JPH10222316A - 再生システム、再生装置、再生方法 - Google Patents
再生システム、再生装置、再生方法Info
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- JPH10222316A JPH10222316A JP9027793A JP2779397A JPH10222316A JP H10222316 A JPH10222316 A JP H10222316A JP 9027793 A JP9027793 A JP 9027793A JP 2779397 A JP2779397 A JP 2779397A JP H10222316 A JPH10222316 A JP H10222316A
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- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
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- G06F3/0614—Improving the reliability of storage systems
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- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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- G11B20/10—Digital recording or reproducing
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- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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- G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
- G11B20/1883—Methods for assignment of alternate areas for defective areas
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- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Computer Hardware Design (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Optical Recording Or Reproduction (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 ＤＶＤ−ＲＡＭにも対応できる再生装置を、
大規模化、コストアップを招かずに実現できるようにす
る。 【解決手段】 ホスト機器側で記録媒体の欠陥管理を行
うように記録媒体から欠陥管理情報を読み込み、必要な
アドレス変換機能を整える。そしてホスト機器から再生
装置にデータ再生要求を行う場合に、再生装置に対して
は欠陥管理状況に応じたアドレス変換が行われた後の状
態での物理的読出位置情報が送信されるようにする。つ
まり再生装置側ではＲＡＭメディア再生の場合も、ＲＯ
Ｍメディア再生の際と同様に欠陥管理を行う必要はなく
なり、ＲＯＭ記録媒体専用の再生装置とほぼ同等の回路
規模及びコストにより、ＲＡＭ記録媒体にも対応できる
再生装置を提供できる。
大規模化、コストアップを招かずに実現できるようにす
る。 【解決手段】 ホスト機器側で記録媒体の欠陥管理を行
うように記録媒体から欠陥管理情報を読み込み、必要な
アドレス変換機能を整える。そしてホスト機器から再生
装置にデータ再生要求を行う場合に、再生装置に対して
は欠陥管理状況に応じたアドレス変換が行われた後の状
態での物理的読出位置情報が送信されるようにする。つ
まり再生装置側ではＲＡＭメディア再生の場合も、ＲＯ
Ｍメディア再生の際と同様に欠陥管理を行う必要はなく
なり、ＲＯＭ記録媒体専用の再生装置とほぼ同等の回路
規模及びコストにより、ＲＡＭ記録媒体にも対応できる
再生装置を提供できる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、例えばディスク状
記録媒体に対応して再生動作を行なうことのできる再生
装置（ディスクドライブ）と、その再生装置と接続され
再生指示を行うホスト機器（例えばディスクドライバ機
能を有するコンピュータ）により構築される再生システ
ム及びその再生方法に関するものである。
記録媒体に対応して再生動作を行なうことのできる再生
装置（ディスクドライブ）と、その再生装置と接続され
再生指示を行うホスト機器（例えばディスクドライバ機
能を有するコンピュータ）により構築される再生システ
ム及びその再生方法に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】光学ディスク記録媒体としてＣＤ（コン
パクトディスク）が広く普及しており、音楽用途をはじ
めとしてＣＤ方式のディスクは各種分野で使用されてい
る。特にＣＤ−ＲＯＭ、ＣＤ−Ｒ（コンパクトディスク
−レコーダブル）などはコンピュータユースに主に用い
られ手いる。
パクトディスク）が広く普及しており、音楽用途をはじ
めとしてＣＤ方式のディスクは各種分野で使用されてい
る。特にＣＤ−ＲＯＭ、ＣＤ−Ｒ（コンパクトディスク
−レコーダブル）などはコンピュータユースに主に用い
られ手いる。
【０００３】一方、マルチメディア用途に好適な光学デ
ィスク記録媒体としてＤＶＤ（Digital Versatile Disc
／Digital Video Disc）と呼ばれるディスクも開発され
ている。このＤＶＤはビデオデータ、オーディオデー
タ、コンピュータデータなどの広い分野で適応すること
が提唱されている。このＤＶＤはＣＤと同サイズのディ
スク（直径１２ｃｍ）でありながら、記録トラックの小
ピッチ化やデータ圧縮技術等により、記録容量も著しく
増大されている。そしてこのＤＶＤでは、再生専用のＤ
ＶＤ−ＲＯＭ、１回だけ書き込み可能なＤＶＤ−Ｒ、何
回でも書き換え可能なＤＶＤ−ＲＡＭなどの種別が提案
されている。
ィスク記録媒体としてＤＶＤ（Digital Versatile Disc
／Digital Video Disc）と呼ばれるディスクも開発され
ている。このＤＶＤはビデオデータ、オーディオデー
タ、コンピュータデータなどの広い分野で適応すること
が提唱されている。このＤＶＤはＣＤと同サイズのディ
スク（直径１２ｃｍ）でありながら、記録トラックの小
ピッチ化やデータ圧縮技術等により、記録容量も著しく
増大されている。そしてこのＤＶＤでは、再生専用のＤ
ＶＤ−ＲＯＭ、１回だけ書き込み可能なＤＶＤ−Ｒ、何
回でも書き換え可能なＤＶＤ−ＲＡＭなどの種別が提案
されている。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】ところで、ＤＶＤ−Ｒ
ＡＭメディアでは、そのランダムアクセス機能のため
に、欠陥管理にかかる交代処理を行うことが提案されて
いる。即ち、フォーマット時点や使用時などにおいてデ
ィスク上の欠陥部分を検査し、欠陥部分が存在した場合
は、その欠陥領域を別の領域に割り当てる。そしてその
欠陥領域及び割当先の情報を欠陥管理情報（ディフェク
トマップ）としてディスクの特定のエリアに記録してお
く。
ＡＭメディアでは、そのランダムアクセス機能のため
に、欠陥管理にかかる交代処理を行うことが提案されて
いる。即ち、フォーマット時点や使用時などにおいてデ
ィスク上の欠陥部分を検査し、欠陥部分が存在した場合
は、その欠陥領域を別の領域に割り当てる。そしてその
欠陥領域及び割当先の情報を欠陥管理情報（ディフェク
トマップ）としてディスクの特定のエリアに記録してお
く。
【０００５】実際の再生要求があった場合は、その要求
にかかる論理的なアドレスをディスクの実アドレスに相
当する物理的なアドレスに変換することになるが、その
際に、欠陥管理情報に管理されている欠陥領域に相当す
る部分が含まれている場合は、その欠陥部分のアドレス
のみをさらに交代された領域のアドレスに変換するとい
う手順を行って、実際に読出動作を行う対象となるアド
レスを生成する必要がある。一方、ＤＶＤ−ＲＯＭメデ
ィアの場合は、このような交代処理を含む欠陥管理は不
要である。
にかかる論理的なアドレスをディスクの実アドレスに相
当する物理的なアドレスに変換することになるが、その
際に、欠陥管理情報に管理されている欠陥領域に相当す
る部分が含まれている場合は、その欠陥部分のアドレス
のみをさらに交代された領域のアドレスに変換するとい
う手順を行って、実際に読出動作を行う対象となるアド
レスを生成する必要がある。一方、ＤＶＤ−ＲＯＭメデ
ィアの場合は、このような交代処理を含む欠陥管理は不
要である。
【０００６】ここでＤＶＤドライブ（ＤＶＤ再生装置）
としての構成を考えてみると、もし、ＤＶＤ−ＲＯＭ専
用の再生装置とするならば、その再生装置には欠陥管理
機能は必要ない。従って、接続されたホストコンピュー
タからの再生要求があった際に、再生位置情報として送
られてくる論理アドレスを物理アドレスに変換する機能
があればよい。論理アドレスは通常、ディスクのユーザ
ーエリアの先頭を先頭（アドレス０）とするアドレスで
あり、また物理アドレスはユーザーエリアより前の管理
情報エリア等を含んで先頭から付されているアドレスで
あるため、論理アドレスを物理アドレスに変換するに
は、単にユーザーエリア以前のアドレス量を付加するオ
フセット加算を行えばよい。従って、論理アドレスを物
理アドレスに変換する機能を付加するために比較的規模
の大きいファームウエア等は必要ない。このためＤＶＤ
−ＲＯＭ専用の再生装置は、非常に安価に提供できる。
としての構成を考えてみると、もし、ＤＶＤ−ＲＯＭ専
用の再生装置とするならば、その再生装置には欠陥管理
機能は必要ない。従って、接続されたホストコンピュー
タからの再生要求があった際に、再生位置情報として送
られてくる論理アドレスを物理アドレスに変換する機能
があればよい。論理アドレスは通常、ディスクのユーザ
ーエリアの先頭を先頭（アドレス０）とするアドレスで
あり、また物理アドレスはユーザーエリアより前の管理
情報エリア等を含んで先頭から付されているアドレスで
あるため、論理アドレスを物理アドレスに変換するに
は、単にユーザーエリア以前のアドレス量を付加するオ
フセット加算を行えばよい。従って、論理アドレスを物
理アドレスに変換する機能を付加するために比較的規模
の大きいファームウエア等は必要ない。このためＤＶＤ
−ＲＯＭ専用の再生装置は、非常に安価に提供できる。
【０００７】ところがＤＶＤ−ＲＡＭに対応できる再生
装置を考えると、図１０におけるディスク再生装置９１
のような構成をとらざるを得ない。図１０はディスク再
生装置９１と、そのホスト機器となるホストコンピュー
タ９２を、それぞれ再生機能ブロックにより表してお
り、ホストコンピュータ９２には、ディスク再生装置９
１に対応するために、オペレーティングシステム９７
（以下、ＯＳという）のもとで機能するデバイスドライ
バ９６としてのソフトウエアが搭載されている。そして
デバイスドライバ９６はディスク再生装置９１に装填さ
れるディスクからファイル管理情報を読み出して保持す
るファイルシステム機能９６ａと、ファイルシステム機
能９６ａによって管理されるファイルデータのうちでＯ
Ｓ９７から要求されたファイルデータの読み込みを実行
するために機能するドライバ機能９６ｂが設けられる。
装置を考えると、図１０におけるディスク再生装置９１
のような構成をとらざるを得ない。図１０はディスク再
生装置９１と、そのホスト機器となるホストコンピュー
タ９２を、それぞれ再生機能ブロックにより表してお
り、ホストコンピュータ９２には、ディスク再生装置９
１に対応するために、オペレーティングシステム９７
（以下、ＯＳという）のもとで機能するデバイスドライ
バ９６としてのソフトウエアが搭載されている。そして
デバイスドライバ９６はディスク再生装置９１に装填さ
れるディスクからファイル管理情報を読み出して保持す
るファイルシステム機能９６ａと、ファイルシステム機
能９６ａによって管理されるファイルデータのうちでＯ
Ｓ９７から要求されたファイルデータの読み込みを実行
するために機能するドライバ機能９６ｂが設けられる。
【０００８】ディスク再生装置９１には、例えば光学ヘ
ッド、サーボ機構、デコーダ回路系などによるディスク
ドライブ部９３が設けられ、これによって実際にディス
クからのデータ再生動作が可能とされるとともに、この
ディスクドライブ部９３に、ホストコンピュータ９２か
らの要求に基づいて必要な再生動作を実行させるための
コントローラ９４が設けられる。ディスク再生装置９１
とホストコンピュータ９２は、例えばＳＣＳＩやＡＴＡ
ＰＩ等の通信方式で接続される。
ッド、サーボ機構、デコーダ回路系などによるディスク
ドライブ部９３が設けられ、これによって実際にディス
クからのデータ再生動作が可能とされるとともに、この
ディスクドライブ部９３に、ホストコンピュータ９２か
らの要求に基づいて必要な再生動作を実行させるための
コントローラ９４が設けられる。ディスク再生装置９１
とホストコンピュータ９２は、例えばＳＣＳＩやＡＴＡ
ＰＩ等の通信方式で接続される。
【０００９】このようなホストコンピュータ９２とディ
スク再生装置９１による再生システムにおいて、ＯＳ９
７から或るデータファイルのリード要求が発生した場
合、デバイスドライバ９６は、ディスク再生装置９１に
対してリードコマンド（読出要求）及び読出を実行すべ
き位置情報を送信する。位置情報とは、例えば読出を実
行する範囲の先頭のアドレスと、データファイル長（デ
ータレングス）により構成される。ただし、この送信さ
れる先頭のアドレスとは、ホストコンピュータ９２側で
のディスクのデータファイル管理に基づくものであり、
論理アドレスとなる。
スク再生装置９１による再生システムにおいて、ＯＳ９
７から或るデータファイルのリード要求が発生した場
合、デバイスドライバ９６は、ディスク再生装置９１に
対してリードコマンド（読出要求）及び読出を実行すべ
き位置情報を送信する。位置情報とは、例えば読出を実
行する範囲の先頭のアドレスと、データファイル長（デ
ータレングス）により構成される。ただし、この送信さ
れる先頭のアドレスとは、ホストコンピュータ９２側で
のディスクのデータファイル管理に基づくものであり、
論理アドレスとなる。
【００１０】ディスク再生装置９１のコントローラ９４
は、ホストコンピュータ９２からのリードコマンド、及
び位置情報としてのアドレスとデータレングスを受信す
ることで、それに応じた読出動作をディスクドライブ部
９３に実行させることになる。ここで、実際のディスク
ドライブ部９３での読出のためのアクセス動作は物理ア
ドレスによるものとなるため、送信されてきた論理アド
レス及びデータレングスの情報を、物理アドレス及びレ
ングスの情報に変換する必要がある。上述のようにＤＶ
Ｄ−ＲＯＭメディアの場合は、単に論理アドレスにオフ
セット値を加算すれば、それが物理アドレスとなる。こ
のためにコントローラ９４内にはオフセット付加機能９
４ａが設けられる。
は、ホストコンピュータ９２からのリードコマンド、及
び位置情報としてのアドレスとデータレングスを受信す
ることで、それに応じた読出動作をディスクドライブ部
９３に実行させることになる。ここで、実際のディスク
ドライブ部９３での読出のためのアクセス動作は物理ア
ドレスによるものとなるため、送信されてきた論理アド
レス及びデータレングスの情報を、物理アドレス及びレ
ングスの情報に変換する必要がある。上述のようにＤＶ
Ｄ−ＲＯＭメディアの場合は、単に論理アドレスにオフ
セット値を加算すれば、それが物理アドレスとなる。こ
のためにコントローラ９４内にはオフセット付加機能９
４ａが設けられる。
【００１１】ところがＤＶＤ−ＲＡＭメディアの場合は
欠陥管理状況に対応しなければならず、このためコント
ローラ９４内に、ディスクから読み出した欠陥管理情報
の保持及びその欠陥管理情報における交代情報により作
成したテーブル、すなわち交代情報に応じたアドレス変
換を実行しやすいように作成されたディフェクトテーブ
ルを保持するディフェクトテーブル機能９４ｂと、その
ディフェクトテーブルを用いて交代情報に応じたアドレ
ス変換を行うアドレス変換機能９４ｃが設けられなけれ
ばならない。これらの機能が設けられることで、必要に
応じてディスク上の傷などの欠陥に応じた交代情報に基
づいてアドレス変換が行われ、読み出すべきデータファ
イルを構成するデータが実際に記録されている物理アド
レス及びデータレングスが生成される。そしてコントロ
ーラ９４は、その物理アドレス及びデータレングスによ
り示される位置の再生動作をディスクドライブ部９３に
指示する。これによりディスクドライブ部９３によって
要求されたデータファイルの再生が実行され、再生され
たデータファイルはホストコンピュータ９２に送信され
る。
欠陥管理状況に対応しなければならず、このためコント
ローラ９４内に、ディスクから読み出した欠陥管理情報
の保持及びその欠陥管理情報における交代情報により作
成したテーブル、すなわち交代情報に応じたアドレス変
換を実行しやすいように作成されたディフェクトテーブ
ルを保持するディフェクトテーブル機能９４ｂと、その
ディフェクトテーブルを用いて交代情報に応じたアドレ
ス変換を行うアドレス変換機能９４ｃが設けられなけれ
ばならない。これらの機能が設けられることで、必要に
応じてディスク上の傷などの欠陥に応じた交代情報に基
づいてアドレス変換が行われ、読み出すべきデータファ
イルを構成するデータが実際に記録されている物理アド
レス及びデータレングスが生成される。そしてコントロ
ーラ９４は、その物理アドレス及びデータレングスによ
り示される位置の再生動作をディスクドライブ部９３に
指示する。これによりディスクドライブ部９３によって
要求されたデータファイルの再生が実行され、再生され
たデータファイルはホストコンピュータ９２に送信され
る。
【００１２】ＤＶＤ−ＲＡＭ対応の再生装置では、この
ようにディフェクトマネージメントを実行するためにデ
ィフェクトテーブル機能９４ｂ、アドレス変換機能９４
ｃを設けなければならないが、欠陥管理情報を保持する
ためには、最大ディフェクト数をｄ、アドレスデータを
ａバイト（例えば７〜８バイト程度）とすると、（ｄ×
ａ）バイトのメモリ領域を必要とする。例えば最大ディ
フェクト数ｄ＝２０００個としても、１４〜１６Ｋbyte
程度のメモリ領域を必要とする。例えばこのようなメモ
リ領域が不要なＤＶＤ−ＲＯＭ専用の再生装置では、必
要なメモリ容量は数Ｋbyteとなり、通常はコントローラ
９４のＣＰＵ内蔵ＲＡＭでまかなわれるが、ＤＶＤ−Ｒ
ＡＭにも対応するためには１４〜１６Ｋbyte程度のメモ
リ追加が必要になることになる。
ようにディフェクトマネージメントを実行するためにデ
ィフェクトテーブル機能９４ｂ、アドレス変換機能９４
ｃを設けなければならないが、欠陥管理情報を保持する
ためには、最大ディフェクト数をｄ、アドレスデータを
ａバイト（例えば７〜８バイト程度）とすると、（ｄ×
ａ）バイトのメモリ領域を必要とする。例えば最大ディ
フェクト数ｄ＝２０００個としても、１４〜１６Ｋbyte
程度のメモリ領域を必要とする。例えばこのようなメモ
リ領域が不要なＤＶＤ−ＲＯＭ専用の再生装置では、必
要なメモリ容量は数Ｋbyteとなり、通常はコントローラ
９４のＣＰＵ内蔵ＲＡＭでまかなわれるが、ＤＶＤ−Ｒ
ＡＭにも対応するためには１４〜１６Ｋbyte程度のメモ
リ追加が必要になることになる。
【００１３】さらに、メモリに保持された欠陥管理情報
を用いてディフェクトテーブルを構築し、またディフェ
クトテーブルを用いて実際のアドレス変換処理を行うた
めに、かなりの規模のファームウエアを必要とすること
になる。通常、ファームウエアのサイズは数Ｋbyteとな
る。これらのメモリやファームウエアの追加は、ディス
ク再生装置として好ましくない大規模化やコストアップ
につながる。
を用いてディフェクトテーブルを構築し、またディフェ
クトテーブルを用いて実際のアドレス変換処理を行うた
めに、かなりの規模のファームウエアを必要とすること
になる。通常、ファームウエアのサイズは数Ｋbyteとな
る。これらのメモリやファームウエアの追加は、ディス
ク再生装置として好ましくない大規模化やコストアップ
につながる。
【００１４】
【課題を解決するための手段】本発明はこのような問題
に鑑みて、例えばＤＶＤ−ＲＯＭだけでなくＤＶＤ−Ｒ
ＡＭにも対応できる再生装置を、大規模化、コストアッ
プを招かずに実現できるようにする再生システム、再生
方法を提供することを目的とする。
に鑑みて、例えばＤＶＤ−ＲＯＭだけでなくＤＶＤ−Ｒ
ＡＭにも対応できる再生装置を、大規模化、コストアッ
プを招かずに実現できるようにする再生システム、再生
方法を提供することを目的とする。
【００１５】このためホスト機器と、所定の記録媒体に
対して再生動作を実行できる再生装置とが相互通信可能
に接続されて成る再生システムとして、再生装置は、記
録媒体からのデータ読出動作を行う再生手段と、再生制
御手段を備える。この再生制御手段は、ホスト機器から
の特定コマンドにより記録媒体の欠陥管理情報の読出を
再生手段に実行させ再生された欠陥管理情報をホスト機
器に送信することができるとともに、ホスト機器からの
読出要求及び読出位置情報に応じて再生手段に再生動作
を実行させ、再生されたデータをホスト機器に送信する
ことができるようにする。またホスト機器は、再生装置
に対して、装填されている記録媒体の欠陥管理情報の読
出を指示するとともに、再生されて供給された欠陥管理
情報を保持する欠陥管理手段と、再生装置に対してデー
タ読出を実行させる際に、読出対象位置として発生され
た論理的読出位置情報を、欠陥管理手段に保持された欠
陥管理情報を参照して記録媒体の欠陥管理状況に即した
読出位置情報に変換し、読出要求とともに再生装置に送
信する再生要求手段とを有するようにする。
対して再生動作を実行できる再生装置とが相互通信可能
に接続されて成る再生システムとして、再生装置は、記
録媒体からのデータ読出動作を行う再生手段と、再生制
御手段を備える。この再生制御手段は、ホスト機器から
の特定コマンドにより記録媒体の欠陥管理情報の読出を
再生手段に実行させ再生された欠陥管理情報をホスト機
器に送信することができるとともに、ホスト機器からの
読出要求及び読出位置情報に応じて再生手段に再生動作
を実行させ、再生されたデータをホスト機器に送信する
ことができるようにする。またホスト機器は、再生装置
に対して、装填されている記録媒体の欠陥管理情報の読
出を指示するとともに、再生されて供給された欠陥管理
情報を保持する欠陥管理手段と、再生装置に対してデー
タ読出を実行させる際に、読出対象位置として発生され
た論理的読出位置情報を、欠陥管理手段に保持された欠
陥管理情報を参照して記録媒体の欠陥管理状況に即した
読出位置情報に変換し、読出要求とともに再生装置に送
信する再生要求手段とを有するようにする。
【００１６】即ちホスト機器側で欠陥管理を行い、ホス
ト機器から再生装置にデータ再生要求を行う場合に、欠
陥管理状況に応じたアドレス変換が行われた後の状態で
の読出位置情報が送信されるようにする。これにより再
生装置側では欠陥管理のためのファームウエアを搭載す
る必要はなくなる。再生手順としては、まず最初に、再
生装置に装填されている記録媒体の欠陥管理情報をホス
ト機器側に送信する欠陥情報読出手順と、ホスト機器側
で、供給された欠陥管理情報により、読出対象位置とし
て発生される論理的読出位置情報を、記録媒体の欠陥管
理状況に即した読出位置情報に変換する変換機能を作成
する変換機能作成手順とを実行する。また実際の再生動
作時の手順としては、読出対象位置として発生された論
理的読出位置情報を、ホスト機器側に用意された変換機
能により、記録媒体の欠陥管理状況に即した読出位置情
報に変換し、再生装置側で、その読出位置情報に応じた
再生動作を実行する。
ト機器から再生装置にデータ再生要求を行う場合に、欠
陥管理状況に応じたアドレス変換が行われた後の状態で
の読出位置情報が送信されるようにする。これにより再
生装置側では欠陥管理のためのファームウエアを搭載す
る必要はなくなる。再生手順としては、まず最初に、再
生装置に装填されている記録媒体の欠陥管理情報をホス
ト機器側に送信する欠陥情報読出手順と、ホスト機器側
で、供給された欠陥管理情報により、読出対象位置とし
て発生される論理的読出位置情報を、記録媒体の欠陥管
理状況に即した読出位置情報に変換する変換機能を作成
する変換機能作成手順とを実行する。また実際の再生動
作時の手順としては、読出対象位置として発生された論
理的読出位置情報を、ホスト機器側に用意された変換機
能により、記録媒体の欠陥管理状況に即した読出位置情
報に変換し、再生装置側で、その読出位置情報に応じた
再生動作を実行する。
【００１７】
【発明の実施の形態】以下本発明の実施の形態として、
ＤＶＤ−ＲＯＭ及びＤＶＤ−ＲＡＭに対応するディスク
再生システムを例にあげ、次の順序で説明する。 １．欠陥管理方式 ２．再生システムのハードウエア構成 ３．再生システムの機能ブロック形態 ４．初期動作 ５．再生動作
ＤＶＤ−ＲＯＭ及びＤＶＤ−ＲＡＭに対応するディスク
再生システムを例にあげ、次の順序で説明する。 １．欠陥管理方式 ２．再生システムのハードウエア構成 ３．再生システムの機能ブロック形態 ４．初期動作 ５．再生動作
【００１８】１．欠陥管理方式 まず図７、図８、図９によりＤＶＤ−ＲＡＭについて提
案されている欠陥管理方式の例について説明する。図７
はＤＶＤ−ＲＡＭディスクの半径方向のエリア構造を模
式的に示したものである。ディスク最内周側はリードイ
ン領域、ディスク最外周側はリードアウト領域とされ、
このリードイン領域とリードアウト領域の間の区間がユ
ーザーエリアとされる。ユーザーエリアとは、実際のデ
ータファイルの記録再生に用いられる領域である。
案されている欠陥管理方式の例について説明する。図７
はＤＶＤ−ＲＡＭディスクの半径方向のエリア構造を模
式的に示したものである。ディスク最内周側はリードイ
ン領域、ディスク最外周側はリードアウト領域とされ、
このリードイン領域とリードアウト領域の間の区間がユ
ーザーエリアとされる。ユーザーエリアとは、実際のデ
ータファイルの記録再生に用いられる領域である。
【００１９】ディスク内周側のリードイン領域には、各
種のディスクマネジメント情報が記録されるコントロー
ルエリアＣＮＴと、ディフェクトマネジメントエリアＤ
ＭＡ１，ＤＭＡ２が設けられる。またディスク外周側の
リードアウト領域にも、ディフェクトマネジメントエリ
アＤＭＡ３，ＤＭＡ４と、各種のディスクマネジメント
情報が記録されるコントロールエリアＣＮＴが設けられ
る。ディフェクトマネージメントエリアＤＭＡ１〜ＤＭ
Ａ４は、基本的にはユーザーエリアにおいてディフェク
ト区間が発見された場合に、そのディフェクト区間のア
ドレスを管理すること、及び必要に応じて設定される交
代セクターのアドレスを管理することを行なう４つのデ
ィフェクトマネージメントエリアＤＭＡ１〜ＤＭＡ４
は、管理上の安全性を高めるためにそれぞれ同一内容が
記録される。
種のディスクマネジメント情報が記録されるコントロー
ルエリアＣＮＴと、ディフェクトマネジメントエリアＤ
ＭＡ１，ＤＭＡ２が設けられる。またディスク外周側の
リードアウト領域にも、ディフェクトマネジメントエリ
アＤＭＡ３，ＤＭＡ４と、各種のディスクマネジメント
情報が記録されるコントロールエリアＣＮＴが設けられ
る。ディフェクトマネージメントエリアＤＭＡ１〜ＤＭ
Ａ４は、基本的にはユーザーエリアにおいてディフェク
ト区間が発見された場合に、そのディフェクト区間のア
ドレスを管理すること、及び必要に応じて設定される交
代セクターのアドレスを管理することを行なう４つのデ
ィフェクトマネージメントエリアＤＭＡ１〜ＤＭＡ４
は、管理上の安全性を高めるためにそれぞれ同一内容が
記録される。
【００２０】実際にデータファイルの記録再生が行われ
るユーザーエリアにおいてはゾーン方式により半径方向
に複数の領域に区分されており、図示するようにゾーン
０からゾーン（ｎ）というｎ個のゾーンが形成されてい
る。そして、各ゾーン毎にデータエリアと、そのデータ
エリアに対応する交代エリアが用意される。従ってユー
ザーエリアがｎゾーンに区分される場合は、ｎ単位のデ
ータエリアと、ｎ単位の交代エリアが設けられる。交代
エリアとは、データエリア内において傷などで記録／再
生不能となるディフェクト部位が存在していた場合に、
そのディフェクト部位に代えて用いられる部位を提供す
るエリアとされる。
るユーザーエリアにおいてはゾーン方式により半径方向
に複数の領域に区分されており、図示するようにゾーン
０からゾーン（ｎ）というｎ個のゾーンが形成されてい
る。そして、各ゾーン毎にデータエリアと、そのデータ
エリアに対応する交代エリアが用意される。従ってユー
ザーエリアがｎゾーンに区分される場合は、ｎ単位のデ
ータエリアと、ｎ単位の交代エリアが設けられる。交代
エリアとは、データエリア内において傷などで記録／再
生不能となるディフェクト部位が存在していた場合に、
そのディフェクト部位に代えて用いられる部位を提供す
るエリアとされる。
【００２１】なお、ディスク上の位置を示すアドレスと
しては、物理アドレス（物理ブロックアドレス；PHYSIC
AL BLOCK ADDRESS ；ＰＢＡ）と論理アドレス（論理ブ
ロックアドレス；LOGICAL BLOCK ADDRESS ；ＬＢＡ）が
ある。物理アドレスはリードイン領域の先頭からリード
アウト領域の終端までのブロック毎に連続値が付される
ものである。いわゆるディスクの絶対アドレスである。
ブロックとは例えば３２Ｋbyte（１６セクター）のデー
タ単位であり、これは１つのＥＣＣ単位を形成するデー
タ単位となる。そしてディスク内周から外周までのトラ
ックは、ブロックが連続して形成されていることにな
る。
しては、物理アドレス（物理ブロックアドレス；PHYSIC
AL BLOCK ADDRESS ；ＰＢＡ）と論理アドレス（論理ブ
ロックアドレス；LOGICAL BLOCK ADDRESS ；ＬＢＡ）が
ある。物理アドレスはリードイン領域の先頭からリード
アウト領域の終端までのブロック毎に連続値が付される
ものである。いわゆるディスクの絶対アドレスである。
ブロックとは例えば３２Ｋbyte（１６セクター）のデー
タ単位であり、これは１つのＥＣＣ単位を形成するデー
タ単位となる。そしてディスク内周から外周までのトラ
ックは、ブロックが連続して形成されていることにな
る。
【００２２】論理アドレスは、通常の記録再生動作での
アクセス範囲となるユーザーエリアに対して付されるも
ので、ユーザーエリアの先頭のブロックが、論理アドレ
ス「０」となる。つまり、論理アドレスにリードイン領
域分のアドレス値をオフセットとして加えると、その値
が物理アドレスになる。ＤＶＤでは、ユーザーエリアの
先頭アドレスは例えば物理アドレス３００００ｈに設定
され、従って物理アドレスＰＢＡ「３００００ｈ」＝論
理アドレスＬＢＡ「０ｈ」となる。ただし論理アドレス
とは必ずしもディスクの物理的な位置に固定して与えら
れるものではなく、あくまで記録されているデータファ
イルに対して与えられるものである。このため欠陥管理
により物理的な記録位置が１ブロック後ろにずれたり、
交代エリアの或るブロックが用いられることなどは論理
アドレス値自体には反映されない。
アクセス範囲となるユーザーエリアに対して付されるも
ので、ユーザーエリアの先頭のブロックが、論理アドレ
ス「０」となる。つまり、論理アドレスにリードイン領
域分のアドレス値をオフセットとして加えると、その値
が物理アドレスになる。ＤＶＤでは、ユーザーエリアの
先頭アドレスは例えば物理アドレス３００００ｈに設定
され、従って物理アドレスＰＢＡ「３００００ｈ」＝論
理アドレスＬＢＡ「０ｈ」となる。ただし論理アドレス
とは必ずしもディスクの物理的な位置に固定して与えら
れるものではなく、あくまで記録されているデータファ
イルに対して与えられるものである。このため欠陥管理
により物理的な記録位置が１ブロック後ろにずれたり、
交代エリアの或るブロックが用いられることなどは論理
アドレス値自体には反映されない。
【００２３】欠陥管理を行うために設けられるディフェ
クトマネージメントエリアＤＭＡ（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ
４）には、欠陥管理情報として図８（ａ）に示すように
ディスクディフィニッションストラクチャＤＤＳ、プラ
イマリディフェクトリストＰＤＬ、セカンダリディフェ
クトリストＳＤＬが設けられる。ディスクディフィニッ
ションストラクチャＤＤＳはディフェクト管理のための
情報の記録された位置を管理するもので、プライマリデ
ィフェクトリストＰＤＬ、セカンダリディフェクトリス
トＳＤＬ、交代エリアなどのアドレスが記録されてい
る。即ちディスク再生時には、まずこのディスクディフ
ィニッションストラクチャＤＤＳを読み込むことで、デ
ィフェクト管理のための実情報にアクセスすることがで
きるようになる。
クトマネージメントエリアＤＭＡ（ＤＭＡ１〜ＤＭＡ
４）には、欠陥管理情報として図８（ａ）に示すように
ディスクディフィニッションストラクチャＤＤＳ、プラ
イマリディフェクトリストＰＤＬ、セカンダリディフェ
クトリストＳＤＬが設けられる。ディスクディフィニッ
ションストラクチャＤＤＳはディフェクト管理のための
情報の記録された位置を管理するもので、プライマリデ
ィフェクトリストＰＤＬ、セカンダリディフェクトリス
トＳＤＬ、交代エリアなどのアドレスが記録されてい
る。即ちディスク再生時には、まずこのディスクディフ
ィニッションストラクチャＤＤＳを読み込むことで、デ
ィフェクト管理のための実情報にアクセスすることがで
きるようになる。
【００２４】プライマリディフェクトリストＰＤＬに
は、図８（ｂ）のように、欠陥ブロックが発見された場
合の、その欠陥アドレスｄｆａＰ１、ｄｆａＰ２、ｄｆ
ａＰ３・・・・が記録されるとともに、先頭に欠陥アド
レスとして発見されたブロックの数がＰＤＬエントリー
数として記録される。このプライマリディフェクトリス
トＰＤＬによる欠陥管理形態はいわゆるスリッピングと
呼ばれる形態となり、例えばディスクフォーマット時な
どに生成される。欠陥管理のためには、まずディスクの
製造時もしくはフォーマット時などに記録面全面にわた
ってディフェクトブロックの検査が行なわれる。このと
きに発見された各ディフェクトブロックについては、そ
のアドレスがプライマリディフェクトセクターＰＤＬに
おける欠陥アドレスｄｆａＰ１、ｄｆａＰ２、ｄｆａＰ
３・・・・として順次記録されていくことになる。ただ
し、この場合は発見されたディフェクトブロックに交代
するブロックは、そのディフェクトブロックの次のブロ
ックと設定される。つまりディフェクトブロックに応じ
て記録用に用いるブロックが後ろにずらされていくこと
になり、これがスリッピング処理と呼ばれる。
は、図８（ｂ）のように、欠陥ブロックが発見された場
合の、その欠陥アドレスｄｆａＰ１、ｄｆａＰ２、ｄｆ
ａＰ３・・・・が記録されるとともに、先頭に欠陥アド
レスとして発見されたブロックの数がＰＤＬエントリー
数として記録される。このプライマリディフェクトリス
トＰＤＬによる欠陥管理形態はいわゆるスリッピングと
呼ばれる形態となり、例えばディスクフォーマット時な
どに生成される。欠陥管理のためには、まずディスクの
製造時もしくはフォーマット時などに記録面全面にわた
ってディフェクトブロックの検査が行なわれる。このと
きに発見された各ディフェクトブロックについては、そ
のアドレスがプライマリディフェクトセクターＰＤＬに
おける欠陥アドレスｄｆａＰ１、ｄｆａＰ２、ｄｆａＰ
３・・・・として順次記録されていくことになる。ただ
し、この場合は発見されたディフェクトブロックに交代
するブロックは、そのディフェクトブロックの次のブロ
ックと設定される。つまりディフェクトブロックに応じ
て記録用に用いるブロックが後ろにずらされていくこと
になり、これがスリッピング処理と呼ばれる。
【００２５】図９（ａ）にスリッピング処理を模式的に
示した。図９において一ますは１ブロック分をあらわし
ており、物理アドレスＰＢＡとして「Ｂn-3 」〜「Ｂn+
5 」の区間（ユーザーエリア内の或る区間）を示してい
る。ここで物理アドレスＢｎのブロックが欠陥ブロック
であったとすると、この物理アドレスＢｎの値が欠陥ア
ドレスｄｆａＰ（ｘ）としてプライマリディフェクトリ
ストＰＤＬに登録される。この場合、スリッピング処理
として次の物理アドレスＢn+1 のブロックが物理アドレ
スＢｎとしてのブロックとして用いられることになり、
図９（ａ）下段の下部の括弧内に示すように以降、１ブ
ロックづつずれた状態で各ブロックが用いられる（ただ
し当然ながら、実際に物理アドレスが変更されるわけで
はない）。
示した。図９において一ますは１ブロック分をあらわし
ており、物理アドレスＰＢＡとして「Ｂn-3 」〜「Ｂn+
5 」の区間（ユーザーエリア内の或る区間）を示してい
る。ここで物理アドレスＢｎのブロックが欠陥ブロック
であったとすると、この物理アドレスＢｎの値が欠陥ア
ドレスｄｆａＰ（ｘ）としてプライマリディフェクトリ
ストＰＤＬに登録される。この場合、スリッピング処理
として次の物理アドレスＢn+1 のブロックが物理アドレ
スＢｎとしてのブロックとして用いられることになり、
図９（ａ）下段の下部の括弧内に示すように以降、１ブ
ロックづつずれた状態で各ブロックが用いられる（ただ
し当然ながら、実際に物理アドレスが変更されるわけで
はない）。
【００２６】このようなスリッピング処理のための欠陥
管理情報となるプライマリディフェクトリストＰＤＬに
おいては、欠陥ブロックの代わりに用いられるブロック
は、次のブロックであるため、欠陥ブロックに代わるブ
ロックのアドレスを管理する必要はない。従って、プラ
イマリディフェクトリストＰＤＬでは、１つのディフェ
クトブロックにつき、そのアドレスとして数バイト（７
〜８バイト）が消費されるのみとなる。そしてディフェ
クト検査の際に発見されたディフェクトブロック数が、
ＰＤＬエントリー数として記録される。
管理情報となるプライマリディフェクトリストＰＤＬに
おいては、欠陥ブロックの代わりに用いられるブロック
は、次のブロックであるため、欠陥ブロックに代わるブ
ロックのアドレスを管理する必要はない。従って、プラ
イマリディフェクトリストＰＤＬでは、１つのディフェ
クトブロックにつき、そのアドレスとして数バイト（７
〜８バイト）が消費されるのみとなる。そしてディフェ
クト検査の際に発見されたディフェクトブロック数が、
ＰＤＬエントリー数として記録される。
【００２７】セカンダリディフェクトリストは、ユーザ
ー使用時において発見されたディフェクトセクターを管
理するためのものである。セカンダリディフェクトリス
トＳＤＬには、図８（ｃ）のように、欠陥ブロックが発
見された場合の、その欠陥アドレスｄｆａＳ１、ｄｆａ
Ｓ２、ｄｆａＳ３・・・・が記録されるとともに、これ
らの各欠陥アドレスに対応して交代ブロックとしてのア
ドレスｒｐａ１、ｒｐａ２、ｒｐａ３・・・・が記録さ
れる。そして先頭に欠陥アドレスとして発見され登録さ
れているブロックの数がＳＤＬエントリー数として記録
される。
ー使用時において発見されたディフェクトセクターを管
理するためのものである。セカンダリディフェクトリス
トＳＤＬには、図８（ｃ）のように、欠陥ブロックが発
見された場合の、その欠陥アドレスｄｆａＳ１、ｄｆａ
Ｓ２、ｄｆａＳ３・・・・が記録されるとともに、これ
らの各欠陥アドレスに対応して交代ブロックとしてのア
ドレスｒｐａ１、ｒｐａ２、ｒｐａ３・・・・が記録さ
れる。そして先頭に欠陥アドレスとして発見され登録さ
れているブロックの数がＳＤＬエントリー数として記録
される。
【００２８】このセカンダリディフェクトリストＳＤＬ
による欠陥管理形態はいわゆるリニアリプレイスメント
と呼ばれる形態となり、ユーザー使用時においてディフ
ェクトブロックが発見されるたびに、リスト内容が更新
（追加）されていく。つまりユーザー使用時において発
見されたディフェクトブロックについては、その交代ブ
ロックとして交代エリア内のブロックが割り当てられ
る。従ってセカンダリディフェクトリスト内のデータと
しては、発見された１つのディフェクトブロックにつ
き、上記のようにその欠陥アドレスｄｆａ（ｘ）として
の数バイト（７〜８バイト）と、交代アドレスｒｐａ
（ｘ）としての数バイト（７〜８バイト）の１４〜１６
バイトが用いられる。
による欠陥管理形態はいわゆるリニアリプレイスメント
と呼ばれる形態となり、ユーザー使用時においてディフ
ェクトブロックが発見されるたびに、リスト内容が更新
（追加）されていく。つまりユーザー使用時において発
見されたディフェクトブロックについては、その交代ブ
ロックとして交代エリア内のブロックが割り当てられ
る。従ってセカンダリディフェクトリスト内のデータと
しては、発見された１つのディフェクトブロックにつ
き、上記のようにその欠陥アドレスｄｆａ（ｘ）として
の数バイト（７〜８バイト）と、交代アドレスｒｐａ
（ｘ）としての数バイト（７〜８バイト）の１４〜１６
バイトが用いられる。
【００２９】図９（ｂ）にリニアリプレイスメント処理
を模式的に示した。図９（ｂ）でも、物理アドレスＰＢ
Ａとして「Ｂn-3 」〜「Ｂn+5 」の区間（ユーザーエリ
ア内の或る区間）を例示しており、物理アドレスＢｎの
ブロックが欠陥ブロックとして新たに発見されたとす
る。すると、この物理アドレスＢｎのブロックの代わり
に用いられるブロックが交代エリア内の或るブロック
（アドレスＢm+2 ）として用意され、欠陥ブロックのア
ドレスＢｎが欠陥アドレスｄｆａ（ｘ）として、また用
意された交代ブロックのアドレスＢm+2 が交代アドレス
ｒｐａ（ｘ）としてセカンダリディフェクトリストＳＤ
Ｌに登録される。この場合、それ以降はリニアリプレイ
スメント処理として物理アドレスＢm+2のブロックが物
理アドレスＢｎとしてのブロックに代わって用いられ
る。
を模式的に示した。図９（ｂ）でも、物理アドレスＰＢ
Ａとして「Ｂn-3 」〜「Ｂn+5 」の区間（ユーザーエリ
ア内の或る区間）を例示しており、物理アドレスＢｎの
ブロックが欠陥ブロックとして新たに発見されたとす
る。すると、この物理アドレスＢｎのブロックの代わり
に用いられるブロックが交代エリア内の或るブロック
（アドレスＢm+2 ）として用意され、欠陥ブロックのア
ドレスＢｎが欠陥アドレスｄｆａ（ｘ）として、また用
意された交代ブロックのアドレスＢm+2 が交代アドレス
ｒｐａ（ｘ）としてセカンダリディフェクトリストＳＤ
Ｌに登録される。この場合、それ以降はリニアリプレイ
スメント処理として物理アドレスＢm+2のブロックが物
理アドレスＢｎとしてのブロックに代わって用いられ
る。
【００３０】ディフェクトマネジメントエリアＤＭＡに
おいて以上のように欠陥状況が管理されることで、記録
再生システム側では、ディスクからディフェクトマネジ
メントエリアＤＭＡの情報を読み込むことで、そのディ
スクに関してディフェクト管理に即した記録再生動作を
行うことができる。
おいて以上のように欠陥状況が管理されることで、記録
再生システム側では、ディスクからディフェクトマネジ
メントエリアＤＭＡの情報を読み込むことで、そのディ
スクに関してディフェクト管理に即した記録再生動作を
行うことができる。
【００３１】２．再生システムのハードウエア構成 図２は本例の再生システムのハードウエア構成のブロッ
ク図である。再生システムはディスク再生装置１とホス
トコンピュータ２が、例えばＳＣＳＩやＡＴＡＰＩなど
により相互通信可能に接続されて構成される。ホストコ
ンピュータ２には、例えば内部記録媒体としてのハード
ディスクドライブ３１が内蔵され、アプリケーションソ
フトウエア等がインストールされる。またホストコンピ
ュータ２に対する入力装置としてキーボード３３や、表
示出力装置としてディスプレイユニット３２が設けられ
る。
ク図である。再生システムはディスク再生装置１とホス
トコンピュータ２が、例えばＳＣＳＩやＡＴＡＰＩなど
により相互通信可能に接続されて構成される。ホストコ
ンピュータ２には、例えば内部記録媒体としてのハード
ディスクドライブ３１が内蔵され、アプリケーションソ
フトウエア等がインストールされる。またホストコンピ
ュータ２に対する入力装置としてキーボード３３や、表
示出力装置としてディスプレイユニット３２が設けられ
る。
【００３２】ディスク再生装置１には、ディスクＤとし
てＤＶＤ−ＲＡＭディスクやＤＶＤ−ＲＯＭディスクが
装填される。ディスクＤはターンテーブル１７に積載さ
れ、再生動作時においてスピンドルモータ１６によって
一定線速度（ＣＬＶ）で回転駆動される。そしてピック
アップ１１によってディスクＤにエンボスピット形態も
しくは相変化ピット形態で記録されているデータの読み
出しが行なわれる。
てＤＶＤ−ＲＡＭディスクやＤＶＤ−ＲＯＭディスクが
装填される。ディスクＤはターンテーブル１７に積載さ
れ、再生動作時においてスピンドルモータ１６によって
一定線速度（ＣＬＶ）で回転駆動される。そしてピック
アップ１１によってディスクＤにエンボスピット形態も
しくは相変化ピット形態で記録されているデータの読み
出しが行なわれる。
【００３３】ピックアップ１１にはＤＶＤディスクに最
適な光学系が設けられている。例えばレーザ光源となる
レーザダイオード１４は出力するレーザーの中心波長が
６５０ｎｍもしくは６３５ｎｍのものとされ、また対物
レンズ１２はＮＡ＝0.6 とされる。対物レンズ１２は二
軸機構１３によってトラッキング方向及びフォーカス方
向に移動可能に保持されている。
適な光学系が設けられている。例えばレーザ光源となる
レーザダイオード１４は出力するレーザーの中心波長が
６５０ｎｍもしくは６３５ｎｍのものとされ、また対物
レンズ１２はＮＡ＝0.6 とされる。対物レンズ１２は二
軸機構１３によってトラッキング方向及びフォーカス方
向に移動可能に保持されている。
【００３４】ディスクＤに対してピックアップ１１が用
いられてデータ読取動作が行なわれるわけであるが、ピ
ックアップ１１においてはディスクＤからの反射光情報
はディテクタ１５によって検出され、受光光量に応じた
電気信号とされてＲＦアンプ１９に供給される。ＲＦア
ンプ１９は、電流電圧変換回路、増幅回路、マトリクス
演算回路等を備え、ディテクタ１５からの信号に基づい
て必要な信号を生成する。例えば再生データであるＲＦ
信号、サーボ制御のためのフォーカスエラー信号ＦＥ、
トラッキングエラー信号ＴＥ、いわゆる和信号であるプ
ルイン信号ＰＩなどを生成する。
いられてデータ読取動作が行なわれるわけであるが、ピ
ックアップ１１においてはディスクＤからの反射光情報
はディテクタ１５によって検出され、受光光量に応じた
電気信号とされてＲＦアンプ１９に供給される。ＲＦア
ンプ１９は、電流電圧変換回路、増幅回路、マトリクス
演算回路等を備え、ディテクタ１５からの信号に基づい
て必要な信号を生成する。例えば再生データであるＲＦ
信号、サーボ制御のためのフォーカスエラー信号ＦＥ、
トラッキングエラー信号ＴＥ、いわゆる和信号であるプ
ルイン信号ＰＩなどを生成する。
【００３５】ＲＦアンプ１９で生成される各種信号は、
２値化回路２２とサーボプロセッサ２６に供給される。
即ちＲＦアンプ１９からの再生ＲＦ信号は２値化回路２
２へ、フォーカスエラー信号ＦＥ、トラッキングエラー
信号ＴＥ、プルイン信号ＰＩはサーボプロセッサ２６へ
供給される。
２値化回路２２とサーボプロセッサ２６に供給される。
即ちＲＦアンプ１９からの再生ＲＦ信号は２値化回路２
２へ、フォーカスエラー信号ＦＥ、トラッキングエラー
信号ＴＥ、プルイン信号ＰＩはサーボプロセッサ２６へ
供給される。
【００３６】ＲＦアンプ１９で得られた再生ＲＦ信号は
２値化回路２２で２値化されることでいわゆるＥＦＭ＋
信号（８−１６変調信号）とされ、デコーダ２３に供給
される。デコーダ２３ではＥＦＭ＋復調，ＣＩＲＣデコ
ード等を行ない、また必要に応じてＣＤ−ＲＯＭデコー
ド、ＭＰＥＧデコードなどを行なってディスクＤから読
み取られた情報の再生を行なう。デコードされたデータ
はインターフェース部２４を介してホストコンピュータ
２に送信される。
２値化回路２２で２値化されることでいわゆるＥＦＭ＋
信号（８−１６変調信号）とされ、デコーダ２３に供給
される。デコーダ２３ではＥＦＭ＋復調，ＣＩＲＣデコ
ード等を行ない、また必要に応じてＣＤ−ＲＯＭデコー
ド、ＭＰＥＧデコードなどを行なってディスクＤから読
み取られた情報の再生を行なう。デコードされたデータ
はインターフェース部２４を介してホストコンピュータ
２に送信される。
【００３７】サーボプロセッサ２６は、ＲＦアンプ１９
からのフォーカスエラー信号ＦＥ、トラッキングエラー
信号ＴＥや、デコーダ２３もしくはシステムコントロー
ラ２１からのスピンドルエラー信号ＳＰＥ等から、フォ
ーカス、トラッキング、スレッド、スピンドルの各種サ
ーボドライブ信号を生成しサーボ動作を実行させる。
からのフォーカスエラー信号ＦＥ、トラッキングエラー
信号ＴＥや、デコーダ２３もしくはシステムコントロー
ラ２１からのスピンドルエラー信号ＳＰＥ等から、フォ
ーカス、トラッキング、スレッド、スピンドルの各種サ
ーボドライブ信号を生成しサーボ動作を実行させる。
【００３８】即ちフォーカスエラー信号ＦＥ、トラッキ
ングエラー信号ＴＥに応じてフォーカスドライブ信号、
トラッキングドライブ信号を生成し、二軸ドライバ２８
に供給する。二軸ドライバ２８はフォーカスドライブ信
号、トラッキングドライブ信号に基づいた電流をピック
アップ１１における二軸機構１３のフォーカスコイル、
トラッキングコイルに与え、二軸機構１３を駆動するこ
とになる。これによってピックアップ１１、ＲＦアンプ
１９、サーボプロセッサ２６、二軸ドライバ２８による
トラッキングサーボループ及びフォーカスサーボループ
が形成される。
ングエラー信号ＴＥに応じてフォーカスドライブ信号、
トラッキングドライブ信号を生成し、二軸ドライバ２８
に供給する。二軸ドライバ２８はフォーカスドライブ信
号、トラッキングドライブ信号に基づいた電流をピック
アップ１１における二軸機構１３のフォーカスコイル、
トラッキングコイルに与え、二軸機構１３を駆動するこ
とになる。これによってピックアップ１１、ＲＦアンプ
１９、サーボプロセッサ２６、二軸ドライバ２８による
トラッキングサーボループ及びフォーカスサーボループ
が形成される。
【００３９】またサーボプロセッサ２６はスピンドルモ
ータドライバ２９に対して、スピンドルエラー信号ＳＰ
Ｅに応じて生成したスピンドルドライブ信号を供給す
る。スピンドルモータドライバ２９はスピンドルドライ
ブ信号に応じて例えば３相駆動信号をスピンドルモータ
１６に印加し、スピンドルモータ１６のＣＬＶ回転を実
行させる。またサーボプロセッサ２６はシステムコント
ローラ２１からのスピンドルキック（加速）／ブレーキ
（減速）制御信号に応じてスピンドルドライブ信号を発
生させ、スピンドルモータドライバ２９によるスピンド
ルモータ１６の起動または停止などの動作も実行させ
る。
ータドライバ２９に対して、スピンドルエラー信号ＳＰ
Ｅに応じて生成したスピンドルドライブ信号を供給す
る。スピンドルモータドライバ２９はスピンドルドライ
ブ信号に応じて例えば３相駆動信号をスピンドルモータ
１６に印加し、スピンドルモータ１６のＣＬＶ回転を実
行させる。またサーボプロセッサ２６はシステムコント
ローラ２１からのスピンドルキック（加速）／ブレーキ
（減速）制御信号に応じてスピンドルドライブ信号を発
生させ、スピンドルモータドライバ２９によるスピンド
ルモータ１６の起動または停止などの動作も実行させ
る。
【００４０】サーボプロセッサ２６は、例えばトラッキ
ングエラー信号ＴＥの低域成分から得られるスレッドエ
ラー信号や、システムコントローラ２１からのアクセス
実行制御などに基づいてスレッドドライブ信号を生成
し、スレッドドライバ２７に供給する。スレッドドライ
バ２７はスレッドドライブ信号に応じてスレッド機構１
８を駆動する。スレッド機構１８とはピックアップ１１
の全体をディスク半径方向に移動させる機構であり、ス
レッドドライバ２７がスレッドドライブ信号に応じてス
レッドモータ１８を駆動することで、ピックアップ１１
の適正なスライド移動が行なわれる。
ングエラー信号ＴＥの低域成分から得られるスレッドエ
ラー信号や、システムコントローラ２１からのアクセス
実行制御などに基づいてスレッドドライブ信号を生成
し、スレッドドライバ２７に供給する。スレッドドライ
バ２７はスレッドドライブ信号に応じてスレッド機構１
８を駆動する。スレッド機構１８とはピックアップ１１
の全体をディスク半径方向に移動させる機構であり、ス
レッドドライバ２７がスレッドドライブ信号に応じてス
レッドモータ１８を駆動することで、ピックアップ１１
の適正なスライド移動が行なわれる。
【００４１】ピックアップ１１におけるレーザダイオー
ド１４はレーザドライバ３０によってレーザ発光駆動さ
れる。サーボプロセッサ２６は、システムコントローラ
２１からの指示に基づいて再生時などにピックアップ１
１のレーザ発光を実行すべきレーザドライブ信号を発生
させ、レーザドライバ３０に供給する。これに応じてレ
ーザドライバ３０がレーザダイオード１４を発光駆動す
ることになる。
ド１４はレーザドライバ３０によってレーザ発光駆動さ
れる。サーボプロセッサ２６は、システムコントローラ
２１からの指示に基づいて再生時などにピックアップ１
１のレーザ発光を実行すべきレーザドライブ信号を発生
させ、レーザドライバ３０に供給する。これに応じてレ
ーザドライバ３０がレーザダイオード１４を発光駆動す
ることになる。
【００４２】以上のようなサーボ及びデコードなどの各
種動作はマイクロコンピュータによって形成されたシス
テムコントローラ２１により制御される。例えば再生開
始、終了、トラックアクセス、早送り再生、早戻し再生
などの動作は、システムコントローラ２１がサーボプロ
セッサ２６やピックアップ１１の動作を制御することで
実現される。メモリ２５はマイクロコンピュータとして
のシステムコントローラ２１のＣＰＵ内蔵メモリであ
り、制御動作で必要な各種作業データの格納やワーク領
域として用いられる。
種動作はマイクロコンピュータによって形成されたシス
テムコントローラ２１により制御される。例えば再生開
始、終了、トラックアクセス、早送り再生、早戻し再生
などの動作は、システムコントローラ２１がサーボプロ
セッサ２６やピックアップ１１の動作を制御することで
実現される。メモリ２５はマイクロコンピュータとして
のシステムコントローラ２１のＣＰＵ内蔵メモリであ
り、制御動作で必要な各種作業データの格納やワーク領
域として用いられる。
【００４３】システムコントローラ２１によるディスク
Ｄの再生動作に関する制御は、ホストコンピュータ２か
らの再生要求及び再生位置指定に応じて実行される。即
ちホストコンピュータ２から再生要求としてのコマンド
とともに、再生位置情報としてアドレス（本例の場合、
後述するように欠陥管理に即した状態の物理アドレス）
とデータレングスが送信されてくるが、システムコント
ローラ２１はそれに応じて、サーボプロセッサ２６の制
御を行い、スピンドル回転、レーザ出力ピックアップ１
１のアクセスを実行させ、要求されたデータファイルの
読出を実行させる。そして読み出されデコーダ２３でデ
コードされたデータファイルを、インターフェース部２
４からホストコンピュータ２に送信させることで一連の
再生動作制御が完了される。
Ｄの再生動作に関する制御は、ホストコンピュータ２か
らの再生要求及び再生位置指定に応じて実行される。即
ちホストコンピュータ２から再生要求としてのコマンド
とともに、再生位置情報としてアドレス（本例の場合、
後述するように欠陥管理に即した状態の物理アドレス）
とデータレングスが送信されてくるが、システムコント
ローラ２１はそれに応じて、サーボプロセッサ２６の制
御を行い、スピンドル回転、レーザ出力ピックアップ１
１のアクセスを実行させ、要求されたデータファイルの
読出を実行させる。そして読み出されデコーダ２３でデ
コードされたデータファイルを、インターフェース部２
４からホストコンピュータ２に送信させることで一連の
再生動作制御が完了される。
【００４４】３．再生システムの機能ブロック形態 図１は、図２で説明した再生システムを、再生動作に関
する機能ブロック的に表したものである。ホストコンピ
ュータ２には、ディスク再生装置１に対応するために、
ＯＳ７のもとで機能するデバイスドライバ６としてのソ
フトウエアが搭載されている。そしてデバイスドライバ
６はディスク再生装置１に装填されるディスクＤからフ
ァイル管理情報を読み出して保持するファイルシステム
機能６ａと、ファイルシステム機能６ａによって管理さ
れるファイルデータのうちでＯＳ７から要求されたファ
イルデータの読み込みを実行するためのドライバ機能６
ｂが設けられる。さらに本例の場合、デバイスドライバ
６内に、ディスクＤから読み出した欠陥管理情報の保持
及びその欠陥管理情報における交代情報により作成した
テーブル、すなわち交代情報に応じたアドレス変換を実
行しやすいように作成されたディフェクトテーブルを保
持するディフェクトテーブル機能６ｃと、そのディフェ
クトテーブルを用いて交代情報に応じたアドレス変換を
行うアドレス変換機能６ｄが設けられている。
する機能ブロック的に表したものである。ホストコンピ
ュータ２には、ディスク再生装置１に対応するために、
ＯＳ７のもとで機能するデバイスドライバ６としてのソ
フトウエアが搭載されている。そしてデバイスドライバ
６はディスク再生装置１に装填されるディスクＤからフ
ァイル管理情報を読み出して保持するファイルシステム
機能６ａと、ファイルシステム機能６ａによって管理さ
れるファイルデータのうちでＯＳ７から要求されたファ
イルデータの読み込みを実行するためのドライバ機能６
ｂが設けられる。さらに本例の場合、デバイスドライバ
６内に、ディスクＤから読み出した欠陥管理情報の保持
及びその欠陥管理情報における交代情報により作成した
テーブル、すなわち交代情報に応じたアドレス変換を実
行しやすいように作成されたディフェクトテーブルを保
持するディフェクトテーブル機能６ｃと、そのディフェ
クトテーブルを用いて交代情報に応じたアドレス変換を
行うアドレス変換機能６ｄが設けられている。
【００４５】ディスク再生装置１には、例えば光学ヘッ
ド、サーボ機構、デコーダ回路系などによるディスクド
ライブ部３が設けられ、これによって実際にディスクか
らのデータ再生動作が可能とされるが、このディスクド
ライブ部３は図２におけるシステムコントローラ２５及
びインターフェース部２４以外の構成部分に相当する。
そしてこのディスクドライブ部３に、ホストコンピュー
タ２からの要求に基づいて必要な再生動作を実行させる
ためのコントローラ４が設けられるが、これは図２のシ
ステムコントローラ２５及びインターフェース部２４に
相当する。
ド、サーボ機構、デコーダ回路系などによるディスクド
ライブ部３が設けられ、これによって実際にディスクか
らのデータ再生動作が可能とされるが、このディスクド
ライブ部３は図２におけるシステムコントローラ２５及
びインターフェース部２４以外の構成部分に相当する。
そしてこのディスクドライブ部３に、ホストコンピュー
タ２からの要求に基づいて必要な再生動作を実行させる
ためのコントローラ４が設けられるが、これは図２のシ
ステムコントローラ２５及びインターフェース部２４に
相当する。
【００４６】このようなホストコンピュータ２とディス
ク再生装置１による再生システムにおいて、ＯＳ７から
或るデータファイルのリード要求が発生した場合、デバ
イスドライバ６は、ディスク再生装置１に対してリード
コマンド（読出要求）及び読出を実行すべき位置情報を
送信することになる。ただし本例の場合、位置情報と
は、読出を実行する範囲の先頭のアドレスと、データフ
ァイル長（データレングス）により構成されるが、この
送信される先頭のアドレスとは、ホストコンピュータ２
側でのディスクのデータファイル管理に基づく論理アド
レスＬＢＡ、データレングスＬＧを、欠陥管理状況に応
じて変換した１又は複数の物理アドレスＰＢＡ＃、デー
タレングスＬＧ＃となる。
ク再生装置１による再生システムにおいて、ＯＳ７から
或るデータファイルのリード要求が発生した場合、デバ
イスドライバ６は、ディスク再生装置１に対してリード
コマンド（読出要求）及び読出を実行すべき位置情報を
送信することになる。ただし本例の場合、位置情報と
は、読出を実行する範囲の先頭のアドレスと、データフ
ァイル長（データレングス）により構成されるが、この
送信される先頭のアドレスとは、ホストコンピュータ２
側でのディスクのデータファイル管理に基づく論理アド
レスＬＢＡ、データレングスＬＧを、欠陥管理状況に応
じて変換した１又は複数の物理アドレスＰＢＡ＃、デー
タレングスＬＧ＃となる。
【００４７】そしてディスク再生装置１のコントローラ
４は、ホストコンピュータ２からのリードコマンド、及
び読出位置情報としてのアドレスとデータレングスを受
信することで、それに応じた読出動作をディスクドライ
ブ部３に実行させることになるが、コントローラ４は受
信したアドレスを、従来のＤＶＤ−ＲＯＭディスク対応
の場合と同様に論理アドレスとして扱う。つまり、ディ
スクがＤＶＤ−ＲＡＭディスクであるか否かに関わら
ず、送信されてきた物理アドレスＰＢＡ＃及びデータレ
ングスＬＧ＃の情報を、論理アドレス及びレングスとし
て扱い、従って論理アドレスに対してオフセット付加機
能４ａによりオフセットを付加して実際にディスク読出
を実行すべき物理アドレスを得る。そしてその物理アド
レス及びデータレングスＬＧ＃に基づいてデータ再生動
作制御を実行することになる。
４は、ホストコンピュータ２からのリードコマンド、及
び読出位置情報としてのアドレスとデータレングスを受
信することで、それに応じた読出動作をディスクドライ
ブ部３に実行させることになるが、コントローラ４は受
信したアドレスを、従来のＤＶＤ−ＲＯＭディスク対応
の場合と同様に論理アドレスとして扱う。つまり、ディ
スクがＤＶＤ−ＲＡＭディスクであるか否かに関わら
ず、送信されてきた物理アドレスＰＢＡ＃及びデータレ
ングスＬＧ＃の情報を、論理アドレス及びレングスとし
て扱い、従って論理アドレスに対してオフセット付加機
能４ａによりオフセットを付加して実際にディスク読出
を実行すべき物理アドレスを得る。そしてその物理アド
レス及びデータレングスＬＧ＃に基づいてデータ再生動
作制御を実行することになる。
【００４８】つまり本例では、ＤＶＤ−ＲＡＭメディア
の場合に必要な欠管理状況に基づくアドレス変換は、ホ
ストコンピュータ２側のデバイスドライバ６内で実行
し、欠陥管理に即したアドレス変換が行われた状態で、
ディスク再生装置１に対して再生指示を行うことにな
る。従って、ディスク再生装置１では、ディスクＤがＤ
ＶＤ−ＲＯＭメディアであろうが、ＤＶＤ−ＲＡＭメデ
ィアであろうが、読出要求とともに送信されてくるアド
レスに対して単純にオフセット付加処理を行うのみでよ
い。
の場合に必要な欠管理状況に基づくアドレス変換は、ホ
ストコンピュータ２側のデバイスドライバ６内で実行
し、欠陥管理に即したアドレス変換が行われた状態で、
ディスク再生装置１に対して再生指示を行うことにな
る。従って、ディスク再生装置１では、ディスクＤがＤ
ＶＤ−ＲＯＭメディアであろうが、ＤＶＤ−ＲＡＭメデ
ィアであろうが、読出要求とともに送信されてくるアド
レスに対して単純にオフセット付加処理を行うのみでよ
い。
【００４９】なお、本例ではこのようにオフセット付加
をディスク再生装置１側で実行するとして説明を続ける
が、オフセット付加までもデバイスドライバ６側で行っ
てしまい、ディスク再生装置１のコントローラ４は、供
給されたアドレスをそのまま実際の読出アドレスとして
用いて再生アクセスを行うようにするシステムを構築す
ることも可能である。
をディスク再生装置１側で実行するとして説明を続ける
が、オフセット付加までもデバイスドライバ６側で行っ
てしまい、ディスク再生装置１のコントローラ４は、供
給されたアドレスをそのまま実際の読出アドレスとして
用いて再生アクセスを行うようにするシステムを構築す
ることも可能である。
【００５０】４．初期動作 本例の再生システムの具体的な動作例として、ディスク
再生のための初期動作を図３のフローチャートで説明す
る。この初期動作はホストコンピュータ２の処理であ
り、ディスク再生装置１に新たにディスクＤが装填され
た際、もしくはディスク再生装置１内にディスクＤが装
填されている状態でホストコンピュータ２が起動された
場合などに実行される。
再生のための初期動作を図３のフローチャートで説明す
る。この初期動作はホストコンピュータ２の処理であ
り、ディスク再生装置１に新たにディスクＤが装填され
た際、もしくはディスク再生装置１内にディスクＤが装
填されている状態でホストコンピュータ２が起動された
場合などに実行される。
【００５１】ホストコンピュータ２はまずステップＦ１
０１としてディスク再生装置１に装填されているディス
クＤのメディアタイプ、即ちＤＶＤ−ＲＯＭであるかＤ
ＶＤ−ＲＡＭであるかを確認する。本例のようにＳＣＳ
ＩもしくはＡＴＡＰＩ方式の接続の場合は、ホストコン
ピュータ２はモードセンスコマンドのパラメータである
メディアタイプの情報により判別することができる。
０１としてディスク再生装置１に装填されているディス
クＤのメディアタイプ、即ちＤＶＤ−ＲＯＭであるかＤ
ＶＤ−ＲＡＭであるかを確認する。本例のようにＳＣＳ
ＩもしくはＡＴＡＰＩ方式の接続の場合は、ホストコン
ピュータ２はモードセンスコマンドのパラメータである
メディアタイプの情報により判別することができる。
【００５２】ディスクＤがＤＶＤ−ＲＯＭであった場合
は、特に初期処理は必要ないためステップＦ１０２から
初期処理を抜ける。ディスクＤがＤＶＤ−ＲＡＭであっ
た場合は、初期処理としてディフェクト管理に関する初
期処理を実行するためにステップＦ１０２からＦ１０３
に進む。
は、特に初期処理は必要ないためステップＦ１０２から
初期処理を抜ける。ディスクＤがＤＶＤ−ＲＡＭであっ
た場合は、初期処理としてディフェクト管理に関する初
期処理を実行するためにステップＦ１０２からＦ１０３
に進む。
【００５３】ステップＦ１０３では、ホストコンピュー
タ２はディスク再生装置１に対して特定のコマンドによ
り、ディスクＤのディフェクトマネジメントエリアＤＭ
Ａの読出を指示する。即ちディスクディフィニッション
ストラクチャＤＤＳ、プライマリディフェクトリストＰ
ＤＬ、セカンダリディフェクトリストＳＤＬとしての欠
陥管理情報の再生を指示し、再生された欠陥管理情報を
ホストコンピュータ２側に送信させる。ホストコンピュ
ータ２では、送信されてきた欠陥管理情報をデバイスド
ライバ６により使用されるメモリ領域に取り込むことに
なる。
タ２はディスク再生装置１に対して特定のコマンドによ
り、ディスクＤのディフェクトマネジメントエリアＤＭ
Ａの読出を指示する。即ちディスクディフィニッション
ストラクチャＤＤＳ、プライマリディフェクトリストＰ
ＤＬ、セカンダリディフェクトリストＳＤＬとしての欠
陥管理情報の再生を指示し、再生された欠陥管理情報を
ホストコンピュータ２側に送信させる。ホストコンピュ
ータ２では、送信されてきた欠陥管理情報をデバイスド
ライバ６により使用されるメモリ領域に取り込むことに
なる。
【００５４】なお、ディスクＤに対する通常のアクセス
範囲はユーザーエリアの範囲であり、ディフェクトマネ
ジメントエリアＤＭＡはその範囲外となる。このためホ
ストコンピュータ２がＤＶＤ−ＲＡＭメディアのディフ
ェクトマネジメントエリアＤＭＡの情報を読み込むため
には、読出要求にかかる論理アドレスＬＢＡの範囲を、
ユーザーエリアの前後のディフェクトマネジメントエリ
アＤＭＡの分だけ拡大すればよい。提案されているＤＶ
Ｄ−ＲＡＭ規格によれば、ユーザーエリアの前後に６０
ｈづつ論理アドレスＬＢＡの範囲を拡大することにな
る。
範囲はユーザーエリアの範囲であり、ディフェクトマネ
ジメントエリアＤＭＡはその範囲外となる。このためホ
ストコンピュータ２がＤＶＤ−ＲＡＭメディアのディフ
ェクトマネジメントエリアＤＭＡの情報を読み込むため
には、読出要求にかかる論理アドレスＬＢＡの範囲を、
ユーザーエリアの前後のディフェクトマネジメントエリ
アＤＭＡの分だけ拡大すればよい。提案されているＤＶ
Ｄ−ＲＡＭ規格によれば、ユーザーエリアの前後に６０
ｈづつ論理アドレスＬＢＡの範囲を拡大することにな
る。
【００５５】ディスクＤから欠陥管理情報を読み込んだ
ら、ステップＦ１０４として、そのプライマリディフェ
クトリストＰＤＬ、セカンダリディフェクトリストＳＤ
Ｌにエントリーされているディフェクト数に基づいて、
必要なメモリ領域を確保する。そしてステップＦ１０５
として、プライマリディフェクトリストＰＤＬ及びセカ
ンダリディフェクトリストＳＤＬに基づいて、論理アド
レスＬＢＡを物理アドレスＰＢＡ＃に変換するためのデ
ィフェクトテーブルを作成する。なお、物理アドレスＰ
ＢＡ＃とは、欠陥管理状況に応じて物理的な交代位置に
相当するアドレスであるが、論理アドレスから物理アド
レスの変換のためのオフセット付加が行われていない段
階のアドレス値である。つまり、ディスク再生装置１側
でオフセット付加されることで、実際の物理的な読出位
置を示すことになる値である。
ら、ステップＦ１０４として、そのプライマリディフェ
クトリストＰＤＬ、セカンダリディフェクトリストＳＤ
Ｌにエントリーされているディフェクト数に基づいて、
必要なメモリ領域を確保する。そしてステップＦ１０５
として、プライマリディフェクトリストＰＤＬ及びセカ
ンダリディフェクトリストＳＤＬに基づいて、論理アド
レスＬＢＡを物理アドレスＰＢＡ＃に変換するためのデ
ィフェクトテーブルを作成する。なお、物理アドレスＰ
ＢＡ＃とは、欠陥管理状況に応じて物理的な交代位置に
相当するアドレスであるが、論理アドレスから物理アド
レスの変換のためのオフセット付加が行われていない段
階のアドレス値である。つまり、ディスク再生装置１側
でオフセット付加されることで、実際の物理的な読出位
置を示すことになる値である。
【００５６】ディフェクトテーブルが作成され、デバイ
スドライバ６のディフェクトテーブル機能６ｃが有効に
なることで、初期処理が終了される。以降、ＤＶＤ−Ｒ
ＡＭとしてのディスクＤに対する再生動作要求時には、
アドレス変換機能６ｄがディフェクトテーブル機能６ｃ
を用いてアドレス変換を行い、ドライバ機能６ｂが変換
されたアドレスＰＢＡ＃及びデータレングスＬＧ＃を用
いてディスク再生装置１に対して読出要求を行うことに
なる。
スドライバ６のディフェクトテーブル機能６ｃが有効に
なることで、初期処理が終了される。以降、ＤＶＤ−Ｒ
ＡＭとしてのディスクＤに対する再生動作要求時には、
アドレス変換機能６ｄがディフェクトテーブル機能６ｃ
を用いてアドレス変換を行い、ドライバ機能６ｂが変換
されたアドレスＰＢＡ＃及びデータレングスＬＧ＃を用
いてディスク再生装置１に対して読出要求を行うことに
なる。
【００５７】５．再生動作上記の初期動作の後におい
て、ＯＳ７から読出要求が発生した場合の処理を図４に
示す。ＯＳ７から必要なデータファイルの読出要求が発
生した場合は、処理はステップＦ２０１からＦ２０２に
進む。このときファイルシステム機能６ａでのファイル
管理により、必要なデータファイルの論理アドレスＬＢ
ＡとデータレングスＬＧが発生されることになる。
て、ＯＳ７から読出要求が発生した場合の処理を図４に
示す。ＯＳ７から必要なデータファイルの読出要求が発
生した場合は、処理はステップＦ２０１からＦ２０２に
進む。このときファイルシステム機能６ａでのファイル
管理により、必要なデータファイルの論理アドレスＬＢ
ＡとデータレングスＬＧが発生されることになる。
【００５８】ここでアドレス変換機能６ｄはディフェク
トテーブル機能６ｃを用いて、論理アドレスＬＢＡとデ
ータレングスＬＧを、１又は複数の位置情報、即ち物理
アドレスＰＢＡ＃とデータレングスＬＧ＃に変換する。
このアドレス変換処理は大きく分けて、読出対象となる
データファイルについて欠陥ブロックが存在しない場合
と、読出対象となるデータファイル内にプライマリディ
フェクトリストＰＤＬに登録されている欠陥ブロックが
存在する場合と、読出対象となるデータファイル内にセ
カンダリディフェクトリストＳＤＬに登録されている欠
陥ブロックが存在する場合とにより、それぞれ所要の処
理が実行される。
トテーブル機能６ｃを用いて、論理アドレスＬＢＡとデ
ータレングスＬＧを、１又は複数の位置情報、即ち物理
アドレスＰＢＡ＃とデータレングスＬＧ＃に変換する。
このアドレス変換処理は大きく分けて、読出対象となる
データファイルについて欠陥ブロックが存在しない場合
と、読出対象となるデータファイル内にプライマリディ
フェクトリストＰＤＬに登録されている欠陥ブロックが
存在する場合と、読出対象となるデータファイル内にセ
カンダリディフェクトリストＳＤＬに登録されている欠
陥ブロックが存在する場合とにより、それぞれ所要の処
理が実行される。
【００５９】なお、実際には読出対象となるデータファ
イル内に、プライマリディフェクトリストＰＤＬに登録
されている欠陥ブロックが複数存在する場合や、セカン
ダリディフェクトリストＳＤＬに登録されている欠陥ブ
ロックが複数存在する場合、さらにはプライマリディフ
ェクトリストＰＤＬに登録されている欠陥ブロックと、
セカンダリディフェクトリストＳＤＬに登録されている
欠陥ブロックの両方が存在する場合などの多様な場合が
考えられるが、それぞれの欠陥ブロックに対応して、次
に説明するような位置情報変換（アドレス及びデータレ
ングスの変換）が行われる。
イル内に、プライマリディフェクトリストＰＤＬに登録
されている欠陥ブロックが複数存在する場合や、セカン
ダリディフェクトリストＳＤＬに登録されている欠陥ブ
ロックが複数存在する場合、さらにはプライマリディフ
ェクトリストＰＤＬに登録されている欠陥ブロックと、
セカンダリディフェクトリストＳＤＬに登録されている
欠陥ブロックの両方が存在する場合などの多様な場合が
考えられるが、それぞれの欠陥ブロックに対応して、次
に説明するような位置情報変換（アドレス及びデータレ
ングスの変換）が行われる。
【００６０】まず読出対象となるデータファイルの区間
において、欠陥管理情報を参照した結果、欠陥ブロック
が存在しない場合と判断された場合は、実際上のアドレ
ス及びデータレングスの変換は行わない。例えば論理ア
ドレスＬＢＡ＝１６Ｗ、データレングスＬＧ＝４として
読出要求が発生した場合は、論理アドレスとして１６
Ｗ、１６Ｗ＋１、１６Ｗ＋２、１６Ｗ＋３という４ブロ
ックのデータファイル再生が求められたものとなるが、
この４ブロックに相当するディスクＤの実際の記録位置
に欠陥ブロックが存在しないことがディフェクトテーブ
ル機能６ｃが読み込んでいる欠陥管理情報（もしくはデ
ィフェクトテーブル）から確認されたとする。すると、
アドレス変換部６ｄは特に欠陥状況に応じたアドレス変
換を行う必要はなく、論理アドレスＬＢＡ＝１６Ｗ、デ
ータレングスＬＧ＝４という値を、物理アドレスＰＢＡ
＃＝１６Ｗ、データレングスＬＧ＃＝４という値として
ドライバ機能６ｄに受け渡す。
において、欠陥管理情報を参照した結果、欠陥ブロック
が存在しない場合と判断された場合は、実際上のアドレ
ス及びデータレングスの変換は行わない。例えば論理ア
ドレスＬＢＡ＝１６Ｗ、データレングスＬＧ＝４として
読出要求が発生した場合は、論理アドレスとして１６
Ｗ、１６Ｗ＋１、１６Ｗ＋２、１６Ｗ＋３という４ブロ
ックのデータファイル再生が求められたものとなるが、
この４ブロックに相当するディスクＤの実際の記録位置
に欠陥ブロックが存在しないことがディフェクトテーブ
ル機能６ｃが読み込んでいる欠陥管理情報（もしくはデ
ィフェクトテーブル）から確認されたとする。すると、
アドレス変換部６ｄは特に欠陥状況に応じたアドレス変
換を行う必要はなく、論理アドレスＬＢＡ＝１６Ｗ、デ
ータレングスＬＧ＝４という値を、物理アドレスＰＢＡ
＃＝１６Ｗ、データレングスＬＧ＃＝４という値として
ドライバ機能６ｄに受け渡す。
【００６１】ステップＦ２０２でこのような処理が行わ
れた後、ステップＦ２０３でドライバ機能６ｄがディス
ク再生装置１に対してリードコマンドを実行する。即ち
リード要求コマンドとともに、読出位置情報としてアド
レス＝１６Ｗ、データレングス＝４という情報を送信す
る。このステップＦ２０３のリードコマンドに対してデ
ィスク再生装置１は、送信されてきたアドレス（物理ア
ドレスＰＢＡ＃）を、オフセットの付加されていないア
ドレス、即ち論理アドレスとして捉えて、コントローラ
４はオフセット付加機能４ａによりオフセット値を加算
して、実際の物理アドレスＰＢＡとする。そしてその物
理アドレスＰＢＡからデータレングスＬＧ（＝ＬＧ＃）
で示された区間の再生動作をディスクドライブ部３に指
示し、再生及び再生されたデータファイルのホストコン
ピュータ２への送信を実行させる。
れた後、ステップＦ２０３でドライバ機能６ｄがディス
ク再生装置１に対してリードコマンドを実行する。即ち
リード要求コマンドとともに、読出位置情報としてアド
レス＝１６Ｗ、データレングス＝４という情報を送信す
る。このステップＦ２０３のリードコマンドに対してデ
ィスク再生装置１は、送信されてきたアドレス（物理ア
ドレスＰＢＡ＃）を、オフセットの付加されていないア
ドレス、即ち論理アドレスとして捉えて、コントローラ
４はオフセット付加機能４ａによりオフセット値を加算
して、実際の物理アドレスＰＢＡとする。そしてその物
理アドレスＰＢＡからデータレングスＬＧ（＝ＬＧ＃）
で示された区間の再生動作をディスクドライブ部３に指
示し、再生及び再生されたデータファイルのホストコン
ピュータ２への送信を実行させる。
【００６２】一方、ＯＳ７からの読出要求があったデー
タファイル区間において、欠陥管理情報を参照した結
果、プライマリディフェクトリストＰＤＬに登録された
欠陥ブロックが存在した場合は、ステップＦ２０２でそ
れに応じたアドレス変換処理、即ちスリッピングに応じ
たアドレス変換が行われる。この場合の処理を図５を参
照しながら説明する。
タファイル区間において、欠陥管理情報を参照した結
果、プライマリディフェクトリストＰＤＬに登録された
欠陥ブロックが存在した場合は、ステップＦ２０２でそ
れに応じたアドレス変換処理、即ちスリッピングに応じ
たアドレス変換が行われる。この場合の処理を図５を参
照しながら説明する。
【００６３】例えば論理アドレスＬＢＡ＝１６Ｘ−２、
データレングスＬＧ＝４として読出要求が発生した場合
は、図５のＬＢＡ空間として示すように、論理アドレス
として１６Ｘ−２、１６Ｘ−２、１６Ｘ、１６Ｘ＋１と
いう４ブロックのデータファイル再生が求められたもの
となる。ところが、このうちの論理アドレス１６Ｘのブ
ロックに相当する物理アドレスの記録ブロック（これを
ＰＢＡ空間における物理アドレス１６Ｙとする）が、プ
ライマリディフェクトリストＰＤＬに登録されていたと
する。
データレングスＬＧ＝４として読出要求が発生した場合
は、図５のＬＢＡ空間として示すように、論理アドレス
として１６Ｘ−２、１６Ｘ−２、１６Ｘ、１６Ｘ＋１と
いう４ブロックのデータファイル再生が求められたもの
となる。ところが、このうちの論理アドレス１６Ｘのブ
ロックに相当する物理アドレスの記録ブロック（これを
ＰＢＡ空間における物理アドレス１６Ｙとする）が、プ
ライマリディフェクトリストＰＤＬに登録されていたと
する。
【００６４】プライマリディフェクトリストＰＤＬには
スリッピング処理が行われる欠陥ブロックが登録されて
いるものであるため、読出要求にかかる論理アドレスＬ
ＢＡ＝１６Ｘ−２、データレングスＬＧ＝４という読出
位置は、図示するように物理アドレスとして１６Ｙ−
２、１６Ｙ−１、１６Ｙ＋１、１６Ｙ＋２という４ブロ
ックのデータファイル再生が求められたものとなる。即
ちアドレス変換部６ｄはディフェクトテーブル機能６ｃ
を用いて論理アドレスＬＢＡ＝１６Ｘ−２、データレン
グスＬＧ＝４という読出位置の情報を、物理アドレス１
６Ｙ−２、１６Ｙ−１、１６Ｙ＋１、１６Ｙ＋２を示す
位置情報に変換する。具体的には、物理アドレス１６Ｙ
の前後で２つの区間に分かれることになるため、物理ア
ドレスＰＢＡ＃１＝１６Ｙ−２、データレングスＬＧ＃
１＝２という位置情報と、物理アドレスＰＢＡ＃２＝１
６Ｙ＋１、データレングスＬＧ＃２＝２という位置情報
との２つの位置情報に変換し、これらをドライバ機能６
ｄに受け渡すことになる。
スリッピング処理が行われる欠陥ブロックが登録されて
いるものであるため、読出要求にかかる論理アドレスＬ
ＢＡ＝１６Ｘ−２、データレングスＬＧ＝４という読出
位置は、図示するように物理アドレスとして１６Ｙ−
２、１６Ｙ−１、１６Ｙ＋１、１６Ｙ＋２という４ブロ
ックのデータファイル再生が求められたものとなる。即
ちアドレス変換部６ｄはディフェクトテーブル機能６ｃ
を用いて論理アドレスＬＢＡ＝１６Ｘ−２、データレン
グスＬＧ＝４という読出位置の情報を、物理アドレス１
６Ｙ−２、１６Ｙ−１、１６Ｙ＋１、１６Ｙ＋２を示す
位置情報に変換する。具体的には、物理アドレス１６Ｙ
の前後で２つの区間に分かれることになるため、物理ア
ドレスＰＢＡ＃１＝１６Ｙ−２、データレングスＬＧ＃
１＝２という位置情報と、物理アドレスＰＢＡ＃２＝１
６Ｙ＋１、データレングスＬＧ＃２＝２という位置情報
との２つの位置情報に変換し、これらをドライバ機能６
ｄに受け渡すことになる。
【００６５】ステップＦ２０２でこのような処理が行わ
れた後、ステップＦ２０３でドライバ機能６ｄがディス
ク再生装置１に対してリードコマンドを実行し、リード
要求コマンドとともに、読出位置情報として（アドレス
＝１６Ｙ−２、データレングス＝２）という値と、（ア
ドレス＝１６Ｙ＋１、データレングスＬＧ＝２）という
値を送信する。
れた後、ステップＦ２０３でドライバ機能６ｄがディス
ク再生装置１に対してリードコマンドを実行し、リード
要求コマンドとともに、読出位置情報として（アドレス
＝１６Ｙ−２、データレングス＝２）という値と、（ア
ドレス＝１６Ｙ＋１、データレングスＬＧ＝２）という
値を送信する。
【００６６】このステップＦ２０３のリードコマンドに
対してディスク再生装置１は、送信されてきたアドレス
（物理アドレスＰＢＡ＃１、ＰＢＡ＃２）を、オフセッ
トの付加されていないアドレス、即ち論理アドレスとし
て捉え、コントローラ４はオフセット付加機能４ａによ
りオフセット値を加算して、実際の物理アドレスＰＢＡ
１、ＰＢＡ２とする。そしてその物理アドレスＰＢＡ１
からのデータレングスＬＧ（＝ＬＧ＃１＝２）で示され
た２ブロック区間の再生動作と、物理アドレスＰＢＡ２
からのデータレングスＬＧ（＝ＬＧ＃２＝２）で示され
た２ブロック区間の再生動作を連続的に行うことをディ
スクドライブ部３に指示し、再生及び再生されたデータ
ファイルのホストコンピュータ２への送信を実行させ
る。これにより、ＯＳ７から求められた区間のデータフ
ァイル再生が完了する。
対してディスク再生装置１は、送信されてきたアドレス
（物理アドレスＰＢＡ＃１、ＰＢＡ＃２）を、オフセッ
トの付加されていないアドレス、即ち論理アドレスとし
て捉え、コントローラ４はオフセット付加機能４ａによ
りオフセット値を加算して、実際の物理アドレスＰＢＡ
１、ＰＢＡ２とする。そしてその物理アドレスＰＢＡ１
からのデータレングスＬＧ（＝ＬＧ＃１＝２）で示され
た２ブロック区間の再生動作と、物理アドレスＰＢＡ２
からのデータレングスＬＧ（＝ＬＧ＃２＝２）で示され
た２ブロック区間の再生動作を連続的に行うことをディ
スクドライブ部３に指示し、再生及び再生されたデータ
ファイルのホストコンピュータ２への送信を実行させ
る。これにより、ＯＳ７から求められた区間のデータフ
ァイル再生が完了する。
【００６７】また、ＯＳ７からの読出要求があったデー
タファイル区間において、欠陥管理情報を参照した結
果、セカンダリディフェクトリストＳＤＬに登録された
欠陥ブロックが存在した場合も、ステップＦ２０２でそ
れに応じたアドレス変換処理が行われるが、この場合は
リニアリプレイスメントに応じたアドレス変換が行われ
ることになる。この場合の処理を図６を参照しながら説
明する。
タファイル区間において、欠陥管理情報を参照した結
果、セカンダリディフェクトリストＳＤＬに登録された
欠陥ブロックが存在した場合も、ステップＦ２０２でそ
れに応じたアドレス変換処理が行われるが、この場合は
リニアリプレイスメントに応じたアドレス変換が行われ
ることになる。この場合の処理を図６を参照しながら説
明する。
【００６８】例えば論理アドレスＬＢＡ＝１６Ｘ−２、
データレングスＬＧ＝４として読出要求が発生した場合
は、図６のＬＢＡ空間として示すように、論理アドレス
として１６Ｘ−２、１６Ｘ−２、１６Ｘ、１６Ｘ＋１と
いう４ブロックのデータファイル再生が求められたもの
となる。ところが、このうちの論理アドレス１６Ｘのブ
ロックに相当する物理アドレスの記録ブロック（図６の
ＰＢＡ空間における物理アドレス１６Ｙ）が、セカンダ
リディフェクトリストＳＤＬに登録されていたとする。
データレングスＬＧ＝４として読出要求が発生した場合
は、図６のＬＢＡ空間として示すように、論理アドレス
として１６Ｘ−２、１６Ｘ−２、１６Ｘ、１６Ｘ＋１と
いう４ブロックのデータファイル再生が求められたもの
となる。ところが、このうちの論理アドレス１６Ｘのブ
ロックに相当する物理アドレスの記録ブロック（図６の
ＰＢＡ空間における物理アドレス１６Ｙ）が、セカンダ
リディフェクトリストＳＤＬに登録されていたとする。
【００６９】セカンダリディフェクトリストＳＤＬには
リニアリプレイスメント処理が行われる欠陥ブロックの
アドレス、及び交代ブロックとしてのアドレスが登録さ
れており、この場合読出要求にかかる論理アドレスＬＢ
Ａ＝１６Ｘ−２、データレングスＬＧ＝４という読出位
置は、図示するように物理アドレスとしてデータエリア
のブロック（アドレス１６Ｙ−２、１６Ｙ−１）と、交
代エリアにおけるブロック（物理アドレスＺ）と、デー
タエリアのブロック（アドレス１６Ｙ＋１）という４ブ
ロックのデータファイル再生が求められたものとなる。
リニアリプレイスメント処理が行われる欠陥ブロックの
アドレス、及び交代ブロックとしてのアドレスが登録さ
れており、この場合読出要求にかかる論理アドレスＬＢ
Ａ＝１６Ｘ−２、データレングスＬＧ＝４という読出位
置は、図示するように物理アドレスとしてデータエリア
のブロック（アドレス１６Ｙ−２、１６Ｙ−１）と、交
代エリアにおけるブロック（物理アドレスＺ）と、デー
タエリアのブロック（アドレス１６Ｙ＋１）という４ブ
ロックのデータファイル再生が求められたものとなる。
【００７０】このためアドレス変換部６ｄはディフェク
トテーブル機能６ｃを用いて論理アドレスＬＢＡ＝１６
Ｘ−２、データレングスＬＧ＝４という読出位置の情報
を、物理アドレス１６Ｙ−２、１６Ｙ−１、Ｚ、１６Ｙ
＋１を示す位置情報に変換する。具体的には、読み出す
部分は３つの区間に分かれることになるため、物理アド
レスＰＢＡ＃１＝１６Ｙ−２、データレングスＬＧ＃１
＝２という位置情報と、物理アドレスＰＢＡ＃２＝Ｚ、
データレングスＬＧ＃２＝１という位置情報と、物理ア
ドレスＰＢＡ＃３＝１６Ｙ＋１、データレングスＬＧ＃
３＝１という位置情報との３つの位置情報に変換し、こ
れらをドライバ機能６ｄに受け渡すことになる。
トテーブル機能６ｃを用いて論理アドレスＬＢＡ＝１６
Ｘ−２、データレングスＬＧ＝４という読出位置の情報
を、物理アドレス１６Ｙ−２、１６Ｙ−１、Ｚ、１６Ｙ
＋１を示す位置情報に変換する。具体的には、読み出す
部分は３つの区間に分かれることになるため、物理アド
レスＰＢＡ＃１＝１６Ｙ−２、データレングスＬＧ＃１
＝２という位置情報と、物理アドレスＰＢＡ＃２＝Ｚ、
データレングスＬＧ＃２＝１という位置情報と、物理ア
ドレスＰＢＡ＃３＝１６Ｙ＋１、データレングスＬＧ＃
３＝１という位置情報との３つの位置情報に変換し、こ
れらをドライバ機能６ｄに受け渡すことになる。
【００７１】ステップＦ２０２でこのような処理が行わ
れた後、ステップＦ２０３でドライバ機能６ｄがディス
ク再生装置１に対してリードコマンドを実行し、リード
要求コマンドとともに、読出位置情報として（アドレス
＝１６Ｙ−２、データレングス＝２）、（アドレス＝
Ｚ、データレングスＬＧ＝１）、（アドレス＝１６Ｙ＋
１、データレングスＬＧ＝１）という各値を送信する。
れた後、ステップＦ２０３でドライバ機能６ｄがディス
ク再生装置１に対してリードコマンドを実行し、リード
要求コマンドとともに、読出位置情報として（アドレス
＝１６Ｙ−２、データレングス＝２）、（アドレス＝
Ｚ、データレングスＬＧ＝１）、（アドレス＝１６Ｙ＋
１、データレングスＬＧ＝１）という各値を送信する。
【００７２】このステップＦ２０３のリードコマンドに
対してディスク再生装置１は、送信されてきたアドレス
（物理アドレスＰＢＡ＃１、ＰＢＡ＃２、ＰＢＡ＃３）
を、オフセットの付加されていないアドレス、即ち論理
アドレスとして捉え、コントローラ４はオフセット付加
機能４ａによりオフセット値を加算して、実際の物理ア
ドレスＰＢＡ１、ＰＢＡ２、ＰＢＡ３とする。そしてそ
の物理アドレスＰＢＡ１からのデータレングスＬＧ（＝
ＬＧ＃１＝２）で示された２ブロック区間の再生動作
と、物理アドレスＰＢＡ２からのデータレングスＬＧ
（＝ＬＧ＃２＝１）で示された１ブロック区間の再生動
作と、物理アドレスＰＢＡ３からのデータレングスＬＧ
（＝ＬＧ＃３＝１）で示された１ブロック区間の再生動
作とを連続的に行うことをディスクドライブ部３に指示
し、再生及び再生されたデータファイルのホストコンピ
ュータ２への送信を実行させる。これにより、ＯＳ７か
ら求められた区間のデータファイル再生が完了する。
対してディスク再生装置１は、送信されてきたアドレス
（物理アドレスＰＢＡ＃１、ＰＢＡ＃２、ＰＢＡ＃３）
を、オフセットの付加されていないアドレス、即ち論理
アドレスとして捉え、コントローラ４はオフセット付加
機能４ａによりオフセット値を加算して、実際の物理ア
ドレスＰＢＡ１、ＰＢＡ２、ＰＢＡ３とする。そしてそ
の物理アドレスＰＢＡ１からのデータレングスＬＧ（＝
ＬＧ＃１＝２）で示された２ブロック区間の再生動作
と、物理アドレスＰＢＡ２からのデータレングスＬＧ
（＝ＬＧ＃２＝１）で示された１ブロック区間の再生動
作と、物理アドレスＰＢＡ３からのデータレングスＬＧ
（＝ＬＧ＃３＝１）で示された１ブロック区間の再生動
作とを連続的に行うことをディスクドライブ部３に指示
し、再生及び再生されたデータファイルのホストコンピ
ュータ２への送信を実行させる。これにより、ＯＳ７か
ら求められた区間のデータファイル再生が完了する。
【００７３】以上のように処理が行われることで、ディ
スク再生装置１としては、ホストコンピュータ２からの
リード要求があった場合に、単に送信されてくるアドレ
スにオフセットを付加し、その値に応じて再生動作を実
行すればよい。つまり、ディスク再生装置１としてはホ
ストコンピュータ２からの特定のコマンドに応じてディ
フェクトマネジメントエリアＤＭＡの領域の再生動作を
行い、その再生データをホストコンピュータ２に送信で
きる機能、即ち特定コマンドに対応するためのわずかな
ソフトウエアが付加されることで、通常の再生動作に関
しては、ＤＶＤ−ＲＯＭ専用の再生装置としてのほぼ従
前の機能のままで、特にディフェクト管理のための大規
模なファームウエアを搭載することなくＤＶＤ−ＲＡＭ
メディアにも対応できることになる。
スク再生装置１としては、ホストコンピュータ２からの
リード要求があった場合に、単に送信されてくるアドレ
スにオフセットを付加し、その値に応じて再生動作を実
行すればよい。つまり、ディスク再生装置１としてはホ
ストコンピュータ２からの特定のコマンドに応じてディ
フェクトマネジメントエリアＤＭＡの領域の再生動作を
行い、その再生データをホストコンピュータ２に送信で
きる機能、即ち特定コマンドに対応するためのわずかな
ソフトウエアが付加されることで、通常の再生動作に関
しては、ＤＶＤ−ＲＯＭ専用の再生装置としてのほぼ従
前の機能のままで、特にディフェクト管理のための大規
模なファームウエアを搭載することなくＤＶＤ−ＲＡＭ
メディアにも対応できることになる。
【００７４】またホストコンピュータ２内のデバイスド
ライバでディフェクト管理を実行することになるが、ホ
ストコンピュータ２内ではディフェクト数に応じてメモ
リ領域を確保することができるため効率がよい。つま
り、ＤＶＤ−ＲＡＭメディアにおけるディフェクトマネ
ジメントエリアＤＭＡで管理できる最大ディフェクト数
は、通常発生するディフェクト数よりもかなり多く設定
されているが、ディスク再生装置１側でディフェクト管
理を行う場合、その最大ディフェクト数の処理をカバー
できるだけのメモリ容量の搭載が必要になる。ところ
が、ホストコンピュータ２側でディフェクト管理を行う
場合、メディアから読み出された実際に登録されている
ディフェクト数に応じてメモリ領域確保を行えばよい。
例えばプライマリディフェクトリストＰＤＬに１００
個、セカンダリディフェクトリストＳＤＬに１００個の
ディフェクトブロックが登録されていた場合でも、１Ｋ
byte程度のメモリ容量でよく、ホストコンピュータ２で
のメモリ使用（つまりシステム全体としてのメモリ使
用）に無駄が生じない。
ライバでディフェクト管理を実行することになるが、ホ
ストコンピュータ２内ではディフェクト数に応じてメモ
リ領域を確保することができるため効率がよい。つま
り、ＤＶＤ−ＲＡＭメディアにおけるディフェクトマネ
ジメントエリアＤＭＡで管理できる最大ディフェクト数
は、通常発生するディフェクト数よりもかなり多く設定
されているが、ディスク再生装置１側でディフェクト管
理を行う場合、その最大ディフェクト数の処理をカバー
できるだけのメモリ容量の搭載が必要になる。ところ
が、ホストコンピュータ２側でディフェクト管理を行う
場合、メディアから読み出された実際に登録されている
ディフェクト数に応じてメモリ領域確保を行えばよい。
例えばプライマリディフェクトリストＰＤＬに１００
個、セカンダリディフェクトリストＳＤＬに１００個の
ディフェクトブロックが登録されていた場合でも、１Ｋ
byte程度のメモリ容量でよく、ホストコンピュータ２で
のメモリ使用（つまりシステム全体としてのメモリ使
用）に無駄が生じない。
【００７５】以上実施の形態について説明してきたが、
本発明としては各種変形例が考えられることはいうまで
もない。特にリードコマンドの形態やアドレス変換処理
は多様な例が考えられる。
本発明としては各種変形例が考えられることはいうまで
もない。特にリードコマンドの形態やアドレス変換処理
は多様な例が考えられる。
【００７６】
【発明の効果】以上説明したように本発明では、ホスト
機器側で記録媒体の欠陥管理を行うように記録媒体から
欠陥管理情報を読み込み、必要なアドレス変換機能を整
える。そしてホスト機器から再生装置にデータ再生要求
を行う場合に、再生装置に対しては欠陥管理状況に応じ
たアドレス変換が行われた後の状態での物理的読出位置
情報が送信されるようにしている。これにより再生装置
側では欠陥管理のための比較的大規模となるファームウ
エアを搭載する必要はなくなり、ＲＯＭ記録媒体専用の
再生装置とほぼ同等の回路規模及びコストにより、ＲＡ
Ｍ記録媒体にも対応できる再生装置を提供できるという
効果がある。またこの方式では、ホスト機器側で欠陥状
況に応じて必要なだけのメモリ確保を行えばよいため、
メモリ使用に無駄が生じないという利点もある。
機器側で記録媒体の欠陥管理を行うように記録媒体から
欠陥管理情報を読み込み、必要なアドレス変換機能を整
える。そしてホスト機器から再生装置にデータ再生要求
を行う場合に、再生装置に対しては欠陥管理状況に応じ
たアドレス変換が行われた後の状態での物理的読出位置
情報が送信されるようにしている。これにより再生装置
側では欠陥管理のための比較的大規模となるファームウ
エアを搭載する必要はなくなり、ＲＯＭ記録媒体専用の
再生装置とほぼ同等の回路規模及びコストにより、ＲＡ
Ｍ記録媒体にも対応できる再生装置を提供できるという
効果がある。またこの方式では、ホスト機器側で欠陥状
況に応じて必要なだけのメモリ確保を行えばよいため、
メモリ使用に無駄が生じないという利点もある。
【図１】本発明の実施の形態の再生システムの機能ブロ
ック図である。
ック図である。
【図２】実施の形態の再生システムのハードウエア構成
のブロック図である。
のブロック図である。
【図３】実施の形態の再生システムの初期処理のフロー
チャートである。
チャートである。
【図４】実施の形態の再生システムの再生処理のフロー
チャートである。
チャートである。
【図５】実施の形態の再生システムのアドレス変換処理
の説明図である。
の説明図である。
【図６】実施の形態の再生システムのアドレス変換処理
の説明図である。
の説明図である。
【図７】ディスク構造の説明図である。
【図８】ディスクのＤＭＡ構造の説明図である。
【図９】ディスクの欠陥管理方式の説明図である。
【図１０】従来の再生システムの機能ブロック図であ
る。
る。
１ ディスク再生装置、２ ホストコンピュータ、３
ディスクドライブ部、４ コントローラ、４ａ オフセ
ット付加機能、６ デバイスドライバ、６ａファイルシ
ステム機能、６ｂ ドライバ機能、６ｃ アドレス変換
機能、６ｄディフェクトテーブル機能、７ ＯＳ、１１
ピックアップ、１２ 対物レンズ、１３ 二軸機構、
１４ レーザダイオード、１５ ディテクタ、１６ ス
ピンドルモータ、１７ ターンテーブル、１８ スレッ
ド機構、１９ ＲＦアンプ、２１ システムコントロー
ラ、２２ ２値化回路、２３ デコーダ、２４ インタ
ーフェース部、２５ メモリ、２６ サーボプロセッ
サ、２７ スレッドドライバ、２８ 二軸ドライバ、２
９ スピンドルモータドライバ、３０ レーザドライ
バ、３１ ハードディスクドライブ、３２ ディスプレ
イユニット、３３キーボード
ディスクドライブ部、４ コントローラ、４ａ オフセ
ット付加機能、６ デバイスドライバ、６ａファイルシ
ステム機能、６ｂ ドライバ機能、６ｃ アドレス変換
機能、６ｄディフェクトテーブル機能、７ ＯＳ、１１
ピックアップ、１２ 対物レンズ、１３ 二軸機構、
１４ レーザダイオード、１５ ディテクタ、１６ ス
ピンドルモータ、１７ ターンテーブル、１８ スレッ
ド機構、１９ ＲＦアンプ、２１ システムコントロー
ラ、２２ ２値化回路、２３ デコーダ、２４ インタ
ーフェース部、２５ メモリ、２６ サーボプロセッ
サ、２７ スレッドドライバ、２８ 二軸ドライバ、２
９ スピンドルモータドライバ、３０ レーザドライ
バ、３１ ハードディスクドライブ、３２ ディスプレ
イユニット、３３キーボード
Claims (4)
- 【請求項１】 ホスト機器と、所定の記録媒体に対して
再生動作を実行できる再生装置とが相互通信可能に接続
されて成る再生システムとして、 前記再生装置は、 記録媒体からのデータ読出動作を行う再生手段と、 前記ホスト機器からの指示に応じて記録媒体の欠陥管理
情報の読出を前記再生手段に実行させ再生された欠陥管
理情報を前記ホスト機器に送信することができるととも
に、前記ホスト機器からの読出要求及び読出位置情報に
応じて前記再生手段に再生動作を実行させ、再生された
データを前記ホスト機器に送信する再生制御手段とを有
し、 前記ホスト機器は、 前記再生装置に対して、装填されている記録媒体の欠陥
管理情報の読出を指示するとともに、再生されて供給さ
れた欠陥管理情報を保持する欠陥管理手段と、 前記再生装置に対してデータ読出を実行させる際に、読
出対象位置として発生された論理的読出位置情報を、前
記欠陥管理手段に保持された欠陥管理情報を参照して記
録媒体の欠陥管理状況に即した読出位置情報に変換し、
読出要求とともに前記再生装置に送信する再生要求手段
とを有することを特徴とする再生システム。 - 【請求項２】 ホスト機器との間で相互通信可能に接続
されるとともに、所定の記録媒体に対して再生動作を実
行できる再生装置として、 記録媒体からのデータ読出動作を行う再生手段と、 前記ホスト機器からの指示に応じて記録媒体の欠陥管理
情報の読出を前記再生手段に実行させ、再生された欠陥
管理情報を前記ホスト機器に送信することができるとと
もに、前記ホスト機器からの読出要求及び読出位置情報
に応じて前記再生手段に再生動作を実行させ、再生され
たデータを前記ホスト機器に送信する再生制御手段とを
有することを特徴とする再生装置。 - 【請求項３】 ホスト機器と、所定の記録媒体に対して
再生動作を実行できる再生装置とが相互通信可能に接続
されて成る再生システムにおける再生方法として、 前記再生装置に装填されている記録媒体の欠陥管理情報
をホスト機器側に送信する欠陥情報読出手順と、 ホスト機器側で、供給された欠陥管理情報により、読出
対象位置として発生される論理的読出位置情報を、記録
媒体の欠陥管理状況に即した読出位置情報に変換する変
換機能を作成する変換機能作成手順と、 を実行することにより、前記再生装置に装填された記録
媒体に対する再生可能状態を実現することを特徴とする
再生方法。 - 【請求項４】 前記再生装置に装填された記録媒体に対
する再生可能状態が実現された後において、読出対象位
置として発生された論理的読出位置情報を、前記ホスト
機器側に用意された変換機能により、記録媒体の欠陥管
理状況に即した読出位置情報に変換し、前記再生装置側
で、その読出位置情報に応じた再生動作を実行する再生
手順を有することを特徴とする請求項３に記載の再生方
法。
Priority Applications (4)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9027793A JPH10222316A (ja) | 1997-02-12 | 1997-02-12 | 再生システム、再生装置、再生方法 |
| US09/020,723 US6182240B1 (en) | 1997-02-12 | 1998-02-09 | Reproduction system, reproduction apparatus and reproduction method for defect management |
| KR1019980003771A KR19980071214A (ko) | 1997-02-12 | 1998-02-10 | 결함 관리를 위한 재생시스템, 재생장치 및 재생방법 |
| FR9801671A FR2759471B1 (fr) | 1997-02-12 | 1998-02-12 | Systeme, appareil et procede de reproduction de disques numeriques |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9027793A JPH10222316A (ja) | 1997-02-12 | 1997-02-12 | 再生システム、再生装置、再生方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10222316A true JPH10222316A (ja) | 1998-08-21 |
Family
ID=12230863
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP9027793A Abandoned JPH10222316A (ja) | 1997-02-12 | 1997-02-12 | 再生システム、再生装置、再生方法 |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6182240B1 (ja) |
| JP (1) | JPH10222316A (ja) |
| KR (1) | KR19980071214A (ja) |
| FR (1) | FR2759471B1 (ja) |
Cited By (7)
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| JP2016085498A (ja) * | 2014-10-23 | 2016-05-19 | アルパイン株式会社 | 電子機器 |
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| US6327674B1 (en) * | 1997-12-09 | 2001-12-04 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Digital information recording and reproducing system and defect managing system applied to the same |
| JPH11213626A (ja) * | 1998-01-21 | 1999-08-06 | Toshiba Corp | データ記録媒体とデータ記録装置とデータ再生装置 |
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| KR100667749B1 (ko) * | 2002-10-18 | 2007-01-11 | 삼성전자주식회사 | 임시 결함 관리 영역을 사용한 결함 관리 방법, 그 장치및 그디스크 |
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