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。

【０００９】

【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
てある場合は、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。

【００１０】本発明は、上述の問題点に鑑みてなされた
もので、特に間隔が不均等なゾーンに於ける論理アドレ
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。

【００１１】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、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欠陥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
た欠陥セクタと予備領域のセクタ数の累積数を対応させ
た一覧表と、前記各ゾーンのポインタと、この各ゾーン
の先頭論理アドレスよりなるテーブルを作成し、上位よ
り論理アドレスが指示されると、まず該当するゾーンの
先頭論理アドレスより該当するゾーンを求め、求めたゾ
ーンのポインタにより前記一覧表を参照して指示された
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、この累積数に指示された論理アド
レスを加えた値を物理アドレスとする。

【００１２】

【作用】上記構成により、上位より論理アドレスが指示
されると、各ゾーンの先頭論理アドレスより指示された
論理アドレスの含まれるゾーンを求め、このゾーンのポ
インタを得る。次にこのポインタにより該当するゾーン
の前記一覧表を参照して指示された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累積数を求め、こ
の累積数に指示された論理アドレスを加えて物理アドレ
スを得る。本方法は各ゾーンの先頭論理アドレスにより
該当するゾーンを求めるので各ゾーンの論理アドレスの
数が異なる不均等割ゾーンの場合でも適用できる。

【００１３】

【実施例】以下、本発明の実施例を図面を参照して説明
する。

【００１４】図１は本発明の実施例のディフェクト管理
テーブルを示す。本テーブルは（ａ）に示す各ゾーンの
先頭論理アドレスを表すゾーン先頭論理テーブル、
（ｂ）に示すゾーンポインタテーブル、（ｃ）に示す物
理アドレス変換テーブルより構成される。

【００１５】まず（ｃ）に示す物理アドレス変換テーブ
ルを図２を用いて説明する。本テーブルは、ＬＢＡ（Lo
gical Block Address: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。

【００１６】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。

【００１７】図３は（ｂ）に示す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物理アドレス変換テーブルのブロ
ックＮo 及び最終登録ブロックＮo をセットする。

【００１８】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図４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
のスペア数10とする。また図４に示すようにゾーン０に
２ヶ所のスリッピングエリア（論理アドレス14と32の前
のセクタ) と、２ヶ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０のスペアエリアに２ヶ所
のスリッピングエリアが存在しているとする。この状況
を図２の物理アドレス変換テーブルに表すと、、図５の
ようになる。（ただし、スリッピング時にリプレースメ
ント値はＦＦＦＦＦＦとする。

【００１９】図４中、ます目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、Ｒ
１、Ｒ２はリプレースメントされたセクタを示す。ゾー
ン０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
リッ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。

【００２０】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時と同じ数
の10個にする。これにより、図５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×の数が２、スペアエリアの代替
セクタ数が10で合計14となっている。

【００２１】図６はゾーンポインタテーブルに図４に対
応する数値を入れた例を示し、ゾーン０の先頭のブロッ
クＮo （００）、ゾーン１の先頭のブロックＮo （０
５）、最終登録ブロックＮo （０５）がセットされる。

【００２２】図７はゾーン先頭論理アドレステーブルに
図４に対応する数値を入れた例を示し、ゾーン０の先頭
論理アドレスに０００、ゾーン１の先頭論理アドレスに
１００がセットされる。

【００２３】次にホストより論理アドレスが示された
時、上述の各テーブルを用いて物理アドレスに変換する
動作を図８のフロー図を用いて説明する。まずホストか
ら論理アドレスを受け取る（ステップ１）。この論理ア
ドレスをＬＢＡ１、ＬＢＡ２の２つとし、ＬＢＡ１＝4
0, ＬＢＡ２＝74の場合について説明する。

【００２４】図７のゾーン先頭論理アドレステーブルに
より、ＬＢＡ１、ＬＢＡ２共ゾーン０の先頭論理アドレ
スより大きく、ゾーン１の先頭論理アドレスより小さい
のでゾーン０に属することがわかる。次に図６のゾーン
ポインタテーブルを参照してゾーン０のブロック番号０
０を得ると共に物理アドレス変換テーブルの検索範囲を
ゾーン０に属するブロックＮo ０〜Ｎo ４に限定する
（ステップ３）。

【００２５】次に図５に示す物理アドレス変換テーブル
においてＬＢＡテーブルに示されている論理アドレスと
等しいかこれより大きく最も小さい論理アドレスを索
す。ＬＢＡ１＝40の場合は、ＬＢＡテーブルの値は32と
なり、ＬＢＡ２＝74の場合は74となる( ステップ４）。
次にこれらの値32,74 の属するブロックのリプレースメ
ントテーブルを調べ( ステップ６）、ＬＢＡ１＝40の場
合、ＦＦＦＦＦＦ、ＬＢＡ２＝74の場合103 の物理アド
レスを得る。ＬＢＡ１＝40の場合は40＋２＝42物理アド
レスが得られ( ステップ７）、ＬＢＡ２＝74の場合は物
理アドレス103 が得られる( ステップ８）。

【００２６】

【発明の効果】以上の説明から明らかなように、本発明
は、ゾーン先頭論理アドレステーブルより論理アドレス
が存在するゾーンを限定し、ゾーンポインタより物理ア
ドレス変換テーブルを検索するので、ゾーンを構成する
ブロック数が不均一なゾーン群の場合も容易に論理アド
レスを物理アドレスに変換することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施例のディフェクト管理テーブルを
示す図

【図２】物理アドレス変換テーブルを示す図

【図３】ゾーンポインタを示す図

【図４】ゾーンエリア、スペースエリアにアドレスを配
置した具体例を示す図

【図５】物理アドレス変換テーブルに図４に示す具体例
を記入した図

【図６】ゾーンポインタテーブルに図４に示す具体例を
記入した図

【図７】ゾーン先頭論理アドレステーブルに図４に示す
具体例を記入した図

【図８】本実施例の動作フロー図

【図９】初期不良セクタとスペア領域を除いて論理アド
レスを割り当てた状態を示す図

【図10】初期不良検出後論理アドレスを割り当て、その
後不良となったセクタを交替処理した状態を示す図

【図11】従来のディフェクトエリアテーブル説明図

【図12】従来のリプレースメントエリアテーブル説明図

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項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欠陥セクタの次の
   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と予備領域のセクタ数の累積数
   を対応させた一覧表と、前記各ゾーンのポインタと、こ
   の各ゾーンの先頭論理アドレスよりなるテーブルを作成
   し、上位より論理アドレスが指示されると、まず該当す
   るゾーンの先頭論理アドレスより該当するゾーンを求
   め、求めたゾーンのポインタにより前記一覧表を参照し
   て指示された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、この累積数に指示さ
   れた論理アドレスを加えた値を物理アドレスとすること
   を特徴とする記憶媒体欠陥方法。