JPH10112166A - 光ディスクのファイナライゼーション方法および光ディスクのファイナライゼーション装置 - Google Patents

光ディスクのファイナライゼーション方法および光ディスクのファイナライゼーション装置

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JPH10112166A
JPH10112166A JP8264910A JP26491096A JPH10112166A JP H10112166 A JPH10112166 A JP H10112166A JP 8264910 A JP8264910 A JP 8264910A JP 26491096 A JP26491096 A JP 26491096A JP H10112166 A JPH10112166 A JP H10112166A
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area
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Norichika Mitsune
範親 三根
Ritsu Takeda
立 武田
Shoei Kobayashi
昭栄 小林
Satoru Kimura
哲 木村
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Sony Corp
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Abstract

(57)【要約】 【課題】 ＤＶＤ−ＲＡＭ等の光ディスクをＣＬＶ再生
を行う再生装置により再生をすることができるファイナ
ライゼーション方法を提供する。 【解決手段】 本発明に係るファイナライゼーション方
法は、ステップＳ１０からステップＳ７０までの工程に
より実現される。光ディスクの未記録領域マップをＬＢ
Ａ上で作成する（Ｓ１０〜Ｓ３０）。通常光ディスクド
ライブ内で行うＬＢＡからＰＢＡの変換をホスト側のア
プリケーションで行う為、ＬＢＡからＰＢＡの変換テー
ブルを作成する（Ｓ４０）。この変換テーブルに基づ
き、未記録領域のマップをＬＢＡからＰＢＡに変換し
（Ｓ５０）、ファイナライゼーションをする領域を確定
する（Ｓ６０）。光ディスクの前記確定した領域にダミ
ーデータを記録する（Ｓ７０）。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、光ディスクの記録
方法に関し、特に光ディスクのファイナライゼーション
方法および光ディスクのファイナライゼーション装置に
関する。
【０００２】
【従来の技術】記録と再生の両方が可能な光ディスクに
おいては、データが記録されていない状態であってもト
ラッキング制御ができるように、ウオーブル（Ｗｏｂｂ
ｌｅ）されたグルーブガイドが形成されている。このウ
オーブルされたグルーブガイドは、図１１に示すよう
に、光ディスク基盤のトラック上に正弦波のパターンを
描いている。光ディスクドライブは、このウオーブルさ
れたグルーブガイドのエッジから、サーボ情報を得て、
光ディスクに記録されたデータを再生する。また、上記
正弦波のパターンであるウオーブルされたグルーブガイ
ドは、アドレス情報に対応して周波数変調が施されてい
る。光ディスクドライブは、このウオーブルされたグル
ーブガイドに施されたアドレス（ＡＤＩＰ）に基づい
て、光ディスクから信号を読み出す為、また、信号を書
き込む為の光ディスク上の位置情報を検知する。
【０００３】そのため、上述の記録と再生の両方が可能
な光ディスクは、データがシーケンシャルに記録されて
おらず間欠的に記録されている場合であっても、ＡＤＩ
Ｐを読み出す回路（以下、ＡＤＩＰ−Ｒｅａｄｅｒとい
う）を備える記録再生装置により、信号の記録及び再生
ができる。
【０００４】また、シーケンシャルなデータが記録され
た再生専用の光ディスクの再生装置では、上述したＡＤ
ＩＰ−Ｒｅａｄｅｒを備えない場合がある。このような
再生装置は、トラッキング制御をするために、記録され
たデータを再生し、この再生データからクロックを再生
するＣＬＶ（Ｃｏｎｓｔａｎｔ Ｌｉｎｅ Ｖｅｌｏｃ
ｉｔｙ）再生が行われる。
【０００５】従って、このＣＬＶ再生を行う再生装置
で、上述した記録と再生の両方が可能な光ディスクを再
生するためには、この光ディスクのデータのフォーマッ
トが共通しており、また、データがシーケンシャルに記
録されていればよい。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】ところが、ＣＬＶ再生
を行う再生装置で、上述した記録と再生の両方が可能な
光ディスクを再生する場合であっても、データのフォー
マットが共通しているがデータがシーケンシャルに記録
されておらず間欠的に記録されている場合は、この光デ
ィスクの再生をすることができない。これは、ＣＬＶ再
生によりデータを再生しても部分的にしか再生データを
得られなく、そのため、クロックを再生することができ
ないことによる。従って、ＣＬＶ再生を行う再生装置
は、光ディスクの回転を制御することができず、最悪の
場合は、スピンドルモータが暴走してしまう。
【０００７】本発明は、このような実情を鑑みてなされ
たものであり、記録再生が可能であってデータが間欠的
に記録されている光ディスクを、ＣＬＶ再生を行う再生
装置により再生をすることができるようにする光ディス
クのファイナライゼーション方法および光ディスクのフ
ァイナライゼーション装置を提供することを目的とす
る。
【０００８】
【課題を解決するための手段】上述の課題を解決するた
めに、本発明に係る光ディスクのファイナライゼーショ
ン方法は、光ディスクのファイル管理情報に基づいて、
論理ブロックアドレス上で前記光ディスクに記録されて
いるデータの記録／未記録のマップを作成し、前記論理
ブロックアドレス上で作成した記録／未記録のマップ
を、物理ブロックアドレス上の記録／未記録のマップに
変換し、前記物理ブロックアドレス上の記録／未記録の
マップに基づいて、光ディスクのデータの未記録領域を
確定し、前記確定した未記録領域にダミーデータを記録
しファイナライゼーションをすることを特徴とする。
【０００９】データが間欠的に記録されている光ディス
クのファイル管理情報に基づいて、前記光ディスクに記
録された部分のデータの領域と記録されていない部分の
データの領域を、論理ブロックアドレス上で判断する。
前記記録されたデータの領域と記録されていないデータ
の領域がそれぞれ区別できるように、論理ブロック単位
でこの記録／未記録のマップを作成する。次に、論理ブ
ロックアドレスから光ディスク上のアドレスである物理
ブロックアドレスに変換する変換テーブルを作成する。
この変換テーブルを用いて、前記論理ブロック単位の記
録／未記録のマップを、物理ブロック単位の記録／未記
録のマップを作成する。前記物理ブロック単位の記録／
未記録のマップから、光ディスク上のデータの未記録領
域を確定する。そして、この未記録領域に正しいフィー
ルドアドレスのついたダミーデータを記録し、記録再生
可能な光ディスクをＣＬＶ再生による再生装置で再生可
能にする。
【００１０】また、本発明に係る光ディスクのファイナ
ライゼーション装置は、ファイル管理情報が記録された
光ディスクにデータの記録再生をする光ディスクドライ
ブと、前記光ディスクドライブから供給される前記光デ
ィスクのファイル管理情報に基づいて、論理ブロックア
ドレス上で前記光ディスクに記録されているデータの記
録／未記録のマップを作成し、前記論理ブロックアドレ
ス上で作成した記録／未記録のマップを、物理ブロック
アドレス上の記録／未記録のマップに変換し、前記物理
ブロックアドレス上の記録／未記録のマップに基づい
て、光ディスクのデータの未記録領域を確定するホスト
コンピュータとを備え、前記光ディスクドライブは、前
記ホストコンピュータにより確定された光ディスクの未
記録領域にダミーデータを記録しファイナライゼーショ
ンをすることを特徴とする。
【００１１】ホストコンピュータは、光ディスクドライ
ブからデータが間欠的に記録されている光ディスクのフ
ァイル管理情報を読みだし、前記光ディスクに記録され
た部分のデータの領域と記録されていない部分のデータ
の領域を、論理ブロックアドレス上で判断する。前記ホ
ストコンピュータは、前記記録されたデータの領域と記
録されていないデータの領域がそれぞれ区別できるよう
に、論理ブロック単位でこの記録／未記録のマップを作
成する。次に、前記ホストコンピュータは、光ディスク
ドライブから、論理ブロックアドレスから光ディスク上
のアドレスである物理ブロックアドレスに変換する変換
テーブルを読みだし、この変換テーブルに基づき前記論
理ブロック単位の記録／未記録のマップから、物理ブロ
ック単位の記録／未記録をマップ作成する。前記ホスト
コンピュータは、前記物理ブロック単位の記録／未記録
のマップから、光ディスク上のデータの未記録領域を確
定する。ドライブ装置は、ホストコンピュータにより確
定されたこの未記録領域にダミーデータを記録し、記録
再生可能な光ディスクをＣＬＶ再生による再生装置で再
生可能にする。
【００１２】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につい
て、図面を参照しながら説明する。本発明の実施の形態
である光ディスクのファイナライゼーション装置は、記
録再生が可能な光ディスク例えばデジタルビデオディス
ク等にファイナライゼーションを行うものである。
【００１３】ここで、まず、ファイナライゼーションに
ついて説明する。一般に安価な再生専用の光ディスクド
ライブは、ＣＬＶ再生によりデータの再生を行う。その
ため、記録再生が可能な光ディスクのデータを再生専用
の光ディスクドライブにより読み出す場合は、データの
フォーマットが同一であっても、そのデータがシーケン
シャルに記録されていなければ読み出すことができな
い。記録再生が可能な光ディスクをこのＣＬＶ再生を行
う再生装置により読み出せるようにするには、データを
同一フォーマットにより記録し、さらに、データをシー
ケンシャルに記録しなければならない。また、すでに間
欠的にデータが記録されている場合であれば、その記録
されているデータの前後に正しいフィールドアドレスが
ついたダミーデータを所定領域に記録しなければならな
い。ダミーデータを記録する理由は、ダミーデータのフ
ィールドアドレスを使ってアクセスし、ＣＬＶ再生ため
のサーボ情報を得るための領域とするためである。
【００１４】このように、データが間欠的に記録されて
いる光ディスクの記録領域の前後の所定範囲に、正しい
フィールドアドレスがついたデータを記録し、ＣＬＶ再
生をしてもデータが読み出せるように光ディスクに処理
を施すことをファイナライゼーションという。
【００１５】本発明に係るファイナライゼーション装置
１は、図１に示すように、ホストコンピュータ２と、光
ディスクに記録再生を行う光ディスクドライブ３と、入
力部４とを備える。ファイナライゼーション装置１は、
入力部４に、例えばのユーザーが入力指示を与えること
により、動作が開始される。ホストコンピュータ２は、
入力部４からの指示命令に基づきホストコンピュータ２
に備えるファイナライゼーションアプリケーションソフ
トウェアを起動する。光ディスクドライブ３は、ホスト
コンピュータ２とＳＣＳＩ（Small Conputer Systems I
nterface）インタフェースを介し接続され、上述したフ
ァイナライゼーションアプリケーションソフトウェアに
基づきホストコンピュータ２が処理を行うデータを、記
録媒体である記録再生が可能な光ディスクから読み出
し、或いは、光ディスクに書き込みを行う。
【００１６】次に、上述したホストコンピュータ２に備
えるファイナライゼーションアプリケーションソフトウ
ェアのアルゴリズムについて説明する。なお、光ディス
クのファイルシステムは、ＵＤＦ（Universal Disk For
mat：Optical Storage Technology Associationの登録
商標）ファイルシステムを使用する。このＵＤＦファイ
ルシステムの仕様は、ＩＳＯ／ＩＥＣ１３３４６の標準
規格に基づいたファイルシステムである。また、交替セ
クタ等の光ディスクの欠陥処理の管理（DefectManageme
nt）は、光ディスクドライブ内で行う。
【００１７】図２は、ファイナライゼーションアプリケ
ーションソフトウェアのアルゴリズムを示すフローチャ
ートである。このアルゴリズムは、ステップＳ１０から
ステップＳ７０までのそれぞれの工程を経てファイナラ
イゼーションを行う。
【００１８】ファイナライゼーションアプリケーション
ソフトウェアが起動されると、ステップＳ１０から処理
を開始する。
【００１９】ステップＳ１０においては、光ディスクか
らファイル管理情報を読み出す。一般的なファイルシス
テムにおいては、ファイル管理情報がディレクトリ及び
ファイルのツリー構造と、新たに記録可能である記録領
域を示すマップとを管理している。本実施の形態で使用
するＵＤＦファイルシステムにおいては、各種ディスク
リプタの中で、ロジカルボリュームディスクリプタ（Lo
gical Volume Descriptor）が最終的なルートディレク
トリを示し、ここからすべてのディレクトリとファイル
を検索することができる。また、ＵＤＦファイルシステ
ムにおいては、パーティションディスクリプタ（Partit
ion Descriptor）の中に示すパーティションヘッダーデ
ィスクリプタ（Partition Header Descriptor）がアン
アロケイトスペースビットマップ（Unallocated Space
Bit Map）を指しており、これを検索することにより新
たに記録可能である記録領域を示すマップがわかる。こ
のアンアロケイトスペースビットマップ（Unallocated
Space Bit Map）は、ファイルの全管理領域のアロケイ
ト情報（allocated/not allocated）を１ビットの管理
単位で示しているテーブルである。従って、ステップＳ
１０においては、上述したファイル管理情報を読み出
す。
【００２０】具体的にこのステップＳ１０は、図３に示
すようなステップＳ１１からステップＳ１４に示すフロ
ーにより実行される。
【００２１】ステップＳ１１においては、光ディスクの
ファイル管理情報のアンカーボリュームディスクリプタ
（Anchor Volume Descriptor）を読み出す。続いて、ス
テップＳ１２において、ロジカルボリュームディスクリ
プタ（Logical Volume Descriptor）を読みだし、そこ
から、ルートディレクトリをたどり、ステップＳ１２に
おいて、プライマリボリュームディスクリプタ（Primar
y Volume Descriptor）を読み出す。続いて、ステップ
Ｓ１４において、プライマリボリュームディスクリプタ
（Primary Volume Descriptor）の中に示すパーティシ
ョンディスクリプタ（Partition Descriptor）を読み出
す。
【００２２】ステップＳ２０においては、ステップＳ１
０で読みだしたファイル管理情報に基づき、論理ブロッ
クアドレス（ＬＢＡ：Logical Block Address）上でア
ロケイトされていない領域のマップを作成する。具体的
にこのステップＳ２０は、図４に示すようなステップＳ
２１からステップＳ２３に示すフローにより実行され
る。
【００２３】ステップＳ２１において、ステップＳ１４
で読み出したパーティションディスクリプタ（Partitio
n Descriptor）をたどり、パーティションヘッダーディ
スクリプタ（Partition Header Descriptor）を読み出
す。続いて、ステップＳ２２において、上述したアンア
ロケイトスペースビットマップ（Unallocated SpaceBit
Map）を読み出す。次に、ステップＳ２３において、ア
ンアロケイトスペースビットマップ（Unallocated Spac
e Bit Map）が、ファイルの全管理領域のアロケイト情
報（allocated/not allocated）を１ビットの管理単位
で示しているテーブルであることから、これに基づい
て、論理ブロックアドレス上でのアロケイトされていな
い領域のマップを作成する。このマップは、図５に示す
ように、２キロバイト単位の論理ブロックにより表され
る。この図５の“Ｘ”で示す領域がアロケイトされてい
ない領域である。
【００２４】次に、ステップＳ３０においては、ファイ
ル管理情報上ではアロケイトされているがデータは記録
されていない領域を調べる。このアロケイトされている
が記録されていない領域（not recorded,but allocated
blocks）は、例えば、将来的にデータを記録する予定
があるため、ファイル管理上において記録領域を確保し
ているが、まだ、実際にデータは記録していない領域で
ある。従って、これらの領域を確認しなければ、未記録
領域をすべて確認できないためファイナライゼーション
をすることができない。具体的にこのステップＳ３０
は、図６に示すようなステップＳ３１からステップＳ３
３に示すフローにより実行される。
【００２５】ステップＳ３１おいて、全ファイルのファ
イルエントリ（File Entry）を検索し、アロケイション
ディスクリプタ（Allocation Descriptors）を読み出
す。このファイルエントリ（File Entry）は、ファイル
に割り当てられた領域や属性を示しており、各ファイル
は、上述した、ロジカルボリュームディスクリプタ（Lo
gical Volume Descriptor）からルートディレクトリを
たどることができる。ステップＳ３２において、ファイ
ルエントリ（File Entry）に基づき、アロケイトされて
いるが記録されていない領域（not recorded,but alloc
ated blocks）を確認する。
【００２６】ステップＳ３３において、未記録の領域の
マップを作成する。この未記録の領域のマップは、ステ
ップＳ３２で確認したアロケイトされているが記録され
ていない領域（not recorded,but allocated blocks）
と、実際にアロケイトされていない領域を合わせて未記
録領域としたマップである。このマップは、図７に示す
ように、エラー訂正の単位（ＥＣＣの単位）である３２
キロバイトの論理ブロックアドレスで作成する。この３
２キロバイトのＥＣＣの単位は、光ディスクへの実際の
書き込み単位に対応しており、先に述べた２キロバイト
単位の論理ブロックアドレスが１６セクタ分が集合した
単位である。
【００２７】ステップＳ４０においては、論理ブロック
アドレスを物理ブロックアドレス（ＰＢＡ：Physical B
lock Address）に変換する変換テーブルを作成する。上
述したステップＳ１０からステップＳ３０までの処理
は、論理ブロックアドレス上の処理であったが、ファイ
ナライゼーションを行う為には物理ブロックアドレスに
基づいて記録媒体である光ディスク上の未記録領域を求
めなければならない。ただし、通常、論理ブロックアド
レスから物理ブロックアドレスへの変換は、ホストコン
ピュータのアプリケーション内ではなく、光ディスクド
ライブ内で行われる。そのため、交替セクタ等の光ディ
スクの欠陥処理の管理（Defect Management）情報を光
ディスクドライブからホストコンピュータに吸い上げ、
アプリケーション上で変換テーブルを作成する必要があ
る。なお、この欠陥処理の管理情報は、通常の読み出し
のコマンドでは読み出せない。そのため、例えば、イン
タフェースがＳＣＳＩであれば、欠陥処理の管理情報を
読み出す新たなコマンドを定義したり、読み出しコマン
ドに物理アドレスモードを設けたりする必要がある。具
体的にこのステップＳ４０は、図８に示すようなステッ
プＳ４１からステップＳ４３に示すフローにより実行さ
れる。
【００２８】ステップＳ４１において、プライマリディ
フェクトリスト（ＰＤＬ：PrimaryDefect List）を読み
出し、ステップＳ４２において、セカンダリディフェク
トリスト（ＳＤＬ：Secondary Defect List）を読み出
す。ステップＳ４３において、このプライマリディフェ
クトリストとセカンダリディフェクトリストから、論理
ブロックアドレスから物理ブロックアドレスへの変換テ
ーブルを作成する。つまり、欠陥セクタに基づいて、物
理ブロックアドレス上で連続的に記録可能な符号長に対
応させた論理ブロックアドレスを求めるテーブルを作成
する。
【００２９】ステップＳ５０においては、先に求めた変
換テーブルと論理ブロックアドレスのマップから、物理
ブロックアドレスにおける未記録ブロックのマップを作
成する。具体的にこのステップＳ５０は、図９に示すよ
うなステップＳ５１からステップＳ５２に示すフローに
より実行される。
【００３０】ステップＳ５１において、物理ブロックア
ドレスの未記録ブロックのマップを初期化する。このと
き、スペアエリアを含むすべてのブロックを初期化する
必要がある。続いて、ステップＳ５２において、先に求
めた論理ブロックアドレスから物理ブロックアドレスへ
の変換テーブルを用いて、論理ブロックの未記録ブロッ
クのマップから物理ブロックの未記録ブロックのマップ
を作成する。
【００３１】ステップＳ６０においては、この物理ブロ
ックの未記録ブロックのマップに基づいて、ファイナラ
イゼーションをするためにダミーデータを記録する領域
を確定する。このダミーデータを記録する領域は、図１
０（ａ）に示すように、データが記録されている領域の
前後の所定数のトラックである。この所定数とは、約３
００から３５０トラックであり、ＣＬＶ再生を行った際
クロックを再生するのに充分なトラック数であれば良
い。なお、データが記録されている領域の前後を記録す
るのは、例えば、光ディスクを再生する場合、再生装置
のヘッドをシーク（Ｓｅｅｋ）した際にヘッドが落ちる
ポイントがずれてデータの後ろ側に落ちることがあるた
めである。
【００３２】また、ファイナライゼーションによりダミ
ーデータを記録する領域は、上述した所定のトラック数
に限ることはなく、未記録領域すべてを記録してもよ
い。さらに、例えば、ＲＦ信号を検出するような、ハー
ド的に記録未記録を検出し、この記録未記録の情報が充
分な信頼性をもつのであれば、上述したステップＳ３２
におけるアロケイトされているが未記録である領域（no
t recorded,but allocated）を確認することなく、図１
０（ｂ）に示すように、光ディスク上の記録領域のサイ
ズ“Ｒａｎｇｅ Ｘ”を求めて、１回のコマンドでファ
イナライゼーションを行うこともできる。
【００３３】ステップＳ７０においては、ステップＳ６
０において求めたダミーデータを記録する領域に、実際
にダミーデータを記録する。具体的には、ホストコンピ
ュータ２が光ディスクドライブ３に、ファイナライゼー
ションコマンドと、ダミーデータ記録すべき物理ブロッ
クアドレスと、ダミーデータの符号長とをインタフェー
スであるＳＣＳＩを介して伝える。光ディスクドライブ
３は、ホストコンピュータ２から伝達された記録領域
に、記録状態をセンスしながら、正しいフィールドアド
レスのついたダミーデータを記録していく。
【００３４】光ディスクドライブ３がダミーデータを所
定領域にすべて記録すると、ファイナライゼーションが
終了する。
【００３５】したがって、本発明に係るファイナライゼ
ーション装置１は、記録再生可能な光ディスクにファイ
ナライゼーションによりダミーデータ記録することによ
って、ＣＬＶ再生をしてもデータが読み出せるようにす
ることができる。
【００３６】また、ファイナライゼーションとして、光
ディスクのデータの記録状態を、ＲＦをセンスしながら
未記録領域を探しダミーデータを記録することも考えら
れる。ただし、この場合には、ＲＦのセンスに失敗して
データをオーバーライトすることが考えられ、また、光
ディスク全領域にわたりファイナライゼーションを行う
必要がある。しかしながら、本発明に係るファイナライ
ゼーション装置１では、データをオーバーライトするこ
ともなく、光ディスク全領域についてファイナライゼー
ションをする必要もない。
【００３７】
【発明の効果】本発明に係る光ディスクのファイナライ
ゼーション方法では、光ディスクのファイル管理情報に
基づいて、論理ブロックアドレス上で前記光ディスクに
記録されているデータの記録／未記録のマップを作成
し、前記論理ブロックアドレス上で作成した記録／未記
録のマップを、物理ブロックアドレス上の記録／未記録
のマップに変換し、前記物理ブロックアドレス上の記録
／未記録のマップに基づいて、光ディスクのデータの未
記録領域を確定し、前記確定した未記録領域にダミーデ
ータを記録しファイナライゼーションをする。このこと
により、記録再生が可能であってデータが間欠的に記録
されている光ディスクを、ＣＬＶ再生を行う再生装置に
より再生をすることができるようにすることができる。
また、ファイナライゼーションをする場合にデータのオ
ーバーライトをなくすことができる。また、本発明に係
る光ディスクのファイナライゼーション方法では、デー
タが記録された領域前後の所定の範囲の未記録領域に対
して、ダミーデータを記録しファイナライゼーションを
することにより、効率のよいファイナライゼーションを
することができる。
【００３８】また、本発明に係る光ディスクのファイナ
ライゼーション方法では、光ディスクの全記録領域のう
ち、データが記録されていないすべての領域に対して、
ダミーデータを記録しファイナライゼーションすること
により、ファイナライゼーションした後に新規データを
光ディスクに記録した場合、再度ファイナライゼーショ
ンをする必要をなくすことができる。
【００３９】本発明に係る光ディスクのファイナライゼ
ーション装置では、ホストコンピュータが未記録領域を
確定し、ドライブ装置がホストコンピュータにより確定
されたこの未記録領域にダミーデータを記録することに
より、記録再生が可能であってデータが間欠的に記録さ
れている光ディスクを、ＣＬＶ再生を行う再生装置によ
り再生をすることができるようにすることができる。ま
た、ファイナライゼーションをする場合にデータのオー
バーライトをなくすことができる。
【００４０】また、本発明に係る光ディスクのファイナ
ライゼーション装置では、データが記録された領域前後
の所定の範囲の未記録領域に対して、ダミーデータを記
録しファイナライゼーションをすることにより、効率の
よいファイナライゼーションをすることができる。
【００４１】また、本発明に係る光ディスクのファイナ
ライゼーション装置では、光ディスクの全記録領域のう
ち、データが記録されていないすべての領域に対して、
ダミーデータを記録しファイナライゼーションすること
により、ファイナライゼーションした後に新規データを
光ディスクに記録した場合、再度ファイナライゼーショ
ンをする必要をなくすことができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明に係るファイナライゼーション装置のブ
ロック構成図である。
【図２】ファイナライゼーションアプリケーションソフ
トウェアのアルゴリズムを示すフローチャートである。
【図３】ファイナライゼーションアプリケーションソフ
トウェアのアルゴリズムの光ディスクからファイル管理
情報読み出す工程のフローチャートである。
【図４】ファイナライゼーションアプリケーションソフ
トウェアのアルゴリズムのアロケイトされていない領域
のマップを作成する工程のフローチャートである。
【図５】論理ブロックアドレス上でのアロケイトされて
いない領域のマップの説明図である。
【図６】ファイナライゼーションアプリケーションソフ
トウェアのアルゴリズムのファイル管理情報上ではアロ
ケイトされているがデータは記録されていない領域を調
べる工程のフローチャートである。
【図７】エラー訂正の単位（ＥＣＣの単位）である３２
キロバイトの論理ブロックアドレスでのアロケイトされ
ていない領域のマップの説明図である。
【図８】ファイナライゼーションアプリケーションソフ
トウェアのアルゴリズムの論理ブロックアドレスを物理
ブロックアドレに変換する変換テーブルを作成する工程
のフローチャートである。
【図９】ファイナライゼーションアプリケーションソフ
トウェアのアルゴリズムの物理ブロックアドレスにおけ
る未記録ブロックのマップを作成する工程のフローチャ
ートである。
【図１０】ダミーデータを記録する領域を示す説明図で
ある。
【図１１】光ディスクのウオーブルされたグルーブガイ
ドの説明図である。
【符号の説明】
２ ホストコンピュータ、３ 光ディスクドライブ、４
入力部
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 木村 哲 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内

Claims (8)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 光ディスクのファイル管理情報に基づい
    て、論理ブロックアドレス上で前記光ディスクに記録さ
    れているデータの記録／未記録のマップを作成し、 前記論理ブロックアドレス上で作成した記録／未記録の
    マップを、物理ブロックアドレス上の記録／未記録のマ
    ップに変換し、 前記物理ブロックアドレス上の記録／未記録のマップに
    基づいて、光ディスクのデータの未記録領域を確定し、 前記確定した未記録領域にダミーデータを記録しファイ
    ナライゼーションをすることを特徴とする光ディスクの
    ファイナライゼーション方法。
  2. 【請求項２】 データが記録された領域前後の所定の範
    囲の未記録領域に対して、ダミーデータを記録しファイ
    ナライゼーションをすることを特徴とする請求項１に記
    載の光ディスクのファイナライゼーション方法。
  3. 【請求項３】 光ディスクの全記録領域のうち、データ
    が記録されていないすべての領域に対して、ダミーデー
    タを記録しファイナライゼーションをすることを特徴と
    する請求項１に記載の光ディスクのファイナライゼーシ
    ョン方法。
  4. 【請求項４】 前記光ディスクは、デジタルビデオディ
    スクであることを特徴とする請求項１に記載の光ディス
    クのファイナライゼーション方法。
  5. 【請求項５】 ファイル管理情報が記録された光ディス
    クにデータの記録再生をする光ディスクドライブと、 前記光ディスクドライブから供給される前記光ディスク
    のファイル管理情報に基づいて、論理ブロックアドレス
    上で前記光ディスクに記録されているデータの記録／未
    記録のマップを作成し、前記論理ブロックアドレス上で
    作成した記録／未記録のマップを、物理ブロックアドレ
    ス上の記録／未記録のマップに変換し、前記物理ブロッ
    クアドレス上の記録／未記録のマップに基づいて、光デ
    ィスクのデータの未記録領域を確定するホストコンピュ
    ータとを備え、 前記光ディスクドライブは、前記ホストコンピュータに
    より確定された光ディスクの未記録領域にダミーデータ
    を記録しファイナライゼーションをすることを特徴とす
    る光ディスクのファイナライゼーション装置。
  6. 【請求項６】 前記ホストコンピュータが確定する光デ
    ィスクのデータの未記録領域は、データが記録された領
    域前後の所定の範囲の未記録領域であって、前記光ディ
    スクドライブは、前記データが記録された領域前後の所
    定の範囲の未記録領域に対して、ダミーデータを記録し
    ファイナライゼーションをすることを特徴とする請求項
    ５に記載の光ディスクのファイナライゼーション装置。
  7. 【請求項７】 前記ホストコンピュータが確定する光デ
    ィスクのデータの未記録領域は、光ディスクの全記録領
    域のうちデータが記録されていないすべての領域であっ
    て、前記光ディスクドライブは、前記光ディスクの全記
    録領域のうちデータが記録されていないすべての領域に
    対して、ダミーデータを記録しファイナライゼーション
    をすることを特徴とする請求項５に記載の光ディスクの
    ファイナライゼーション装置。
  8. 【請求項８】 前記光ディスクは、デジタルビデオディ
    スクであることを特徴とする請求項５に記載の光ディス
    クのファイナライゼーション装置。
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