JPS63304465A - 情報記録再生装置 - 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 本発明は書き換え可能な情報記録媒体に情報を記録再生
する情報記録再生装置に係り、特に情報記録媒体への書
き込み可能回数を増大させる情報記録再生装置に関する
ものである。

従来の技術 従来の情報記録再生装置では、例えば１６ビツトパーソ
ナルコンピユータの汎用Ｏ３として知られるマイクロソ
フト社のＭＳ−ＤＯ３を用いて磁気ディスクのような書
き換え可能な情報記録媒体に記録されるデータを管理し
ている。ＭＳ−Ｄ。

Ｓではデータを記録するデータ領域の使用状況はファイ
ルアロケーションテーブル（ＦＡＴ）によって管理され
ている。ＦＡＴを記録するＦＡＴブロックは情報記録媒
体の欠損などのために破壊されることがあるので、安全
のために１つ以上持つことができる。データが登録ある
いは抹消されたことによってＦＡＴが変更されたとき、
全てのＦＡＴブロックにおいて変更された部分が属する
ＦＡＴブロック内のセクタ全体が書き換えられる。そし
てＦＡＴの読み出しは、破壊されていない読み出し可能
なＦＡＴブロックを見つけて行なわれる。

発明が解決しようとする問題点 しかしながら上記のような構成では、ＦＡＴが変更され
るたびに全てのＦＡＴブロックが書き換えられるので、
情報記録媒体の繰り返し記録による媒体の疲労のために
次第に不良となるＦＡＴブロックが現われる。そしてＦ
ＡＴの変更を重ねてい（と最後には、不良となるまでの
書き換え回数が最大であるＦＡＴブロックだけが読み出
し可能となる。すなわちＦＡＴの書き換え回数は、不良
となるまでの書き換え回数が最大であるＦＡＴブロック
によって制限を受けるといった問題点を有していた。

本発明は以上の点に鑑み、データを記録するデータ領域
の使用状況を管理する情報の書き換え制限回数を増大さ
せる情報記録再生装置を提供することを目的とする。

問題点を解決するための手段 本発明は、情報記録媒体上にデータを記録するデータ領
域の使用状況を管理する情報を記録する管理ブロックを
複数確保する管理ブロック確保手段と、最新の管理情報
を記録した管理ブロックを検出する最新管理ブロック検
出手段と、最新の管理ブロックが書き換え制限回数に達
したか否かを判定する回数判定手段とを備えた情報記録
再生装置である。

作用 本発明は前記した構成により、データ領域の使用状況を
管理する情報の書き込みをするとき、まず最新管理ブロ
ック検出手段が最新の管理情報を記録した管理ブロック
を検出し、回数判定手段がこの管理ブロックが書き換え
制限回数に達しているか否か調べる。書き換え制限回数
に達していなければ管理情報はこの管理ブロックに害き
込み、達していれば管理ブロック確保手段が確保した未
使用の管理ブロックに書き込む。一度も管理情報を記録
していないために最新管理ブロック検出手段が最新の管
理ブロックを検出しなければ管理ブロック確保手段が確
保した未使用の管理ブロックに管理情報を書き込む。管
理情報を読み出す場合には、最新管理ブロック検出手段
が検出した管理ブロックから読み出す。

実施例 第１図は本発明のＭＳ−ＤＯ８における第１の実施例の
情報記録再生装置の構成図を示すものである。第１図に
おいて、１は上位装置２が送出するデバイスコマンド１
０１を受けて本装置全体を制御する１チツプのマイクロ
プロセッサで構成された主制御回路、３はドライブ装置
４から送出される再生信号１０２の中から主制御回路１
が設定した目標セクタアドレス１０３を検出するセクタ
検出回路、５は再生信号１０２に含まれるデータのエン
ベロープ信号を検出するエンヘローブ検出回路、６は再
生信号１０２に含まれるデータを復調する復調回路、７
は復号データ１０４のエラー訂正検出を行うデコーダ、
８は上位装置２が送出する記録データ１０５にエラー訂
正検出符号を付加するエンコーダ、９は符号化データ１
０６を変調する変調回路、１０はデコーダ７から送出さ
れるエラーフラッグ１０９をカウントするエラーフラッ
グカウンタである。

第２図は本発明をＭＳ−ＤＯ５において用いる場合の情
報記録媒体の構成図であり、２０はデータを記録するデ
ータ領域、２０１と２０２はデータ領域２０の使用状況
を管理する情報であるＦＡＴを記録した少な（とも１セ
クタからなるＦＡＴブロック、２０３は何も記録してい
ない未使用領域、２０４はユーザーデータを記録したユ
ーザーデータ領域である。ＦＡＴブロックはデータ領域
２０の前端から順に領域を確保して使用する。すなわち
データ領域２０の先頭セクタから領域を確保したＦＡＴ
ブロック２０１が書き換え制限回数に達すると、ＦＡＴ
ブロック２０１の次のセクタからＦＡＴブロック２０２
を確保する。さらにＦＡＴブロック２０２が書き換え制
限回数に達すると、同様にＦＡＴブロック２０２の次の
セクタからＦＡＴブロックを確保し、以下未使用領域２
０３が不足するまで繰り返す。一方、ユーザーデータは
使用しているセクタの間に未使用セクタを残すことなく
データ領域２０の最終セクタから先頭セクタに向かって
順に記録する。

以上のように構成された第１の実施例の情報記録再生装
置において、上位装置２がデバイスコマンド１０１を送
出することによって起動されるＦＡＴの書き込み動作と
読み出し動作について説明する。まず書き込み動作につ
いて第３図のフローチャートに従って説明する。

（１）主制御回路１は目標セクタアドレス１０３として
ＦＡＴブロック２０１のセクタアドレスを設定してセク
タ検出回路３に送出する。セクタ検出回路３はドライブ
装置４から送出される再生信号１０２に含まれるアドレ
ス情報を検出し、目標セクタアドレス１０３との一致検
出を行なう。目標セクタを検出すると、セクタ検出回路
３はエンベロープ検出回路５を起動するために起動信号
１１０を送出する。

エンベロープ検出回路５は再生信号１０２のエンベロー
プ信号を検出したならばエンベロープ検出信号１１１を
主制御回路１へ送出する。主制御回路１は１セクタ相当
の回転待ち時間以内にエンベロープ検出信号１１１を検
出したかどうか調べる。ＦＡＴブロック２０１が未使用
であるためにエンベロープ検出信号１１１を検出しなけ
れば、再び主制御回路１は目標セクタアドレス１０３と
してＦＡＴブロック２０１のセクタアドレスを設定して
セクタ検出回路３に送出し、く３）の動作を行ない、書
き込み動作の実行を終了する。検出したならばく２）の
動作を行なう。

（２）主制御回路１は目標セクタアドレス１０３として
データ領域２０の前端から２番目のセクタのセクタアド
レスを設定してセクタ検出回路３に送出する。セクタ検
出回路３はドライブ装置４から送出される再生信号１０
２に含まれるアドレス情報を検出し、目標セクタアドレ
ス１０３との一致検出を行なう。目標セクタを検出する
と、セクタ検出回路３はエンベロープ検出回路５を起動
するために起動信号１１０を送出する。

エンベロープ検出回路５は再生信号１０２のエンベロー
プ信号を検出したならばエンベロープ検出信号１１１を
主制御回路１へ送出する。主制御回路１は１セクタ相当
の回転待ち時間以内にエンベロープ検出信号１１１を検
出したかどうか調べる。検出したならば、主制御回路１
は目標セクタアドレス１０３としてさらに次のセクタの
セクタアドレスを設定してセクタ検出回路３に送出し、
同様にエンベロープ検出信号１１１を検出したかどうか
調べる。以下この動作をエンベロープ検出信号１１１が
検出されない未使用のセクタを検出するまで繰り返す。

主制御回路１はエンベロープ検出信号１１１を検出しな
かったセクタの直前のＦＡＴブロック（ＦＡＴブロック
２０２）のセクタアドレスを目標セクタアドレス１０３
として設定してセクタ検出回路３に送出する。

（３〉セクタ検出回路３はドライブ装置４から送出され
る再生信号１０２に含まれるアドレス情報を検出し、目
標セクタアドレス１０３との一致検出を行なう。目標セ
クタを検出すると、セクタ検出回路３は変調回路９を起
動するために起動信号１１０を送出する。

まず、エンコーダ８が上位装置２から記録データ１０５
として送出されるＦＡＴにエラー訂正検出符号を付加し
た符号化データ１０６を変調回路９へ送出する。変調回
路９は符号化データ１０６を変調し、生成した記録信号
１０７をドライブ装置４に対して送出することによりＦ
ＡＴをＦＡＴブロックへ；記録する。ここで、ＦＡＴブ
ロックが複数セクタで構成されているときは各セクタを
検出して記録を行なう。

（４）主制御回路１は目標セクタアドレス１０３として
再び（３）で記録したＦＡＴブロックのセクタアドレス
を設定してセクタ検出回路３に送出する。セクタ検出回
路３はドライブ装置４がら送出される再生信号１０２に
含まれるアドレス情報を検出し、目標セクタアドレス１
０３との一致検出を行なう。目標セクタを検出すると、
セクタ検出回路３は復調回路６を起動するために起動信
号１１０を送出する。復調回路６は、ドライブ装置４か
ら送出される再生信号１０２に含まれるデータを弁別し
て復調し、生成した復号データ１０４を送出する。

次にデコーダ７が復号データ１０４に対してエラー訂正
検出を行ってエラー訂正検出符号からエラーシンドロー
ムを生成し、これよりセクタ内の各符号語あたりのエラ
ーシンボルの個数を示すエラーフラッグ１０９を検出し
てエラーフラッグカウンタ１０に送出する。エラーフラ
ッグカウンタ１０は各エラーフラッグ１０９ごとにカウ
ントした数をエラーフラッグ個数信号１１３として主制
御回路ｌへ送出する。主制御回路１は各エラーフラッグ
１０９のカウント数にそのエラーフラッグ１０９に対応
するエラーシンボルの個数を掛けて、セクタ内に発生し
たエラーシンボルの総数を求める。ここで、ＦＡＴブロ
ックが複数セクタで構成されているときは最も多（のエ
ラーが発生したセクタのエラーシボルの総数を用いる。

そして主制御回路１はエラーシンボルの総数が所定の基
準値未満ならば（３）の動作でＦＡＴは正しく記録され
ていると判断して、書き込み動作の実行を終了する。所
定の基準値以上ならば（３）の動作で記録したＦＡＴブ
ロックは書き換え制限回数に達しているので（５）の動
作を続けて行なう。

（５）主制御回路１は目標セクタアドレス１０３として
（４）で再生したＦＡＴブロックからＦＡＴブロックに
要するセクタ数に１を加えたセクタ数後方のセクタアド
レスを設定してセクタ検出回路３に送出する。セクタ検
出回路３はドライブ装置４から送出される再生信号１０
２に含まれるアドレス情報を検出し、目標セクタアドレ
ス１０３との一致検出を行なう。目標セクタを検出する
と、セクタ検出回路３はエンベロープ検出回路５を起動
するために起動信号１１０を送出する。

エンベロープ検出回路５は再生信号１０２のエンベロー
プ信号を検出したならばエンベロープ検出信号１１１を
主制御回路１へ送出する。主制御回路１は１セクタ相当
の回転待ち時間以内にエンベロープ検出信号１１１を検
出したかどうか調べる。エンベロープ検出信号１１１を
検出したならば、そのセクタにはユーザーデータが記録
されおりＦＡＴブロックを確保する領域がないことをセ
ンス情報１１４の中に記して上位装置２に知らせること
により実行を終了する。エンベロープ検出信号１１１を
検出しなければ（６）の動作を行なう。

（６）主制御回路１は目標セクタアドレス１０３として
未使用領域２０３の先頭セクタのセクタアドレスを設定
してセクタ検出回路３に送出する。

（１）、（２）および（５）の動作において、エンベロ
ープ信号は、２値化された再生信号１０２を入力した再
トリガモノマルチバイブレータの出力が再トリガモノマ
ルチバイブレータの時定数Ｔの所定倍数連続してアクテ
ィブであることを検出することによって検出可能である
。出力が連続してアクティブであることは１回サンプリ
ングした結果に回アクティブであることを検出すればよ
い。また、主制御回路１はセクタの未使用あるいは使用
を判定するのにエンベロープ検出信号１１１ではな（、
復調回路６が記録済セクタの再生信号１０２によって起
動した時に送出するビジー信号１１５を用いても同様に
実現可能である。

（４）の動作において、各符号語あたりのエラーシンボ
ルの個数はＢＣＨ符号、Ｒ８符号などの多重エラー検出
符号によって検出可能であり、復号法は例えば、ビータ
ーソン、ウェルダン著「エラーコレクティングコード：
第２版」に詳細に述べられているような復号法を用いる
。

次に第１の実施例におけるＦＡＴの読み出し動作は、第
３図の（２）の動作を行ない、続いて次に述べる（７）
の動作を行なえばよい。

（７）復調回路６は、ドライブ装Ｎ４から送出される再
生信号１０２に含まれるデータを弁別して復調し、生成
した復号データ１０４を送出する。

次にデコーダ７が復号データ１０４に対してエラー訂正
検出を行なった再生データ１１６を上位装置２に送出す
ることによりＦＡＴブロックがらＦＡＴを再生して、読
み出し動作の実行を終了する。

以上のように第１の実施例によれば、データ領域２０の
使用状況を管理するＦＡＴを記録するＦＡＴブロックが
書き換え制限回数に達すると未使用領域２０３を使用し
てＦＡＴブロックを次々に展開することにより、ＦＡＴ
の書き込みを各ＦＡＴブロックの書き換え制限回数の和
をとった回数行なうことが可能となる。さらにＦＡＴブ
ロックの展開はデータ領域２０の前端から行ない、ユー
ザーデータの記録はデータ領域２０の後端から行なうこ
とにより、未使用領域２０３の容量が不足するまでＦＡ
Ｔブロックを展開することが可能となる。

第４図は本発明のＭＳ−ＤＯ８における第２の実施例の
情報記録再生装置の構成図を示すものである。第４図に
おいて、１から１０．１０１から１０７．１０９から１
１１および１１３から１１６は第１図の同一番号と同じ
ものである。１１は記録信号１０７に現われることのな
い識別パルス列を識別信号１０８として送出する識別パ
ルス発生回路、１２は再生信号１０２から識別パルス列
を検出する識別パルス検出回路である。

また、第２の実施例における情報記録媒体の構成図は第
２図のものと同じである。

前記のように構成された第２の実施例の情報記録再生装
置において、上位装置２がデバイスコマンド１０１を送
出することによって起動されるＦＡＴの書き込み動作と
読み出し動作について説明する。まず書き込み動作につ
いて第５図のフローチャートに従って説明する。

以下の説明においては、第５図における（１〉、（３）
および（４）の動作は第３図の動作と同じものなので、
これらの動作説明は省略する。

（８）主制御回路１は目標セクタアドレス１０３として
データ領域２０の先頭セクタのセクタアドレスを設定し
てセクタ検出回路３に送出する。セクタ検出回路３はド
ライブ装置４から送出される再生信号１０２に含まれる
アドレス情報を検出し、目標セクタアドレス１０３との
一致検出を行なう。目標セクタを検出すると、セクタ検
出回路３は識別パルス検出回路１２を起動するために起
動信号１１０を送出する。

識別パルス検出回路１２は再生信号１０２から識別パル
ス発生回路１１が発生した識別パルス列を検出したなら
ば識別パルス検出信号１１２を主制御回路１へ送出する
。主制御回路１は１セクタ相当の回転待ち時間以内に識
別パルス検出信号１１２を検出したかどうか調べる。検
出したならば目標セクタアドレス１０３として次のセク
タのセクタアドレスを設定してセクタ検出回路３に送出
し、同様に識別パルス検出信号１１２を検出したかどう
か調べる。以下この動作を識別パルス検出信号１１２が
検出されないセクタを検出するまで繰り返す。

主制御回路１は再び識別パルス検出信号１１２を検出し
なかったセクタのセクタアドレスを目標セクタアドレス
１０３として設定してセクタ検出回路３に送出する。

（９）第３図の（５）と同様の動作を行なうのであるが
、次の点だけだ異なる。（５）ではく４）で再生したＦ
ＡＴブロックからＦＡＴブロックに要するセクタ数に１
を加えたセクタ数後方のセクタアドレスを目標セクタア
ドレス１０３として設定したが、ここではＦＡＴブロッ
クに要するセクタ数だけ後方のセクタアドレスを設定す
る。

（１０）主制御回路１は目標セクタアドレス１０３とし
て（４）で再生したＦＡＴブロックのセクタアドレスを
設定してセクタ検出回路３に送出する。

セクタ検出回路３はドライブ装置４から送出される再生
信号１０２に含まれるアドレス情報を検出し、目標セク
タアドレス１０３との一致検出を行なう。目標セクタを
検出すると、セクタ検出回路３は識別パルス発生回路１
１を起動するために起動信号１１０を送出する。

識別パルス発生回路１１は記録信号１０７に現われるこ
とのない識別パルス列を識別信号１０８としてドライブ
装置４に対して送出することにより（４）で再生したＦ
ＡＴブロックに記録する。

ここで、ＦＡＴブロックが複数セクタで構成されている
ききは、構成するセクタ全てに識別パルス列を記録する
。

次に主制御回路１は目標セクタアドレス１０３として未
使用領域２０３の先頭セクタのセクタアドレスを設定し
てセクタ検出回路３に送出する。

（８）とく１０）の動作で用いた識別パルス列には、例
えば記録信号１０７の最大反転間隔よりも広い幅の特定
パターンのパルス列を使用すればよい。このパルス列を
用いた識別パルス発生回路１１と識別パルス検出回路１
２は特開昭６０−１８７９７１号公報に詳細に述べられ
ている。

なお、第１と第２の実施例において、エラーフラッグカ
ウンタ１０が行なう各エラーフラッグ１０９をカウント
する動作をマイクロプロセッサである主制御回路ｌにソ
フトウェアで行なわせても、また上位装置２が行なうと
しても容易に実現される。

次に第２の実施例におけるＦＡＴの読み出し動作は、（
８）と（７）の動作を続けて行なえばよい。

以上のように第２の実施例によれば、第１の実施例にお
ける効果に加えて、ＦＡＴブロックとユーザーデータ領
域間の未使用セクタを全て使用することが可能となる。

なお本実施例においてはデータ領域の使用状況を管理す
る情報としてＭＳ−ＤＯ３におけるＦＡＴを取り上げて
説明を行なったが、この管理情報はＭＳ−ＤＯ３におけ
るＦＡＴとルートディレクトリを合わせたものなどであ
っても同様に実現されることは言うまでもない。

発明の詳細 な説明したように、本発明によれば、情報記録媒体へ書
き込みできる回数を増大させるこ七により情報記録媒体
を効率よく使用する情報記録再生装置を実現することが
できる。さらには書き換え不可能になったＦＡＴブロッ
クは不良となったセクタだけでな（ブロック全体を代替
するので、ＦＡＴは常に連続した領域に記録されており
高速にアクセスできる。このように本発明の実用的効果
は大きい。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明における情報記録再生装置の第１の実施
例の構成図、第２図は本発明に適用される情報記録媒体
の構成説明図、第３図は第１の実施例におけるＦＡＴの
書き込み動作を説明するためのフローチャート、第４図
は本発明における情報記録再生装置の第２の実施例を示
した構成図、第５図は第２の実施例におけるＦＡＴの書
き込み動作を説明するためのフローチャートである。 １・・・主制御回路、２・・・上位装置、３・・・セク
タ検出回路、４・・・ドライブ装置、５・・・エンベロ
ープ検出回路、６・・・復調回路、７・・・デコーダ、
８・・・エンコーダ、９・・・変調回路、１０・・・エ
ラーフラッグカウンタ、１１・・・識別パルス発生回路
、１２・・・識別パルス検出回路、１０２・・・再生信
号、１０７・・・記録信号、１０８・・・識別信号、１
０９・・・エラーフラッグ、１１１・・・エンベロープ
検出信号、１１２・・・識別パルス検出信号、１１３・
・・エラーフラッグ個数信号。 代理人の氏名　弁理士　中尾敏男ほか１名第１図 第２図 第３図 第４図

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. （１）書き換え可能な情報記録媒体に情報をセクタ単位
   で記録再生する情報記録再生装置において、情報記録媒
   体上にデータを記録するデータ領域の使用状況を管理す
   る情報を記録する管理ブロックを複数確保する管理ブロ
   ック確保手段と、最新の管理情報を記録した管理ブロッ
   クを検出する最新管理ブロック検出手段と、最新の管理
   ブロックが書き換え制限回数に達したか否かを判定する
   回数判定手段とを具備したことを特徴とする情報記録再
   生装置。
2. （２）管理ブロック確保手段は、ユーザーデータはデー
   タ領域の後端から順に記録することにより、管理ブロッ
   クはデータ領域中の未使用領域の前端から確保すること
   を特徴とする特許請求の範囲第１項記載の情報記録再生
   装置。
3. （３）最新管理ブロック検出手段は、管理ブロックはデ
   ータ領域の前端から順に使用し、ユーザーデータはデー
   タ領域の後端から順に記録することにより、データ領域
   の前端から検索して最初に見つかった未使用セクタの直
   前の管理ブロックが最新の管理情報を保持していると判
   断することを特徴とする特許請求の範囲第１項記載の情
   報記録再生装置。
4. （４）最新管理ブロック検出手段は、回数判定手段によ
   り書き換え制限回数に達したと判定された管理ブロック
   には特定パターンを記録し、前記特定パターン以外のデ
   ータが再生された管理ブロックが最新の管理情報を保持
   していると判断することを特徴とする特許請求の範囲第
   １項記載の情報記録再生装置。
5. （５）回数判定手段は、管理ブロックを再生してエラー
   訂正検出符号から生成したエラーシンドロームによって
   検出したエラー情報が所定の基準値以上ならば前記管理
   ブロックは書き換え制限回数に達したと判断することを
   特徴とする特許請求の範囲第１項または第４項記載の情
   報記録再生装置。