JPH06243472A

JPH06243472A - 情報記録再生方式

Info

Publication number: JPH06243472A
Application number: JP5316893A
Authority: JP
Inventors: Masahiro Tamegai; 正博為我井
Original assignee: Canon Inc
Current assignee: Canon Inc
Priority date: 1993-02-19
Filing date: 1993-02-19
Publication date: 1994-09-02
Anticipated expiration: 2012-04-09
Also published as: JP2597451B2

Abstract

(57)【要約】【目的】欠陥リストに要するメモリ容量を大幅に削減
し、装置の小型化及び低価格化を図るようにする。【構成】追記型情報記録担体にファイルデータを管理
するためのディレクトリデータを記録してファイルデー
タの記録再生を管理する情報記録再生方式において、前
記記録担体のそれぞれの物理アドレスに対応して欠陥で
あるか否かを表わす欠陥情報を記録する欠陥ビットマッ
プと、この欠陥ビットマップの所定ブロックごとにブロ
ック内の欠陥数を記録する欠陥インデックステーブルを
有し、指定された論理アドレスを物理アドレスに変換す
る場合は、前記欠陥インデックステーブル上の指定され
た論理アドレスが位置するブロック、前記欠陥ビットマ
ップ上の検索されたブロック内の物理アドレスを順次検
索する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、光カードなどの追記型
情報記録担体に情報を記録、再生する情報記録再生方式
に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】従来、追記型情報記録担体としては、光
学的に情報を記録する光ディスクや光カードが知られて
いる。こうした記録担体にデータを記録、再生する場
合、データをファイルごとに管理するのが一般的で、こ
のファイルデータを管理するには補助データ、いわゆる
ディレクトリが用いられる。ディレクトリ情報として
は、通常ファイル名、ファイル長、先頭トラックなどの
ファイル情報であり、記録担体の一部に書き込まれる。
ところで、記録担体の一部に欠陥が発生し、記録、再生
が不可能な領域が生じた場合、それを救済するために欠
陥領域の代わりの領域（以下、交替領域という）に再度
同じ情報を記録する交替処理が行われている。この情報
記録方法としては、例えば特開昭６１−２４３９９４号
公報に提案されているように、欠陥情報をディレクトリ
情報に含めて記録する方法がある。

【０００３】しかしながら、上記情報記録方法では、１
つのファイル内に記録エラーの生じたトラックが多数あ
った場合に、１つのディレクトリに全てのエラートラッ
ク番号を記録できないことがあり、ファイルデータの管
理に支障をきたすという問題があった。

【０００４】そこで、本願発明者は先に以上の問題点を
解決した情報記録方式を特願平４−８３０５５号として
出願した。以下、この情報記録方式について説明する。
まず図１０は上記情報記録方式に用いられる情報記録再
生装置の構成例を示したブロック図である。図１０にお
いて、３１は追記式光カード１を情報記録媒体として情
報に記録、再生を行う記録再生装置（以下、ドライブと
称する）である。このドライブ３１は上位制御装置であ
るホストコンピュータ３２に接続され、ホストコンピュ
ータ３２の指示に基づいて情報の記録、再生を行う。３
７は不図示の搬送機構によって光カード１をドライブ３
１内に導入し、所定のドライブにてＲ方向に往復移動さ
せ、更に該装置外へと排出するためのモータである。３
８は光源を含む光ビーム照射光学系であり、これにより
情報記録時および情報再生時には光カード１上に光ビー
ムスポットが走査される。３９は光検出器で、上記光カ
ード１上の光ビームスポットの反射光を受光する。

【０００５】４０は光ビーム照射光学系３８の一部を駆
動して光カード１面上の光ビームスポットのピント位置
をＺ方向即ち、光カード面と垂直の方向に移動させてオ
ートフォーカシング（ＡＦ）を行うためのＡＦアクチュ
エータ、４１は光ビーム照射光学系３８の一部を駆動し
て光カード面上の光ビームスポットをＹ方向即ち、Ｒ方
向とＺ方向との双方に直交する方向に移動させてオート
トラッキング（ＡＴ）を行うためのＡＴアクチュエータ
である。この光ビーム照射光学系３８、光検出器３９、
ＡＦアクチュエータ４０及びＡＴアクチュエータ４１な
どを一体化して光ヘッド５０が構成されている。３６は
この光ヘッド５０をＹ方向に移動させて光ビームスポッ
トを光カード１上の所望のトラックへとアクセスさせる
ための駆動モータである。

【０００６】３３はＲＯＭ、ＲＡＭを内蔵したＭＰＵで
あり、カード送りモータ３７、ヘッド送りモータ３６を
制御し、またホストコンピュータ３２の制御により、ホ
ストコンピュータ３２とデータの通信、制御等を行う。
ＡＴ／ＡＦ制御回路３４は光検出器３９の信号を受け
て、ＡＦアクチュエータ４０、ＡＴアクチュエータ４１
を駆動し、フォーカシングやトラッキングを制御する。
この場合、光検出器３９の出力はＡＴ／ＡＦ制御回路３
４に入力され、これに基づいて制御回路３４はＡＦアク
チュエータ４０及びＡＴアクチュエータ４１を制御して
ＡＦ及びＡＴを制御する。光検出器３９の出力は変復調
回路３５にも出力され、読み取り情報の復調が行われる
と共に、復調信号はＭＰＵ３３へと送られる。変復調回
路３５はＭＰＵ３３から送られてくる情報信号を変調
し、変調信号に従い光ビーム照射光学系３８を駆動して
情報記録を実行すると共に、再生時には光検出器３９の
信号をもとにデータを復調する。ホストコンピュータ３
２はドライブ３１とデータの送受信を行い、光カード１
にデータトラックごとの情報の記録・再生を指示する。
なお、一般には光カード１は媒体の性質上エラー率が高
く、高い信頼性の情報が要求される場合は、誤り訂正手
段が必要である。

【０００７】次に、上記先願例の情報記録方式について
説明する。図１１は上記情報記録方式に用いる光カード
の記録面を示した図で、１は光カード、２はデータ領
域、３はディレクトリ領域である。またＳ−１〜Ｓ−１
８はセクタで、斜線で表わしたセクタは記録後のベリフ
ァイでエラーとなったセクタ、Ｆ１及びＦ２は複数セク
タで構成されるファイル、Ｄ１〜Ｄ３はディレクトリで
ある。更に、ここでは複数のセクタに分割されたデータ
領域のセクタ位置を表わすアドレスを便宜的に物理アド
レスと呼ぶ。物理アドレスは先頭から順に数えていくも
ので、図１１ではＳ−１，Ｓ−２，Ｓ−３はそれぞれ物
理アドレスの１，２，３番地である。これに対し、記録
後のベリファイの結果、正常に記録できたセクタのみを
便宜的に論理アドレスと呼ぶ。この論理アドレスは先頭
から順に数えていくものとし、図１１ではＳ−１は論理
アドレスが１、Ｓ−２は２、Ｓ−５は３となり、以下同
様に論理アドレスを定めるものとする。

【０００８】また、前述した特開昭６１−２４３９９４
号や先願の特願平４−８３０５５では、データの記録時
に発生した欠陥セクタの情報はディレクトリに含めて記
録される。図１２は図１１に示した光カード１上の情報
（ファイルＦ１，Ｆ２）のディレクトリ情報のうち欠陥
情報を概念的に示した図である。Ｄ１はファイルＦ１に
対応したディレクトリ情報であるが、これには物理アド
レス３，４は斜線で示すように欠陥セクタであることが
記録されている。Ｄ２、Ｄ３はファイルＦ２のディレク
トリ情報で、物理アドレス９，１１，１２，１４，１
６，１７はそれぞれ斜線で示されており、これらのアド
レスはいずれも欠陥セクタである。なお、図１２では物
理アドレスと論理アドレスの対応も示してある。

【０００９】図１３（ａ）は上記情報記録方式に使用さ
れるユーザディレクトリのフォーマット、図１３（ｂ）
はシステムディレクトリのフォーマットを示した図であ
る。以下、これらのディレクトリフォーマットについて
説明する。ヘッダーはユーザディレクトリであるかシス
テムディレクトリであるかを識別するためのもので、Ａ
ＳＣＩＩコードでＤＩＲＵまたはＤＩＲＳが書き込まれ
る。システムディレクトリナンバーは、システムディレ
クトリとユーザディレクトリに共通なシリアルナンバ
ー、ユーザディレクトリナンバーは、ユーザディレクト
リにだけ適用されるシリアルナンバーである。開始論理
セクタアドレスと管理論理セクタ数は、ディレクトリが
管理する論理領域の先頭論理アドレスと領域の大きさを
示す。開始物理セクタアドレスと管理物理セクタ数はデ
ィレクトリが管理する物理領域の先頭物理アドレスと領
域の大きさを示す。

【００１０】欠陥リストは欠陥セクタの先頭物理アドレ
スである欠陥開始アドレスと連続欠陥セクタ数から構成
された欠陥情報を表わすためのリストである。この記録
方法では、バースト欠陥に対して少ないバイト数で済む
ので大変有効である。ユーザディレクトリには欠陥リス
ト１から３までの３つの欠陥リストを記録でき、システ
ムディレクトリには欠陥リスト１から１１の欠陥リスト
を記録することができる。ユーザディレクトリデータは
ユーザデレクトリのみに記録されるもので、ファイル
名、ファイルサイズなどの情報から構成されている。

【００１１】図１４は上記情報記録方式におけるファイ
ルデータの記録処理の流れを示したフローチャートであ
る。なお、ここでは一例として図１１に示した４セクタ
分の容量を有するファイルＦ２のデータを記録するもの
とする。図１４において、まずホストコンピュータ３２
からドライブ３１に対して記録要求が発行され、ファイ
ルＦ２のデータが送信されたとする。このデータはドラ
イブ３１のＭＰＵ３３に送られ、ＭＰＵ３３ではデータ
の記録に先立って、記録を始める物理アドレスと論理ア
ドレスをその内部のメモリに記憶する（Ｓ１及びＳ
２）。この例では、図１１から明らかなように開始物理
アドレスは９番地、開始論理アドレスは７番地である。
次に、ＭＰＵ３３は各部を制御して目的の物理アドレス
の９番地（Ｓ−９）のセクタにデータを記録し、その直
後に記録データを再生してベリファイを行う（Ｓ３）。

【００１２】ベリファイが終了すると、ＭＰＵ３３はデ
ータが正常に記録できたかどうかを判定するが（Ｓ
４）、ここでは図１１に示すように物理アドレスの９番
地は欠陥セクタであるため、当然ベリファイエラーが検
出されることになる。従って、ＭＰＵ３３はベリファイ
エラーが検出されると、エラーとなった欠陥セクタのア
ドレスをメモリに記憶させ（Ｓ５）、その後、目的物理
アドレスを１つインクリメントして（Ｓ６）、再びＳ３
に戻る。そして、Ｓ３で次の物理アドレスである１０番
地にデータを再記録すると共に、そのデータのベリファ
イを行う。この場合図１１に示すように、物理アドレス
の１０番地は正常セクタであるので、ベリファイエラー
は検出されない。ＭＰＵ３３は正常に書き込まれたセク
タに対して論理アドレスを割り当て、次のデータ記録に
対して論理アドレスを１つインクリメントし（Ｓ７）、
また次のデータ記録に備えて物理アドレスを１つインク
リメントする（Ｓ８）。ＭＰＵ３３は要求されたファイ
ルＦ２のデータを全て記録できたかどうかを判定し（Ｓ
９）、記録できていなければ、再度Ｓ３に戻って同様の
処理を繰り返し行う。そして、全てのファイルＦ２のデ
ータを記録したことを確認したところで、ホストコンピ
ュータ３２に記録終了を通知し、記録処理を終了する。

【００１３】図１５は上記情報記録方式におけるディレ
クトリの記録方法を示したフローチャートである。この
ディレクトリの記録はファイルＦ２のデータを全て記録
した後に実行される。また、図１６は図１に従ってディ
レクトリを記録したときのディレクトリの内容を示した
図である。まず、図１５において、ＭＰＵ３３はメモリ
に記憶してある欠陥セクタアドレス、開始記録物理アド
レス、最終記録物理アドレス、開始記録論理アドレス、
最終記録論理アドレスに基づいて欠陥リストとセクタ管
理情報を作成する（Ｓ１）。メモリに記憶された欠陥セ
クタアドレスなどの情報は、前述したように情報の記録
時に記憶された情報である。欠陥リストはユーザディレ
クトリの記録に先立って作成され、また最大で３つ作成
される。このとき作成された欠陥リストとセクタ管理情
報を図１６（ｂ）に示す。図１６（ｃ）では、例えば開
始論理セクタアドレスは７、開始物理セクタアドレスは
９である。また、欠陥リスト１は欠陥開始アドレスが
９、連続欠陥セクタ数が１、更に欠陥リスト２は欠陥開
始アドレスが１１、連続欠陥セクタが２、欠陥リスト３
は欠陥開始アドレスが１４、連続欠陥セクタ数が１であ
る。なお、ここではユーザディレクトリに記録できる欠
陥リストは最大３つであるため、図１６に示した欠陥開
始アドレス１６の欠陥リストは作成されていない。

【００１４】こうしてＭＰＵ３３は図１６（ｂ）に示し
た欠陥リストやセクタ管理情報からなるユーザディレク
トリを光カード１に記録する（Ｓ２）。ここで、ファイ
ルＦ２に対する欠陥情報とセクタ管理情報が全てユーザ
ディレクトリに記録できればディレクトリの記録処理を
終了する。即ち、欠陥リストが残っているか否かを判断
し（Ｓ３）、残っていなければ処理を終了する。ここで
は、前述したように記録していない欠陥リストが残って
いるので、未記録分の欠陥リストとセクタ管理情報を作
成し（Ｓ４）、それに基づいてシステムディレクトリを
記録する（Ｓ５）。ＭＰＵ３３はファイルＦ２内の欠陥
情報がなくなるまでＳ３〜Ｓ５の処理を繰り返し、全て
記録したところで処理を終了する。図１６（ｃ）はこう
して記録されたシステムディレクトリを示しており、残
りの欠陥セクタアドレス１６に関する欠陥リスト及びセ
クタ管理情報が記録されていることがわかる。なお、こ
こでは残りの欠陥セクタは１つであるので、図１６
（ｃ）に示す如くそれに関する欠陥リスト１（欠陥開始
アドレス１６、連続欠陥セクタ数１）のみが記録される
が、前述したようにシステムディレクトリは欠陥リスト
を１１まで記録することが可能である。また、図１６
（ａ）は図１１に示したファイルＦ１のデータを記録し
たときのシステムディレクトリの内容を示した図であ
る。ファイルＦ１内には欠陥セクタは２つあり、しかも
これは連続しているため、図１６（ａ）に示すように欠
陥リスト１（欠陥開始アドレス３、連続欠陥セクタ数
２）だけが記録される。従って、欠陥リスト数は３つ以
内であるため、ユーザディレクトリのみ記録され、シス
テムディレクトリは記録されない。以上の情報記録方式
によればファイルデータの欠陥情報を第１のディレクト
リに記録できない場合に、残りの欠陥情報を第２のディ
レクトリを書き込むことによりファイルデータの全ての
欠陥情報を記録でき、ファイルデータの管理を支障なく
行えるという効果がある。

【００１５】ところで、上記のような情報記録方式にお
いては、ホストコンピュータが情報記録再生装置に対し
論理アドレスを指定してアクセスする場合は、始めにデ
ィレクトリを全て読み出して欠陥リストをメモリに蓄え
る必要がある。そこで、このホストコンピュータのアク
セスに対し論理アドレスを物理アドレスに変換してデー
タを読み出すときの処理について図１７をもとに説明す
る。なお、ここでは一例として図１１に示した論理アド
レス６番地のデータを再生するときの処理について説明
する。図１７において、まず欠陥セクタをカウントする
ための欠陥カウンタＣｎｔを０に、欠陥リストナンバー
Ｐｔｒを１にそれぞれ初期化する（Ｓ１）。次いで、欠
陥リストナンバーＰｔｒの欠陥連続数が０であるか否か
を調べ（Ｓ２）、０であれば欠陥リストがないものとし
てＳ６へ進む。一方、欠陥連続数が０でなければ、欠陥
リストが存在すると判断して欠陥リストの欠陥開始アド
レス（＝３）から欠陥カウンタＣｎｔ（＝０）を引いて
与えられた論理セクタアドレス６と比較する（Ｓ３）。
この場合、Ｓ３の右辺のＢａｄ＿Ａ（Ｐｔｒ）−Ｃｎｔ
は欠陥リスト１に示されている欠陥セクタの次の物理ア
ドレスに対応する論理アドレスである。これは物理セク
タ５であり、論理アドレス３に対応する。従って、Ｓ３
では与えられた論理アドレス６の方が大きいのでＣｎｔ
に欠陥リスト１の連続欠陥数２を追加し（Ｓ４）、欠陥
リストナンバーＰｔｒをインクリメントする（Ｓ５）。
以上の処理は欠陥リストによって分割される物理領域の
うち求める物理アドレスがどの領域に属するかを決める
処理である。Ｓ５の処理が終了すると、再びＳ２に戻
り、同様の処理を実行する。この場合、Ｓ２では次の欠
陥リスト２が存在するため、再度Ｓ３の処理を実行する
のであるが、ここでは現在のＣｎｔは２、欠陥リスト２
における欠陥開始アドレスは９である。従って、Ｓ３の
右辺は７となるため、今度はＳ６へ進んで物理アドレス
を計算する。物理アドレスは、Ｃｎｔ＝２、与えられた
論理アドレスは６であるので、８となる。

【００１６】

【発明が解決しようとしている課題】以上の説明のよう
にホストコンピュータのアクセスに対し、論理アドレス
を物理アドレスに変換してデータを再生する場合は、欠
陥リストを順次検査する必要があり、そのためには前述
のように欠陥リストを全てメモリに蓄えておく必要があ
った。例えば、光カードのトラック数が２５００で、１
トラック中のセクタ数を最大１６セクタとすると、光カ
ード全体の最大セクタ数は４００００セクタとなる。従
って、欠陥リストを開始欠陥セクタアドレス２バイト
と、連続欠陥セクタ数２バイトの合計４バイトで表現す
ると、欠陥リストの最大数としては、１セクタごとに欠
陥があるとして、２００００（１６セクタ×２５００ト
ラック÷２）リストとなる。よって、ＭＰＵが確保しな
ければならないメモリ容量は、２００００リスト×４バ
イトの８００００バイト（８０ｋバイト）となる。この
ように従来においては欠陥リストをメモリに蓄えるよう
にすると、メモリが大容量になるという問題があった。

【００１７】本発明はこのような事情に鑑みなされたも
ので、メモリ容量を大幅に削減し、装置の小型化及び低
価格化を図るようにした情報記録再生方式を提供するこ
とを目的としたものである。

【００１８】

【課題を解決するための手段】本発明の目的は、追記型
情報記録担体にファイルデータを管理するためのディレ
クトリデータを記録してファイルデータの記録再生を管
理する情報記録再生方式において、前記記録担体のそれ
ぞれの物理アドレスに対応して欠陥であるか否かを表わ
す欠陥情報を記録する欠陥ビットマップと、この欠陥ビ
ットマップの所定ブロックごとにブロック内の欠陥数を
記録する欠陥インデックステーブルを有し、指定された
論理アドレスを物理アドレスに変換する場合は、前記欠
陥インデックステーブル上の指定された論理アドレスが
位置するブロック、前記欠陥ビットマップ上の検索され
たブロック内の物理アドレスを順次検索することを特徴
とする情報記録再生方式によって達成される。

【００１９】

【実施例】以下、本発明の実施例について、図面を参照
して詳細に説明する。始めに、この実施例で用いる情報
記録再生装置は図１０に示したものと同じで、その詳細
な説明は省略する。また、情報記録方式についても基本
的に、図１１〜図１６で説明した先願の情報記録方式と
同じであるので、ここではその詳細な説明は省略する。
図２は一例として図１６に示したディレクトリの全ての
欠陥リストをまとめて示した図である。欠陥リストは全
部で５つあり、それぞれの欠陥リストについて欠陥開始
アドレス、連続欠陥数が示されている。総欠陥数は連続
欠陥数の和の８となる。図３は論理アドレスから物理ア
ドレスへの変換に用いる欠陥ビットマップと欠陥インデ
ックステーブルを示した図である。ここでは、図１６に
示したディレクトリをメモリに展開した場合の欠陥ビッ
トマップと欠陥インデックステーブルが示されている。
欠陥ビットマップの１つの欠陥情報は１バイト（８ビッ
ト）からなっており、メモリの１バイトの１ビットが１
つの物理セクタに対応している。つまり、１バイトの情
報で８セクタ分の欠陥情報を記録するように構成されて
いる。

【００２０】また、この欠陥ビットマップにはそれが管
理している物理セクタの数が展開物理セクタ数として記
録されている。更に、欠陥ビットマップにはディレクト
リとして光カードに記録されているセクタ管理情報の物
理セクタ数が管理情報記録済み物理セクタ数として記録
されている。この展開物理セクタ数から管理情報記録済
み物理セクタ数を除いた物理セクタに関する情報が次回
のディレクトリの記録時にセクタ管理情報として記録さ
れる。展開論理セクタ数は展開物理セクタ数から欠陥セ
クタ数を差し引いた数である。更に、欠陥ビットマップ
にはディレクトリとして光カードに記録されているセク
タ管理情報の論理セクタ数が管理情報記録済み論理セク
タ数として記録されている。

【００２１】図４は図３に示した欠陥ビットマップのバ
イト０から３までを詳細に示した図である。この例で
は、“０”は物理セクタの正常、“１”は欠陥を示す。
バイト０のビット０〜７は物理セクタの０〜７が欠陥か
否かを表わし、ここではビット３，４が“１”であるの
で、物理セクタ３，４は欠陥セクタである。バイト１の
ビット０〜７は物理セクタの８〜１５が欠陥か否かを表
わし、バイト２のビット０〜７は物理セクタの１６〜２
３が欠陥か否かを表わす。それぞれ“１”のセクタが欠
陥セクタである。物理セクタと欠陥ビットマップの対応
は、以下の式により求められる。まず、バイト位置の算
出については、次式によって算出することができる。但
し、計算は整数域で行うものとする。

【００２２】

【数１】（物理アドレス）÷８ …（１）ビット位置については次式によって算出される。計算は
整数域で行い、％は商の余りを求める演算子である。

【００２３】

【数２】（物理アドレス）％８ …（２）例えば、図２に示した欠陥リスト５では物理セクタ１６
と物理セクタ１７が欠陥であり、（１），（２）式によ
り対応する欠陥ビットマップにおける位置を求めると次
の通りとなる。まず、物理セクタ１６の場合、１６÷８
＝２、１６％８＝０となり、よって求める位置はバイト
２、ビット０である。また、物理セクタ１７の場合は、
１７÷８＝２、１７％８＝１となるので、求める位置は
バイト２、ビット１である。

【００２４】ここで、図３に示した欠陥インデックステ
ーブルについて説明する。まず、同図の欠陥インデック
スバイトＩＤＸ（ｉ）は物理アドレス（ｉ×１２８）か
ら物理アドレス（ｉ×１２８＋１２７）までの欠陥数を
示している。ここで、ｉは欠陥インデックステーブル中
の欠陥インデックスバイトの位置を表わす。即ち、欠陥
インデックステーブルは欠陥ビットマップを１６バイト
ずつのブロックに区切り、１つのブロック内で“１”と
なっているビット数、つまり１２８セクタ中の欠陥セク
タ数をバイトで記憶するものである。例えば、ＩＤＸ
（０）は物理アドレス０から１２７までの欠陥数を表わ
す。物理アドレスと欠陥インデックスバイトの対応は次
式により求められる。即ち、欠陥インデックスバイト位
置ｉは、

【００２５】

【数３】ｉ＝（物理アドレス）÷１２８ …（３）で求めることができる。計算は整数域で行う。

【００２６】ここで、本実施例では光カード全体のセク
タ数を１６３８４セクタとし、また図３に示した欠陥ビ
ットマップの横方向における最大物理セクタ数ｎを１２
８個（８ビット×１６）としてある。つまり、こうする
ことによって欠陥インデックステーブルの単位検索時間
Ｔｉ（後述する図１のＳ２〜Ｓ４の処理時間）と欠陥ビ
ットマップの単位検索時間Ｔｂ（図１のＳ６〜Ｓ９の処
理時間）が同じであるとして、最終セクタの１６３８４
番目の物理セクタ（物理アドレスは１６３８３番地）ま
での検索時間が最短となるように前述の如く最大物理セ
クタ数が決められている。従って、このことから欠陥情
報の検索時間を短くするには欠陥ビットマップにおける
横方向の最大物理セクタ数ｎ、欠陥インデックステーブ
ルにおける縦方向の数ｍは次の（４），（５）式によっ
て決めるのが望ましい。

【００２７】

【数４】Ｔｂ×ｎ＝Ｔｉ×ｍ …（４）

【００２８】

【数５】ｎ×ｍ＝全セクタ数 …（５）次に、ホストコンピュータ３２がドライブ３１に対して
データの読み込みを指示する場合は、前述のように再生
すべき位置情報として論理アドレスが指定される。この
とき、ドライブ３１はデータの読み出しに先立って光カ
ードのディレクトリを全て読み込み、セクタ管理情報を
図３に示した欠陥ビットマップと欠陥インデックステー
ブルに展開し、その後論理アドレスを物理アドレスに変
換する。図１はその欠陥ビットマップと欠陥インデック
ステーブルを用いて論理アドレスを物理アドレスに変換
し、データを読み出すときの処理の流れを示したフロー
チャートである。

【００２９】図１において、まずＭＰＵ３３はホストコ
ンピュータ３２から論理アドレスが指定されると、論理
アドレスを物理アドレスに変換するのに用いる変数ｉ，
ｔｅｍｐの初期化を行う（Ｓ１）。変数ｉは前述のよう
に欠陥インデックステーブル内の位置、即ち欠陥インデ
ックステーブルの縦方向の順番を表わし、変数ｔｅｍｐ
は欠陥インデックステーブルの欠陥セクタの加算値を表
わす。初期化が終了すると、指定された論理セクタが欠
陥ビットマップのどのブロックにあるかを検索する処理
が行われる（Ｓ２〜Ｓ４）。まず、欠陥インデックステ
ーブルの最初のブロックの欠陥セクタ数を検索して最初
のブロックのｔｅｍｐの数が調べられる（Ｓ２）。次い
で、これをもとに欠陥ビットマップにおけるブロックｉ
までに存在する物理セクタ数（１２８×（ｉ＋１））か
ら先に得られたｔｅｍｐを差し引くことにより、ブロッ
クｉまでに存在する論理セクタ数が算出される（Ｓ
３）。即ち、１２８×（ｉ＋１）−ｔｅｍｐの演算処理
によってブロックｉまでの物理セクタから欠陥セクタを
除いた論理セクタ数が求められる。

【００３０】論理セクタ数が得られると、論理セクタ数
とホストコンピュータ３２から与えられた論理アドレス
Ｌａが比較される（Ｓ３）。もし、論理アドレスＬａが
小さければ、目的の論理アドレスＬａはブロックｉの中
に存在すると判断して次のＳ５へ進み、ブロックｉの中
で目的の論理セクタに対応する物理セクタを検索する処
理が行われる。一方、論理アドレスＬａが大きいか又は
等しければ、目的のアドレスはブロックｉの中には存在
しないと判断し、欠陥インデックステーブルの次のブロ
ックを調べるためにｉをインクリメント（ｉ＝ｉ＋１）
する（Ｓ４）。また、ここではＢａｄ＝ｔｅｍｐとして
示すようにＳ５以降に進んだときに目的の論理アドレス
が存在するブロックの１つ前のブロックまでの欠陥セク
タ数がわかるようにｔｅｍｐの数がＢａｄにコピーされ
る。そして、再びＳ２へ戻って前記と同様の処理が行わ
れ、以下目的の論理アドレスＬａが存在するブロックが
見つかるまでＳ２〜Ｓ４の処理が繰り返し行われる。

【００３１】こうして指定された論理アドレスＬａが存
在するブロックが見つかると、今度はそのブロック内で
目的の論理セクタに対応する物理セクタを検索する処理
が行われる（Ｓ５〜Ｓ９）。具体的には、まずブロック
内の先頭セクタの物理アドレスをＰに代入し（Ｓ５）、
このアドレスＰのセクタが欠陥であるかどうかを調べる
（Ｓ６）。もし、欠陥セクタであればＳ４でコピーされ
た欠陥数Ｂａｄをインクリメントし（Ｓ７）、調べる物
理アドレスＰをインクリメントする（Ｓ９）。次いで、
再度Ｓ６に戻って物理アドレスＰのセクタが欠陥である
かどうかを調べる。つまり、図３に示した欠陥ビットマ
ップの目的論理アドレスが存在するブロックの先頭アド
レスから順番に欠陥セクタであるかどうかを調べてい
く。そして欠陥でないセクタが見つかると、目的の論理
アドレスＬａとその物理アドレスＰから欠陥セクタ数Ｂ
ａｄを差し引いた値（Ｐ−Ｂａｄ）が一致するかどうか
を判断する（Ｓ８）。もし、一致しなければＳ９でＰを
インクリメントして再度Ｓ６へ戻り、同様の処理を行
う。即ち、求められた物理アドレスＰから欠陥数Ｂａｄ
を引いた値はとりもなおさず論理アドレスであるので、
これが指定された論理アドレスＬａに一致すれば、その
物理アドレスＰが求める物理アドレスとなる。こうして
Ｓ６〜Ｓ９の処理を繰り返し、目的の物理アドレスＰが
見つかると、そのアドレスＰの物理セクタのデータを読
み出す（Ｓ１０）。そして、正確に読み出せたかどうか
を判断し（Ｓ１１）、正常に読み出せたらホストコンピ
ュータ３２にデータを転送して処理を終了する。一方、
正常に読み出せなかった場合は、リードのリトライ処理
を行うか、ホストコンピュータ３２にエラーを通知する
などのエラー処理を行って処理を終了する。

【００３２】次に、データ記録時に発生した欠陥情報を
欠陥ビットマップに蓄積する方法及びその情報をディレ
クトリとして光カードに記録する方法について説明す
る。ここでは、図５に示すように光カードにファイルＦ
３を記録したときに発生する欠陥情報を欠陥ビットマッ
プに展開するときの例について説明する。図５は図１１
に示した光カードのファイルＦ１，Ｆ２に更にファイル
Ｆ３を追加記録したもので、Ｓ−１〜Ｓ−２３はセク
タ、そのうち斜線で表わしたセクタは記録後のベリファ
イでエラーとなったセクタ（欠陥セクタ）である。ま
た、物理アドレスと論理アドレスの定義は図１１で説明
した通りで、物理アドレスはセクタの先頭から順番に数
え、論理アドレスは正常なセクタのみ先頭から順番に数
えていくものである。

【００３３】ホストコンピュータ３２がドライブ３１に
データの記録を指示する場合、ドライブ３１は次に記録
すべき論理アドレスを記憶しているので、論理アドレス
を指定しなくてもよく、従ってデータの記録時には記録
命令と記録データがドライブ３１へ送信される。ドライ
ブ３１では記録命令と記録データを受信すると、データ
の記録を開始するのであるが、このときドライブ３１で
は図３に示した欠陥ビットマップを参照して光カードの
データを記録すべき先頭位置を決定する。ここで、図３
の欠陥ビットマップでは展開物理セクタ数は１９となっ
ているので、記録開始物理アドレスは１９番地（Ｓ−１
９）となり、また展開論理セクタ数は１１となっている
ために、次に記録する論理アドレスは１１番地となる。
こうして記録先頭位置を決定し、ホストコンピュータ３
２から転送されたファイルＦ３のデータの記録が開始さ
れる。

【００３４】ファイルＦ３のデータを記録するに当って
は、まず図５に示すように物理アドレス１９番地（Ｓ−
１９）にデータを記録するのであるが、このセクタは欠
陥セクタであるので、当然記録エラーが発生する。従っ
て、このときはその欠陥情報を欠陥ビットマップに記録
する処理が行われる。具体的に説明すると、まず前述し
た（１），（２）式により物理アドレス１９番地に対応
する欠陥ビットマップ上のバイト位置とビット位置を求
める。ここでは、バイト位置はバイト２、ビット位置は
ビット３となり、図６に示すように得られたバイト２、
ビット３の位置のビットを“１”にして物理アドレス１
９番地は欠陥であることを記録する。次いで、（３）式
を用いて物理アドレス１９に対応する欠陥インデックス
テーブル上のＩＤＸ（０）をインクリメントして欠陥セ
クタの総数を９とし、更に欠陥ビットマップの展開物理
セクタ数をインクリメントして２０に書き換える。

【００３５】以上で欠陥ビットマップと欠陥インデック
ステーブルの更新が終了し、ドライブ３１では次の物理
アドレス２０（Ｓ−２０）に再度同じデータを記録す
る。ところが、物理アドレス２０も欠陥セクタであるの
で、再度エラーが発生し、前記と同様に欠陥ビットマッ
プと欠陥インデックステーブルの更新処理を行う。ここ
では、物理アドレス２０に対応する欠陥ビットマップ上
の位置はバイト２、ビット４となり、図６に示すように
その位置のビットを“１”にして物理アドレス２０の欠
陥情報を記録する。また、欠陥インデックステーブルの
ＩＤＸ（０）をインクリメントして１０とし、更に欠陥
ビットマップの展開物理セクタ数をインクリメントして
２１とする。ドライブ３１では物理アドレス２０が欠陥
セクタであったので、次の物理アドレス２１に同じデー
タを記録し、このときは物理アドレスは正常セクタであ
るので、欠陥情報の記録は行わず、欠陥ビットマップ上
の展開物理セクタ数及び、展開論理セクタ数をインクリ
メントして２２，１２にそれぞれ更新する。

【００３６】ドライブ３１は物理アドレス２１へのデー
タの記録が終了すると、次の物理アドレス２２（Ｓ−２
２）にファイルＦ３の残りのデータを記録するが、物理
アドレス２２は図５に示すように欠陥セクタであるの
で、欠陥ビットマップと欠陥インデックステーブルに欠
陥情報を記録する。この場合、欠陥ビットマップ上の物
理アドレス２２に対応する位置はバイト２、ビット６で
あるので、図６に示すようにその位置のビットを“１”
にして物理アドレス２２が欠陥セクタであることを記録
する。また、欠陥インデックステーブルのＩＤＸ（０）
をインクリメントして１１に、欠陥ビットマップの展開
物理セクタ数を２３にそれぞれ更新する。更に、次の物
理アドレス２３（Ｓ−２３）に再度同じデータを記録
し、このときは物理アドレス２３は正常セクタであるの
で、欠陥情報の記録は行わず、欠陥ビットマップ上の展
開物理セクタ数、展開論理セクタ数をそれぞれインクリ
メントする。この結果、図７に示すようにファイルＦ３
を記録した場合、欠陥ビットマップ上の展開物理数は２
４、展開論理セクタ数は１３にそれぞれ更新され、また
欠陥情報も図６に示したようにそれぞれの欠陥物理アド
レスに対応して欠陥ビットマップ上に展開される。以上
でファイルＦ３の記録に伴う欠陥ビットマップと欠陥イ
ンデックステーブルの記録処理を終了する。ファイルＦ
３のデータ記録が終了すると、ホストコンピュータ３２
はファイルＦ３のディレクトリ情報を光カードに記録す
るようにドライブ３１に指示する。このディレクトリ情
報はディレクトリの中のユーザディレクトリとして記録
される情報である。

【００３７】図８はそのディレクトリ情報を光カードの
ディレクトリ部に記録するときの処理の流れを示したフ
ローチャートである。図８において、ディレクトリ情報
を記録するにはドライブ３１のＭＰＵ３３は、まず欠陥
ビットマップを参照し、管理情報記録済みの物理セクタ
数を変数Ｐに代入する（Ｓ１）。管理情報記録済みの物
理セクタは管理情報を記録していない物理セクタの先頭
アドレスと同じで、ファイルＦ３を記録した段階ではＳ
−１からＳ−１９までの１９となる（図５、図７参
照）。次いで、欠陥ビットマップを参照して展開セクタ
数を取り出し、これと先に代入したＰの値が一致するか
どうかを判断する（Ｓ２）。展開物理セクタ数は欠陥ビ
ットマップ管理外の先頭アドレスと等しく、ファイルＦ
３を記録した段階での展開物理セクタ数は図７に示すよ
うに２４である。ここでは、２つの値は一致しないの
で、欠陥ビットマップを参照して先のＰで指示される物
理アドレス（１９番地）が欠陥であるかどうかを判断す
る（Ｓ３）。欠陥でなければ、Ｐをインクリメントし
（Ｓ４）、再度Ｓ２に戻って同じ処理を実行する。つま
り、物理アドレスを１つづつ加えていってその都度物理
アドレスが欠陥であるか否かを調べ、欠陥が見つかった
ところでＳ５へ進む。

【００３８】この例では、物理アドレス１９は欠陥であ
るので、Ｐの値を開始アドレスＰｓに代入し、また欠陥
連続数ｎに０を代入して初期化する（Ｓ５）。このとき
の物理アドレスＰが欠陥リストの欠陥開始アドレスとな
る。次いで、物理アドレスＰと欠陥連続数ｎをそれぞれ
インクリメントし（Ｓ６）、再度このときの物理アドレ
スが欠陥であるかどうかを判断する（Ｓ７）。もし、欠
陥でなければ欠陥が連続しないときであるのでＳ８へ進
む。ここでは、欠陥判断対象の物理アドレスは２０であ
るが、この物理アドレス２０は欠陥であるので、再度Ｓ
６に戻ってｎとＰをインクリメントする。こうして連続
する欠陥数を調べ、欠陥でない物理アドレスになると、
先の欠陥開始アドレスＰｓと欠陥連続数を欠陥リストと
して内部ＲＡＭに記憶させる（Ｓ８）。ここでは、欠陥
開始アドレスは１９、欠陥連続数は２となり、これらの
情報は欠陥リスト１として作成される。次いで、再びＳ
２に戻って前記と同様の物理アドレスの欠陥と欠陥連続
数を検索する処理が行われる。ファイルＦ３の場合、次
の物理アドレスの欠陥開始アドレスは２２、欠陥連続数
は１であり、これが欠陥リスト２として作成される。図
９はこうして作成されたディレクトリ情報Ｄ４を示して
おり、前述した欠陥リスト１，２のほかにファイルＦ３
に関する管理情報も同時に作成される。例えば、管理情
報としては開始論理セクタアドレス、管理論理セクタ数
などの情報である。これらのディレクトリ情報Ｄ４は図
５に示すように光カードのディレクトリ領域３に記録さ
れる。また、ファイルＦ３を追加記録したことにより、
図７に示すように欠陥ビットマップの管理情報記録済み
の物理セクタ数を２４に、管理情報記録済みの論理セク
タ数を１３にそれぞれ更新して、ファイルＦ３の記録を
終了する。

【００３９】本実施例では、例えば光カードのトラック
数を２５００、１トラックのセクタ数を最大１６セクタ
とすると、欠陥ビットマップに必要なメモリ容量は１６
（セクタ／トラック）×２５００＝４０ｋビット（５ｋ
バイト）となる。また、欠陥インデックステーブルに必
要なメモリ容量は、１６（セクタ／トラック）×２５０
０÷１２８＝３１３バイトとなり、合計では約５．３ｋ
バイトとなる。従って同じ条件で従来の欠陥リストの全
てをメモリに蓄える方法と比較した場合、メモリ容量は
従来の約１／１５以下で済み、メモリ容量を大幅に削減
することができる。

【００４０】

【発明の効果】以上説明したように本発明は、情報記録
担体の欠陥情報を各物理アドレスに対応して欠陥ビット
マップ及び欠陥インデックステーブルに展開することに
より、欠陥情報の記録に要するメモリ容量を従来に比べ
て大幅に削減でき、装置の小型化、低価格化に大きく寄
与できるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明による欠陥ビットマップと欠陥インデッ
クステーブルを用いて論理アドレスを物理アドレスに変
換し、データを読み出す方法の一実施例を示したフロー
チャートである。

【図２】図１６のディレクトリの欠陥リストをまとめて
示した図である。

【図３】本発明に用いる欠陥ビットマップ及び欠陥イン
デックステーブルの具体例を示した図である。

【図４】図３の欠陥ビットマップのバイト０から３まで
を詳細に示した図である。

【図５】情報記録担体として使用される光カードの記録
面とそれに記録されたファイルデータ、ディレクトリ情
報及び各セクタの物理アドレスを示した図である。

【図６】図５の光カードのファイルＦ３を記録したとき
に更新された欠陥ビットマップの欠陥情報を示した図で
ある。

【図７】図５のファイルＦ３を記録したときの欠陥ビッ
トマップ及び欠陥インデックステーブルを示した図であ
る。

【図８】図５のファイルＦ３のディレクトリ情報を欠陥
ビットマップをもとに作成する方法の一実施例を示した
フローチャートである。

【図９】図８の方法で作成されたディレクトリ情報の内
容を示した図である。

【図１０】先願例の情報記録方式に使用される情報記録
再生装置の一例を示した構成図である。

【図１１】上記先願例の情報記録方式に使用される光カ
ードの記録面を示した図である。

【図１２】図１１の光カードに記録されたディレクトリ
情報のうち欠陥情報を概念的に示した図である。

【図１３】上記先願例に使用されるユーザディレクトリ
とシステムディレクトリの内容を示した図である。

【図１４】上記先願例による情報記録方法を示したフロ
ーチャートである。

【図１５】上記先願例によるディレクトリの記録方法を
示したフローチャートである。

【図１６】図１５のディレクトリの記録方法で記録され
るディレクトリの内容を示した図である。

【図１７】上記先願例の情報記録方式において論理アド
レスを物理アドレスに変換し、データを読み出す方法を
示したフローチャートである。

【符号の説明】１光カード２データ領域３ディレクトリ領域３１情報記録再生装置（ドライブ）３２ホストコンピュータ３３ＭＰＵＤ１〜Ｄ４ディレクトリＦ１〜Ｆ３ファイル

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】追記型情報記録担体にファイルデータを
管理するためのディレクトリデータを記録してファイル
データの記録再生を管理する情報記録再生方式におい
て、前記記録担体のそれぞれの物理アドレスに対応して
欠陥であるか否かを表わす欠陥情報を記録する欠陥ビッ
トマップと、この欠陥ビットマップの所定ブロックごと
にブロック内の欠陥数を記録する欠陥インデックステー
ブルを有し、指定された論理アドレスを物理アドレスに
変換する場合は、前記欠陥インデックステーブル上の指
定された論理アドレスが位置するブロック、前記欠陥ビ
ットマップ上の検索されたブロック内の物理アドレスを
順次検索することを特徴とする情報記録再生方式。
【請求項２】前記欠陥ビットマップは、情報記録担体
の１つの物理アドレスを１ビットに対応させて欠陥情報
の記録がなされていることを特徴とする請求項１の情報
記録再生方式。
【請求項３】前記欠陥インデックステーブルのブロッ
ク数ｍ及び前記欠陥ビットマップの１ブロックの物理ア
ドレス数ｎは物理アドレスの検索時間が最短となるよう
に、Ｔｂ×ｎ＝Ｔｉ×ｍ（Ｔｂ；欠陥ビットマップの単
位検索時間、Ｔｉ；欠陥インデックステーブルの単位検
索時間）に設定されていることを特徴とする請求項１の
情報記録再生方式。
【請求項４】前記欠陥ビットマップ及び欠陥インデッ
クステーブルの欠陥情報は、データ記録時に欠陥が検出
されるごとに更新されることを特徴とする請求項１の情
報記録再生方式。